JP4390731B2 - Call admission determination method, system and program - Google Patents
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本発明は、IP(Internet Protocol)網またはMPLS(Multi Protocol Label Switching)網において品質保証型のサービスを提供するための優先制御型ネットワークシステムおよびそのシステムにおける呼受付判定方法、ならびにそのプログラムに関する。 The present invention relates to a priority control network system for providing a quality assurance type service in an IP (Internet Protocol) network or an MPLS (Multi Protocol Label Switching) network, a call admission determination method in the system, and a program thereof.
ブロードバンド回線が低価格でユーザに提供されるようになり、インターネットは急激に普及している。様々なサービスがインターネットを介して提供されるようになるとともに、その通信品質が重要視されるようになった。特に、リアルタイムな映像、音声サービスに対してはネットワーク上におけるデータ転送品質が大きく影響するが、インターネットでは、そのデータ転送品質を保証する仕組みがないため、現在ではIP閉域網としてネットワークを構築し、データ転送品質を保証する技術と組み合わせて品質保証型のサービスを提供することが検討されている。
IP網において、データ転送品質を保証するサービスモデルとして、主にIETF(Internet Engineerring Task Force)で検討されたInservとDiffservとに分けられる。
Broadband lines are being offered to users at low prices, and the Internet is rapidly spreading. Various services have been provided via the Internet, and communication quality has become important. Especially for real-time video and audio services, the data transfer quality on the network has a great influence, but since there is no mechanism to guarantee the data transfer quality on the Internet, the network is now constructed as an IP closed network, Providing quality assurance services in combination with technology that guarantees data transfer quality is being considered.
In an IP network, service models for guaranteeing data transfer quality are mainly classified into Inserv and Diffserv studied in IETF (Internet Engineering Task Force).
Inservは、ネットワーク経路上の帯域を確保した上で、その確保した品質に応じたサービスを受けるモデルである。Inservモデルでは、end−to−endでネットワーク経路上の帯域を予約するプロトコルであるRSVP(Resource Reservation Protocol)を用いて、遅延、パケット損失率を厳密に保証するサービスクラス(Guaranteed Service)か、優先サービスクラス(Controlled−load Service)を提供する。RSVPリクエストは、ネットワーク内の各転送ノードによりフォワーディングされ、リクエストを受ける転送ノードは、管理するする帯域情報をもとにリクエストされるサービスが提供可能か否かを判断し、提供可能な場合にはend−to−endで帯域を確保し、コネクションを確立させる。 Inserv is a model that receives a service according to the secured quality after securing the bandwidth on the network path. In the Inserv model, RSVP (Resource Reservation Protocol), which is a protocol for reserving a bandwidth on a network path by end-to-end, uses a service class (Guaranteed Service) that strictly guarantees delay and packet loss rate, or priority. A service class (Controlled-load Service) is provided. The RSVP request is forwarded by each forwarding node in the network, and the forwarding node receiving the request determines whether or not the requested service can be provided based on the bandwidth information to be managed. A band is secured by end-to-end and a connection is established.
RSVPリクエストは、トークンバケットモデルに従ったトラヒック規定を含んでおり、トークンバケットパラメータに従った帯域確保を行う。しかしながら、品質保証型のサービスを提供するためには、RSVPを用いたInservでは、ネットワーク転送ノードにおいてRSVPに関連する情報を全てリアルタイムに管理、かつパケット転送を行う必要があるため、スケールしないという課題を持っている。 The RSVP request includes a traffic rule according to the token bucket model, and secures a bandwidth according to the token bucket parameter. However, in order to provide a quality assurance type service, since it is necessary to manage all information related to RSVP in real time in the network forwarding node and perform packet forwarding in Inserv using RSVP, there is a problem of not scaling have.
一方、Diffservは、ネットワーク内において転送パケットにマーキングすることによりクラス分けを行い、ネットワーク転送ノードにおけるパケットスケジューリングにより、クラスごとの転送品質の差異化を行うモデルである。Diffservモデルでは、規定されたPHB(Per−Hop Behavior)によって各ネットワーク転送ノードでの転送品質が確保される。サービスクラスに対応するPHBは完全優先であるEF(Expedited Forwarding)、最低帯域保証であるAF(Assured Forwarding)が規定されており、市販のネットワーク転送ノードにも実装が進んでいる。
Diffservでは、ネットワーク転送ノードごとの転送品質を差異化し、各転送ノードでの制御のみを規定するだけであるため、Inservにおけるスケールしないという課題を解決する。
On the other hand, Diffserv is a model that performs classification by marking transfer packets in a network, and differentiates transfer quality for each class by packet scheduling in a network transfer node. In the Diffserv model, transfer quality at each network transfer node is ensured by a specified PHB (Per-Hop Behavior). The PHB corresponding to the service class defines EF (Expected Forwarding), which is completely prioritized, and AF (Assured Forwarding), which is the minimum bandwidth guarantee, and is also being implemented in commercially available network forwarding nodes.
Diffserv differentiates the transfer quality for each network forwarding node and only defines the control at each forwarding node, thus solving the problem of not scaling in Inserv.
しかしながら、品質保証型のサービスを提供するためには、サービス提供網内で統一された利用帯域に関する受付判定を行わなければならないという課題と、サービスプロバイダはネットワーク内のリソースに応じてサービス提供品質を規定しなければならないという課題は依然として残っている。
サービス提供品質の規定に関しては、ITU−Tにおいて、サービス品質を規定するためのパラメータ定義、転送品質クラス規定、サービスモデルが勧告化されている。しかしながら、ITU−T勧告Y.1541における規定された転送品質をY.1221におけるサービスモデルで実現する手段に関しては検討されておらず、サービスプロバイダはネットワーク内のリソースに応じてサービス提供品質を規定しなければならない、という課題が依然として残っている。
However, in order to provide a quality assurance type service, it is necessary to make an admission decision regarding the use band unified within the service providing network, and the service provider determines the quality of service provision according to the resources in the network. There remains a challenge that must be specified.
Regarding the provision of service quality, ITU-T recommends parameter definitions, transfer quality class specifications, and service models for defining service quality. However, ITU-T Recommendation Y. The specified transfer quality in 1541 The means implemented by the service model at 1221 has not been studied, and the problem remains that the service provider must define the quality of service provision according to the resources in the network.
利用帯域に関する受付判定モデルとしては、トークンバケットパラメータに従ったネットワークへの入力トラヒックに対して受付判定を行う、仮想バッファ/トランクモデルがある。仮想バッファ/トランクモデルでは、トークンバケットモデルに従ったトラヒックの最悪条件をON/OFFトラヒックとしてモデル化し、申告帯域に対して、比例したバッファ量を仮想的に割り当てることによって、ネットワーク帯域を管理する帯域管理サーバによる各ネットワーク転送ノードのバッファ量を考慮した実効帯域(effective bandwidth)の積み上げ管理を以下の考え方に基づき行い、論理的パケット損失率ゼロの受付判定を行う。 As a reception determination model related to the use band, there is a virtual buffer / trunk model that performs reception determination on input traffic to the network according to token bucket parameters. In the virtual buffer / trunk model, the worst condition of traffic according to the token bucket model is modeled as ON / OFF traffic, and the network bandwidth is managed by virtually allocating a proportional buffer amount to the declared bandwidth. The management server accumulates effective bandwidth considering the buffer amount of each network forwarding node based on the following concept, and accepts a logical packet loss rate of zero.
(トークンバケットから送出されるトラヒックの最大量)
トークンバケットで規定されるトラヒックに関しては、時刻0からtまでに発生するトラヒックの最大量A(t)は、次式(1)で規定される。
(Maximum amount of traffic sent from token bucket)
Regarding the traffic defined by the token bucket, the maximum amount of traffic A (t) generated from time 0 to t is defined by the following equation (1).
このとき、ピークレートPでトラヒック送出が可能な最大時間をTとすると、式(1)からPT=σ+ρTとなり、次式(2)を得る。 At this time, if the maximum time during which traffic can be transmitted at the peak rate P is T, PT = σ + ρT is obtained from the equation (1), and the following equation (2) is obtained.
(トークンバケットから送出されるトラヒックが使用するリソース量(b,c)の特性)
図2は、トークンバケットで規定されるセッションフローから転送されるデータが仮想バッファ/トランクシステムに加わる様子を模した図である。
図2において、cはリンク数、bはバッファ量である。図2に示すように、トークンバケットから送出された1本のセッションフローが確定的なキューイングシステムにおいてサービスされることを考える。v(t)を時刻tにおける使用バッファ量、bを使用バッファ量の最大値、u(t)を時刻tにおける利用帯域、cを利用可能な最大帯域、ただし、ρ≦c≦Pとする。フローが最大値A(t)でデータ送出するとき、時刻0よりTまでの間は、使用バッファ量はP−c≧0のレートで増加し、それ以降はc−ρのレートで減少することになるため、次式(3)が得られる。
(Characteristics of resource amount (b, c) used by traffic sent from token bucket)
FIG. 2 is a diagram simulating that data transferred from the session flow defined by the token bucket is added to the virtual buffer / trunk system.
In FIG. 2, c is the number of links, and b is the buffer amount. As shown in FIG. 2, it is assumed that one session flow sent from a token bucket is serviced in a deterministic queuing system. v (t) is the amount of buffer used at time t, b is the maximum amount of buffer used, u (t) is the bandwidth used at time t, and c is the maximum bandwidth available, where ρ ≦ c ≦ P. When the flow sends data at the maximum value A (t), the amount of buffer used increases at a rate of Pc ≧ 0 from time 0 to T, and thereafter decreases at a rate of c−ρ. Therefore, the following equation (3) is obtained.
(仮想バッファ/トランクモデル)
図4は、トークンバケットで規定される複数のセッションフローが仮想バッファ/トランクシステムに加わる様子を模した図である。
今、トークンバケットパラメータ(rk,σk,Pk)を持つセッションフローk(k=1,2,・・・,K)がバッファ量B、リンク帯域Cを持つノードに多重されることを考える。このとき、図4に示すように、各セッションフローkに対してリンク帯域ck(ρk≦ck≦Pk)を仮想的に割り当てることを考える。ただし、仮想リソースの総量はリンク帯域Cを上回らないようにする。すなわち、次式(4)が成立する。
(Virtual buffer / trunk model)
FIG. 4 is a diagram simulating that a plurality of session flows defined by the token bucket are added to the virtual buffer / trunk system.
Now, it is assumed that the session flow k (k = 1, 2,..., K) having the token bucket parameters (r k , σ k , P k ) is multiplexed on the node having the buffer amount B and the link bandwidth C. Think. At this time, as shown in FIG. 4, it is considered that a link bandwidth c k (ρ k ≦ c k ≦ P k ) is virtually allocated to each session flow k. However, the total amount of virtual resources should not exceed the link bandwidth C. That is, the following expression (4) is established.
各セッションフローに割り当てる仮想リソースを決定する第一の方法は、ckを次式(7)で与える。なお、式(7)に関しては、A.Elwaild,D.Mitra and R.H.Wentworth,“A NewApproach for Allocating Buffers and Band−width toHeterogeneous,Regulated Traffic in an ATM node,”IEEE Journal onSelected Areas inCommunications,vol.13,no.6,pp.1115−1127,1995.(非特許文献1参照)に記載されている。
The first method for determining the virtual resource to be assigned to each session flow is to give ck by the following equation (7). Regarding formula (7), A.I. Elwald, D.M. Mitra and R.M. H. Wentworth, “A New Approach for Allocation Buffers and Band-width to Heterogeneous, Regulated Traffic in an ATM node,” IEEE Journal on Coaled Alumina Selected. 13, no. 6, pp. 1115-1127, 1995. (See Non-Patent Document 1).
仮想リソース割り当ての第二の方法として、前式(6)で表される仮想バッファ量の総和を最小化するような割当方法が考えられている。この方式を定式化すると、次式(9)となる。
As a second method of virtual resource allocation, an allocation method that minimizes the sum of the virtual buffer amounts expressed by the above equation (6) is considered. When this method is formulated, the following equation (9) is obtained.
式(6)が成り立つことを条件とする呼受付判定法は、論理的なパケットロスをゼロとし、かつノードでの最大遅延時間もB/Cで保証できるため、フローの品質を保証することが可能な方式である。第一の方法と第二の方法を比較すると、第一の方法は、リソース割り当ての計算が簡単であることが利点となる。第二の方法では、リソース割り当ての方法は複雑になるが、計算された最大バッファ使用量は第一の方法で計算される最大バッファ使用量以下となることが保証されているため、呼受付判定に用いた場合により多くの呼を受け付けられ、収容効率に優れるという利点がある。 The call admission determination method on condition that Equation (6) holds can guarantee the flow quality because the logical packet loss is zero and the maximum delay time at the node can be guaranteed by B / C. This is possible. Comparing the first method and the second method, the first method is advantageous in that the resource allocation calculation is simple. In the second method, the resource allocation method is complicated, but the calculated maximum buffer usage is guaranteed to be less than or equal to the maximum buffer usage calculated in the first method. More calls can be accepted when used in the case of, and there is an advantage that the accommodation efficiency is excellent.
以上述べたように、InservまたはDiffservまたはITU−T勧告Y.1221サービスモデルに仮想バッファ/トランクモデルを適用することにより、品質を保証した呼受付判定が可能となる。しかしながら、既存方式においては、例えば複数の優先度に分類されたトラヒックフローが帯域リソースを共有するような場合の優先度別品質は考慮されていない。従って、別バッファを設けて優先制御を行うDiffservのようなシステムでは、最も優先度の高いクラス以外に既存方式を直接適用することは難かしい。 As described above, Inserv or Diffserv or ITU-T recommendation Y.I. By applying the virtual buffer / trunk model to the 1221 service model, it is possible to perform call admission determination with guaranteed quality. However, in the existing system, for example, quality by priority in the case where traffic flows classified into a plurality of priorities share bandwidth resources is not considered. Therefore, in a system such as Diffserv that performs priority control by providing another buffer, it is difficult to directly apply the existing method to a class other than the class with the highest priority.
(目的)
本発明の目的は、上述した仮想バッファ/トランクモデル方式に基づく呼受付判定方法を、優先制御を行うネットワークノードに適用可能とし、複数クラスの品質を保証できる形に拡張することが可能な優先制御を用いて品質保証サービスを実現するネットワークシステムおよび呼受付判定方法、ならびにそのプログラムを提供することにある。
(the purpose)
An object of the present invention is to enable the above-described call admission determination method based on the virtual buffer / trunk model method to be applied to a network node that performs priority control, and to be able to be extended to a form that can guarantee the quality of a plurality of classes. It is to provide a network system, a call admission determination method, and a program for realizing a quality assurance service using the.
本発明は、IP網において、複数クラスの品質保証を行うための呼受付制御技術であって、新規受付呼の優先クラスのフローと当該優先クラスよりも優先度の高い優先クラスのフローとで集合を構成して、仮想最大バッファ容量を求め、当該優先クラスよりも優先度の低いクラスについても、同様にして自クラスのフローと自クラスよりも優先度の高い優先クラスのフローとで集合を構成して、順次、仮想最大バッファ容量を求めていき、新規受付呼の優先クラス、および当該優先クラスよりも優先度の低い各クラスの仮想最大バッファ容量が、各クラス毎に設けられたバッファ量(設備量)を超えるか否かに基づいて、新規受付可否を判定することを特徴としている。 The present invention is a call admission control technique for guaranteeing a plurality of classes of quality in an IP network, and is composed of a priority class flow of a new acceptance call and a priority class flow having a higher priority than the priority class. To determine the virtual maximum buffer capacity, and in the same way, for a class with a lower priority than the priority class, a set of the own class flow and the priority class flow with a higher priority than the own class Then, the virtual maximum buffer capacity is obtained sequentially, and the priority class of the newly accepted call and the virtual maximum buffer capacity of each class having a lower priority than the priority class are determined as the buffer capacity ( It is characterized by judging whether new acceptance is possible or not based on whether the amount of equipment) is exceeded.
本発明の手順を具体的に述べる。例えば、優先クラス1〜5が存在すると仮定すると、優先クラス3の新規呼を受け付けた場合には、以下のような手順で処理される。
a)クラス1,2については、新規呼より優先度が高いので、影響がないと考える。
b)クラス1〜3をSとして、この場合のバッファ最大使用量推定値b(S1,S2,S3)を求める。
c)上記b)で求めた値がクラス3に割り当てられたバッファの最大使用量として適当であれば、これを採用し、そうでなければ、さらに小さい値である場合があるので、別の計算を用いて求める(式は後述)。
d)クラス1〜4をSとして、この場合のバッファ最大使用量推定値b(S1,S2,S3,S4)を求める(この値はb)で求めた値より大きくなる)。
e)上記d)で求めた値がクラス4に割り当てられたバッファの最大使用量として適当であればこれを採用し、そうでなければ、さらに小さい値である場合があるので、別の計算を用いて求める(式は後述)。
f)クラス1〜5をSとして、この場合のバッファ最大使用量推定値b(S1,S2,S3,S4,S5)を求める。
g)上記d)で求めた値がクラス5に割り当てられたバッファの最大使用量として適当であればこれを採用し、そうでなければ、さらに小さい値である場合があるので、別の計算を用いて求める(式は後述)。
h)上記c)e)g)で求めたクラス3〜5のバッファ最大使用量が、各クラスの設備量以下であれば新規呼を受け付ける。いずれかの値が設備量を超える場合には、新規呼の受付を拒否する。
The procedure of the present invention will be specifically described. For example, assuming that
a)
b) Assuming that
c) If the value obtained in b) above is appropriate as the maximum use amount of the buffer allocated to class 3, this is adopted. Otherwise, it may be a smaller value. (Expression will be described later).
d) Assuming that
e) If the value obtained in d) above is appropriate as the maximum use amount of the buffer allocated to class 4, this is adopted, and if not, it may be a smaller value. It is obtained using (the formula will be described later).
f) Assuming that
g) If the value obtained in d) above is appropriate as the maximum use amount of the buffer allocated to
h) If the maximum buffer usage of classes 3 to 5 obtained in c) e) g) is equal to or less than the installed capacity of each class, a new call is accepted. If any of the values exceeds the amount of equipment, the new call is rejected.
以下、本発明の原理を説明する。
図5は、複数の優先クラスに対応して個別バッファを有するノードシステムに対し、トークンバケットで規定される多数のセッションフローが加わる様子を模した図である。
本発明においては、優先クラスに対応したN種類のバッファを有し、クラス1が優先度が最も高く、以下、クラスNが最も低い優先度とみなし、優先度の高いクラスのバッファに収容されたデータは優先度の低いクラスのバッファに収容されたデータよりも必ず優先的に処理される機能を有する図5に示すノードシステムにおいて、クラスNに対応したバ
ッファ長がBN、最大処理速度(帯域)がCであるとき、各トラヒックフローの優先クラスおよびトラヒックパラメータに基づいた品質判定を以下のような手段で行う。
当該ノードに収容されているフロー全体の集合をS={1,・・,K}とし、優先クラスnのフローからなる集合をSnで表すことにする。このとき、∪ Sn=S(n=1からNまでの集合)が成り立ち、またi≠jならばSi∩Sj=φである。優先クラス1のフローについては、常に帯域を優先的に使用できるため、リソース(B1,C)を持つノードシステム上の仮想バッファ/トランクモデル方式を考えればよい。従って、
Hereinafter, the principle of the present invention will be described.
FIG. 5 is a diagram simulating how a large number of session flows defined by token buckets are added to a node system having individual buffers corresponding to a plurality of priority classes.
In the present invention, there are N types of buffers corresponding to the priority class,
Assume that a set of all flows accommodated in the node is S = {1,..., K}, and a set of flows of priority class n is represented by Sn. At this time, ∪S n = S (a set from n = 1 to N) holds, and if i ≠ j, S i ∩S j = φ. For
図6は、優先クラス1および2のセッションフローが単一の仮想バッファ/トランクシステムに加わる様子を模した図である。
次に、優先クラス2のフローについて考えると、優先クラス3以下のフローについては考慮する必要がないが、優先クラス1のフローは無視できない。ここで、優先クラス1のバッファ使用量vS1(t),と優先クラス2のバッファ使用量vS2(t)および2つのクラスを同一のバッファに収容した場合、すなわち図6に示すような仮想的なシステムでのバッファ使用量vS1,S2(t)を比較すると、
FIG. 6 is a diagram simulating how
Next, when considering the flow of
従って、vS2(t)≦vS1,S2(t)より、優先クラス2の最大バッファ使用量は図6の仮想システムの最大バッファ使用量で抑えられる。この最大バッファ使用量をbS1,S2とすると、
Therefore, from v S2 (t) ≦ v S1 , S2 (t), the maximum buffer usage of the
第一の判定方法は、既存の方法を直接適用することが可能であり、計算は比較的容易であるが、優先クラス1のバッファ使用量を無視しているため、その分だけ効率が上がらない。そこで、以下に述べる第二の判定方法が考えられる。
フローkが最大速度でデータ転送を行う場合、時刻0からTk=σk/(Pk−ρk)まではピークレートPk,それ以降ではトークンレートρkでのデータ転送となる。従って、時刻tでの転送レートrk(t)は
The first determination method can directly apply the existing method, and the calculation is relatively easy. However, since the buffer usage of the
When the flow k performs the data transfer at the maximum speed, the data transfer is performed at the peak rate P k from time 0 to T k = σ k / (P k −ρ k ) and at the token rate ρ k thereafter. Therefore, the transfer rate r k (t) at time t is
いま、ikを、優先クラス1の中で式(11)で得られたTkの値がk番目に大きいフローとする(ik∈S1)と、定義より、Ti1≧Ti2≧・・・・・が成り立つ。
Assuming that i k is a flow in which the value of T k obtained by the expression (11) in the
時刻T(1)までに到着する優先クラス1のデータ量とサーバ処理量は等しいから、この時
Since the data amount of the
式(19)が負の時、時刻Ti1の時点でバッファ使用量は既に0、すなわちT(1)≦Ti1である。この時、
When the expression (19) is negative, the buffer usage is already 0 at the time T i1 , that is, T (1) ≦ T i1 . At this time,
今、優先クラス2のフローが時刻0から最大速度でデータ転送を行ったと仮定すると、時刻0から時刻T(1)までの間は全ての帯域が優先クラス1のデータを処理するために使用されているので、優先クラス2のバッファ使用量vS2(t)は増加する。時刻T(1)における優先クラス2のフロー全体の転送レート
Assuming that the
優先クラス3以下については、当該クラスより高い優先度のクラス全体を上位クラス、上位クラスと当該クラスを併せたものを全体クラスとみなすことで、優先クラス2についての判定方法と同様の処理が可能となる。すなわち、優先クラスnについては、第一の判定方法では、
For priority class 3 and below, the same processing as the determination method for
本発明によれば、任意の優先クラスについて、当該クラスおよび上位クラスのパラメータに基づき、当該クラスのバッファ最大使用量を求める手法を提供することができる。これにより、実施例1〜3に示したように、全てのクラスに対してバッファあふれによるデータ損失の有無を判定することが可能となり、実施例4に示した手続きにより複数優先クラスの呼受付制御法を実現する。
本発明の構成により、新規受付呼の優先クラスのみならず、当該クラスよりも優先度の低い優先クラス、つまり全ての優先クラスの品質保証サービスを実現することができる。
According to the present invention, it is possible to provide a method for obtaining the maximum buffer usage amount of an arbitrary priority class based on the parameters of the class and higher class. As a result, as shown in the first to third embodiments, it becomes possible to determine the presence or absence of data loss due to buffer overflow for all classes, and call admission control of multiple priority classes by the procedure shown in the fourth embodiment. Realize the law.
With the configuration of the present invention, it is possible to realize not only the priority class of a newly accepted call but also the priority class having a lower priority than the class, that is, the quality assurance service for all priority classes.
従来、トラヒックフローの申告パラメータに基づきバッファ使用量の最大値を予め計算する手法は、バッファあふれによるデータ損失の有無を事前に知ることを可能とするため、呼受付判定に有効である。この技術に関して、既存の検討においては、単一バッファの場合にのみ適用可能であるという限界があった。しかしながら、今後のインターネットサービスはサービスの差異化を考慮しており、DiffServ等の技術では、ネットワークシステム上での複数バッファによる制御を前提とした優先制御が必須となる。複数バッファを持つシステムに対しては、既存の技術では、優先度の最も高いクラスの品質のみ判定可能であるが、他の優先クラスについては判定方法がない。あるいは、精度の保証されない方法しかないという課題が存在していた。本発明では、実施例4の手続きによる複数優先クラスの呼受付制御法の実現によってこの課題を解決することができる。 Conventionally, the method of calculating the maximum value of the buffer usage based on the traffic flow reporting parameter in advance is effective for call admission determination because it is possible to know in advance whether there is data loss due to buffer overflow. With regard to this technology, existing studies have a limitation that it can be applied only to a single buffer. However, future Internet services take service differentiation into account, and in the technique such as DiffServ, priority control based on control by a plurality of buffers on a network system is essential. For systems with multiple buffers, the existing technology can determine only the quality of the class with the highest priority, but there is no determination method for other priority classes. Alternatively, there has been a problem that there is only a method whose accuracy is not guaranteed. In the present invention, this problem can be solved by implementing the call admission control method for multiple priority classes by the procedure of the fourth embodiment.
図7は、本発明の実施例で用いられるトラヒックフローのパラメータを示す図である。
以下に示すパラメータを持つ複数のトラヒックフローが、2つの優先クラスに分類されてネットワークノードに収容されるものとする。ネットワークノードでの読出し帯域は、C=150(Mbps)であるとする。
図7に示すように、トラヒックフローのパラメータP,ρ,σ,Tは、呼種1〜4ごとに帯域(Mbps)および時刻(sec)が設定・登録されている。例えば、優先クラス1は呼種1,優先クラス2は呼種2などのように、優先クラスごとに呼種が割り当てられている。
FIG. 7 is a diagram showing traffic flow parameters used in the embodiment of the present invention.
Assume that a plurality of traffic flows having the following parameters are classified into two priority classes and accommodated in a network node. The read bandwidth at the network node is assumed to be C = 150 (Mbps).
As shown in FIG. 7, the traffic flow parameters P, ρ, σ, and T are set and registered for each
(実施例1)
図8は、本発明の実施例1に係る優先クラス毎のバッファ使用量の時間経過を示す図である。
本実施例においては、30本のトラヒックフローがネットワークノードに収容された場合を考える。k=1,・・・,10は呼種1のトラヒックフローで優先クラス1,k=11,・・・,20は呼種2のトラヒックフローで優先クラス1,k=21,・・・,30は呼種3のトラヒックフローで優先クラス2に属する。
優先クラス1のバッファ最大使用量bS1は、式(12)および(13)より、
Example 1
FIG. 8 is a diagram illustrating a lapse of time of buffer usage for each priority class according to the first embodiment of the present invention.
In this embodiment, a case is considered where 30 traffic flows are accommodated in a network node. k = 1,..., 10 is a
The maximum buffer usage b S1 of the
次に、第一の判定方法による優先クラス2のバッファ最大使用量は、式(15)および(16)より、
Next, the maximum buffer usage of the
第二の判定方法による優先クラス2のバッファ最大使用量については、式(19)の値は非負であるので、式(21)を用いて、T(1)=24/11を得る。時刻T(1)における優先クラス2のフロー全体の転送レートはr(2)(24/11)=100(Mbps)であり、これはこの時点で優先クラス2が利用可能な帯域C−σk∈S1rk(24/11)=110(Mbps)より小さい。従って、優先クラス2のバッファ最大使用量は、式(28)より、
Regarding the maximum buffer usage of
(実施例2)
図9は、本発明の実施例2に係る優先クラス毎にバッファ使用量の時間経過を示す図である。
本実施例では、30本のトラヒックフローがネットワークノードに収容された場合を考える。k=1,・・・,10は呼種1のトラヒックフローで優先クラス2,k=11,・・・,20は呼種2のトラヒックフローで優先クラス1,k=21,・・・,30は呼種3のトラヒックフローで優先クラス1に属する。
優先クラス1のバッファ最大使用量bS1は、式(12)および(13)より、
(Example 2)
FIG. 9 is a diagram illustrating the elapsed time of the buffer usage for each priority class according to the second embodiment of the present invention.
In this embodiment, a case is considered where 30 traffic flows are accommodated in a network node. k = 1,..., 10 is a
The maximum buffer usage b S1 of the
次に、第一の判定方法による優先クラス2のバッファ最大使用量は、式(15)および(16)より、
Next, the maximum buffer usage of the
第二の判定方法による優先クラス2のバッファ最大使用量については、式(19)の値は非負であるので、式(21)を用いて、T(1)=40/11を得る。時刻T(1)における優先クラス2のフロー全体の転送レートはr(2)(40/11)=20(Mbps)であり、これはこの時点で優先クラス2が利用可能な帯域C−σ k∈S1 r k(40/11)=110(Mbps)より小さい。従って、優先クラス2のバッファ最大使用量は、式(28)より、
As for the buffer maximum usage amount of
(実施例3)
図10は、本発明の実施例3に係る優先クラス毎のバッファ使用量の時間経過を示す図である。
本実施例では、30本のトラヒックフローがネットワークノードに収容された場合を考える。k=1,・・・,10は呼種1のトラヒックフローで優先クラス2,k=11,・・・,25は呼種2のトラヒックフローで優先クラス1,k=26,・・・,30は呼種4のトラヒックフローで優先クラス1に属する。
優先クラス1のバッファ最大使用量bS1は、式(12)および(13)より、
(Example 3)
FIG. 10 is a diagram illustrating a lapse of time of buffer usage for each priority class according to the third embodiment of the present invention.
In this embodiment, a case is considered where 30 traffic flows are accommodated in a network node. k = 1,..., 10 is a
The maximum buffer usage b S1 of the
次に、第一の判定方法による優先クラス2のバッファ最大使用量は、式(15)および(16)より、
Next, the maximum buffer usage of the
第二の判定方法による優先クラス2のバッファ最大使用量については、式(19)の値は負であるので、式(22),(23)により、T(1)=24/7を得る。時刻T(1)における優先クラス2のフロー全体の転送レートはr(2)(24/7)=20(Mbps)であり、これはこの時点で優先クラス2が利用可能な帯域C−σk∈S1,rk(24/7)=70(Mbps)より小さい。従って、優先クラス2のバッファ最大使用量は、式(28)より、
Regarding the buffer maximum usage amount of
(実施例4)
図11は、本発明の実施例4に係る優先クラス毎のバッファ使用量の時間経過を示す図である。
本実施例では、40本のトラヒックフローがネットワークノードに収容された場合を考える。k=1,・・・,10は呼種1のトラヒックフローで優先クラス1,k=11,・・・,20は呼種2のトラヒックフローで優先クラス1,k=21,・・・,40は呼種3のトラヒックフローで優先クラス2に属する。
優先クラス1のバッファ最大使用量bS1は、優先クラス1のトラヒックフローが実施例1の場合と同一であるので、bS1=50(Mbps)となる。
次に第一の判定方法による優先クラス2のバッファ最大使用量は、式(15)および(16)より、
(Example 4)
FIG. 11 is a diagram illustrating the passage of time of the buffer usage for each priority class according to the fourth embodiment of the present invention.
In the present embodiment, a case is considered where 40 traffic flows are accommodated in a network node. k = 1,..., 10 is a
The maximum buffer usage b S1 of the
Next, the maximum buffer usage of the
第二の判定方法による優先クラス2のバッファ最大使用量については、式(19)の値は非負であるので、式(21)を用いて、T(1)=24/11を得る。時刻T(1)における優先クラス2のフロー全体の転送レートはr(2)(24/11)=200(Mbps)であり、これはこの時点で優先クラス2が利用可能な帯域C−σ k∈S1 r k (24/11)=110(Mbps)より大きい。従って、優先クラス2のバッファ最大使用量は、第一の判定方法と等しく、b S2 =510(Mbps)となる。
Regarding the maximum buffer usage of
以上、実施例1〜4を説明したが、図9〜図11に係る優先クラス毎のバッファ使用量の時間経過図について、各実施例ごとの特徴を説明する。
まず、実施例1は、優先クラス1のバッファ使用量が0となる時点T(1)で、優先クラス2のバッファ使用量が最大となる例である。しかしながら、実施例1における条件では、図8にみられるように、優先クラス1と優先クラス2のバッファ使用量の和、すなわち全体のバッファ使用量が最大値bS1,S2となる時点とT(1)の間隔が短い。従って、第二の判定方法を用いることで推定される優先クラス2の最大バッファ使用量bS2は、第一の判定方法により求められる最大バッファ使用量bS1,S2に比べてわずかに小さくなるにとどまり、第二の判定方法を採用する効果の小さい例となっている。
Although the first to fourth embodiments have been described above, the characteristics of each embodiment will be described with respect to the time lapse diagram of the buffer usage amount for each priority class according to FIGS. 9 to 11.
First, the first embodiment is an example in which the buffer usage of the
次に、実施例2は、実施例1と同様に優先クラス1のバッファ使用量が0となる時点T(1)で、優先クラス2のバッファ使用量が最大となる。実施例2における条件では、図9にみられるように、優先クラス1と優先クラス2のバッファ使用量の和、すなわち全体のバッファ使用量が最大値bS1,S2となる時点とT(1)の間隔が実施例1の場合より大きい。
従って、第二の判定方法を用いることで推定される優先クラス2の最大バッファ使用量bS2と、第一の判定方法により求められる最大バッファ使用量bS1,S2との差が大きくなり、実施例1に比べて第二の判定方法を採用する効果の大きな例となっている。
Next, in the second embodiment, similarly to the first embodiment, the buffer usage of the
Therefore, the difference between the maximum buffer usage amount b S2 of the priority class 2 estimated by using the second determination method and the maximum buffer usage amounts b S1 and S2 obtained by the first determination method increases, Compared to Example 1, this is a great example of the effect of adopting the second determination method.
次に、実施例3では、実施例1および2と同様に、優先クラス1のバッファ使用量が0となる時点T(1)で、優先クラス2のバッファ使用量が最大となる。実施例1および2では、式(19)の値が非負であったため、T(1)は式(21)により直接求められるが、実施例3の条件では、式(19)の値が負となるため、T(1)は式(22)が成立する時点Ti1およびTi2を求め、さらに式(23)を用いる必要があり、計算量が増加する例となっている点で前の2例とは異なっている。また、これにより求められたT(1)は、図10にみられるように、全体のバッファ使用量が最大値bS1,S2となる時点からある程度の時間が経過している。したがって、第二の判定方法による推定値bS2とbS1,S2との差は大きくなり、第二の判定方法を採用する効果の大きな例となっている。
Next, in the third embodiment, as in the first and second embodiments, the buffer usage of the
次に、実施例4では、前の3つの例とは異なり、優先クラス1のバッファ使用量が0となる時点T(1)では、優先クラス2のバッファ使用量が最大となっていない例である。この場合には、図11にみられるように、第二の判定方法により計算される優先クラス2のバッファ使用量の最大値bS2は、第一の判定方法により求められる最大バッファ使用量bS1,S2と同じ値となるため、第二の判定方法を採用する効果のない例となっている。
Next, in the fourth embodiment, unlike the previous three examples, at the time T (1) when the buffer usage of the
(実施例5)
図12は、本発明の実施例5に係る呼受付判定方法の動作フローチャートである。
本実施例においては、ユーザからの呼受付要求が信号網を介してネットワークノードに送られ、優先制御を行うネットワークノード上において、新規呼の受付判定を行うものとする。
(ステップ1)新規受付を要求する呼(K)は、トークンバケットパラメータ(Pk,ρk,σk)および優先クラスmを申告する。
(ステップ2)規新呼Kの経路上のノードシステムは申告パラメータを受け取り、新規呼を受け付けた場合に品質保証が行えるか否かを判断するための手続きを開始する。優先クラスmの集合Smに新規呼Kを一時的に加え、また式(11)を用いてTKの値を求める。
(ステップ3)全てのクラスの呼のピークレートの和Σk∈SPkがC以下であれば、各クラスに1パケットを越える待ちは発生しないので、新規呼Kの受付を許可する(ステップ12へ)。また、そうでなければ、次のステップへ進む。
(ステップ4)新規呼Kの優先クラスが1であれば、bS1を式(12)を用いて計算し、次のステップへ進む。そうでなければステップ6へ進み、優先クラスm以降の品質を推定する。
(Example 5)
FIG. 12 is an operation flowchart of the call admission determination method according to the fifth embodiment of the present invention.
In this embodiment, it is assumed that a call acceptance request from a user is sent to a network node via a signaling network, and a new call acceptance determination is performed on the network node that performs priority control.
(Step 1) The call (K) requesting new acceptance declares the token bucket parameters (P k , ρ k , σ k ) and the priority class m.
(Step 2) The node system on the route of the new call K receives the declaration parameter and starts a procedure for judging whether or not quality assurance can be performed when a new call is accepted. Priority to the set Sm of class m temporarily added new call K, also determine the value of T K using equation (11).
(Step 3) If the sum of the peak rates of calls of all classes Σ kεS P k is equal to or less than C, each class does not wait for more than one packet, and therefore accepts a new call K (Step 3). 12). Otherwise, go to the next step.
(Step 4) If the priority class of the new call K is 1, b S1 is calculated using Equation (12), and the process proceeds to the next step. Otherwise, the process proceeds to step 6 to estimate the quality after the priority class m.
(ステップ5)ノードシステムが優先クラス1に用いるバッファ設備の量B1が、ステップ4で求めたbS1以上であれば、優先クラス1の損失はないと判断し、優先クラス2以降の品質を推定する(ステップ6へ)。もし、bS1>B1であれば、優先クラス1の品質は保証できないので、新規呼Kの受付を拒否する(ステップ13へ)。
(ステップ6)優先クラスnの品質判定を行うため、式(18)、(21)〜(25)を用いてT(n−1),r(n),T(n−1),および、Σk∈S1∪Sn−1rk(T(n−1))の計算を行う。
(ステップ7)優先クラスnのバッファ最大使用量bSnの計算方法を、式(33)を用いて判断する。式(33)が成り立てばステップ9、そうでなければステップ8の計算方法を適用する。
(ステップ8)式(33)が成り立たない場合、式(30)による計算結果を求め、これをbSnとして採用する(ステップ10へ)。
(Step 5) the amount B 1 buffer equipment node system uses the
(Step 6) To determine the quality of the priority class n, T (n−1) , r (n) , T (n−1) , and (18), (21) to (25) are used. Σ kεS1∪Sn−1 r k (T (n−1) ) is calculated.
(Step 7) The calculation method of the buffer maximum usage b Sn of the priority class n is determined using the equation (33). If the equation (33) is established, the calculation method of step 9 is applied. Otherwise, the calculation method of
(Step 8) If equation (33) does not hold, the calculation result by equation (30) is obtained and adopted as bSn (to step 10).
(ステップ9)式(33)が成り立つ場合、式(34)による計算結果を求め、これをbSnとして採用する(ステップ10へ)。
(ステップ10)ノードシステムが優先クラスnに用いるバッファ設備の量Bnが、計算により求められたbSn以上であれば、優先クラスnの損失は無いと判断し、ステップ11へ進む。もし、bSn>Bnであれば、優先クラスnの品質は保証できないので、新規呼Kの受付を拒否する(ステップ13へ)。
(ステップ11)全ての優先クラスについて、品質判定が終了している場合(n=N)には、ステップ12へ進む。そうでなければ、次の優先クラスの品質判定を続ける(ステップ6へ)。
(ステップ12)全ての優先クラスについて損失が無いと判定し、新規呼Kの受付を許可して受付判定を終了する。
(ステップ13)いずれかの優先クラスについて、品質が保証できないと判断されるので、新規呼Kを優先クラスmの集合Smから取り除き、新規呼Kの受付を拒否して受付判定を終了する。
(Step 9) When the equation (33) is established, the calculation result by the equation (34) is obtained and adopted as bSn (to step 10).
(Step 10) If the amount B n of buffer facilities used by the node system for the priority class n is equal to or larger than bSn obtained by calculation, it is determined that there is no loss of the priority class n, and the process proceeds to Step 11. If b Sn > B n , the quality of the priority class n cannot be guaranteed, so the acceptance of the new call K is rejected (to step 13).
(Step 11) If quality determination has been completed for all priority classes (n = N), the process proceeds to Step 12. Otherwise, the quality determination for the next priority class is continued (to step 6).
(Step 12) It is determined that there is no loss for all priority classes, the acceptance of the new call K is permitted, and the acceptance determination is terminated.
(Step 13) Since it is determined that the quality cannot be guaranteed for any priority class, the new call K is removed from the set S m of priority classes m, the acceptance of the new call K is rejected, and the acceptance determination is terminated.
図13は、本発明の実施例5に係るネットワークノードの構成を示す図である。
ネットワークノードは、速度Cの出力インタフェース(1)と、優先クラス1からNまでに対応して、容量Bn(n=1,・・・,N)を持つ個別バッファ群(2)を装備している。また、新規呼の情報および受付可否を外部装置と通信するための信号制御装置(5)、接続呼の優先クラスおよびトークンバケットパラメータを収容する呼情報記憶装置(3)、および受付可非のための計算を行うための品質演算装置(4)を有している。
FIG. 13 is a diagram illustrating a configuration of a network node according to the fifth embodiment of the present invention.
The network node is equipped with an output interface (1) of speed C and an individual buffer group (2) having capacity Bn (n = 1,..., N) corresponding to
信号制御装置(5)は、図12における(ステップ1)の新規呼の当該ネットワークノードへの接続要求と当該呼の申告パラメータ、および接続済みの呼の終了通知を外部信号線より取得し、また(ステップ12)あるいは(ステップ13)でなされる新規呼の接続可否の結果を外部信号線を通じて発信する機能を有する。
呼情報記憶装置(3)は、接続済みの各呼により申告されたトークンバケットパラメータおよび優先クラスについての情報を格納する。また、図12の(ステップ1)において新規受付を要求する呼から申告されたパラメータを一時的に格納し、新規呼の接続が(ステップ12)において認められた場合には、そのパラメータを引き続き格納し、逆に(ステップ13)において新規呼の接続が拒否された場合には、そのパラメータを消去する。
さらに、接続済みの呼の終了通知が信号制御装置(5)に伝えられた場合には、当該呼のパラメータを消去する機能を有する。
The signal control device (5) acquires from the external signal line the connection request to the network node of the new call (step 1) in FIG. 12, the call declaration parameter of the call, and the termination notification of the connected call. It has a function of transmitting the result of connection possibility of a new call made in (Step 12) or (Step 13) through an external signal line.
The call information storage device (3) stores information on token bucket parameters and priority classes declared by each connected call. 12 (step 1) in FIG. 12 temporarily stores parameters declared from a call requesting a new reception. If connection of a new call is recognized in (step 12), the parameters are continuously stored. On the contrary, when the connection of the new call is rejected in (step 13), the parameter is deleted.
Furthermore, when a notification of the termination of a connected call is transmitted to the signal control device (5), it has a function of deleting the call parameters.
品質演算装置(4)は、当該ノードシステムの設備量C、Bn(n=1,・・・,N)および呼情報記憶装置(3)に格納された各呼のパラメータを用いて、(ステップ2)におけるTk、(ステップ3)におけるΣk∈SPk、(ステップ4)におけるbS1、(ステップ6)におけるT(n−1),r(n−1)(T(n−1)),Σk∈S1∪Sn−1rk(T(n−1))、(ステップ7)〜(ステップ9)におけるbSnの計算を行い、最終的に(ステップ12)あるいは(ステップ13)による新規呼の受付可否を決定する機能を有する。 The quality calculation device (4) uses the facility quantities C and B n (n = 1,..., N) of the node system and the parameters of each call stored in the call information storage device (3) ( T k in step 2), Σ kεS P k in (step 3), b S1 in (step 4), T (n−1) , r (n−1) (T (n− ) in (step 6) 1) ), Σ kεS1∪Sn−1 r k (T (n−1) ), b Sn is calculated in (Step 7) to (Step 9), and finally (Step 12) or (Step 13) has a function of determining whether or not a new call can be accepted.
(実施例6)
図14は、本発明の実施例6に係る呼受付判定方法を実現するネットワークの動作説明図である。
図14において、Sはサービス制御装置、TEはユーザのターミナル装置、UNIはユーザネットワーク・インタフェース装置、NNはネットワークノードである。図中の丸内の数字は各動作ステップ番号を示している。
(ステップ1)ユーザのターミナル装置TEからの新規呼の接続要求が、新規呼の優先クラスおよびトークンバケットパラメータ情報とともに、サービス制御装置Sに通知される。
(ステップ2)サービス制御装置は、新規呼の通信経路上のネットワークノードNNに、接続を要求する新規呼の優先クラスおよびトークンバケットパラメータを通知する。
(Example 6)
FIG. 14 is a diagram for explaining the operation of the network for realizing the call admission determination method according to the sixth embodiment of the present invention.
In FIG. 14, S is a service control device, TE is a user terminal device, UNI is a user network interface device, and NN is a network node. The numbers in the circles in the figure indicate the operation step numbers.
(Step 1) A connection request for a new call from the user terminal device TE is notified to the service control device S together with the priority class of the new call and token bucket parameter information.
(Step 2) The service control apparatus notifies the network node NN on the communication path of the new call of the priority class and token bucket parameter of the new call requesting connection.
(ステップ3)各ネットワークノードNNは、新規呼を受け付けることで、各優先クラスの品質を保証できるか否かを(例えば、実施例4の方法を用いて)判定し、受付可否をサービス制御装置Sに通知する。
(ステップ4)サービス制御装置Sは、全てのネットワークノードNNから新規呼の受付許可が得られた場合、新規呼の最終的な接続許可をユーザターミナル装置TEおよび各ネットワークノードNNに通知する(新規呼の接続)。もし、いずれかのネットワークノードNNから接続拒否を通知された場合、新規呼は受け付けられないので、ユーザターミナル装置TEに受付拒否通知を行い、各ネットワークノードNNに新規呼の通信終了を通知する(ステップ7へ)。
(Step 3) Each network node NN determines whether or not the quality of each priority class can be guaranteed by receiving a new call (for example, using the method of the fourth embodiment), and determines whether or not the service can be accepted. S is notified.
(Step 4) The service control device S notifies the user terminal device TE and each network node NN of the final connection permission of the new call when the new call acceptance permission is obtained from all the network nodes NN (new). Call connection). If a connection rejection is notified from any of the network nodes NN, a new call is not accepted, so an acceptance rejection notification is sent to the user terminal device TE, and a communication end of the new call is notified to each network node NN ( Step 7).
(ステップ5)通信中の呼を終了する場合、ユーザターミナル装置TEからサービス制御装置Sに当該呼の終了が通知される。
(ステップ6)サービス制御装置Sは、当該呼の通信系路上のネットワークノードNNに、当該呼の通信終了を通知する。
(ステップ7)各ネットワークノードNNは、通信終了した呼に関する情報を削除する(通信の終了)。
(Step 5) When the call in communication is terminated, the end of the call is notified from the user terminal device TE to the service control device S.
(Step 6) The service control apparatus S notifies the network node NN on the communication path of the call of the end of communication of the call.
(Step 7) Each network node NN deletes information related to the call for which communication has ended (termination of communication).
図12におけるフローの手順および図14における動作手順を、それぞれプログラム化して、CD−ROMなどの記録媒体に格納しておけば、優先制御を用いて品質保証サービスを実現するネットワーク用プログラムとして、汎用化に役立てることができ、また、Webサーバを介してプログラムの販売や貸与に供することもできる。 If the flow procedure in FIG. 12 and the operation procedure in FIG. 14 are respectively programmed and stored in a recording medium such as a CD-ROM, a general-purpose program can be used as a network program for realizing quality assurance services using priority control. In addition, the program can be used for selling and lending programs via a Web server.
1:出力インタフェース
2:個別バッファ
3:呼情報記憶装置
4:品質演算装置
5:信号制御装置
S:サービス制御装置
TE:ユーザターミナル装置
NN:ネットワークノード
UNI:ユーザネットワーク・インタフェース装置
A(t):トラヒックの最大量
P:ピークレート
T:トラヒック送出可能な最大時間長
r:転送レート
σ:バケットサイズ
v(t):時刻tの使用バッファ量
b:使用バッファ量の最大値
u(t):時刻tの利用帯域
c:利用可能な最大帯域
B:バッファ量
C:リンク帯域
c:セッションフローに対するリンク帯域
ρ:トークンレート
S:集合
T(1):バッファにデータが溜まり始めてから空になるまでの時間
bS1,S2:優先クラス1,2の最大バッファ使用量
1: Output interface 2: Individual buffer 3: Call information storage device 4: Quality calculation device 5: Signal control device S: Service control device TE: User terminal device NN: Network node UNI: User network interface device A (t): Maximum amount of traffic P: Peak rate T: Maximum length of time that traffic can be sent r: Transfer rate σ: Bucket size v (t): Used buffer amount at time t b: Maximum used buffer amount u (t): Time Use bandwidth of t c: Maximum available bandwidth B: Buffer bandwidth C: Link bandwidth c: Link bandwidth for session flow ρ: Token rate S: Aggregation T (1) : From when data starts to accumulate in the buffer until it becomes empty Time b S1, S2 : Maximum buffer usage of
Claims (6)
上記コンピュータ装置は、プログラムされたコンピュータ処理により、
セッションフローの集合Sについて、セッションフローi∈Sのトラヒック特性がピークレートPi,トークンレートρi,バーストサイズσiのトークンバケットモデルで表されるとき、各セッションフローへトークンレート相当の帯域を仮想的に割り当て、ノードの処理能力と割り当て済みの仮想帯域の差分については、セッションフロー毎のバースト継続時間ti=σi/(Pi−ρi)を計算し、計算したバースト継続時間のより長いセッションへの仮想的な割り当て帯域がピークレートに相当するように配分し、セッションフローiに割り当てられた仮想帯域ciに対して、仮想バッファ最大値biをbi=ti(Pi−ci)で計算し、セッションフロー全体による仮想最大バッファ量bをb=Σi∈Sbiで計算し、
セッションフローの優先度別に設けられた個別バッファで、優先度の高いバッファに収容されたデータは優先度の低いバッファに収容されたデータよりも必ず優先的に処理し、
新規呼の受付判定の対象となる呼のクラスが最も優先度の高いクラスであれば、当該クラスに対応するセッションフローのみで前記集合Sを構成して、当該クラスの仮想最大バッファ量を計算し、
新規呼の受付判定の対象となる呼のクラスが優先度の低いクラスであれば、当該クラスおよび当該クラスより高いクラスのセッションフローにより前記集合Sを構成して、当該クラスの仮想最大バッファ量を計算し、
計算した仮想最大バッファ容量と、各クラス毎に設けられたバッファ設備量とを比較し、該各クラスの仮想最大バッファ容量がバッファ設備量を超えるか否かに基づいて、新規受付可否を判定することを特徴とする呼受付判定方法。 A call admission determination method by a computer device for performing quality assurance of multiple classes in an IP network by programmed computer processing,
The computer device can be programmed by computer processing.
For the session flow set S, when the traffic characteristics of the session flow iεS are expressed by a token bucket model with a peak rate P i , a token rate ρ i , and a burst size σ i , a bandwidth equivalent to the token rate is assigned to each session flow. Virtually allocated, the difference between the processing capacity of the node and the allocated virtual bandwidth is calculated as a burst duration t i = σ i / (P i −ρ i ) for each session flow, and the calculated burst duration The virtual allocated bandwidth for the longer session is allocated so as to correspond to the peak rate, and the virtual buffer maximum value b i is set to b i = t i (P for the virtual bandwidth c i allocated to the session flow i. calculated in i -c i), a total of the virtual maximum buffer capacity b according entire session flow b = sigma i∈S b i And,
In the individual buffer provided for each session flow priority, the data stored in the high priority buffer must be processed in preference to the data stored in the low priority buffer,
If the call class subject to new call acceptance determination is the class with the highest priority, the set S is configured only with the session flow corresponding to the class, and the virtual maximum buffer amount of the class is calculated. ,
If the call class subject to new call acceptance determination is a low priority class, the set S is configured by the session flow of the class and a class higher than the class, and the virtual maximum buffer amount of the class is determined. Calculate
The calculated virtual maximum buffer capacity is compared with the amount of buffer equipment provided for each class, and whether or not new acceptance is possible is determined based on whether or not the virtual maximum buffer capacity of each class exceeds the amount of buffer equipment. A call admission determination method characterized by the above.
上記コンピュータ装置は、プログラムされたコンピュータ処理により、
新規呼の受付要求時に計算された仮想最大バッファ量が当該クラス用に実装されているバッファ量以下であれば論理的パケットロスをゼロとみなして、新規呼の受付を許可し、
計算された仮想最大バッファ量が当該クラス用に実装されているバッファ量を超える場合は、論理的パケットロスをゼロにできないと判断して、新規呼の受付を拒否することを特徴とする呼受付判定方法。 In the call admission determination method according to claim 1,
The computer device can be programmed by computer processing.
If the virtual maximum buffer amount calculated at the time of a new call acceptance request is less than or equal to the buffer amount implemented for the class, the logical packet loss is regarded as zero and the new call acceptance is permitted.
If the calculated virtual maximum buffer size exceeds the buffer size implemented for the class, it is judged that the logical packet loss cannot be reduced to zero and the new call acceptance is rejected. Judgment method.
上記コンピュータ装置は、プログラムされたコンピュータ処理により、
ある優先クラスの仮想最大バッファ量を、まず当該クラスより高い優先度を有する全てのクラスの仮想バッファが空になるまでの時間を計算し、
上記空になった時点での当該クラスのデータフローレートと利用可能な帯域を比較し、
当該クラスのデータフローレートが利用可能な帯域を下回る場合には、該下回った時点までの当該クラスの到着データ量を計算して、計算結果を仮想最大バッファ量として求め、
当該クラスのデータフローレートが利用可能な帯域を上回る場合には、請求項1に記載の方法により仮想最大バッファ量を求めることを特徴とする呼受付判定方法。 In the call admission determination method according to claim 1,
The computer device can be programmed by computer processing.
First, calculate the virtual maximum buffer amount of a certain priority class until the virtual buffers of all classes having a higher priority than that class become empty.
Compare the data flow rate of the class at the time of the above empty and the available bandwidth,
If the data flow rate of the class falls below the available bandwidth, calculate the arrival data amount of the class up to the point of time below, and obtain the calculation result as the virtual maximum buffer amount,
2. A call admission determination method according to claim 1, wherein when the data flow rate of the class exceeds the available bandwidth, the virtual maximum buffer amount is obtained by the method according to claim 1.
上記コンピュータ装置は、プログラムされたコンピュータ処理により、
新規呼の受付要求時に、新規呼を含めた場合の各クラスの仮想最大バッファ量を計算し、
計算した仮想最大バッファ量がノードに実装されているバッファ量以下であれば論理的パケットロスをゼロとみなして、新規呼の受付を許可し、
計算した仮想最大バッファ量がノードに実装されているバッファ量を超える場合は、論理的パケットロスをゼロにできないと判断して、新規呼の受付を拒否することを特徴とする呼受付判定方法。 In the call admission determination method according to claim 3,
The computer device can be programmed by computer processing.
Calculate the virtual maximum buffer size for each class when a new call is included when a new call is accepted.
If the calculated virtual maximum buffer amount is less than or equal to the buffer amount installed in the node, the logical packet loss is regarded as zero, and acceptance of new calls is permitted.
When the calculated virtual maximum buffer amount exceeds the buffer amount mounted on the node, it is determined that the logical packet loss cannot be reduced to zero, and the acceptance of a new call is rejected.
プログラムされたコンピュータ処理を実行する手段として、
請求項1から請求項4のいずれかに記載の呼受付判定方法における上記コンピュータ装置による処理を実行する手段を具備したことを特徴とする呼受付判定システム。 A call admission determination system for performing quality assurance of multiple classes in an IP network by programmed computer processing,
As a means of performing programmed computer processing,
5. A call admission judgment system comprising means for executing processing by the computer device in the call admission judgment method according to claim 1.
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