JP4426835B2 - 弾性パケットリングネットワークの帯域幅管理 - Google Patents

Description

本発明は、概して電気通信ネットワークの帯域幅管理に関する。特定すると、デュアルリングトポロジの電気通信ネットワーク内のパケットデータトラフィックをフロー制御する方式による帯域幅管理を指向する。

様々なネットワークアーキテクチャが電気通信ネットワークを設計および導入するために利用可能である。リングトポロジはネットワークアーキテクチャで頻繁に見受けられる。特に、デュアルリングトポロジはシングルリングトポロジに比して数多くの利点を提供する。２、３の例を挙げると、信頼性および帯域幅の自由度といった利点がある。デュアルリングトポロジの電気通信ネットワークは、各々のトラフィック方向、すなわち、時計回り方向（ＣＷ）と反時計回り方向（ＣＣＷ）についてそれぞれ１つで計２つの物理的に分離したリングを使用する。

弾性パケットリング（Ｒｅｓｉｌｉｅｎｔ Ｐａｃｋｅｔ Ｒｉｎｇ（短縮してＲＰＲ））と称される柔軟的かつ弾性デュアルリングトポロジのための新たなＩＥＥＥプロトコルが規定されつつある（８０２．１７）。ＲＰＲはデュアルリングアーキテクチャ専用のＭＡＣ層プロトコルであるが、しかしそれはソフトウェアベースのステーションマネジメントトランスファ（ＳＭＴ）のプロトコル、または他のリングベースのＭＡＣプロトコルに見られるようなリングマスターネゴシエーションを使用しない「プラグアンドプレイ」設計である。ＲＰＲは、共通アクセス方法、空間再利用、および故障予防方法を通じた弾力性を備えた拡張可能なＬＡＮ／ＭＡＮ／ＲＡＮ／ＷＡＮアーキテクチャを提供する。他の多くの特徴の中でも、ＲＰＲは多数のクラスのサービス、例えば低遅延保証型レート、制限付き遅延コミッテッドレート、およびベストエフォートサービスのクラスをサポートする。それはまた、ユニキャストの行き先の下流のリング容量の再利用（空間再利用もしくは再生利用と呼ばれる）による帯域幅の効率的な使用法も提案する。空間再利用によって、行き先ステーションはそれにアドレス指定されたパケットを開け、その結果、更に下流の未使用のコミッテッド容量の再生利用を可能にする。ＲＰＲはまた、複数クライアントによって導入されるトラフィックを調節するためのサービスクラス当たりのフロー制御、および（クライアント内で待機中の行き先当たりの許可の）輻輳点感知型フロー制御も提供する。さらに、リングを使用するステーション間の重み付けされた公平なアクセスを実行する、すなわち各々のステーションはリングの利用可能帯域幅の或る割合を割り当てられる。

デュアルリングは、図１に示したように時計回り方向および反時計回り方向の部分リング群で構成される。例を挙げると、４つのステーションＡ、Ｂ、ＣおよびＤ（ノードとも呼ばれる）がデュアルリング構造で接続されている。ＲＰＲプロトコルは、一方の部分リング（２つのリングの内の１つ）上で一方の方向（つまり「下流」）にデータトラフィックを送り、それに対応する制御情報を反対の部分リング上で反対方向（つまり「上流」）に送ることによって動作する。これらのステーションはいずれの部分リングにもデータを送ることができる。概して、ノード発見スキームに基づいて所定の行き先への２つの可能な経路のうちの短い方が使用されるが、例えばリンクの一方の輻輳または機能不良に起因することもあってこれは必要条件ではない。図１を参照すると、ノードＡは各々の部分リングで入り方向リング結合１０と出方向リング結合１２を有する。入り方向で到着するトラフィックは出方向リング結合１２を経由してノードを通過するように定められるか、あるいはリンク１４でリングから外される。トラフィックはリンク１６を経由してリングに挿入（もしくは追加）される。

帯域幅管理の特性はＲＰＲプロトコルの重要な特徴である。ＲＰＲシステムでは、複数ノードが協同作用してリング上のトラフィックを最大化する。それらは、あるノードを通じてどの程度の多さのトラフィックを送ることが可能であるかをその他のノードが判定できるように現在の負荷状態について情報を公示する。さらに、リングは共有の媒体であるので、公平を保証し、かつ待ち時間を制限するために何らかの種類のアクセス制御が必要である。アクセス制御は、直列に操作することが可能な以下の２つのタイプに分割することが可能である。

全体的アクセスの制御―それぞれすべてがリングの帯域幅全体の公平な分配を得るようにアクセスを制御する。

局所的アクセスの制御（空間再利用）―完全に利用されきっていないリング区画を活用するために全体的割り当てのそれを超えて追加のアクセスを与える。

図２はリング内に６つのノードを有し、全体的および局所的アクセスの両方が必要な事例の範例を示している。図中で、ノードＢは２２で示されるようにノードＣにデータを送っており、一方、ノードＡは２０で示されるようにノードＤにデータを送っている。両方の接続はノードＢとＣの間の範囲で帯域幅を共有している。その一方で、ノードＥは２４で示されるようにノードＦにデータを送っている。この事例では、ノードＡとＢは帯域幅の１／２を各々与えられる。しかしながら、ノードＥもやはり全体的割り当て基準にのっとって帯域幅の１／２の公平な分配を得るであろう。しかし局所的観点からすると、ノードＥは帯域幅の全部を得ることが可能なはずであり、なぜならばその帯域幅がノードＡとＢの公平な分配の妨げにならないからである。空間再利用は、ユニキャストトラフィックのすべてがその行き先で開けられ、下流のノードによる再生利用のために帯域幅を開放することを確実化するであろう。

ＲＰＲネットワークでは、リングのチャネルはリング上の所定のソースノードからリング上の所定の行き先ノードまでの論理パスとなるように規定され、ここで、ソースおよび行き先のノードは必ずしも隣接する必要はない。リング上の２つのノード間の所定のチャネルはシングルリングを使用する。説明のために、すべてのチャネルが時計回りのリングを使用することを仮定してフロー制御アルゴリズムを述べる。

ＲＰＲプロトコルは、システムがリング上の各々のチャネルに対して帯域幅を割り当てて保証することが可能でなければならないことを必要とする。さらに、トランジットバッファが置かれるリングのＭＡＣ層内で複雑なトラフィック管理機能を回避するために、チャネルにわたって損失のないトラフィック分配を供給することが提案された。

米国特許第６，３８５，１６８号

先行技術はＩＥＥＥ ８０２．１７作業部会に対するプレゼンテーションで述べられている。Ｃｏｎｅｘａｎｔは図３に例示される解決策を提案している。トラフィックと待機アーキテクチャは図１に示されたノードＡ上で説明される。提案された解決策は、リングに伝送される挿入（もしくは追加）トラフィックのレートが各々のノードで測定されるフロー制御のメカニズムを述べている。ノードのトランジットバッファ３０が輻輳状態にある場合、挿入トラフィックのレートはフロー制御メッセージ中でリング内の他のノードに連絡される。各々の追加待ち行列３２の供給はリング上のすべての輻輳ノードの最小挿入レートに等しくなるようにシェーパ３４によって制限される。その結果、リング上の各々のノードは等しい量のトラフィックをリングに挿入することを許可される。

Ｃｏｎｅｘａｎｔの解決策は２つの理由で不充分である。まず第１に、それはすべてのノードが利用可能なリング帯域幅の均等な分配をネットワーク内の最も輻輳した点で受けることを必要とする。第２に、最も重要なことであるが、ネットワーク内の最も輻輳した点を横切らないトラフィックがネットワークに入ることを不必要に遮られる可能性があることでこの解決策は妨害している。

Ｌａｎｔｅｒｎ Ｃｏｍｍｕｎｉｃａｔｉｏｎｓは図４に例示されるフロー制御アルゴリズムを提案している。Ｌａｎｔｅｒｎの解決策は、ノードを横切る各々のチャネル（すなわちソースから行き先へのフロー）について重みを規定する。したがって、各々のフロー（チャネルとも呼ばれる）について別個の追加待ち行列４０が存在する。ノードＡからノードＢへのフローに関する待ち行列、ノードＡからノードＣへのフローに関する待ち行列、等々である。これらの待ち行列は仮想の待ち行列、すなわち仕切られた記憶媒体であることも可能である。そのとき、アルゴリズムは各々のフローに関するシェーピングレートｆｉを、以下の式：

に従って計算する。ここで、ｗｉはフローｉに関する重みであってフローｉはノードを横切り、ｒｉは予定された（すなわち最小の）レートである。Ｃは出方向リンクの容量である。シェーパ４２は、重み付けされた偏りのない待ち行列をレート制限することによってシェーピングレートを強制する。この式は３つの項の各々を説明することによって説明されることが可能である。１番目の項は予定されたレートであり、それゆえにシェーピングレートが予定されたレートよりも下に落ちることはあり得ない。３番目の項はノードで利用可能な帯域幅である。それは予定にないいかなる帯域幅と予定された帯域幅の合計にも等しいが、非動作中のフローによって使用されることはない。２番目の項はフローによって使用されることが可能な帯域幅の重み付けされた配分を表す。

Ｌａｎｔｅｒｎの解決策は、式のこれらの項を抽出してそれらをフロー制御メッセージを作り出すノードに局所的に知らせることによってこのフロー制御を達成する。すなわち、それは帯域幅割り当て因数（ＢＡＦ）という項を、式：

によって規定し、リング内の各々のノードにＢＡＦ項を広める。各々のノードはネットワーク上のすべての他のノードからＢＡＦ項を集め、その後、フローが通過するすべてのノードから最小ＢＡＦを使用して所定のフローに関するシェーピングレートを、式：
ｆｍ＝ｒｍ＋ｗｍ×ｍｉｎ（ＢＡＦｊ）
を用いて計算する。ここで、指数ｍは局所的ノードを起源とするフローに関し、指数ｊはフローｍによって横切られるノードに関し、ＢＡＦｊはノードｊにつながる出方向リングに関するＢＡＦである。Ｌａｎｔｅｒｎの解決策は２つの理由で不充分である。まず第１に、利用可能な帯域幅を計算する式はすべての動作中のチャネルの予定されたレートを合計する。しかしながら、単純にチャネルが動作中という理由で、それが完全に予定のレートを使用していることを意味するわけではない。それはまだ少ない使用量である可能性がある。Ｌａｎｔｅｒｎの解決策はこれを考慮していない。第２に、利用可能な帯域幅を計算する式は、利用可能な帯域幅の公平な分配を割り当てられるフローが実際にその全部を使用するかどうかについて考慮していない。フローによって未使用のいかなる利用可能な帯域幅も他のフローに再配分されることが可能である。これら２つの問題点の結果として、Ｌａｎｔｅｒｎの解決策はネットワークの過少使用に結びつく。

ＡｕｒｏｒａＮｅｔｉｃｓはリング内の各ノードに重みを割り当てることによってＣｏｎｅｘａｎｔの解決策を改善することを提案している。この事例では、ノードがリングにトラフィックを挿入することのできるレートは、

によって与えられる。ここで、ｗはｆを算出しているノードの重みであり、ｗｃは輻輳したノードの重みである。レートという用語は輻輳したノードでトラフィックを「加える」割合である。

Ｃｏｎｅｘａｎｔの解決策に存在する妨害の問題を解決しないので、ＡｕｒｏｒａＮｅｔｉｃｓの解決策は不充分である。

各々の先行技術の解決策に伴う問題が前節で述べられている。要約すると、すべてのトラフィックのシナリオの下で充分なネットワーク利用を提供する先行技術の解決策はない。

本願の発明者は、ＲＰＲフロー制御の問題がＡＴＭのＡＢＲフロー制御の問題と類似しており、ＡＢＲフロー制御のアルゴリズムをＲＰＲ用途に使用することが可能であることを見出した。

２００２年５月７日付けの米国特許第６，３８５，１６８号でＤａｖｉｓ氏らはＡＴＭネットワークのＡＢＲサービスに関するフロー制御の問題と提案される解決策を詳細に述べている。ＡＴＭでは、サービス分野にいくつかのクラスがあり、いくつかは認定レートサービスであり、その他はアベイラブルレートサービスである。Ａｖａｉｌａｂｌｅ Ｂｉｔ Ｒａｔｅ（ＡＢＲ）サービスはアベイラブルレートサービスのうちの１つである。ＡＢＲのフロー制御は、ネットワークを通じて特異的なリソースマネジメント（ＲＭ）セルを送っているソースによって達成される。ネットワーク内の各々の交換機は、場合によってＲＭセルに書き込んでそのセルをデータ経路の中の次の交換機に転送することによって輻輳状態を表示する。最後に、行き先がそのＲＭセルをソースに向けて送り返し、返信データ経路内の交換機が輻輳情報をＲＭセルに記入し、それが最終的にソースによって受け取られる。その後、ソースはＲＭセルに含まれた情報に応じてその送信レートを調節する。図５を参照すると、ＡＢＲの待ち行列５０は、待機ＡＢＲセルすべての集合数を表す。ＱＤは全ＡＢＲ接続によって利用される合計待ち行列の深さを示す。線Ｔは設定可能な閾値であって待ち行列深さに関して前もって選択されたターゲットを表す。出力セルのフローは高（認定）優先度およびＡＢＲの両方のトラフィック含む。周期的にＡＢＲの待ち行列は関数ｇ（ＱＤ，Ｔ）を発生し、その結果をＥＲアルゴリズム５２へと送る。ＥＲアルゴリズムは提供される帯域幅ＯＢＷ（ｋ）を次式：

に従って、ｋを繰り返される測定数として計算する。ここで、ｇ（ＱＤ，Ｔ）は、次式：

のうちのいずれか一方の実施形態で与えられる。パラメータＴは設定可能な閾値であり、ｘは［０，１］範囲の小さい実数である。関数ｇ（ＱＤ，Ｔ）は全体的な待ち行列の輻輳および閾値によってのみ決まる。別の選択肢となる実施形態では、ｇ（ＱＤ，Ｔ１，Ｔ２）は、次の形：

をとることが可能である。ここで、Ｔ１とＴ２は設定可能な閾値であり、ｘは［０，１］範囲の小さい実数である。この第２の形はデッドバンドを使用し、デッドバンドでは提供される帯域幅が増やされることも減らされることもない。一般論では、待ち行列の深さの中の帯域の数は、ＯＢＷ（ｋ）に対する更新が変数の任意の関数を想定できるように増やされることが可能である。

本出願人の「Ｍｅｔｈｏｄ ａｎｄ Ａｐｐａｒａｔｕｓ ｆｏｒ Ｐｒｏｖｉｄｉｎｇ Ｄａｔａ Ｆｌｏｗ Ｃｏｎｔｒｏｌ ｏｆ ａ Ｔｒａｎｓｍｉｓｓｉｏｎ Ｐｏｒｔ」というタイトルの係属出願はＡＢＲのトラフィックに関する一般的なＯＢＷを計算するための更に別の選択肢を説明している。その係属出願の中で、一般的ＯＢＷ（ｋ）は、次式：

で与えられる。ここで、ζはＯＢＷ補正変数を表し、ΔＱは伝送ポートの入力データレートと出力データレートから派生する差分項を表し、κは定数である。ノードによってサポートされる各々の接続ｉに関する特異的ＯＢＷ（ｋ）は、次式：

のように得られる。重み付け因数が、システムルール、ユーザオプションなどに基づいて接続の優先順位を決める。

前述したように、これらのアルゴリズムはＡＴＭシステム内でＡＢＲのトラフィックのフロー制御をするために設計されてきた。本願発明者は、これらのアルゴリズムがリングネットワーク、特に、重み付けされた公平な待ち行列および帯域幅の空間再利用の原理の下でリング上のノード間に利用可能な帯域幅が配分されるＲＰＲシステムにも同等に当てはめることが可能であることを見出した。

簡単に述べると、本発明はデュアルリングのパケットネットワーク内の帯域幅管理の技術を指向しており、ここで、帯域幅は一対のノード間のチャネルに対して公平に割り当てられ、かつ保証される。

更なる態様によると、本発明は、リング上の各々のリンクが充分に利用され、各リンク上の帯域幅がチャネル間に、重み付けされた公平な方式で割り当てられることを保証する。

別の態様によると、本発明は、ソースノードでチャネルをシェーピングするために帯域幅割り当て因数を使用する。帯域幅割り当て因数はチャネルの全通過ノードで算出されたそれらの因数のうちの最小値である。

別の態様では、本発明は、ノードについて帯域幅割り当て因数を作り出すためにトランジットバッファのサイズの帰納的非線形関数をノードで使用する。

更に別の態様では、本発明は、リング上に配置された複数のノードを有するパケットのリング電気通信ネットワークにあり、そこではリングの帯域幅はいかなる２つのノード間においても複数のチャネル間で分配される。本発明はソースノードと行き先ノード間のチャネルの帯域幅を管理する方法を指向する。本方法は、ソースノードのトランジットバッファのサイズに基づいて帯域幅割り当て因数を計算するステップ、およびチャネルが通過する複数のノードから帯域幅割り当て因数を集めるステップを含む。本方法はさらに、こうして集めた帯域幅割り当て因数の中から最小の帯域幅割り当て因数を使用してシェーピングレートを計算するステップ、およびそのシェーピングレートを使用してチャネルを通るデータをソースでフロー制御し、その一方でリング上の複数のチャネルによる利用可能な帯域幅の公平な分配の遵守を確実化するステップを含む。

更なる態様では、本発明は、リング上のソースノードと行き先ノードの間のチャネルの帯域幅を管理するためのシステムを指向する。本システムは、ソースノードから外に伝送されるべきトラフィックを待ち行列に入れるための、１以上のチャネルの集合体であるトランジットバッファ、様々な測定時間にトランジットバッファのサイズをモニタするための手段、および様々な時間に測定されたトランジットバッファのサイズを使用することによって帯域幅割り当て因数を生成するための手段を含む。本システムはさらに、チャネルが通過する他のノードから帯域幅割り当て因数を集め、こうして集めた帯域幅割り当て因数の中から最小の帯域幅割り当て因数を派生させるための手段、最小の帯域幅割り当て因数に基づいてチャネルについてシェーピング因数を生じるための制御器、およびシェーピング因数を使用してチャネルのトラフィックをフロー制御するためのシェーパを含む。

図６は、本発明の一実施形態におけるノードのうちの１つを、更に詳細な様式で図式的に示している。図に見られるように、個々のノードの構造は二重の追加−引き落としマルチプレクサ（ＡＤＭ）であって、一方は部分リング０（東方向もしくは時計回り方向）のため、他方は部分リング１（西方向もしくは反時計回り方向）のためのものと考えることが可能である。図６で、各々のＡＤＭはＲＰＲのＭＡＣブロックと各部分リングのためのアクセスブロックとで構成される。トラフィックは部分リング０の入力部で受けられ、ヘッダ処理６０の後に、トラフィックは引き落とし待ち行列６２または通過待ち行列（トランジットバッファ）６４のいずれかへと送られる。ノードで追加されるトラフィックは追加待ち行列６６に保存される。これら追加と引き落としの待ち行列が各々１以上のチャネルのための複数の待ち行列（フロー）であることに留意すべきである。これらの待ち行列はまた、すべての動作中チャネルのための仮想の待ち行列であることも可能である。トラフィックはシェーパ６８または媒体アクセスレートのポリシング７０でシェーピングされ、それにより、挿入される各チャネルが、部分リング０の出力部の外への伝送のためにトランジットバッファ６４内の待ち行列に入れられる前に課されるルールとレートに従うことを確実化する。反対方向のトラフィックは厳密に同じ様式で扱われる。データベース７２を参照することによって、制御器７４はどの部分リングのトラフィックが通過または挿入されるべきかを判定する。リンクまたはステーションが故障すると、制御器は保護メカニズムを発動し、制御器は故障を迂回するためにどの部分リングのトラフィックが挿入または通過させられるべきかを決定する。

本発明は各チャネルのためのフロー制御パラメータとしてＢＡＦ（Ｂａｎｄｗｉｄｔｈ Ａｌｌｏｃａｔｉｏｎ Ｆａｃｔｏｒ）の概念を使用し、そのパラメータはリング上のすべてのノードへと連絡される。しかしながら、上述したＬａｎｔｅｒｎの解決策のように利用可能帯域幅の重み付けされた分配を使用する代わりに、本発明の一実施形態はｋを繰り返し数として測定時間ｋのトランジットバッファ６４のサイズ（深さ）Ｑ（ｋ）の帰納的非線形関数を使用することによって、次式：

に基づいてＢＡＦを計算する。ここで、ｋは繰り返し数であり、Ｃ（ｋ）は非定形の変数であってトランジットバッファのサイズの帰納的関数であり、Ｑ（ｋ）は測定時間ｋのトランジットバッファのサイズである。リング内の各ノードは、チャネルが通過するリング上のノードすべてから得たＢＡＦ値を使用して所定のチャネルｍについてシェーピングレートｆｍを、式：

により計算する。ここで、ｆｍは局所的ノードに起源を発するチャネルｍに関するシェーピングレートであり、ｗｍは重みであり、ｒｍはチャネルｍの最小レートであり、ＢＡＦｊはノードｊに関するＢＡＦであり、ｍｉｎ（ＢＡＦｊ）はチャネルが通過するすべてのノードｊに関する最小のＢＡＦ値である。シェーピングレートは、シェーパと待ち行列の組み合わせである重み付けされた公平な待ち行列のレート制限（ＲＬ／ＷＦＱ）によって各々のノードに強制される。

一実施形態では、関数ｆ（Ｑ（ｋ），Ｑ（ｋ−１））は先行する測定（ｋ−１）から現在の測定（ｋ）までのトランジットバッファの深さの変化を表す。したがって、それは、

のように表すことが可能である。ここで、パラメータＴは設定可能な閾値であり、ｘは［０，１］の範囲の小さい実数である。

更に別の選択肢となる実施形態では、ｆ（Ｑ（ｋ），Ｑ（ｋ−１））は、

といった形をとることが可能である。この第２の形はデッドバンド（Ｔ１とＴ２の間）を使用し、そこでは提供される帯域幅は増やされることも減らされることもない。

更に別の実施形態によると、ｆ（Ｑ（ｋ），Ｑ（ｋ−１））は、式：

によって与えられる。ここで、ΔＱは、ソースノードの入り方向の入力データレートと出方向の出力データレートから派生する差分項を表し、κは定数である。

更なる実施形態では、ｆ（Ｑ（ｋ），Ｑ（ｋ−１））は、式：

によって与えられることもやはり可能である。ここで、κ１とκ２は定数であり、Ｅは誤差項を表し、Ｔはターゲットの待ち行列の値を表す。このアルゴリズムはターゲットの待ち行列のサイズを考慮に入れることになるであろう。

提案した発明は、リング上の各々のリンクが充分に利用され、各々のリンクの帯域幅がチャネル間で重み付けされた公平な方式で割り当てられることを保証する。トランジットバッファ内の単純なトラフィック管理アーキテクチャを伴ってこれを達成する。

４つのノードを有する単純化したデュアルリングネットワークを図式的に示す図である。 リングネットワーク内の６つのノードを示し、全体的および局所的アクセスの両方が必要とされる事例の範例を具体的に示す図である。 フロー制御の知られているメカニズムを図式的に例示する図である。 フロー制御の別の知られているメカニズムを図式的に例示する図である。 ＡＴＭネットワークのＡＢＲのトラフィックを扱うために設計された知られているフロー制御メカニズムを示す図である。 本発明の一実施形態によるフロー制御のための特徴を有するリング上のノードを図式的に示す図である。

符号の説明

１０ 入り方向部分リング
１２ 出方向部分リング
１４、１６ リンク
２０、２２、２４ データ送信
３０ トランジットバッファ
３２、４０、６６ 追加待ち行列
３４、４２、６８ シェーパ
５０ ＡＢＲの待ち行列
５２ ＥＲアルゴリズム
６０ ヘッダ処理
６２ 引き落とし待ち行列
６４ トランジットバッファ
７０ 媒体アクセスレートのポリシング
７２ データベース
７４ 制御器
Ａ、Ｂ、Ｃ、Ｄ、Ｅ、Ｆ ノード（ステーション）

Claims (21)

1. リング上に配置される複数のノードを有し、前記リングの帯域幅がいかなる２つのノード間でも複数チャネル間で分配されるパケットリング電気通信ネットワークにて、ソースノードと行き先ノードの間のチャネルの前記帯域幅を管理する方法であって、
   前記ソースノードのトランジットバッファのサイズに基づいて帯域幅割り当て因数を計算するステップと、
   前記チャネルが通過する複数ノードから帯域幅割り当て因数を集めるステップと、
   こうして集められた帯域幅割り当て因数の中から最小の帯域幅割り当て因数を使用してシェーピングレートを計算するステップと、
   リング上の複数のチャネルによる利用可能帯域幅の公平な分配を確実に遵守する一方で、前記シェーピングレートを使用して前記チャネルを通るデータを前記ソースノードでフロー制御するステップと、を含み、
   ｋを繰り返し数とし、ＢＡＦを帯域幅割り当て因数とし、Ｃ（ｋ）を非定形の変数とし、Ｑ（ｋ）を測定時間ｋのトランジットバッファのサイズとするとき、帯域幅割り当て因数を計算するステップが、式：
   

   

   に従う、トランジットバッファのサイズの帰納的非線形関数に基づく、方法。
2. ｆｍを前記ソースノードを起源とするチャネルｍに関する前記シェーピングレートとし、ｗｍを重みとし、ｒｍをチャネルｍの最小レートとし、ＢＡＦｊをノードｊに関するＢＡＦとし、ｍｉｎ（ＢＡＦｊ）を前記チャネルが通過するすべてのノードｊに関する最小のＢＡＦ値とするとき、前記シェーピングレートは、式：
   

   

   のように規定される請求項１に記載の方法。
3. パラメータＴを設定可能な閾値とし、ｘを［０，１］の範囲の小さい実数とするとき、ｆ（Ｑ（ｋ），Ｑ（ｋ−１））が、式：
   

   

   の形をとる請求項２に記載の方法。
4. Ｔ１とＴ２を設定可能な閾値とし、ｘを［０，１］の範囲の小さい実数とするとき、ｆ（Ｑ（ｋ），Ｑ（ｋ−１））が、式：
   

   

   の形をとる請求項２に記載の方法。
5. ΔＱを前記ソースノードの出方向の出力データレート及び入力データレートから派生する差分項とし、κを定数とするとき、Ｃ（ｋ）が、式：
   

   

   で与えられる請求項２に記載の方法。
6. κ１とκ２を定数とし、Ｅを誤差項とし、Ｔをターゲットの待ち行列の値とするとき、、Ｃ（ｋ）が、式：
   

   

   で与えられる、請求項２に記載の方法。
7. 前記リングが一対の反対回りの部分リングを含むデュアルリング構造であり、前記ソースノードと前記行き先の間のチャネルが前記２つの部分リングのいずれかを占め、各々のノードが各々の部分リングに関するトランジットバッファを含み、
   部分リングの一方の上で前記チャネルが通過する複数ノードから帯域幅割り当て因数を集めるステップと、
   こうして集められた帯域幅割り当て因数の中から最小の帯域幅割り当て因数を使用してシェーピングレートを計算するステップと、
   前記リング上の複数のチャネルによる利用可能帯域幅の公平な分配を確実に遵守する一方で、前記シェーピングレートを使用して前記チャネルを通るデータを前記ソースノードでフロー制御するステップと、を更に含む請求項３に記載の方法。
8. 前記リングが一対の反対回りの部分リングを含むデュアルリング構造であり、前記ソースノードと前記行き先の間のチャネルが前記２つの部分リングのいずれかを占め、各々のノードが各々の部分リングに関するトランジットバッファを含み、
   部分リングの一方の上で前記チャネルが通過する複数ノードから帯域幅割り当て因数を集めるステップと、
   こうして集められた帯域幅割り当て因数の中から最小の帯域幅割り当て因数を使用してシェーピングレートを計算するステップと、
   前記リング上の複数のチャネルによる利用可能帯域幅の公平な分配を確実に遵守する一方で、前記シェーピングレートを使用して前記チャネルを通るデータを前記ソースノードでフロー制御するステップと、を更に含む請求項４に記載の方法。
9. 前記リングが一対の反対回りの部分リングを含むデュアルリング構造であり、前記ソースノードと前記行き先の間のチャネルが前記２つの部分リングのいずれかを占め、各々のノードが各々の部分リングに関するトランジットバッファを含み、
   部分リングの一方の上で前記チャネルが通過する複数ノードから帯域幅割り当て因数を集めるステップと、
   こうして集められた帯域幅割り当て因数の中から最小の帯域幅割り当て因数を使用してシェーピングレートを計算するステップと、
   前記リング上の複数のチャネルによる利用可能帯域幅の公平な分配を確実に遵守する一方で、前記シェーピングレートを使用して前記チャネルを通るデータを前記ソースノードでフロー制御するステップと、を更に含む請求項５に記載の方法。
10. 前記リングが一対の反対回りの部分リングを含むデュアルリング構造であり、前記ソースノードと前記行き先の間のチャネルが前記２つの部分リングのいずれかを占め、各々のノードが各々の部分リングに関するトランジットバッファを含み、
    部分リングの一方の上で前記チャネルが通過する複数ノードから帯域幅割り当て因数を集めるステップと、
    こうして集められた帯域幅割り当て因数の中から最小の帯域幅割り当て因数を使用してシェーピングレートを計算するステップと、
    前記リング上の複数のチャネルによる利用可能帯域幅の公平な分配を確実に遵守する一方で、前記シェーピングレートを使用して前記チャネルを通るデータを前記ソースノードでフロー制御するステップと、を更に含む請求項６に記載の方法。
11. リング上に配置される複数のノードを有し、前記リングの帯域幅がいかなる２つのノード間でも複数チャネル間で分配されるパケットリング電気通信ネットワークで、前記リング上のソースノードと行き先ノードの間のチャネルの前記帯域幅を管理するためのシステムであって、
    前記ソースノードの外に伝送される１以上のチャネルの集合体であるトラフィックを待ち行列に入れるためのトランジットバッファと、
    様々な測定時間に前記トランジットバッファのサイズをモニタするための手段と、
    前記様々な時間に測定された前記トランジットバッファのサイズを使用することによって前記ソースノードから前記行き先ノードまでの前記チャネルに関する帯域幅割り当て因数を生じるための手段と、
    前記チャネルが通過する他のノードから帯域幅割り当て因数を集め、こうして集められたそれらの因数の中から最小の帯域幅割り当て因数を派生させるための手段と、
    前記最小の帯域幅割り当て因数に基づいて前記チャネルに関するシェーピング因数を生じるための制御器と、
    前記シェーピング因数を使用して前記チャネルのトラフィックをフロー制御するためのシェーパと、を含み、
    ｋを繰り返し数とし、Ｃ（ｋ）を非定形の変数とし、Ｑ（ｋ）を前記測定時間ｋのトランジットバッファのサイズとするとき、前記帯域幅割り当て因数を生じるための前記手段が、式：
    

    

    に従う、トランジットバッファのサイズの帰納的非線形関数に基づいて前記帯域幅割り当て因数を計算するためのアルゴリズムの手段を含むシステム。
12. ｆｍを前記ソースノードを起源とするチャネルｍに関する前記シェーピングレートとし、ｗｍを重みとし、ｒｍをチャネルｍの最小レートとし、ＢＡＦｊをノードｊに関するＢＡＦとし、ｍｉｎ（ＢＡＦｊ）を前記チャネルが通過するすべてのノードｊに関する最小のＢＡＦ値とするとき、前記制御器が、式：
    

    

    で規定されるシェーピングレートを生じる請求項１１に記載のシステム。
13. パラメータＴを設定可能な閾値とし、ｘを［０，１］の範囲の小さい実数とするとき、ｆ（Ｑ（ｋ），Ｑ（ｋ−１））が、式：
    

    

    の形をとる請求項１２に記載のシステム。
14. パラメータＴ１とＴ２を設定可能な閾値とし、ｘを［０，１］の範囲の小さい実数とするとき、ｆ（Ｑ（ｋ），Ｑ（ｋ−１））が、式：
    

    

    の形をとる請求項１２に記載のシステム。
15. ΔＱが前記ソースノードの出方向の出力データレート及び入力データレートから派生する差分項を表すこととし、κを定数とするとき、Ｃ（ｋ）が、式：
    

    

    で与えられる請求項１２に記載のシステム。
16. κ１とκ２を定数とし、Ｅが誤差項を表すこととし、Ｔをターゲットの待ち行列の値を表すこととするとき、Ｃ（ｋ）が、式：
    

    

    で与えられる請求項１２に記載のシステム。
17. 前記リングが一対の反対回りの部分リングを有し、前記ソースノードと前記行き先ノードの間のチャネルが前記２つの部分リングのうちの一方を占め、各々の部分リングについて、
    前記部分リング内の１以上のチャネルの集合体であって前記ソースノードの外に伝送されるトラフィックを、待ち行列に入れるためのトランジットバッファと、
    様々な測定時間に前記トランジットバッファのサイズをモニタするための手段と、
    前記様々な時間に測定された前記トランジットバッファのサイズを使用することによって前記部分リングを通る前記ソースノードから前記行き先ノードまでの前記チャネルに関する帯域幅割り当て因数を生じるための手段と、
    前記チャネルが通過する他のノードから帯域幅割り当て因数を集め、こうして集められたそれらの因数の中から最小の帯域幅割り当て因数を派生させるための手段と、
    前記最小の帯域幅割り当て因数に基づいて前記チャネルに関するシェーピング因数を生じるための制御器と、
    前記シェーピング因数を使用して前記チャネルのトラフィックをフロー制御するためのシェーパと、を含む請求項１２に記載のシステム。
18. 前記リングが一対の反対回りの部分リングを有し、前記ソースノードと前記行き先ノードの間のチャネルが前記２つの部分リングのうちの一方を占め、各々の部分リングについて、
    前記部分リング内の１以上のチャネルの集合体であって前記ソースノードの外に伝送されるトラフィックを、待ち行列に入れるためのトランジットバッファと、
    様々な測定時間に前記トランジットバッファのサイズをモニタするための手段と、
    前記様々な時間に測定された前記トランジットバッファのサイズを使用することによって前記部分リングを通る前記ソースノードから前記行き先ノードまでの前記チャネルに関する帯域幅割り当て因数を生じるための手段と、
    前記チャネルが通過する他のノードから帯域幅割り当て因数を集め、こうして集められたそれらの因数の中から最小の帯域幅割り当て因数を派生させるための手段と、
    前記最小の帯域幅割り当て因数に基づいて前記チャネルに関するシェーピング因数を生じるための制御器と、
    前記シェーピング因数を使用して前記チャネルのトラフィックをフロー制御するためのシェーパと、を含む請求項１３に記載のシステム。
19. 前記リングが一対の反対回りの部分リングを有し、前記ソースノードと前記行き先ノードの間のチャネルが前記２つの部分リングのうちの一方を占め、各々の部分リングについて、
    前記部分リング内の１以上のチャネルの集合体であって前記ソースノードの外に伝送されるトラフィックを、待ち行列に入れるためのトランジットバッファと、
    様々な測定時間に前記トランジットバッファのサイズをモニタするための手段と、
    前記様々な時間に測定された前記トランジットバッファのサイズを使用することによって前記部分リングを通る前記ソースノードから前記行き先ノードまでの前記チャネルに関する帯域幅割り当て因数を生じるための手段と、
    前記チャネルが通過する他のノードから帯域幅割り当て因数を集め、こうして集められたそれらの因数の中から最小の帯域幅割り当て因数を派生させるための手段と、
    前記最小の帯域幅割り当て因数に基づいて前記チャネルに関するシェーピング因数を生じるための制御器と、
    前記シェーピング因数を使用して前記チャネルのトラフィックをフロー制御するためのシェーパと、を含む請求項１４に記載のシステム。
20. 前記リングが一対の反対回りの部分リングを有し、前記ソースノードと前記行き先ノードの間のチャネルが前記２つの部分リングのうちの一方を占め、各々の部分リングについて、
    前記部分リング内の１以上のチャネルの集合体であって前記ソースノードの外に伝送されるトラフィックを、待ち行列に入れるためのトランジットバッファと、
    様々な測定時間に前記トランジットバッファのサイズをモニタするための手段と、
    前記様々な時間に測定された前記トランジットバッファのサイズを使用することによって前記部分リングを通る前記ソースノードから前記行き先ノードまでの前記チャネルに関する帯域幅割り当て因数を生じるための手段と、
    前記チャネルが通過する他のノードから帯域幅割り当て因数を集め、こうして集められたそれらの因数の中から最小の帯域幅割り当て因数を派生させるための手段と、
    前記最小の帯域幅割り当て因数に基づいて前記チャネルに関するシェーピング因数を生じるための制御器と、
    前記シェーピング因数を使用して前記チャネルのトラフィックをフロー制御するためのシェーパと、を含む請求項１５に記載のシステム。
21. 前記リングが一対の反対回りの部分リングを有し、前記ソースノードと前記行き先ノードの間のチャネルが前記２つの部分リングのうちの一方を占め、各々の部分リングについて、
    前記部分リング内の１以上のチャネルの集合体であって前記ソースノードの外に伝送されるトラフィックを、待ち行列に入れるためのトランジットバッファと、
    様々な測定時間に前記トランジットバッファのサイズをモニタするための手段と、
    前記様々な時間に測定された前記トランジットバッファのサイズを使用することによって前記部分リングを通る前記ソースノードから前記行き先ノードまでの前記チャネルに関する帯域幅割り当て因数を生じるための手段と、
    前記チャネルが通過する他のノードから帯域幅割り当て因数を集め、こうして集められたそれらの因数の中から最小の帯域幅割り当て因数を派生させるための手段と、
    前記最小の帯域幅割り当て因数に基づいて前記チャネルに関するシェーピング因数を生じるための制御器と、
    前記シェーピング因数を使用して前記チャネルのトラフィックをフロー制御するためのシェーパと、を含む請求項１６に記載のシステム。

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