JP5335815B2

JP5335815B2 - 送達時間保証および区分化されたサービスレベルをサポートする、高速ファイル送達サービスのための実用的モデル

Info

Publication number: JP5335815B2
Application number: JP2010543140A
Authority: JP
Inventors: クリスティーンマンソン，マイケル; シム，サーバン; シュー，イン
Original assignee: Aspera Inc
Current assignee: Aspera Inc
Priority date: 2008-01-17
Filing date: 2009-01-16
Publication date: 2013-11-06
Anticipated expiration: 2029-01-16
Also published as: US8051017B2; EP2238719B1; CA2712239A1; WO2009091580A1; CN102037690B; US8909560B2; US20120047093A1; US20090276271A1; JP2011510564A; CN102037690A; CA2712239C; AU2009205645A1; EP2238719A1; AU2009205645B2

Description

＜関連する出願＞
本出願は、２００８年１月１７日に出願された、米国仮特許出願整理番号６１／０２１，７６６の優先権を主張し、３５Ｕ．Ｓ．Ｃ１１９（ｅ）節の下で、参照によって本明細書に組み入れられる。本出願は、その全体において、以下の出願の明細書もまた参照によって組み入れられる。それは、“BULK DATA TRANSFER PROTOCOL FOR RELIABLE, HIGH-PEFORMANCE DATA TRANSFER WITH INDEPENDENT, FULLY MANAGEABLE RATE CONTROL”と題され、２００４年１２月２４日に出願された米国仮特許出願整理番号６０／６３８，８０６と、“BULK DATA TRANSFER”と題され、２００５年１２月２３日に出願された米国特許出願整理番号１１／３１７，６６３と、“METHOD AND SYSTEM FOR AGGREGATE BANDWIDTH CONTROL”と題され、２００７年９月４日に出願された米国特許出願整理番号１１／８４９，７４２である。

＜背景技術＞
メディアおよびエンターテイメント産業全般にわたって、従来のアナログプロセスは、全てデジタルで、ファイルベースのワークフローによって急速に取って代わられつつある。大部分のデジタルワークフローの中心部で、事業ユニット間もしくは会社間でファイルベースのデータを移動することは、基本的な要件である。撮影後、最終段階前の吹き替え、現地語化、もしくは複製を介して、未加工のメディアの取り込みから、視聴者への配布まで、ファイルベースのメディアは常に要素間で移動する。長年の間、幾らかの量の電子ファイル転送は、従来のＦＴＰ、もしくは個人ネットワークサービスへの送達をオフロードする専用の送達サービスを介して行われてきたが、大部分においては、ほとんどのメディアは、いまだにある場所からまた別の場所へと物理的に輸送されるか、または、配達される。これには以下のような多くの理由がある。それは、ファイルサイズが大きすぎて、ＦＴＰなどの従来のプロトコルの乏しい帯域幅の使用では実用的な転送ができないこと、専用の送達サービスは、多用する場合には特に周知のごとく高価であること、電子サービスは、準備が完全に整っておらず、安全でなく、不便であり、または未完成であるとみなされることである。我々は、これらの理由は全て、送達時間に基づいて価格が決まり、返金するような経済的モデルを含む、迅速な世界的規模の送達を提供することが可能な物理的な宅配を反映するような、業務用の電子ファイル送達サービスを構築するまでには起こり得なかった、包括的な問題点の一部であると信じている。

Federal Express（登録商標）、UPS（登録商標）、もしくは他の商業的宅配などの、簡素で基本的な質のサービスを提供する電子ファイル転送サービスは（またはそのようなものを構築するための経済的もしくは技術的モデルでさえも）いまだに存在しない。物理的な送達分野においては、これらのサービスは、ユーザが全世界的に移動させる可能性のある小荷物に対する送達時間保証を購入することを可能にする。価格決定は、その送達が到着しなければならない時間および小荷物の大きさに依存する。始点から終点までの完全な追跡が構築されている。サービスに対する需要が増加する場合には、価格は上昇する。送達が遅れる場合には、ユーザは、取引を他の配送会社へ任せる。通常の標準的市場の力が容易に働いて、市場によって影響される価格、および誰もが受け入れることが可能だと感じられるシステムを形成する。もし送達がより速く到着することを必要とする場合には、さらに高額を支払い、その結果、より多く支払う場合には、送達時間の獲得を期待することができる。

対称的に、電子ファイル転送分野においては、ファイルを移動するという典型的試みは、従来のＦＴＰを使用するか、または、おそらく、ユーザのために送達を実施する専用送達サービスを使用する。ＦＴＰ（および従来のＴＣＰベースのファイル転送プロトコル）は、広い領域では信頼性が低く、帯域幅を使用することができず、変化しやすいパケット損失および往復遅延によってネットワーク上の送達時間を保証することが不可能である。送達時間が保証されうる場合でさえも、ＦＴＰを提供するサービスプロバイダには、ユーザにとっての送達の有用性に基づく有意義な価格決定システムを形成する手段がない。送達が到着するとき、その送達のネットワーク利用に対応するコストは他のユーザにかかる。

幾つかの会社は、回避方法として専用の送達サービスに依存している。これらのサービスは、送達時間保証を確保するために、衛星による通信回線もしくは他の高額な費用のかかるインフラストラクチャを介してファイルを送信し、ユーザが何バイト送信するかに基づいて、ユーザに対してそのインフラストラクチャのコストを請求しうる。価格決定は、使用に伴い高額に設定され、ある程度の質のサービス保証を得ようという意図のもとで、インターネット帯域幅の定額制料金の利点を犠牲にする。

ＴＣＰを使用するファイル転送技術に対する、種々のパケット損失およびネットワーク待ち時間の条件下で達成可能な最大スループットを示す。混雑状態コストの計算の一例を示す。最善努力式送達の概要を示す。時間保証式送達の概要を示す。種々の既定超過の概要を示す。例示的な一システムを示す。

本明細書では、業務用の電子ファイル転送サービスを提供するためのシステムおよび方法が説明される。その転送サービスは、現在に至るまでの物理的な宅配サービスと同様の方法で価格を見積もることが可能で、デジタルメディア供給会社のニーズを、運転の状況と同様に使用する。このような電子ファイル送達サービスは、保証された時間内に（全世界的に高速で）ファイルを送達し、区分化されたサービスレベルを提供し、サービスプロバイダに対して公平で、実用的な返金システムを提供しなければならない。このようなサービスと、新規であっても既知の技術コンポーネントを構築するための実用的な経済的モデルを紹介する。

＜宅配業務の特徴と電子分野における課題＞
物理的な配送サービスの機能を考慮した、業務用の電子ファイル転送サービスの特徴を説明することから開始する。現在の技術の欠点および電子分野において同一の機能を実現する上で妨げとなる欠如部分を説明する。

ユーザが物理的宅配サービスを介して配送を発注するとき、対照的に言えば、通常の郵送サービスを使用して小荷物を送るとき、サービスに対して支払をする第一の理由は、小荷物の送達時間の保証である。さらには、ユーザは、小荷物の到着時間に概ね関連付けられる価格を支払うことを予期する。つまり、要求される到着が早ければ早いほど、ユーザはより多くの支払を予期する。宅配業者は、地方もしくは地域においてのみでなく、全世界的に、この到着時間に対する支払サービスを提供することが可能である。目的地が世界的である場合でも、ユーザは、目標とされる到着時間が満足されるかという点で、その送達が地域的に送られる場合よりも決して多くのリスクを予期しない。

電子的転送サービスは、現在に至るまで、大規模には成功していない。なぜなら、従来技術は、いくつもの点で、このようなモデルを再構築するために必要な機能を提供することができないからである。第一に、従来のＴＣＰベースのファイル転送プロトコルは、広い領域では速度が遅く、ユーザが送達時間に対する支払を望む場合でもそれを保証することはできない。第二に、ＴＣＰによって使用されるフローレート帯域幅割り当ては、妥当な返金システムをプロバイダが構築するための手段を提供しない。その返金システムにおいて、ユーザは、当然の有用性対象（送達時間の達成）、または、システムに対する実際のコスト（他の送達を遅らせた混雑状態）に基づいて送達に対する金額を支払う。以下の節でこの両方の点を説明する。

通信制御プロトコル（ＴＣＰ）上に構築されるＦＴＰおよび従来のファイル転送プロトコルは、広域のファイル転送を、多くの場合、非実用的になるまで速度を遅延させ、不安定にし、かつ、予測不可能にする、ＴＣＰプロトコルにおける固有のスループット障害が問題となる。ＴＣＰは、パケット損失および待ち時間が増加するとより深刻になる、固有のスループット障害を有する。図１における棒グラフは、ＴＣＰを使用する（黄色で示される）ファイル転送技術のためのＯＣ−３（１５５Ｍｂｐｓ）リンクにおける、種々のパケット損失およびネットワーク待ち時間の条件下で達成可能な、最大のスループットを示す。スループットは、ネットワーク往復遅延時間（ＲＴＴ）およびパケット損失にのみ依存する明確な理論上の限界を有する。また、より多くの帯域幅を追加することは、効果的なスループットを変化させることはないことに留意されたい。ファイル転送速度は改善せず、高価な帯域幅は十分に活用されない。

スループット障害の原因は、ＴＣＰがそのデータフローレートを制御するために使用する機構にある。ＴＣＰ送信者は、ネットワークへとさらなるデータを注入するために、ＴＣＰ受信者からの各パケットの受信確認を必要とする。受信確認が届かないときには、ＴＣＰは、ネットワーク容量のオーバードライブ（混雑状態）とみなし、積極的混雑回避アルゴリズムを入力する。このアルゴリズムによって、データフローレートは、大幅に減少し、最新のパイプを塞がないのに十分なほどレートを遅くして回復させる。（混雑状態によるものではなく）ネットワークメディアによる、往復遅延待ち時間もしくはビットエラーにおける小さな変化でさえも、ＴＣＰに対して、混雑回避の入力を引き起こしうる。標準のＴＣＰは、パケット損失の原因と真のリンク混雑状態とを区別するような機能は備えていない。ファイル転送に対する影響は、劇的である。

ＴＣＰファイル転送は速度が遅く、単一ファイル転送の帯域幅使用には不向きである。大学構内ネットワークにおいては、たとえ無視できるパケット損失（グラフの左隅）でも、最大のＴＣＰスループットは、最新の高速リンクを満たさない。標準のＴＣＰは、単一のパケット損失に応じてスループットを半減させ、たとえ低い割合の損失であっても、高速でＴＣＰスループットを大幅に低下させ、帯域幅を十分に活用されないままにする。

帯域幅利用問題は、より多くのネットワーク待ち時間がパケット損失と組み合わせられた広い領域のリンクにおいて悪化する。アメリカ合衆国を網羅する典型的なＦＴＰ転送は、数メガビット／秒の最大の理論上の限界を有し、通常の世界的なリンクにおいては、メガビット／秒からキロビット／秒へと低下する。ファイル転送終点におけるＴＣＰネットワーキングスタックによって使用されるオペレーティングシステムパラメータの“チューニング”、または、ＴＣＰ加速を適用することによって、ＴＣＰにより大きなデフォルト“ウインドウ”を使用させて、清浄なネットワークにおけるスループットを改善するが、広域ネットワークで典型的なパケット損失とともに、その改善は低下するかまたは消失する。

スループットは、パケット損失が増加すると減少し、安定性があり、かつ、予測可能な転送レート（および時間）を達成することは不可能である。たとえユーザが送達時間優先のための支払をした場合でも、または、パケット損失が、衛星もしくはワイヤレスネットワークなど、単にネットワークメディアのアーティファクトである場合でも、改変されていない標準（Ｒｅｎｏ）ＴＣＰスタックが、パケット損失によるスループットの減少を防ぐのは実際には不可能である。世界中の遠隔地へと、標準のＦＴＰもしくは類似のプロトコルを使用して、業務用として送達時間の保証を提供することは、ＷＡＮパスが、高くて変化しやすいパケット損失を有する場合には、絶対的に不可能である。この問題は、持続時間が長くなるにつれてストールもしくは失敗の可能性が増加するため、大きなデータセットの転送に対してはより深刻である。

ＴＣＰ性能障害に加えて、従来のＴＣＰ転送プロトコルは、レートに基づく帯域幅割り当てに依存し、レートに基づく帯域幅割り当ては、コストならびにユーザの観点から転送期限を満足させる利点に対して不透明であり、したがって、ネットワーク利用の価格決定に対して不向きである。ネットワークにおける帯域幅の需要が供給を超えるとき、ＴＣＰレート制御は、帯域幅を奪い合っている複数のフローの速度を減少させる。これは、全てのフローに帯域幅を等しい占有率で与えるという意図の方針によるものである。これには、特定のフローがより多くの帯域幅を占めることを必要とする場合に、明らかな問題がある。すなわち、ユーザは送達時間保証に対する支払をしたとしても、それを実現する明確な機構が存在しないのである。しかしながら、ファイル送達サービスのためのより深刻な問題点は、お互いの利用に対してフローを充填する明らかに“公正な”方法が、ユーザの実際の目的を無視しているということである。

例えば、ＴＣＰのフローレートごとの割り当ては、任意のユーザもしくはプログラムが幾つのフローを実行しているか、または、これらのフローがどれくらいの間実行しているかに関する知識を有しない。その結果として、貪欲なユーザは、彼もしくは彼女が望む、できるだけ多くの転送ストリームを開き、ただ一つのフローのみを実行するユーザ以上の支払をしない。同様に、長い間実行する転送は、他の多くの転送レートを減少させる原因となるが、影響を与えない短い転送以上には支払をしない。つまり、ＴＣＰのフローレート割り当ては、競合する転送間の公正性を確保することもなく、転送ネットワークの使用に対するユーザへの公正な金額を請求する基礎を提供することもない。標準のＴＣＰのフローレートに基づく割り当ては、共有ネットワークの利用に対する価格決定システムを達成するための不適切な基盤であることが主張されてきた。（例えば、B. BriscoeによるFlow Rate Fairness : Dismantling a Religion（ACM SIGCOMM Computer Communication Review, 37(2) : 65-74, 2007年4月）ならびに、F.P. Kelly, A.K. Maulloo およびD. K. H. TanによるRate control for communication networks: shadow prices, proportional fairness and stability (Journal of the Operational Research Society, 49(3): 237-252, 1998年) を参照されたい。）代わりに、どの程度の帯域幅が競合するネットワークフロー（我々の世界においては、競合するネットワーク転送）に割り当てられるかを決定するための論理は、ネットワーク終点に存在するべきであり、ユーザおよび彼らのプログラムへと直接示されなければならない、ということが主張される。さらには、ネットワーク利用の価格は、ユーザが得る利益（電子ファイル送達サービスにおいては、いつ転送が完了するか）および他のユーザに対するコスト（電子ファイル送達サービスにおいては、そのユーザの転送が、どの程度他のユーザの転送の遅延を引き起こすか）に直接基づくべきである。

議論は、“混雑状態に基づく”価格決定を要求する。その価格決定は、当該ユーザによる共有ネットワークの使用が、ある期間にわたって他のユーザのフローに引き起こす混雑状態の代価を、ユーザに対して明確に請求する。著者は、このモデルが、フローレートに基づく価格決定における当然の抜け穴を回避すると主張する。ここでいう抜け穴には、（並行ストリームもしくはＢｉｔｔｏｒｒｅｎｔピアツーピアアプリケーションのように）正規ユーザおよびプログラムがより高い帯域幅割り当てを得ようとして複数の転送ストリームを開く場合と、“より長い間実行する”ユーザが、持続時間の短い転送のユーザ以上には支払をしない場合とがある。このモデルは、ユーザが得る利益（転送完了時間）に対して正確に価格を請求し、プロバイダがユーザに最も競争力のある価格を提供することで競争して彼らの目的を達成しなければならない自然な市場を形成する。例えば、ユーザが、混雑状態のために、他のプロバイダのネットワークにおいてよりも、あるプロバイダのネットワークにおいて、同一の送達時間に対してより多くの価格を請求されているとすると、ユーザはプロバイダを結果的に切り替え、顧客を失ったプロバイダは帯域幅を追加しようとする動機をもつであろう。

＜電子ファイル送達サービス＞
以下において説明されるのは、混雑状態に基づく価格決定を使用して送達に対してユーザに価格を請求する、終了時間保証を伴った電子ファイル送達サービスのモデルである。定額制料金のサービスが既にインターネットサービスの標準となっているので、ユーザは、転送帯域幅応じた定額制料金での加入を期待し、プロバイダはそれを提供すると仮定する。また、過剰な供給を避けるために、ユーザからの全転送によって使用される総帯域幅を制限して、既定の場合においては、加入時の帯域幅を超えないようにする技術的手段を提供する。より多くの帯域幅を必要とする転送に対して混雑状態に基づく価格決定を提供し、それらの転送を期限に間に合わせる。規定を超過する送達の価格は、その利益（転送期限）に応じて直接ユーザに課され、他のユーザに対するコスト（そのユーザの転送が、どの程度、ある期間にわたり混雑状態として他の転送の遅延を引き起こすか）によって決定される。我々のモデルは、ネットワーク遅延およびパケット損失を伴う人工的なスループット障害を有さない新規の転送技術、および、目標の帯域幅使用方針を満足させるために使用されうる動的レート制御に依存する。

本節においては、モデルをまず経済的モデルとして実用的な用語で紹介し、如何にして、プロバイダが送達サービスをユーザに供給し、その使用に対して請求するかを説明する。

要約すると、我々のモデルの目的は、高速転送、世界的な距離における送達時間保証、およびユーザにそのコストに基づいた効率的な返金を提供することが可能な、電子ファイル送達システムをサポートすることである。システムモデルは、サービスプロバイダによって、コンテンツ配信チェーンの全レベルにおいて適用されうる。インターネットサービスプロバイダは、メディアサービスプロバイダに帯域幅を供給し、メディアサービスプロバイダは、ファイル送達サービスをスタジオに提供し、スタジオは、これらのファイル送達サービスに対するアクセスを購入し、その競合プロジェクトに対する共有アクセスを供給する。同様に、モデルは、消費者送達コンテキストにおいても適用されうる。

特定の一形態においては、モデルは二つの要素を有する。それは、１）プロバイダ（インターネットサービスプロバイダ、コンテンツ送達ネットワークおよびメディアサービス会社など、電子的にファイルを送達するための帯域幅およびアプリケーションサービスを提供する要素）ならびに、２）ユーザ（ある宛先から別の宛先へとファイルベースのデータを移動させるためにプロバイダに支払をする経済的要素）である。メディアおよびエンターテイメントにおいては、これらは、スタジオであってもよいし、メディアサービス会社からサービスを購入する他のコンテンツクリエータでもよいし、または、転売するためにＩＳＰから送達サービスもしくは帯域幅を購入するメディアサービス会社であってもよい。このバージョンのモデルは、以下の仮定をも形成する。第一に、転送は、ＦＴＰなどのＴＣＰベースのプロトコルではないファイル転送プロトコルで実行される。このファイル転送プロトコルは、往復遅延およびパケット損失を伴う、スループットにおける人口的障害を有さず、複数の帯域幅の使用方針をサポートする。転送レートにおける調整は、他のネットワークトラフィックを基準とした所望の帯域幅使用による意図的な調整のみに基づく。（ｆａｓｐプロトコルは、これらの特性を提供する転送プロトコルの一例である。）第二に、各ユーザが月毎にプロバイダから均一の量の帯域幅を購入すると仮定する。全てのインターネットに基づくサービスで使用される、ユーザが成長していく通常の定額制料金の加入モデルを変更しないと仮定する。

説明されるシステムは自己制御式である。その全特性は、技術実装を介して自動的に達成され、集中型のコマンド／制御は必要とされない。ユーザは、転送完了のための所望の期限の観点で、ファイル送達に対する発注をする。上述されたように、各ユーザが定額制料金の帯域幅容量を購入すると仮定する。（また、プロバイダは以下に説明される技術を使用して容量を守らせる。）通常、ユーザの送達は、定額制料金の帯域幅割り当て内で実行される。しかしながら、ユーザの定額制料金の帯域幅を超える（規定を超過する）送達時間保証に対しては、価格は、その時間保証を満たすため、他のユーザの転送に対する混雑状態のペナルティに基づいて計算される。ユーザは、発注する前に現在の負荷に対する価格を精査し、それに従って送達時間を選択することができる。

例示的なシステムは、ユーザに二種のサービスを提供する。

“最善努力式”サービス、つまり、そのユーザのための全ての時間保証式転送後に残っているあらゆる帯域幅で、できるだけ迅速にデータを転送するサービスが提供される。同一ユーザに対する“最善努力式”転送は、それらの間で均一に、残っている保証式転送用ではない帯域幅を共有し、均一に共有するように、その速度を動的に再配分する。最善努力式のジョブは、転送が終了するとき使用されていない帯域幅を使用するために増加し、新規ジョブが開始するとき他の転送の混雑状態を防ぐために減少する。この種の転送は、使用可能な資源によってできるだけ迅速に郵便物を移動させる、標準の郵便配達サービスに類似する。

“時間保証式”サービスは、ファイルをユーザの所望の送達時間で宛先へと転送する。購入した定額制料金の帯域幅以上を送達時間が必要とするかどうか、ならびに、そうでなければ他のユーザが必要とする帯域幅を奪い混雑状態を送達が引き起こすかどうかに依存して、このような送達に関連するコストが発生するかもしれない。システムは、システムで現在実行するジョブに基づいて、引き起こされうる混雑状態に対する価格をその送達より前にユーザに提供する。システムは、４節で説明されるように、これらのフローによって経験されるネットワーク待機遅延を使用して、他の転送に対する、そのような送達の混雑状態のコストをはかる。（単に価格を決定するためにネットワークのオーバープロビジョニングを必要とする、混雑状態の損失に基づく測定を避ける。）混雑状態コストは、プロバイダが適切であるとみなす特定の価格決定モデルを使用して、ユーザに対して実際の送達価格および予想の送達価格を設定するために、プロバイダによって使用されうる。

送達を開始するとき、ユーザは、“最善努力式”か“時間保証式”のいずれかとして発注を行う。“最善努力式”の場合には、送達は、常にユーザの定額制料金の帯域幅内で実行され、規定を超過する金額がユーザに請求されることはない。時間保証式の場合には、ユーザの定額制料金のプランを超える帯域幅を送達時間が必要とする可能性があり、結果として規定超過に対する請求が生じうる。規定超過に対する請求を計算するために、我々のシステムは、規定超過の混雑状態コストを計算する。規定超過の混雑状態コストとは、その転送が、他のユーザの最善努力式転送から奪う帯域幅の合計であり、転送持続時間にわたって集積される。または、視覚的には、他の最善努力式フローと交差する帯域幅下の“面積”である。公式に当てはめると、他のユーザの最善努力式フローｆに対する、ユーザの時間保証式フローの混雑状態コスト（Ｃ_ｆ）は、最善努力式レート（ｄＢ）からフローが持ちこたえる帯域幅における減少であり、その減少の期間にわたって集積される。
また、混雑状態コストの合計は、システムに現存する他のユーザの各最善努力式フローに対するコストの総計である。

図１は、フローを表す混雑状態コスト計算を示す。フローは、最善努力式転送を表す破線で表現され、最善努力式転送は、スループットを減少させて、実線で示された別のユーザからの転送が期限保証のために必要とされる帯域幅を使用することを許可する。最善努力式転送に対するコストは、色の濃い部分の領域であり、これは、時間保証式転送によって消費され、最善努力式転送から奪われた帯域幅である。

以下の個々の事例および図面は、可能性のある状況を詳述する。

１）最善努力式送達。図３に示されるこの場合においては、ユーザが“最善努力式”送達を開始するとき、他の“最善努力式”送達は、そのユーザの定額制料金の帯域幅を均一に共有するために速度を遅く調整する。例えば、ユーザＢが１００Ｍｂｐｓの定額制料金の帯域幅を有し、（全容量において）一つの送達を実行していると仮定する。新規の送達が開始されると、第一の送達は、１００Ｍｂｐｓから５０Ｍｂｐｓへと減速し、新規の送達は５０Ｍｂｐｓで実行される。ユーザの新規の送達が１ＧＢファイルのものである場合には、転送インターフェイスは、現在予想される、開始から約３分間の送達時間を報告しうる（５０Ｍｂｐｓでは３分間で１ＧＢ転送する）。ユーザＢが、この３分間の間に追加の送達を開始すると、終了時間は、比例的に増加しうる。

２）使用可能な帯域幅内での時間保証式送達。図４に示されるこの場合においては、送達保証に対して所望される終了時間は、購入された定額制料金の帯域幅内で使用可能な帯域幅の量を必要とするため、他のユーザの転送は影響を受けずに請求金額は０である。この場合においては、ユーザＢの２つの最善努力式転送は、ユーザの定額制料金の全帯域幅（１００Ｍｂｐｓ）を利用して、現在、帯域幅の半分（５０Ｍｂｐｓ）で各々実行されると仮定する。ユーザＢは、時間内に終了するために、７５Ｍｂｐｓを必要とする新規の時間保証式転送（例えば、１．５分間で１ＧＢのファイル転送が完了する）を発注する。この場合には、時間保証式転送は、必要とされる７５Ｍｂｐｓを割り当てられ、残りの最善努力式転送は、各々、残りの２５Ｍｂｐｓ（各々１２．５Ｍｂｐｓ）を使用するよう減速する。所望の終了時間が、購入された定額制料金の帯域幅内で使用可能ではない帯域幅量を必要とする場合には、その送達は、そうでなければ他のユーザに売却されたであろう帯域幅を消費しなければならない。他のユーザの転送が遅延しなければならなかったかどうかに依存して、請求が発生する可能性がある。

３）無料での規定超過。図５に示されるこの場合においては、ユーザの送達時間保証を満足させるために必要とされる、規定を超過する帯域幅量は、現在他のユーザに使用されていないため、請求金額は０である。この場合には、ユーザＢが、時間内に終了するために７５Ｍｂｐｓを必要とする、新規の時間保証式送達を発注すると仮定する。この場合には、ユーザＢが使用可能な帯域幅は、（最善努力式送達によって現在使用されているため）２５Ｍｂｐｓのみである。送達は、ユーザＡの帯域幅の５０Ｍｂｐｓを使用しなければならない。ユーザＡは、現在転送を実行していないため、規定超過による請求金額は０である。

４）支払を要する規定超過。必要とされる規定超過帯域幅の量が、他のユーザによる“最善努力式”送達を減速させることによって使用可能である場合には、価格は、他のユーザの転送がその転送の持続時間に経験する混雑状態に基づいて計算される。この場合には、これからユーザＡが最善努力式送達を要求すると仮定する。もしユーザＢの転送を実行していなかったら、ユーザＡの転送は、定額制料金の全帯域幅（１００Ｍｂｐｓ）を使用したはずである。ユーザＡの転送は５０Ｍｂｐｓに減速されるため、ユーザＢによって引き起こされる混雑状態のコストは、消費された５０Ｍｂｐｓの帯域幅であり、転送の合計時間によって乗算される。

５）オーバーブッキング（過剰予約）。必要とされる規定超過の帯域幅量が、他のユーザから使用可能ではなく、他のユーザの保証式転送から帯域幅を獲得することを必要とする場合には、システムは、これらの転送から帯域幅を獲得することなくなされうる最善の終了時間、および、全最善努力式ユーザに対して次いで起こる混雑状態に基づいた請求金額を報告する。一実施例を使用すると、ユーザＡが、時間内に完了するために全１００Ｍｂｐｓを必要とする、新規の時間保証式転送を開始すると仮定する。この場合には、ユーザＡの最善努力式転送は０まで減速し、ユーザＢ由来の保証式転送のうちの一つは、Ｂの割り当て内に残る２５Ｍｂｐｓまで減速する。オーバーブッキングは、保証式転送が減速するおそれがある唯一の場合であることに留意されたい。

６）混雑状態の請求金額が如何に計算されるか。混雑状態コストは、時間保証式転送によって、その転送の持続時間に他のユーザの最善努力式フローが被る、付加的な混雑状態の合計を使用して計算される。実装において混雑状態を測定するために使用される特定の測定基準は、ネットワーク待機遅延である。４節で、何故ならびに如何にして測定されるのかを説明する。最善努力式フローは、転送パスに沿って安定な待機遅延量を維持するよう意図する動的レート制御アルゴリズムを使用し、また、内部レート制御アルゴリズムを使用して、ネットワーク待機遅延に応じて転送速度を減速する。我々のシステムにおいて、その時のフローに対する混雑状態コストは、保証式転送によって引き起こされる付加的な待機の結果、転送スループットに結果として生じる減少と、減少の持続時間との乗算である。

例えば、ユーザＡの二つの最善努力式転送が、１００Ｍｂｐｓの定額制料金の帯域幅を共有する場合に、ユーザＢの時間保証式転送が、ユーザＡの帯域幅のうちの７５Ｍｂｐｓを奪って実行されるとき、ユーザＡの二つの最善努力式転送は、各々、５０Ｍｂｐｓから１２．５Ｍｂｐｓへとスループットが減少する。各々の転送に対する混雑状態コストは、３７．５Ｍｂｐｓであり、転送の持続時間で集積される。Ｂの時間保証式転送が２分間実行された場合、Ａの各々の最善努力式転送に対する混雑状態コストは、３７．５Ｍｂｐｓ×１２０ｓ＝４５００メガビットであり、全コストは合計９０００メガビットであるか、または、時間保証式転送が１２０秒にわたって奪った帯域幅７５Ｍｂｐｓである。

システムは、その時間中にフローが経験した混雑状態の完全な履歴記録を保持し、プロバイダは、全体の支払い請求周期にわたるユーザの混雑状態コストを累算するためにその記録を使用しうる。

＜技術実装＞
この節においては、モデルを実装する上で使用される新規技術を取り上げる。その技術の機能、ならびに、（高速で世界的に）送達時間を保証し、区分化されたサービスレベルを提供し、サービスプロバイダにとって公正かつ実用的な返金システムを提供する、複数ユーザの電子ファイル送達システムを実現するためにいかにそれが使用されるかを示す。システムは、集中型の制御を必要としない。送達時間保証、帯域幅共有、および請求システムは、全て、システムに組み込まれる機構を介して機能する。例示的なシステムは、ｆａｓｐプロトコル、およびその上に構築された幾つかの新規技術革新を使用する。以下には、それらを一つ一つ説明し、また、システムにおけるその役割を説明する。

１）ｆａｓｐプロトコル。一実施形態においては、各転送は、同時係属中の米国特許出願11/317,663に詳細に説明されているｆａｓｐプロトコルを使用して実行される。ｆａｓｐスループットは、ネットワーク遅延に依存せず、パケット損失で帯域幅効率が低下しない。そのため、世界的な遠距離のパスを経て送達がなされる場合でさえも、転送レートは、そのチャネルにおける実際のパケット損失以上には低下しない。このことは、ユーザがアジアへの時間保証式送達を要求するとき、転送パスにおける最悪の場合の１０％のパケット損失を仮定し、システムは、ユーザから要求された期限の１０％以内で、目標の転送時間を確実に満足させることができることを意味する。（この保証レベルは、ユーザのサービスレベル契約に正式に確立されうる。）

２）フロー毎適応レート制御。最善努力式送達間の動的帯域幅割り当ては、ｆａｓｐにおける転送ごとの動的レート制御を使用して実現される。この動的レート制御は、適応レート制御とも称され、使用されていないネットワーク帯域幅を使用するだけでなく、他の転送由来の帯域幅要求を可能にするためにレートを減少させることをも目的とする。適応レート制御は、使用可能な帯域幅もしくは次いで起こる混雑状態に対する一次入力信号として、ネットワーク待機遅延の動的測定を使用する。（ネットワーク待機遅延は、そのフローが存在しないときと比較して、フローが実行されるときに端末相互間のネットワークパスで経験される付加的な往復遅延である。）この手法は、ネットワークにおいて（混雑状態のない）小さく、安定した量の“待機”を維持することを目指す。測定された待機が目標より下に降下する（幾つかの帯域幅が使用されず、転送を加速するべきであることを示す）と、転送レートは上方へ調整され、待機が目標より上に増加する（帯域幅は完全に使用され、混雑状態が突出していることを示す）と、転送レートは下方へ調整される。

ＴＣＰのレート制御とは異なり、ｆａｓｐ適応レート制御は、本明細書で説明されるシステムにおいて使用されるのに特に適した幾つかの機能を有する。第一に、ネットワーク待機遅延にのみ反応し、したがって、メディアによるパケット損失とともにネットワークを介して人為的に減速することはなく、送達時間を維持することが可能となる。第二に、動的範囲によって、レート保証式フローによって帯域幅が使用されなければならないとき転送レートを減少させるが、最も効率的な送達時間のために、使用されていない帯域幅を完全に使用するように自動的に増加させる最善努力式フローが実現される。第三に、ネットワーク待機遅延に対する組込み応答は、仮想“ハンドル”を提供し、以下に説明されるように、単一のユーザによる全ての最善努力式転送によって使用される全帯域幅を調整し、仮想リンクを使用して、ユーザが支払いをした容量を超過しないようにする。第四に、ネットワーク待機遅延に対する組込み応答は、最善努力式フローによって持ちこたえられる混雑状態を測定する、定量化可能な方法を提供する。フローは、他のユーザのフローによって引き起こされる混雑状態に正比例した待機を強いられる。持続時間は、ｆａｓｐプロトコルロギングを介して識別され、それに従って請求額が発生しうる。

３）仮想リンク。（ｆａｓｐに組み込まれうる）仮想リンクと呼ばれる集合型レートコントローラは、ユーザの加入した全ての定額制料金の帯域幅に対して、ユーザの全最善努力式転送によって使用される総帯域幅を適切に制限し、他のユーザの転送の混雑状態コストを追跡する手段を提供する。仮想リンクは、ユーザが明確に規定超過を選択しない限り、帯域幅が決して過剰供給されないことを保証し、他のフローによってある期間に取り去られる帯域幅保証に対する課金によって、各最善努力式転送に対する混雑状態コストを計算する。仮想リンクは、Y. Xu、S. Simu、M. Munsonによって、２００７年４月に出願された、米国特許出願整理番号11/849,742、Virtual Link Control: Architectural Design and Analytical Analysis, Aspera, Inc. Technical Whitepaperに詳細が記述されている。

仮想リンクは、全ての対象スループット（“仮想リンク帯域幅”）を維持するために、同一のネットワークリンクを共有する全転送セッションを制御する論理コントローラである。その機構は、ｆａｓｐ適応レート制御のフロー毎の待機反応を使用して、ネットワーク転送終点と交差するアクティブな転送セッションの調整を介して、完全に分散した方法で機能する。例示的な一システムにおいては、プロバイダのネットワークにおける終点で交差する、全ての最善努力式転送のセッションは、ユーザが購入した定額制料金の帯域幅と等しい仮想リンクを使用する。

ユーザのための各最善努力式ｆａｓｐ転送は、全てのアクティブな転送に対する報告を常にリスンし、他者に対する全時間保証フローのための総スループットを除いた、そのユーザに対する全ての他の最善努力式フローの総スループットを計算する。転送は、その集団が仮想リンク帯域幅の物理的リンクを経て実行する場合に経験するであろう、他のユーザに対して保証された全待機遅延を除いた、全待機遅延を計算する。

例えば、ユーザが二つのアクティブな最善努力式転送を有し、１００Ｍｂｐｓプランを購入し、１００Ｍｂｐｓの仮想リンクとして実現された場合、二つのアクティブな転送は、５０Ｍｂｐｓの適合レートを計算する。第三の転送が、４０Ｍｂｐｓの保証レートで開始された場合、各転送における仮想リンク論理は、５０＋５０＝１００Ｍｂｐｓの全転送レートを計算し、保証レートの４０Ｍｂｐｓを減算して、仮想リンク帯域幅は６０Ｍｂｐｓとなり、６０Ｍｂｐｓのリンク上での１００Ｍｂｐｓに対して、結果として生じる待機を計算する。結果として生じる待機は、二つのフローへと均等に分けられて、各フローの適応レート制御は、３０Ｍｂｐｓの適合レートを計算する。

アクティブな各転送は、集中型管理プログラムに対して、他のユーザの保証式転送のための仮想リンク帯域幅における減少を定期的に報告し、その値は、期間と乗算されて、混雑状態コストが計算される。

上述されたシステムおよび方法は、業務用の、世界的な電子ファイル転送サービスを構築する手段を提供し、そのサービスは、現在に至るまでの物理的宅配サービスと同様の方法で、見積もりが可能である。システムは、（世界的に高速で）送達時間を保証し、ｆａｓｐなどの最新の高速転送プロトコルの機能を使用して、区分化されたサービスレベルを提供することが可能である。同様に重要なことに、システムは、サービスプロバイダに対して公正で実用的な返金システムを提供する。ユーザの目的を考慮しない不変の方針に基づいて、不自然に帯域幅を分配するＴＣＰに基づくレート割り当てとは異なり、本モデルは、自然な混雑状態に基づく価格決定を使用し、ユーザがシステムから享受する実際の利益（送達が完了する時間と、システムの他のユーザに対する転送時間における実際のコスト）を重視する。例示的な一システムは、区分化された送達サービスレベルを満たすことが可能な動的レート制御を伴う転送、ならびに、集合型帯域幅制限機構を含み、その機構は、ユーザが特に超過を選択しない限り、あるユーザの全転送を一定のレートの帯域幅へと自己調整する。本システムは、集中型制御を必要とせず、監査品質ログがプロセスで生成されうる。

＜例示的実施形態＞
本明細書で説明されるようなシステムおよび方法の例示的な一実施形態においては、一つ以上のホストプロセッサがネットワークに接続され、それら一つ以上のホストプロセッサは、一つ以上のグループの一つ以上のプロセスでプログラムされる。また、一つ以上のグループの一つ以上のプロセスは、標準的データ転送として、ネットワークを介してデータを転送する。標準的データ転送とは、公称割り当ての帯域幅で実施されるデータ転送のことを称する。例えば、特定のユーザが、そのユーザによって所有される全プロセスによって、データを転送する際に使用するために使用可能な帯域幅のうちのある部分を割り当てられうる。仮想リンク制御モジュールは、プロセスがネットワークを介してデータを転送するレートを制限するために、標準的データ転送を実行するプロセスに組み込まれる。仮想リンクコントローラは、標準的データ転送によってネットワークを介して転送されるデータの集合トラフィックレートを決定し、標準的データ転送がそれを通じて流れる仮想リンクを提供する。仮想リンクは、仮想キュー（待ち行列）を含み、仮想キューは、集合トラフィックレートが、各々特定の帯域幅限界Ｃ_ｌよりも大きいか、または小さいかによって、満たされるか、または、空にされる。プロセスに組み込まれたレート制御モジュールは、仮想キューがデータで満たされる程度を反映する、計算された仮想キューイング遅延に基づいて、各標準的データ転送のデータ転送レートｘ（ｔ）を制御する。一つ以上のホストプロセッサは、特定の送達期限を満足させる優先的データ転送として、ネットワークを介してデータを転送する一つ以上のプロセスでもプログラムされる。優先的データ転送は、特定の期限を満足させるために、標準的データ転送に対する優先権を与えられる。すなわち、さもなければ標準的データ転送に割り当てられる帯域幅は、必要に応じて、優先的データ転送によって使用される。どの程度の帯域幅が標準的データ転送から取り去られるか（すなわち、優先的データ転送が生じなければ、標準的データ転送が使用するはずだった帯域幅）を決定するために、仮想リンク制御モジュールは、さらに、優先的データ転送の結果として、標準的データ転送に対する混雑状態コストを決定するように構成される。例えば、仮想キューの占有度の増加、もしくは仮想キューイング遅延の増加は、混雑状態コストの指標として使用されてもよい。ある特定の一実施形態においては、システムは、優先的データ転送が特定の送達期限を満足させるために必要な程度まで、仮想リンクの特定の帯域幅制限Ｃｌを減少させるが、優先的データ転送は、仮想リンクの外で実行する。別の特定の実施形においては、優先的データ転送は、標準的データ転送が仮想リンクを介してデータを転送するレートよりも高いデータ転送レートで、仮想リンク内で実行する。優先的データ転送は、その後、仮想リンクを介して特定の送達期限を満足させるために十分な一定のレートで実行する。優先的データ転送は、混雑状態コストの発生しない最大レート、および要求された送達期限を満足させるために必要な最小レートのうちの高い方のレートで実施されうる。ここで、最小レートは、優先的データ転送によって転送されるべきデータ量を、開始時間と特定の送達期限との間の時間間隔によって除算したものに等しい。

優先的データ転送は、優先的データ転送のために請求された価格を超過する混雑状態コストなしで、できるだけ高いデータ転送レートで実施されることもありうる。標準的データ転送は、特定の優先的実行パラメータに悪影響を与えることなく、できるだけ高いデータ転送レートを使用して実施されうる。

図６は、例示的な一システムの図を示す。ホストプロセッサ６０が示され、そこで、ネットワーク８０を介して、標準的データ転送もしくは優先的データ転送を実行するためにプロセスが実行される。ホストプロセッサ６０は、本明細書で説明される種々の機能を実行するためのソフトウェアモジュールでプログラムされる。本明細書で説明されるあらゆる方法は、コンピュータで読み出し可能な記憶媒体に含まれるプロセッサが実行可能な命令として具現化されてもよい。本実施例においては、プロセスＲ_１からＲ_３は、仮想リンク７０を介して標準的データ転送を実行し、プロセスＰ_１は、仮想リンクによる制約を受けない、仮想リンクの外のネットワークを介して優先的データ転送を実行する。別の実施形態においては、プロセスＰ_１は、仮想リンクを介して優先的データ転送を実行するが、それは、標準的データ転送のレートよりも高いデータレートで実行される。

システムは、相対的な価格を、混雑状態コストの関数として計算するためにも使用されうる。その価格は、優先的データ転送に対して請求される価格、または、標準的データ転送に対して課金される価格のいずれかである。混雑状態コストは、存在する標準的データ転送に対して引き起こされる減速に由来し、公称割り当てレートからの全標準的データ転送のレート減少の合計と減速の持続時間との乗算として計算される。標準的データ転送に請求される価格は、優先的データ転送による混雑状態コストの関係においても減少されうる。

システムは、公称割り当てデータ転送レートと要求されたデータ転送レートのうちのいずれか小さい方と、実際のデータ転送レートとの間の相違と、その相違が存在した持続時間との乗算に比例して、標準的データ転送に対する請求価格における減少を計算しうる。システムは、実際のデータ転送レート（ＡＤＴＲ）と、公称割り当てデータ転送レート（ＮＡＤＴＲ）との間の相違に比例し、このような相違が生じた持続時間および標準的データ転送の数で乗算された価格として、優先的データ転送に対する請求をも計算しうる。

ａ）ＮＡＤＴＲ＝Ｗ１×Ｃ_２／（Ｗ１×ＮＲ＋Ｗ２×ＮＰ）
ここで、ＮＲは、標準的データ転送の数、ＮＰは、優先的データ転送の数、Ｗ１は、標準的データ転送に割り当てられたネットワーク帯域幅を反映する相対的な重みづけ、Ｗ２は、優先的データ転送に割り当てられたネットワーク帯域幅を反映する相対的な重みづけである。

ｂ）ＡＤＴＲは、仮想リンク容量Ｃ_２と各優先的転送のデータ転送レートの総計との間の相違のうちの最小値であり、相違は、標準的データ転送の数ＮＲによって除算される。

システムは、特定の送達期限を満足させるように特定の最小データ転送レートで実施されるべき、提案された優先的データに対して予想される混雑状態コストを計算するためにも使用されうる。その後、予想される混雑状態コストは、優先的データ転送に対して、価格に基づく帯域幅割り当てをするために使用される。例えば、提案された優先的データ転送に対して入札が募られ、予想される混雑状態コストが特定の限界値以下である場合にのみ、入札は受け入れられる。別の実施例においては、提案された優先的データ転送に対して入札が募られ、提案された優先的データ転送は、予想された混雑状態コストが特定の限界値以下である場合には、優先的データ転送として実行され、そうでない場合には、標準的データ転送として実行される。

本発明は、前述の具体的な実施形態に関連付けて説明されてきた。これらの実施形態は、効果的であると考えられるあらゆる方法で、組み合わせられてもよいことが理解されるべきである。また、多くの代替、変形および改変は、当業者にとって明らかであろう。他のこのような代替、変形および改変は、以下に添付の請求項の範囲内に包含されることが意図される。

Claims

一つ以上のホストプロセッサで実行するソフトウェアとして実装される方法であって、
複数の標準的データ転送として、ネットワークを介してデータを転送する一つ以上のグループの一つ以上のプロセスを実行するステップと、
前記複数の標準的データ転送によって前記ネットワークを介して転送される前記各データのデータ転送レートである集合トラフィックレートを決定し、前記複数の標準的データ転送がそこを介して流れる仮想リンクを提供する仮想リンク制御モジュールを実装するステップであって、前記仮想リンクは、仮想キューを含み、前記仮想キューは、前記集合トラフィックレートが、前記複数の標準的データ転送の各データ転送レートの最大値である特定の帯域幅限界Ｃ_ｌよりも大きいか、または小さいかによって、満たされるか、または、空にされる、ステップと、
前記仮想キューがデータで満たされる程度を反映する、計算された仮想キューイング遅延に基づいて、前記複数の標準的データ転送の各々の前記データ転送レートｘ（ｔ）を制御する、レート制御モジュールを実装するステップと、
特定の送達期限を満足させる優先的データ転送として、前記ネットワークを介してデータを転送する一つ以上のプロセスを実行するステップと、
前記優先的データ転送の結果としての前記複数の標準的データ転送のデータ転送レートの減少を、前記優先的データ転送の持続時間で集積した混雑状態コストを決定するために、前記仮想リンク制御モジュールを実行するステップと、
前記複数の標準的データ転送によって実現される実際のデータ転送レート（ＡＤＴＲ）と、公称割り当てデータ転送レート（ＮＡＤＴＲ）との間の相違に比例し、このような相違が生じた持続時間および標準的データ転送の数で乗算された価格として、前記複数の優先的データ転送に対する請求を計算するステップと
を含み、
ａ）ＮＡＤＴＲ＝Ｗ１×Ｃ _２／（Ｗ１×ＮＲ＋Ｗ２×ＮＰ）であって、ＮＲは、標準的データ転送の数、ＮＰは、優先的データ転送の数、Ｗ１は、複数の標準的データ転送に割り当てられた前記ネットワーク帯域幅を反映する相対的な重みづけ、Ｗ２は、複数の優先的データ転送に割り当てられた前記ネットワーク帯域幅を反映する相対的な重みづけであり、
ｂ）ＡＤＴＲは、前記仮想リンクの全転送レートである仮想リンク容量Ｃ _２と各優先的転送の前記データ転送レートの総計との間の相違であり、相違は、標準的データ転送の数ＮＲによって除算される、
ことを特徴とする方法。
前記複数の優先的データ転送が前記特定の送達期限を満足させるために必要な程度まで、前記仮想リンクの前記特定の帯域幅限界Ｃ_ｌを減少させるステップをさらに含む、
ことを特徴とする請求項１に記載の方法。
前記仮想リンクを介して前記特定の送達期限を満足させるために十分な一定レートで、前記複数の優先的データ転送を実施するステップをさらに含む、
ことを特徴とする請求項１に記載の方法。
前記複数の優先的データに対して請求される、または、前記複数の標準的データ転送に対して課金される相対的価格を、前記混雑状態コストの関数として計算するステップをさらに含み、前記混雑状態コストは、存在する複数の標準的データ転送に引き起こされる減速に由来し、公称割り当てレートからの全標準的データ転送のレート減少の合計と前記減速の継続時間との乗算として計算される、
ことを特徴とする請求項１に記載の方法。
前記複数の優先的データ転送による前記混雑状態コストの関数として、複数の標準的データ転送に請求される価格を減少させるステップをさらに含む、
ことを特徴とする請求項１に記載の方法。
公称割り当てデータ転送レートと要求されたデータ転送レートのうちのいずれか小さい方と実際のデータ転送レートとの間の相違と、その相違が存在した持続時間との乗算に比例して、複数の標準的データ転送に対して請求される前記価格における前記減少を計算するステップをさらに含む、
ことを特徴とする請求項５に記載の方法。
混雑状態コストの発生しない最大レート、および前記要求された送達期限を満足させるために必要な最小レートのうちの高い方のレートで前記複数の優先的データ転送を実施するステップをさらに含み、前記最小レートは、前記優先的データ転送によって転送されるべきデータ量を、開始時間と特定の送達期限との間の時間間隔によって除算したものに等しい、
ことを特徴とする請求項２に記載の方法。
前記特定の送達期限に悪影響を与えることのない、できるだけ高いデータ転送レートを使用して、前記複数の標準的データ転送を実施するステップをさらに含む、
ことを特徴とする請求項１に記載の方法。
前記優先的データ転送に対して請求される前記相対的価格に対応する前記混雑状態コストを超過しない、できるだけ高いデータ転送レートで、優先的データ転送を実行するステップをさらに含む、
ことを特徴とする請求項４に記載の方法。
前記特定の送達期限を満足させるように特定の最小データ転送レートで実施されるべき、提案された優先的データに対して、予想される混雑状態コストを計算するステップをさらに含む、
ことを特徴とする請求項１に記載の方法。
前記提案された優先的データ転送に対する入札を募るステップと、
前期予想された混雑状態コストが特定の限界値以下である場合に、前記入札を受け入れるステップと、
をさらに含む、
ことを特徴とする請求項１０に記載の方法。
前記優先的データ転送は、
前記仮想リンク制御モジュールを実行するステップにおいて、
前記混雑状態コストが特定の限界値以下である場合には、優先的データ転送として実行され、
前記混雑状態コストが特定の限界値未満である場合には、標準的データ転送として実行される
ことを特徴とする請求項１に記載の方法。
方法を実行するために、一つ以上のホストプロセッサで実行可能な複数の命令を含む、コンピュータで読み出し可能な記憶媒体であって、
複数の標準的データ転送として、ネットワークを介してデータを転送する一つ以上のグループの一つ以上のプロセスを実行するステップと、
前記複数の標準的データ転送によって前記ネットワークを介して転送される前記各データのデータ転送レートである集合トラフィックレートを決定し、前記複数の標準的データ転送がそこを介して流れる仮想リンクを提供する仮想リンク制御モジュールを実装するステップであって、前記仮想リンクは、仮想キューを含み、前記仮想キューは、前記集合トラフィックレートが、前記複数の標準的データ転送の各データ転送レートの最大値である特定の帯域幅限界Ｃ_ｌよりも大きいか、または小さいかによって、満たされるか、または、空にされる、ステップと、
前記仮想キューがデータで満たされる程度を反映する、計算された仮想キューイング遅延に基づいて、前記複数の標準的データ転送の各々の前記データ転送レートｘ（ｔ）を制御する、レート制御モジュールを実装するステップと、
特定の送達期限を満足させる優先的データ転送として前記ネットワークを介してデータを転送する一つ以上のプロセスを実行するステップと、
前記優先的データ転送の結果としての前記複数の標準的データ転送のデータ転送レートの減少を、前記優先的データ転送の持続時間で集積した混雑状態コストを決定するために、前記仮想リンク制御モジュールを実行するステップと、
前記複数の標準的データ転送によって実現される実際のデータ転送レート（ＡＤＴＲ）と、公称割り当てデータ転送レート（ＮＡＤＴＲ）との間の相違に比例し、このような相違が生じた持続時間および標準的データ転送の数で乗算された価格として、前記複数の優先的データ転送に対する請求を計算するステップと
を含み、
ａ）ＮＡＤＴＲ＝Ｗ１×Ｃ _２／（Ｗ１×ＮＲ＋Ｗ２×ＮＰ）であって、ＮＲは、標準的データ転送の数、ＮＰは、優先的データ転送の数、Ｗ１は、複数の標準的データ転送に割り当てられた前記ネットワーク帯域幅を反映する相対的な重みづけ、Ｗ２は、複数の優先的データ転送に割り当てられた前記ネットワーク帯域幅を反映する相対的な重みづけであり、
ｂ）ＡＤＴＲは、前記仮想リンクの全転送レートである仮想リンク容量Ｃ _２と各優先的転送の前記データ転送レートの総計との間の相違であり、相違は、標準的データ転送の数ＮＲによって除算される、
ことを特徴とする記憶媒体。
前記複数の優先的データ転送が前記特定の送達期限を満足させるために必要な程度まで、前記仮想リンクの前記特定の帯域幅限界Ｃ_ｌを減少させるための複数の命令をさらに含む、
ことを特徴とする請求項１３に記載の記憶媒体。
前記仮想リンクを介して前記特定の送達期限を満足させるために十分な一定レートで、前記複数の優先的データ転送を実施するための複数の命令をさらに含む、
ことを特徴とする請求項１３に記載の記憶媒体。
前記複数の優先的データに対して請求される、または、前記複数の標準的データ転送に対して課金される相対的価格を前記混雑状態コストの関数として計算するための複数の命令をさらに含み、前記混雑状態コストは、存在する複数の標準的データ転送に引き起こされる減速に由来し、公称割り当てレートからの全標準的データ転送のレート減少の合計と前記減速の継続時間との乗算として計算される、
ことを特徴とする請求項１３に記載の記憶媒体。
ネットワークに接続された一つ以上のホストプロセッサを含み、一つ以上の前記ホストプロセッサは、
複数の標準的データ転送としてネットワークを介してデータを転送する一つ以上のグループの一つ以上のプロセスと、
前記複数の標準的データ転送によって前記ネットワークを介して転送される前記各データのデータ転送レートである集合トラフィックレートを決定し、前記複数の標準的データ転送がそこを介して流れる仮想リンクを提供する仮想リンク制御モジュールであって、前記仮想リンクは、仮想キューを含み、前記仮想キューは、前記集合トラフィックレートが、前記複数の標準的データ転送の各データ転送レートの最大値である特定の帯域幅限界Ｃ_ｌよりも大きいか、または小さいかによって、満たされるか、または、空にされる、仮想リンク制御モジュールと、
前記仮想キューがデータで満たされる程度を反映する、計算された仮想キューイング遅延に基づいて、前記複数の標準的データ転送の各々の前記データ転送レートｘ（ｔ）を制御する、レート制御モジュールと、
特定の送達期限を満足させる優先的データ転送として、前記ネットワークを介してデータを転送する一つ以上のプロセスと、
でプログラムされ、
前記仮想リンク制御モジュールは、前記優先的データ転送の結果としての前記複数の標準的データ転送のデータ転送レートの減少を、前記優先的データ転送の持続時間で集積した混雑状態コストを決定するようさらに構成され、前記複数の標準的データ転送によって実現される実際のデータ転送レート（ＡＤＴＲ）と、公称割り当てデータ転送レート（ＮＡＤＴＲ）との間の相違に比例し、このような相違が生じた持続時間および標準的データ転送の数で乗算された価格として、前記複数の優先的データ転送に対する請求を計算し、
ａ）ＮＡＤＴＲ＝Ｗ１×Ｃ _２／（Ｗ１×ＮＲ＋Ｗ２×ＮＰ）であって、ＮＲは、標準的データ転送の数、ＮＰは、優先的データ転送の数、Ｗ１は、複数の標準的データ転送に割り当てられた前記ネットワーク帯域幅を反映する相対的な重みづけ、Ｗ２は、複数の優先的データ転送に割り当てられた前記ネットワーク帯域幅を反映する相対的な重みづけであり、
ｂ）ＡＤＴＲは、前記仮想リンクの全転送レートである仮想リンク容量Ｃ _２と各優先的転送の前記データ転送レートの総計との間の相違であり、相違は、標準的データ転送の数ＮＲによって除算される、
ことを特徴とするシステム。
一つ以上のホストプロセッサは、前記複数の優先的データ転送が前記特定の送達期限を満足させるために必要な程度まで、前記仮想リンクの前記特定の帯域幅限界Ｃ_ｌを減少させるモジュールでプログラムされる、
ことを特徴とする請求項１７に記載のシステム。
一つ以上のホストプロセッサは、前記仮想リンクを介して前記特定の送達期限を満足させるために十分な一定レートで、前記複数の優先的データ転送を実施するためのモジュールでプログラムされる、
ことを特徴とする請求項１７に記載のシステム。