JP6217424B2

JP6217424B2 - 制御装置及び制御方法

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Publication number: JP6217424B2
Application number: JP2014020580A
Authority: JP
Inventors: 川崎　健; 健川崎
Original assignee: Fujitsu Ltd
Current assignee: Fujitsu Ltd
Priority date: 2014-02-05
Filing date: 2014-02-05
Publication date: 2017-10-25
Anticipated expiration: 2034-02-05
Also published as: JP2015149560A; US20150222570A1; US9544249B2

Description

本発明は、制御装置及び制御方法に関する。

近年、無線通信における通信速度を向上させる技術として、リンクアグリゲーション（ＬＡ：Link Aggregation）の導入が検討されている。ＬＡでは、送信側装置と受信側装置との間で確立されたトランスポート層のコネクション（例えば、ＴＣＰ（Transmission Control Protocol）コネクション）における伝送パケットが、複数のリンクに振り分けられて伝送される。すなわち、ＬＡでは、各リンクの帯域を合わせた合計帯域での通信を実現することができる。なお、ＬＡで利用される複数のリンク（つまり、複数の通信方式）としては、例えば、ＬＴＥ（Long Term Evolution）通信規格やＷｉＦｉ（登録商標、Wireless Fidelity）通信規格の通信方式が考えられる。図１は、リンクアグリゲーションの一例を示す図である。

ＬＡで用いられる複数のリンクの間で伝搬遅延差が存在すると、受信側装置にパケットが到着する到着順序が、送信順序に対して反転（以下では、「順序反転」と呼ぶことがある）することがある（図２参照）。図２は、順序反転の説明に供する図である。

ＴＣＰなどのトランスポート層を用いた通信においては、受信側装置は、順序反転による順序抜けを検出すると、「重複ＡＣＫ（Duplicate Acknowledgement）」を送信側装置へ送信する。すなわち、重複ＡＣＫは、順序抜けが生じたことを示すＡＣＫパケットである。これに対して、送信側装置は、重複ＡＣＫを一定数以上受信すると、送信側装置から受信側装置までの経路の途中でパケットロスが発生したと判断し、パケットの再送を行うとともに、パケットの送信レートを下げる。この送信レートの制御には、「輻輳ウィンドウ（congestion window）」が用いられる。

しかしながら、重複ＡＣＫが一定数以上受信される頻度が高くなると、送信レートが急激に低下してしまう可能性がある。

順序反転によって輻輳ウィンドウが急激に縮小することに起因する、送信レートの急激な低下を防止するために、従来、トランスポート層（トランスポートレイヤ）よりも下位のレイヤで「順序整列処理」が行われることがある（図３参照）。順序整列処理は、例えば、ＬＡレイヤで行われる。例えば、ＬＡレイヤは、順序反転が生じた場合、到着が遅れている遅延パケットよりも送信順序が後であるパケットを既に受信している場合でもその受信パケットをトランスポートレイヤに渡すことを控え、遅延パケットを受信してから、送信順序に合わせてパケットをトランスポートレイヤに渡す。すなわち、順序整列処理とは、トランスポートレイヤよりも下位レイヤで、受信パケットの順序を送信順序に合わせて並べ替えて、送信順序の通りにトランスポートレイヤに渡す処理である。図３は、順序整列処理の説明に供する図である。

特開２００９−２３９４４４号公報

ところで、トランスポートレイヤもパケットの順序を整列させる機能を有している。

すなわち、上記の様にトランスポートレイヤの下位レイヤにおいて順序整列処理を行うと、トランスポートレイヤにおける順序整列処理とは別に、下位レイヤにおいて順序整列処理を行うこととなる。このため、プロセッサのリソース及び受信パケットを一時保持するメモリのリソース等、受信側装置のリソースの消費が増大し、受信側装置の処理負荷が増大する可能性がある。

開示の技術は、上記に鑑みてなされたものであって、受信側装置の処理負荷を低減することができる、制御装置及び制御方法を提供することを目的とする。

開示の態様では、送信側装置と受信側装置との間で確立されたトランスポート層のコネクションにおける伝送パケットを複数のリンクに振り分けて伝送する通信を制御する制御装置が、第１の推定部と、第２の推定部と、処理制御部とを有する。前記第１の推定部は、前記受信側装置において前記トランスポート層より下位層で受信パケットの順序を送信順序に合わせて並べ替える順序整列処理が実行された場合に前記通信で得られる、第１の伝送レートを推定する。前記第２の推定部は、前記順序整列処理が実行されない場合に前記通信で得られる、第２の伝送レートを推定する。前記処理制御部は、前記推定された第１の伝送レートと前記推定された第２の伝送レートとの大小関係に基づいて、前記順序整列処理の実行非実行を制御する。

開示の態様によれば、受信側装置の処理負荷を低減することができる。

図１は、リンクアグリゲーションの一例を示す図である。図２は、順序反転の説明に供する図である。図３は、順序整列処理の説明に供する図である。図４は、実施例１の通信システムの一例を示す図である。図５は、実施例１の基地局の一例を示すブロック図である。図６は、実施例１の通信制御部の一例を示すブロック図である。図７は、実施例１の第１の伝送レート推定部の一例を示すブロック図である。図８は、実施例１の第２の伝送レート推定部の一例を示すブロック図である。図９は、実施例１の通信システムの処理動作の説明に供する図である。図１０は、実施例１の基地局の処理動作の一例を示すフローチャートである。図１１は、アドレス／ＯＳテーブルの一例を示す図である。図１２は、ＯＳ／アルゴリズムテーブルの一例を示す図である。図１３は、Ｌｉｎｕｘ（登録商標）の輻輳制御アルゴリズムによる輻輳ウィンドウの挙動の説明に供する図である。図１４は、輻輳ウィンドウの平均値の算出の説明に供する図である。図１５は、遅延時間差分布に対応するテーブルの一例を示す図である。図１６は、Ｗｉｎｄｏｗｓ（登録商標）の輻輳制御アルゴリズムによる輻輳ウィンドウの挙動の説明に供する図である。図１７は、平均レートの算出方法の説明に供する図である。図１８は、基地局のハードウェア構成例を示す図である。

以下に、本願の開示する制御装置及び制御方法の実施形態を図面に基づいて詳細に説明する。なお、この実施形態により本願の開示する制御装置及び制御方法が限定されるものではない。また、実施形態において同一の機能を有する構成には同一の符号を付し、重複する説明は省略される。

［実施例１］
［通信システムの概要］
図４は、実施例１の通信システムの一例を示す図である。図４において、通信システム１は、サーバ１０と、基地局３０と、端末７０とを有する。サーバ１０は、例えば、アプリケーションサーバである。また、基地局３０は、例えば、ＬＴＥ通信規格に準じたフェムト基地局である。なお、ここでは、下り回線のパケット伝送を前提として説明する。

まず、サーバ１０と端末７０との間で、トランスポートレイヤのコネクションが確立される。ここでは、トランスポートレイヤのプロトコルとして、ＴＣＰが用いられることを前提とする。従って、ＴＣＰコネクションの確立は、例えば、基地局３０を介したスリーウェイハンドシェイク手順によって実現される。

次いで、サーバ１０は、端末７０宛てのパケット群を基地局３０へ送信する。ここで、サーバ１０は、上記の「輻輳ウィンドウ」によって、受信側への到達確認前に送信するパケットの送信量を制御する。送信されたパケットは、通常ラウンドトリップ時間（ＲＴＴ）で、確認応答（ＡＣＫ）により、受信側への送達確認がなされるので、「輻輳ウィンドウ」は、ＲＴＴ内に送信するパケットの送信量となる。

基地局３０は、サーバ１０から受信したパケット群を、ＬＡによって端末７０へ送信する。すなわち、基地局３０は、サーバ１０から受信したパケット群を、複数のリンクに振り分けて、端末７０へ送信する。ここでは、ＬＡに用いられる第１のリンク及び第２のリンクが、ＬＴＥ通信規格に準じたリンク（以下では、「ＬＴＥリンク」と呼ばれることがある）及びＷｉＦｉ通信規格に準じたリンク（以下では、「ＷｉＦｉリンク」と呼ばれることがある）である、ことを前提する。

また、基地局３０は、受信側装置である端末７０においてトランスポートレイヤよりも下位のレイヤ（ここでは、ＬＡレイヤ）で「順序整列処理」が実行された場合にサーバ１０と端末７０との間の通信で得られる、伝送レート（以下では、「第１の伝送レート」と呼ばれることがある）を推定する。さらに、基地局３０は、上記の順序整列処理が行われない場合にサーバ１０と端末７０との間の通信で得られる、伝送レート（以下では、「第２の伝送レート」と呼ばれることがある）を推定する。そして、基地局３０は、推定した第１の伝送レート及び推定した第２の伝送レートとの大小関係に基づいて、受信側装置である端末７０における順序整列処理の実行非実行を制御する。すなわち、ここでは、ＬＡ通信を制御する制御装置が、基地局３０に含まれていることを前提としている。

例えば、基地局３０は、推定された第１の伝送レートと推定された第２の伝送レートとの差が所定値未満である場合、又は、推定された第２の伝送レートが推定された第１の伝送レートより大きい場合、上記の順序整列処理が実行されないように制御する。一方、基地局３０は、推定された第２の伝送レートが推定された第１の伝送レートより小さく且つ上記の差が所定値以上である場合、上記の順序整列処理が実行されるように制御する。

以上のように、受信側装置である端末７０は、常に順序整列処理を行うのではなく、順序整列処理が行われても行われなくても伝送レートに大きな差が現れないと推測される場合、及び、行われない時の伝送レートの方が大きい場合、順序整列処理を行わない。これにより、受信側装置である端末７０の処理負荷を軽減することができる。

なお、端末７０のトランスポート層では、上記の通り、順序反転を検出すると、重複ＡＣＫをサーバ１０へ送信する。

［基地局の構成例］
図５は、実施例１の基地局の一例を示すブロック図である。図５において、基地局３０は、インターフェース（ＩＦ）３１と、制御部３２と、バッファ３３と、ＬＴＥ通信部３４と、ＷｉＦｉ通信部３５とを有する。

ＩＦ３１は、ネットワークインターフェースであり、サーバ１０と基地局３０との間で信号を送受信する。例えば、ＩＦ３１は、サーバ１０から送信された信号を受信し、当該受信した信号をバッファ３３及び制御部３２へ出力する。例えば、サーバ１０から送信された伝送パケットは、バッファ３３へ出力され、バッファ３３に一時保持される。また、例えば、ＩＦ３１は、ＬＴＥ通信部３４又はＷｉＦｉ通信部３５から受け取った信号をサーバ１０へ送信する。例えば、端末７０から送信され且つＬＴＥ通信部３４又はＷｉＦｉ通信部３５で受信されたＡＣＫ信号は、ＩＦ３１を介してサーバ１０へ送信される。

制御部３２は、バッファ３３に対して「通信制御信号」を出力することにより、ＬＡ通信の実行非実行、ＬＡ通信実行時の振分方法、及び、ＬＡ非実行時の利用通信方式を制御する。なお、ここでは、ＬＡ通信が実行されることを前提とする。

また、制御部３２は、上記の「第１の伝送レート」及び「第２の伝送レート」を推定する。上記の通り、第１の伝送レートは、受信側装置である端末７０においてトランスポートレイヤよりも下位のレイヤ（ここでは、ＬＡレイヤ）で「順序整列処理」が実行された場合にサーバ１０と端末７０との間の通信で得られる、伝送レートである。また、上記の通り、第２の伝送レートは、上記の順序整列処理が行われない場合にサーバ１０と端末７０との間の通信で得られる、伝送レートである。そして、制御部３２は、推定した第１の伝送レートと推定した第２の伝送レートとの大小関係に基づいて、受信側装置である端末７０のＬＡレイヤにおける順序整列処理の実行非実行を制御する。

図５に示すように、制御部３２は、例えば、パラメータ取得部４１と、通信制御部４２とを有する。

パラメータ取得部４１は、送信側装置であるサーバ１０の輻輳制御アルゴリズムの特定に用いられる「第１のパラメータ」、上記の第１の伝送レートの推定に用いられる「第２のパラメータ」、及び、上記の第２の伝送レートの推定に用いられる「第３のパラメータ」を取得する。そして、パラメータ取得部４１は、取得したパラメータを通信制御部４２へ出力する。

（第１のパラメータについて）
（第１の取得方法）また、パラメータ取得部４１は、サーバ１０のＩＰアドレスを、第１のパラメータとして取得してもよい。サーバ１０のＩＰアドレスは、スリーウェイハンドシェイク手順における、サーバ１０から端末７０への方向の、コネクション確立要求（Ｓｙｎ）又は確認応答（ＳｙｎＡｃｋ）のソースＩＰアドレスを抽出することで、取得される。例えば、第１のパラメータのこの取得方法は、ＩＰアドレスに対応するＯＳ（Operating System）に関する情報がユーザによって登録されている場合、及び、過去にＩＰアドレスに対応するＯＳに関する情報が得られている場合に用いられる。

（第２の取得方法）また、パラメータ取得部４１は、サーバ１０と端末７０との間の通信をモニタし、ＧｅｔＭｅｓｓａｇｅに対するＲｅｓｐｏｎｓｅのＳｅｒｖｅｒｅｌｅｍｅｎｔから、送信側装置のＯＳに関する情報を第１のパラメータとして取得してもよい。第１のパラメータのこの取得方法は、トランスポートレイヤの上位レイヤのプロトコル（つまり、上位プロトコル）がＨＴＴＰである場合に用いられる。また、第１のパラメータのこの取得方法は、後述する特定部４５がサーバ１０のＩＰアドレスを用いてＯＳに関する情報を特定できない場合に、用いられてもよい。

（第３の取得方法）また、パラメータ取得部４１は、受信側装置である端末７０において順序整列処理が行われない時の、送信側装置であるサーバ１０のパケット送信パターンを、第１のパラメータとして取得してもよい。第１のパラメータのこの取得方法は、ＯＳに関する情報がユーザによって登録されておらず、且つ、上位プロトコルとしてＨＴＴＰが用いられていない場合に、用いられてもよい。

（第４の取得方法）また、パラメータ取得部４１は、基地局３０からサーバ１０に対してＴＣＰコネクションを設定し、サーバ１０のパケット送信に対して、順序整列処理が非実行の場合の端末７０の送信挙動を模倣する。そして、パラメータ取得部４１は、当該模倣処理に対する、サーバ１０のパケット送信パターンを、第１のパラメータとして取得してもよい。第１のパラメータのこの取得方法は、ＯＳに関する情報がユーザによって登録されておらず、且つ、上位プロトコルとしてＨＴＴＰが用いられていない場合に、用いられてもよい。

（第２のパラメータについて）
パラメータ取得部４１は、端末７０毎に、ＬＡに用いられる各リンクでの実効レートに関する情報を、第２のパラメータとして予め取得しておく。なお、ＬＡに用いられる各リンクでの実効レートに関する情報は、第３のパラメータとしても用いられる。

また、パラメータ取得部４１は、サーバ１０と端末７０との間のラウンドトリップ時間（ＲＴＴ）を、第２のパラメータとして取得する。例えば、パラメータ取得部４１は、スリーウェイハンドシェイク手順における、コネクション確立要求（Ｓｙｎ）の受信タイミングと確認応答（Ａｃｋ）の受信タイミングとの時間差に基づいて、ＲＴＴを取得する。なお、ＲＴＴは、第３のパラメータとしても用いられる。

また、パラメータ取得部４１は、最大ウィンドウサイズ（max window size）を、第２のパラメータとして取得する。例えば、パラメータ取得部４１は、スリーウェイハンドシェイク手順における、端末７０からサーバ１０への方向の、コネクション確立要求（Ｓｙｎ）又は確立応答（ＳｙｎＡｃｋ）から、ウィンドウスケールオプション情報を抽出する。そして、パラメータ取得部４１は、抽出したウィンドウスケールオプション情報に基づいて、最大ウィンドウサイズを算出する。

（第３のパラメータについて）
パラメータ取得部４１は、ＴＣＰコネクションにおける、最大セグメント長（ＭＳＳ：Maximum Segment Size）を、第３のパラメータとして取得する。例えば、パラメータ取得部４１は、スリーウェイハンドシェイク手順における確立応答（ＳｙｎＡｃｋ）から、ＭＳＳに関する情報を取得する。

また、パラメータ取得部４１は、ＬＡに用いられるリンク間の遅延時間差分布に関する情報を、第３のパラメータとして予め取得しておく。

通信制御部４２は、パラメータ取得部４１から受け取ったパラメータに基づいて、上記の第１の伝送レート及び第２の伝送レートを推定する。そして、通信制御部４２は、推定した第１の伝送レートと推定した第２の伝送レートとの大小関係に基づいて、受信側装置である端末７０のＬＡレイヤにおける順序整列処理の実行非実行を制御する。

図６は、実施例１の通信制御部の一例を示すブロック図である。図６に示すように、通信制御部４２は、特定部４５と、伝送レート推定部４６，４７と、処理制御部４８とを有する。以下では、伝送レート推定部４６を「第１の伝送レート推定部」と呼び、伝送レート推定部４７を「第２の伝送レート推定部」と呼ぶことがある。

特定部４５は、パラメータ取得部４１から受け取った、上記の第１のパラメータに基づいて、送信側装置であるサーバ１０のトランスポートレイヤに適用されている輻輳制御アルゴリズムを特定する。

例えば、特定部４５は、複数のＩＰアドレスと、各ＩＰアドレスに応じた装置に適用されたＯＳの識別情報との対応関係を記憶する、「アドレス／ＯＳテーブル」を保持している。また、特定部４５は、複数のＯＳの識別情報と、各識別情報に応じた輻輳制御アルゴリズムとを対応づけた、「ＯＳ／アルゴリズムテーブル」を保持している。

そして、特定部４５は、第１のパラメータとしてＩＰアドレスを受け取ると、受け取ったＩＰアドレスと「アドレス／ＯＳテーブル」で対応づけられている、ＯＳの識別情報を検索する。

そして、特定部４５は、検索の結果、受け取ったＩＰアドレスに対応づけられたＯＳの識別情報が存在する場合、そのＯＳの識別情報と「ＯＳ／アルゴリズムテーブル」で対応づけられている、輻輳制御アルゴリズムの識別情報を検索する。なお、検索の結果、受け取ったＩＰアドレスに対応づけられたＯＳの識別情報が存在しない場合、特定部４５は、上記の第２の取得方法から第４の取得方法で取得した第１のパラメータに基づいて、ＯＳの識別情報を特定してもよい。

そして、特定部４５は、検索の結果、ＯＳの識別情報と対応づけられた、輻輳制御アルゴリズムの識別情報を、伝送レート推定部４７へ出力する。なお、検索の結果、ＯＳの識別情報と対応づけられた、輻輳制御アルゴリズムの識別情報が存在しない場合、特定部４５は、アルゴリズムが不明であることを示す通知を、伝送レート推定部４７へ出力してもよい。

伝送レート推定部４６は、パラメータ取得部４１から受け取った、上記の第２のパラメータに基づいて、上記の第１の伝送レートを推定する。例えば、伝送レート推定部４６は、ＬＡに用いられる各リンクでの実効レートの総和に基づいて、上記の第１の伝送レートを推定する。ただし、上記の第１の伝送レートには、上限値が設定される。

図７は、実施例１の第１の伝送レート推定部の一例を示すブロック図である。図７において、伝送レート推定部４６は、除算部５１と、加算部５２と、選択部５３とを有する。

加算部５２は、ＬＡに用いられる各リンクでの実効レートを加算することにより、各リンクでの実効レートの総和（以下では、「総和レート」と呼ぶことがある）を算出し、算出した総和レートを選択部５３へ出力する。

除算部５１は、ＴＣＰの最大ウィンドウサイズをＲＴＴで除算し、除算結果（ここでは、商の値）を選択部５３へ出力する。

選択部５３は、加算部５２から受け取った総和レートと、除算部５１から受け取った除算結果とを比較し、小さい方を第１の伝送レートとして出力する。すなわち、除算部５１における除算結果は、上記の上限値として用いられている。

伝送レート推定部４７は、パラメータ取得部４１から受け取った、上記の第３のパラメータと、特定部４５から受け取る情報とに基づいて、上記の第２の伝送レートを推定する。例えば、伝送レート推定部４７は、ＬＡに用いられる各リンクでの実効レートと、ＲＴＴ（Round trip time）と、ＭＳＳと、ＬＡに用いられる各リンク間の遅延時間差分布と、輻輳制御アルゴリズムの識別情報とに基づいて、上記の第２の伝送レートを推定する。すなわち、伝送レート推定部４７は、輻輳制御アルゴリズムの識別情報に対応する推定関数と、輻輳制御アルゴリズムの識別情報以外の入力パラメータとに基づいて、上記の第２の伝送レートを推定する。

図８は、実施例１の第２の伝送レート推定部の一例を示すブロック図である。図８において、伝送レート推定部４７は、Ｎ個（Ｎは、自然数）の算出部５５−１〜Ｎと、出力選択部５６とを有する。Ｎが２以上の場合には、算出部５５−１〜Ｎは、異なる輻輳制御アルゴリズムに対応する、第２の伝送レートの推定関数、又は、輻輳制御アルゴリズムが不明の場合の、第２の伝送レートの推定関数に、それぞれ対応する。以下では、Ｎが３として説明する。また、以下では、算出部５５−１は輻輳制御アルゴリズムＡに対応する推定関数Ａに、算出部５５−２は輻輳制御アルゴリズムＢに対応する推定関数Ｂに、算出部５５−３は輻輳制御アルゴリズムが不明の場合の推定関数Ｃに対応するものとする。また、輻輳制御アルゴリズムＡはＷｉｎｄｏｗｓ（登録商標）に対応するアルゴリズムであり、輻輳制御アルゴリズムＢはＬｉｎｕｘ（登録商標）に対応するアルゴリズムであるとする。

算出部５５−１は、輻輳制御アルゴリズムＡに対応する推定関数Ａを保持しており、推定関数Ａと、入力パラメータとを用いて、上記の第２の伝送レートを算出する。

算出部５５−２は、輻輳制御アルゴリズムＢに対応する推定関数Ｂを保持しており、推定関数Ｂと、入力パラメータとを用いて、上記の第２の伝送レートを算出する。

算出部５５−３は、輻輳制御アルゴリズムが不明の場合の推定関数Ｃを保持しており、推定関数Ｃと、入力パラメータとを用いて、上記の第２の伝送レートを算出する。

出力選択部５６は、入力した輻輳制御アルゴリズムの識別情報に対応する算出部５５で算出された第２の伝送レートを出力する。また、出力選択部５６は、アルゴリズムが不明であることを示す通知を受け取った場合には、算出部５５−３で算出された第２の伝送レートを出力する。

なお、算出部５５−１〜３のすべてが同時に動作するものとして説明したが、輻輳制御アルゴリズムの識別情報又は不明を示す通知に対応する算出部５５のみが動作するようにしてもよい。また、推定関数については、後に詳しく説明する。

図６の説明に戻り、処理制御部４８は、伝送レート推定部４６で推定された第１の伝送レートと伝送レート推定部４７で推定された第２の伝送レートとの大小関係に基づいて、受信側装置である端末７０における順序整列処理の実行非実行を制御する。

例えば、処理制御部４８は、推定された第１の伝送レートと推定された第２の伝送レートとの差が所定値未満である場合、又は、推定された第２の伝送レートが推定された第１の伝送レートより大きい場合、上記の順序整列処理が実行されないように制御する。例えば、処理制御部４８は、順序整列処理を命令する制御信号を端末７０のＬＡレイヤが受け取ることを条件に端末７０のＬＡレイヤで順序整列処理を実行する場合には、特に処理を行わなくてもよい。又は、処理制御部４８は、順序整列処理の非実行を命令する制御信号を生成し、ＬＴＥ通信部３４又はＷｉＦｉ通信部３５を介して端末７０へ送信してもよい。

一方、処理制御部４８は、推定された第２の伝送レートが推定された第１の伝送レートより小さく且つ上記の差が所定値以上である場合、上記の順序整列処理が実行されるように制御する。例えば、処理制御部４８は、順序整列処理の実行を命令する制御信号を生成し、ＬＴＥ通信部３４又はＷｉＦｉ通信部３５を介して端末７０へ送信する。又は、端末７０が順序整列処理機能を具備しない場合には、通信制御部４２は、バッファ３３に対して、ＬＡを実行しないように指示を出してもよい。

［通信システムの動作例］
以上の構成を有する通信システム１の処理動作の一例について説明する。図９は、実施例１の通信システムの処理動作の説明に供する図である。また、図１０は、実施例１の基地局の処理動作の一例を示すフローチャートである。

基地局３０の制御部３２は、端末７０毎に、ＬＡに用いられる各リンクの遅延時間分布、及び、各リンクでの実効レートを、取得する（ステップＳ１０１）。

端末７０は、スリーウェイハンド手順において、サーバ１０宛ての確立要求（Ｓｙｎ）を基地局３０へ送信する（ステップＳ１０２）。ここで、基地局３０の制御部３２は、受信したＳｙｎの到着時刻（Ｔ０）を取得するとともに、受信したＳｙｎからウィンドウスケールに関する情報を取得（抽出）する（ステップＳ２０１）。

基地局３０は、受信したＳｙｎをサーバ１０へ送信する（ステップＳ１０３）。

サーバ１０は、Ｓｙｎに対する確立応答（ＳｙｎＡｃｋ）を基地局３０へ送信する（ステップＳ１０４）。ここで、基地局３０の制御部３２は、受信したＳｙｎＡｃｋから、ソースアドレス（つまり、送信元アドレス、add0）を取得する（ステップＳ２０２）。

基地局３０は、受信したＳｙｎＡｃｋを端末７０へ送信する（ステップＳ１０６）。

端末７０は、ＳｙｎＡｃｋに対する確認応答（Ａｃｋ）を基地局３０へ送信する（ステップ１０７）。ここで、基地局３０の制御部３２は、Ａｃｋを受信すると、そのＡｃｋの到着時刻（Ｔ１）を取得し、ＲＴＴ（＝Ｔ１−Ｔ０）を算出する（ステップＳ２０３）。そして、制御部３２は、ステップＳ２０１で取得したウィンドウスケールの値を用いて、最大ウィンドウサイズを算出する（ステップＳ２０４）。そして、制御部３２は、ステップＳ２０４で算出した最大ウィンドウサイズをステップＳ２０３で算出したＲＴＴで除算することにより、ＴＣＰの伝送レートを算出する（ステップＳ２０５）。この算出したＴＣＰの伝送レートは、上記の上限値に対応する。

基地局３０は、受信したＡｃｋをサーバ１０へ送信する（ステップＳ１０８）。

基地局３０の制御部３２は、上記の第１の伝送レートを推定（算出）する（ステップＳ１０９、ステップＳ２０６）。そして、制御部３２は、ステップＳ２０２で取得したソースアドレスに対応するＯＳがアドレス／ＯＳテーブルに存在するか否かを判定する（ステップＳ２０７）。制御部３２は、存在すると判定した場合（ステップＳ２０７肯定）、ステップＳ２０２で取得したソースアドレスに対応するＯＳの識別情報を取得する（ステップＳ２０８）。図１１は、アドレス／ＯＳテーブルの一例を示す図である。例えば、ソースアドレスがアドレスｘｘｘｘである場合、制御部３２は、アドレスｘｘｘｘに対応する、ＯＳ識別情報（つまり、ｗｉｎ）を取得する。識別情報ｗｉｎは、Ｗｉｎｄｏｗｓ（登録商標）に対応する識別情報とし、識別情報ｌｉｎｕｘは、Ｌｉｎｕｘ（登録商標）に対応する識別情報とする。また、制御部３２は、存在しないと判定した場合（ステップＳ２０７否定）、ステップＳ１１２でサーバ１０から基地局３０へ送信されるＨＴＴＰＲｅｓｐｏｎｓｅから、サーバ１０のＯＳの識別情報を取得する（ステップＳ２０９）。ここで、ＨＴＴＰＲｅｓｐｏｎｓｅは、ステップＳ１１０，１１１で端末７０から基地局３０を介してサーバ１０へ送信されたＨＴＴＰＧｅｔに対する応答信号である。基地局３０は、受信したＨＴＴＰＲｅｓｐｏｎｓｅを端末７０へ送信する（ステップＳ１１３）。なお、アドレス／ＯＳテーブルの情報は固定されていてもよいし、変動してもよい。変動する場合には、取得された最新の情報によって、アドレス／ＯＳテーブルは、順次更新されてもよい。

そして、制御部３２は、ステップＳ２０８又はステップＳ２０９で取得した、ＯＳの識別情報に対応するアルゴリズムがＯＳ／アルゴリズムテーブルに存在するか否かを判定する（ステップＳ２１０）。そして、制御部３２は、存在すると判定した場合（ステップＳ２１０肯定）、ステップＳ２０８又はステップＳ２０９で取得したＯＳの識別情報に対応するアルゴリズムの識別情報を取得する（ステップＳ２１１）。図１２は、ＯＳ／アルゴリズムテーブルの一例を示す図である。例えば、取得したＯＳ識別情報がｗｉｎである場合、制御部３２は、ｗｉｎに対応する輻輳制御アルゴリズムの識別情報Ａを取得する。なお、制御部３２は、存在しないと判定した場合（ステップＳ２１０否定）、制御部３２内の通知（上記の、不明を示す通知に相当）を行う（ステップＳ２１２）。また、ステップＳ２０９においてＲｅｓｐｏｎｓｅからＯＳ識別情報を取得できなかった場合にも、制御部３２内の通知（上記の、不明を示す通知に相当）が行われてもよい。

そして、制御部３２は、上記の第２の伝送レートを推定（算出）する（ステップＳ１１４、ステップＳ２１３）。そして、制御部３２は、推定した第１の伝送レートと推定した第２の伝送レートとを比較し（ステップＳ２１４）、比較結果に応じて、順序整列処理の実行非実行を制御する（ステップＳ１１５、ステップＳ２１５）。

［推定関数の導出方法］
ＴＣＰの輻輳制御アルゴリズムに対応する推定関数は、各輻輳制御アルゴリズムについて、各輻輳制御アルゴリズムを実装し、順序逆転発生時の定常状態での挙動を解析することにより、導出することができる。

（Ｌｉｎｕｘ（登録商標）に対応する推定関数Ｂについて）
例えば、Ｌｉｎｕｘ（登録商標）ＯＳｖｅｒ．３．０．０に実装された、輻輳制御アルゴリズム（つまり、ＴＣＰレート制御アルゴリズム）を例に取り、説明する。図１３は、Ｌｉｎｕｘ（登録商標）の輻輳制御アルゴリズムによる輻輳ウィンドウの挙動の説明に供する図である。

当該ＴＣＰレート制御アルゴリズムの場合、ｒｅｏｒｄｅｒｉｎｇパラメータの示すパケット数を超えて順序逆転が発生した場合に、パケットの再送が発生する。

パケットの再送が発生すると、パケット再送状態（ｒｅｃｏｖｅｒｙｓｔａｔｅ）に遷移し、ｒａｔｅ−ｈａｌｖｉｎｇ処理が行われる。すなわち、ｒａｔｅ−ｈａｌｖｉｎｇ処理では、２個の確認応答（Ａｃｋ：Acknowledge）を受信する毎に、輻輳ウィンドウ（ｃｗｎｄ：congestion window）の値を、１ＴＣＰセグメント分低下させる。ただし、パケットの再送が開始した時点でのｃｗｎｄの値の０．７倍となったところで、ｃｗｎｄ値の低下を停止させる。

また、パケットを再送する前に送信したパケットのＡｃｋを受信し、それまでのパケットの確認応答がされた時点で、ｒｅｃｏｖｅｒｙｓｔａｔｅは終了し、通常の転送状態に戻る。そして、ｒｅｃｏｖｅｒｙｓｔａｔｅ中においてパケット再送が順序逆転によって発生したことが認識されると、認識できた順序逆転パケット数の最大値（最大で１２７）で、ｒｅｏｒｄｅｒｉｎｇパラメータを修正するとともに、ｃｗｎｄ値をパケット再送の開始前の値に復帰させる（Ｆ−ＲＴＯＲｅｃｏｖｅｒｙ）。ただし、ｒｅｃｏｖｅｒｙｓｔａｔｅの終了時点でのｃｗｎｄ値と、パケット再送の開始前のｃｗｎｄ値との間に、ｒｅｏｒｄｅｒｉｎｇパラメータの値以上の開きがある場合には、ｃｗｎｄ値は、ｒｅｃｏｖｅｒｙｓｔａｔｅの終了時点でのｃｗｎｄ値から、ｒｅｏｒｄｅｒｉｎｇパラメータの値分までしか増加させない。また、通常の転送状態では、ＴＣＰレート制御アルゴリズムの輻輳回避フェーズでの増加式に従って、ｃｗｎｄ値は増加する。しかし、ｒｅｏｒｄｅｒｉｎｇパラメータの値以上の順序逆転が新たに発生すると、ｒｅｃｏｖｅｒｙｓｔａｔｅに遷移する。最終的には、ｒｅｏｒｄｅｒｉｎｇパラメータが最大値である１２７に達した時点で、ｃｗｎｄ値の挙動は、安定状態に入る。この安定状態に入ると、上記Ｌｉｎｕｘ（登録商標）ＯＳで標準的に用いられるレート制御アルゴリズムであるｃｕｂｉｃは、上記の通常の転送状態では、ｃｗｎｄ値を殆ど上昇させない（図１３中の点線矢印を参照）。つまり、ｃｗｎｄ値の上昇率は極めて低い。

以上のｃｗｎｄ値の挙動を解析することにより、ｃｗｎｄの平均値Ｗ⁻を算出することができる。そして、ｃｗｎｄの平均値Ｗ⁻を算出できると、次の式（１）によって、第２の伝送レートを算出することができる。
第２の伝送レート＝Ｗ⁻×ＭＳＳ／ＲＴＴ・・・（１）

図１４は、輻輳ウィンドウの平均値の算出の説明に供する図である。

図１４において、Ｗは、ｒｅｃｏｖｅｒｙｓｔａｔｅの開始時のｃｗｎｄ値である。そして、０．３Ｗ＝１２７が成立する。従って、Ｗ＝１２７／０．３が成立する。

また、ｒｅｃｏｖｅｒｙｓｔａｔｅにおいて、ｃｗｎｄ値が下限値（ｓｓｔｈｒｅｓｈ）に達するまでに掛かる時間を時間Ｔとすると、Ｔ／｛２（ＲＴＴ／Ｗ）｝＝０．３Ｗが成立する。従って、Ｔ＝０．６ＲＴＴが成立する。

また、順序逆転による再送が発生する確率、つまり、１２７個のパケットの順序逆転が発生する確率を、確率ｐとする。１２７個のパケットの時間差は、１２７ＲＴＴ／Ｗ（＝０．３ＲＴＴ）であることから、確率ｐは、次の式（２）によって表すことができる。
ｐ＝（ＬＴＥにパケットを送信する確率）×（ＷＬＡＮにパケットを送信する確率）×ｆ（０．３ＲＴＴ）・・・（２）
ただし、ｆ（ｘ）は、リンク間でのパケット転送遅延時間の差がｘ以上になる確率である。図１５は、遅延時間差分布に対応するテーブルの一例を示す図である。

そして、図１４に示す挙動を示す場合、ｃｗｎｄの平均値Ｗ⁻は、次の式（３）で表すことができる。
Ｗ⁻＝｛Ｗ×ＲＴＴ−（１＋０．４）ＲＴＴ×０．３Ｗ／２＋ＲＴＴ／Ｗ×１／ｐ×Ｗ｝／（ＲＴＴ＋ＲＴＴ／Ｗ×１／ｐ）・・・（３）

式（３）の両辺をＲＴＴで割ることにより整理すると、式（４）が得られる。
Ｗ⁻＝（０．７９Ｗ＋１／ｐ）／｛１＋１／（Ｗｐ）｝・・・（４）

そして、式（４）に、Ｗ＝１２７／０．３を代入して整理すると、式（５）が得られる。
Ｗ⁻＝（１００．３３ｐ＋０．３）／（０．３ｐ＋０．０９／１２７）・・・（５）

この式（５）で求めたＷ⁻を式（１）に代入することにより、第２の伝送レートを算出することができる。

次に、式（５）を用いて第２の伝送レートを具体的に算出してみる。ただし、次のことを前提とする。遅延時間差の主要因がＬＴＥのＨＡＲＱ再送であるものとする。また、ＬＴＥの１回目転送時のエラー発生率を０．１とする。また、ＬＴＥのＨＡＲＱ再送時のゲインを０．５とする。また、再送オーバヘッドを８［ｍｓｅｃ］とする。また、固定遅延を５［ｍｓｅｃ］とする。また、ＷＬＡＮの遅延を［２ｍｓｅｃ］とする。

そうすると、遅延時間差がｘ［ｓｅｃ］以上になる確率ｆ（ｘ）は、次の式（６）で表すことができる。
ｆ（ｘ）＝１（０．０００＜ｘ＜０．００３），
０．１（０．００３＜ｘ＜０．０１１），
０．００５（０．０１１＜ｘ＜０．０１７），
０．０００１２５（０．０１７＜ｘ＜０．０２５），
・・・・・，
０．１^ｎ×０．５^{ｎ（ｎ−１）／２}（０．００３＋０．００８（ｎ−１）＜ｘ＜０．００３＋０．００８ｎ；ｎ＝０〜５）・・・（６）

ｆ（０．３ＲＴＴ）は、ＲＴＴ＝１５［ｍｓｅｃ］とすると、ｆ（０．０４４５）である。そして、式（６）を用いると、ｆ（０．０４４５）は、０．１（ｎ＝１）となる。

ここで、（ＬＴＥにパケットを送信する確率）及び（ＷＬＡＮにパケットを送信する確率）は、伝送レートを小さくすることに寄与するので、無視する。そうすると、式（２）から、ｐ＝０．１が成立する。

そして、ｐ＝０．１を式（５）に代入すると、Ｗ⁻を求めることができる。
Ｗ⁻＝（１００．３３×０．１＋０．３）／（０．３×０．１＋０．０９／１２７）
＝３３６．４８４８７

そして、この値を式（１）に代入することで、第２の伝送レートを算出することができる。
第２の伝送レート＝２６９［Ｍｂｐｓ］

（Ｗｉｎｄｏｗｓ（登録商標）に対応する推定関数Ａについて）
図１６は、Ｗｉｎｄｏｗｓ（登録商標）の輻輳制御アルゴリズムによる輻輳ウィンドウの挙動の説明に供する図である。

当該輻輳制御アルゴリズム（つまり、ＴＣＰレート制御アルゴリズム）では、３パケットの順序逆転が検出されると、パケットの再送が行われる。パケットの再送が発生すると、ｃｗｎｄ値は半分にされる。その後、Ａｃｋが受信される度に、ｃｗｎｄ値を、１ＴＣＰセグメントずつ上昇させる。

以上のｃｗｎｄ値の挙動を解析することにより、ｃｗｎｄの平均値（つまり、平均ｃｗｎｄ）を算出することができる。すなわち、平均ｃｗｎｄ＝３Ｗ／４である。

そして、ロスの発生間隔、つまり、ｃｗｎｄ値がＷ／２からＷに復帰するまでに掛かる時間は、ＲＴＴ×Ｗ（＝Ｗ／２×（１／２ＲＴＴ））である。

このため、ロスとロスとの間に送信されるパケット数は、３Ｗ^２／４（＝平均ｃｗｎｄ／ＲＴＴ×（ＲＴＴ×Ｗ））である。

従って、ロスの発生率ｐは、次の式（７）で表すことができる。
ｐ＝１／（３Ｗ^２／４）・・・（７）

この式（７）を最大ウィンドウサイズＷで解くことにより、最大ウィンドウサイズＷは、次の式（８）で表すことができる。
Ｗ＝２／（３ｐ）^１／２・・・（８）

また、平均レートＲは、次の式（９）で表すことができる。
Ｒ＝平均ｃｗｎｄ／ＲＴＴ・・・（９）

従って、Ｒは、式（９）及び式（８）を用いて、次の式（１０）で表すことができる。
Ｒ＝３Ｗ／４／ＲＴＴ＝（３／ｐ）^１／２／２ＲＴＴ・・・（１０）

また、ロス発生率ｐ（つまり、パケット損失率）は、３つ前のパケットに関して順序逆転が発生する確率と捉えることができる。そして、３つのパケットの間隔は、３／Ｒ［ｓｅｃ］である。

また、リンク間でのパケット転送遅延時間の差がｘ以上になる確率を確率ｆ（ｘ）とすると、ロス発生率ｐは、次の式（１１）によっても表すことができる。
ｐ＝ｆ（３／Ｒ）・・・（１１）

また、確率ｆ（ｘ）は、次の式（１２）で表すことができる。
ｆ（ｘ）＝０．１^ｎ×０．５^{ｎ（ｎ−１）／２}（０．００３＋０．００８（ｎ−１）＜ｘ＜０．００３＋０．００８ｎ；ｎ＝０〜５）・・・（１２）

そして、式（１０）と式（１１）との連立方程式を用いて、Ｒを求めることができる。

図１７は、平均レートの算出方法の説明に供する図である。すなわち、図１７に示すように、式（１０）の曲線と式（１１）の曲線との交点を求めることにより、Ｒを求めることができる。

そして、第２の伝送レートは、次の式（１３）で表すことができる。
第２の伝送レート＝Ｒ×ＭＳＳ［ｂｐｓ］・・・（１３）

従って、連立方程式で求めたＲを式（１３）へ代入することにより、第２の伝送レートを算出することができる。

ＲＴＴ＝１５［ｍｓｅｃ］で、且つ、ＭＳＳ＝１５００［ｂｙｔｅ］の場合、Ｒ＝２７２．７２７３［ｐｐｓ］＝３．３［Ｍｂｐｓ］となる。

（アルゴリズムが不明の場合の推定関数Ｃについて）
通常の実装において、送信側装置で重複Ａｃｋが３つ受け取られると、パケットの再送とレートの低下が発生する。すなわち、重複Ａｃｋを３つ送信する前に順序逆転が解消されれば、ＴＣＰレートの低下は発生しない。

例えば、リンク間の遅延差が１１［ｍｓｅｃ］（９９．５％最大値の場合）の場合には、１１［ｍｓｅｃ］の間に３個のパケットが送信されなければ、或るパケットが３個のパケットに追い越されることはない。

従って、パケット長を１５００［ｂｙｔｅ］として、「１１［ｍｓｅｃ］の間に３個のパケットが送信されない」という条件を満たす伝送レートは、３．３［Ｍｂｉｔ／ｓｅｃ］（＝１５００×３／１１）以下である、ことを要する。全リンクの実行レートの総和が３．３［Ｍｂｉｔ／ｓｅｃ］以下であれば、あらゆる輻輳制御アルゴリズムに対して順序制御は不要となる。

これを一般化すると、第２の伝送レートは、次の式（１４）で表すことができる。
第２の伝送レート＝ＭＳＳ×３／ｘ・・・（１４）
ただし、ｘは、リンク間の最大遅延差［ｓｅｃ］である。

以上のように本実施例によれば、基地局３０において処理制御部４８は、伝送レート推定部４６で推定された第１の伝送レートと伝送レート推定部４７で推定された第２の伝送レートとの大小関係に基づいて、端末７０での順序整列処理の実行非実行を制御する。

この基地局３０の構成により、推定された第１の伝送レートと推定された第２の伝送レートとの大小関係が所定の条件を満たす場合には、端末７０での順序整列処理を非実行とすることができるので、端末７０の処理負荷を低減することができる。

また、処理制御部４８は、推定された第２の伝送レートが推定された第１の伝送レートより小さく且つ上記の差が所定値以上である場合、上記の順序整列処理が実行されるように制御する。例えば、処理制御部４８は、順序整列処理の実行を命令する制御信号を生成し、ＬＴＥ通信部３４又はＷｉＦｉ通信部３５を介して端末７０へ送信する。

また、基地局３０において伝送レート推定部４７は、第３のパラメータに基づいて、第２の伝送レートを推定する。第３のパラメータは、ＬＡに用いられる各リンクの実効レートと、サーバ１０と端末７０との間のＲＴＴと、サーバ１０のトランスポート層で用いられる輻輳制御アルゴリズムとを含む。さらに、第３のパラメータは、各リンク間の遅延時間差分布と、サーバ１０のトランスポート層における最大セグメントサイズとを含む。

この基地局３０の構成により、輻輳制御アルゴリズムの種別に応じて、順序整列処理の非実行時の伝送レートを推定することができる。

また、基地局３０において特定部４５は、サーバ１０のＯＳに関する情報に基づいて、輻輳制御アルゴリズムを特定する。

この基地局３０の構成により、容易に輻輳制御アルゴリズムを特定することができる。

また、基地局３０において伝送レート推定部４６は、ＬＡに用いられる各リンクの実効レートの総和に基づいて、上記の第１の伝送レートを推定する。

この基地局３０の構成により、順序整列処理の実行時の伝送レートを容易に推定することができる。

［他の実施例］
［１］実施例１の基地局３０の制御部３２の機能は、基地局３０と別体の装置（制御装置）によって実現されてもよい。

［２］実施例１では、下り回線におけるパケット伝送を例に取り説明したが、これに限定されるものではない。すなわち、実施例１で説明した技術は、上り回線にも適用可能である。上り回線の場合、順序整列処理は基地局３０で行われる。また、上り回線の場合、ウィンドウスケールに関する情報は、ＳｙｎＡｃｋから取得（抽出）され、ソースアドレスは、Ｓｙｎから取得される。

［３］実施例１では、基地局３０の制御部３２が、推定された第１の伝送レートと推定された第２の伝送レートとの大小関係が所定の条件を満たす場合には、端末７０での順序整列処理を非実行とする制御を行っているが、これに限定されるものではない。例えば、制御部３２は、推定された第１の伝送レートと推定された第２の伝送レートとの大小関係が所定の条件を満たす場合には、ＬＡ自体を非実行とする制御を行ってもよい。

［４］実施例１で図示した各部の各構成要素は、必ずしも物理的に図示の如く構成されていることを要しない。すなわち、各部の分散・統合の具体的形態は図示のものに限られず、その全部又は一部を、各種の負荷や使用状況等に応じて、任意の単位で機能的又は物理的に分散・統合して構成することができる。

さらに、各装置で行われる各種処理機能は、ＣＰＵ（Central Processing Unit）（又はＭＰＵ（Micro Processing Unit）、ＭＣＵ（Micro Controller Unit）等のマイクロ・コンピュータ）上で、その全部又は任意の一部を実行するようにしてもよい。また、各種処理機能は、ＣＰＵ（又はＭＰＵ、ＭＣＵ等のマイクロ・コンピュータ）で解析実行するプログラム上、又はワイヤードロジックによるハードウェア上で、その全部又は任意の一部を実行するようにしてもよい。

実施例１の基地局は、次のようなハードウェア構成により実現することができる。

図１８は、基地局のハードウェア構成例を示す図である。図１８に示すように、基地局１００は、ＩＦ（InterFace）１０１と、プロセッサ１０２と、メモリ１０３と、通信回路１０４とを有する。プロセッサ１０２の一例としては、ＣＰＵ、ＤＳＰ（Digital Signal Processor）、ＦＰＧＡ（Field Programmable Gate Array）等が挙げられる。また、メモリ１０３の一例としては、ＳＤＲＡＭ（Synchronous Dynamic Random Access Memory）等のＲＡＭ（Random Access Memory）、ＲＯＭ（Read Only Memory）、フラッシュメモリ等が挙げられる。

そして、実施例１の基地局で行われる各種処理機能は、不揮発性記憶媒体などの各種メモリに格納されたプログラムを管理装置が備えるプロセッサで実行することによって実現してもよい。

すなわち、制御部３２によって実行される各処理に対応するプログラムがメモリ１０３に記録され、各プログラムがプロセッサ１０２で実行されてもよい。また、バッファ３３は、メモリ１０３によって実現される。また、ＩＦ３１は、ＩＦ１０１によって実現される。また、ＬＴＥ通信部３４と、ＷｉＦｉ通信部３５とは、通信回路１０４によって実現される。

１通信システム
１０サーバ
３０基地局
３２制御部
３３バッファ
３４ＬＴＥ通信部
３５ＷｉＦｉ通信部
４１パラメータ取得部
４２通信制御部
４５特定部
４６，４７伝送レート推定部
４８処理制御部
５１除算部
５２加算部
５３選択部
５５算出部
５６出力選択部
７０端末

Claims

送信側装置と受信側装置との間で確立されたトランスポート層のコネクションにおける伝送パケットを複数のリンクに振り分けて伝送する通信を制御する制御装置であって、
前記受信側装置において前記トランスポート層より下位層で受信パケットの順序を送信順序に合わせて並べ替える順序整列処理が実行された場合に前記通信で得られる、第１の伝送レートを推定する第１の推定部と、
前記順序整列処理が実行されない場合に前記通信で得られる、第２の伝送レートを推定する第２の推定部と、
前記推定された第１の伝送レートと前記推定された第２の伝送レートとの大小関係に基づいて、前記順序整列処理の実行非実行を制御する処理制御部と、
を具備することを特徴とする制御装置。
前記処理制御部は、前記推定された第１の伝送レートと前記推定された第２の伝送レートとの差が所定値未満である場合、又は、前記推定された第２の伝送レートが前記推定された第１の伝送レートより大きい場合、前記順序整列処理が実行されないように制御し、前記推定された第２の伝送レートが前記推定された第１の伝送レートより小さく且つ前記差が前記所定値以上である場合、前記順序整列処理が実行されるように制御する、
ことを特徴とする請求項１に記載の制御装置。
前記第２の推定部は、各リンクの実効レートと、前記送信側装置と前記受信側装置との間のラウンドトリップタイムと、前記送信側装置のトランスポート層で用いられる輻輳制御アルゴリズムと、各リンク間の遅延時間差分布と、前記送信側装置のトランスポート層における最大セグメントサイズとに関する情報に基づいて、前記第２の伝送レートを推定する、
ことを特徴とする請求項１又は２に記載の制御装置。
前記送信側装置のオペレーティングシステムに関する情報に基づいて、前記輻輳制御アルゴリズムを特定する特定部、をさらに具備することを特徴とする請求項３に記載の制御装置。
前記第１の推定部は、各リンクの実効レートの総和に基づいて、前記第１の伝送レートを推定する、
ことを特徴とする請求項１から４のいずれか一項に記載の制御装置。
送信側装置と受信側装置との間で確立されたトランスポート層のコネクションにおける伝送パケットを複数のリンクに振り分けて伝送する通信を制御する制御方法であって、
前記受信側装置において前記トランスポート層より下位層で受信パケットの順序を送信順序に合わせて並べ替える順序整列処理が実行された場合に前記通信で得られる、第１の伝送レートを推定し、
前記順序整列処理が実行されない場合に前記通信で得られる、第２の伝送レートを推定し、
前記推定された第１の伝送レートと前記推定された第２の伝送レートとの大小関係に基づいて、前記順序整列処理の実行非実行を制御する、
ことを特徴とする制御方法。