JPH05502562A - 複数種のフレームによる混雑制御法 - Google Patents

Abstract

(57)【要約】本公報は電子出願前の出願データであるため要約のデータは記録されません。

Description

【発明の詳細な説明】 複数種のフレームによる混雑制御法 関連する出願 Ｓ、　Ｊ、　Ｇｏｌｅｓｔａｎｉによる「混雑のないパケット網」と題する１９ ８９年３月２０日出願の米国特許出願第３２６０２７号は、本願出願人に譲渡さ れたが、本願の出願内容に関連する内容を包含している。

そこで上記出願の内容は本願出願中に組み込む。

発明の分野 本発明はパケット交換網における混雑を緩和するパケット通信技術に関する。よ り詳細には本発明は、端末間のパケット遅延の判断における融通性を向上させ、 異種のトラフィックサービス要求に従って通信帯域幅を割り当てる際の融通性を 向上させる混雑制御法の改良に関する。

発明の背景 混雑制御の課題、より一般的にはトラフィック制御を如何に行うかの問題は、パ ケット交換網にとってきわめて重要である。

パケット交換網における混雑は、さまざまな種類のトラフィック源に対処する方 法に内包される不確実性に一部は起因している。混雑はまた、さまざまなトラフ ィックの流れがパケットネットワーク中で干渉し合うその複雑性にも起因する。

広帯域総合サービス環境での混雑制御およびトラフィック管理は、通信の高速性 ゆえに、およびトラフィックの種類の多様性ゆえに、またそのようなネットワー クにおいてめられるサービス要求の多様性により、一層複雑さを増す。

狭帯域データ網における従来の混雑制御法の大半は本質的に閉ループなものであ った。これは、宛先ノードまたは幾つかの中間ノートからのフィードバック情報 （例えばアクルッジメント）が、新しいパケットをそのネットワークへ受け入れ てもよいかとうか、あるいは１つのノートから次のノードヘパケラトを伝送して もよいかとうかを判断するため、利用されることを意味する。広帯域伝送速度で はパケットの持続時間［ｐａｃｋｅｔｄｕｒａｔｉｏｎ］つまりパケットをサー ビスするための連結に必要な時間は極めて短い。したがってパケット持続時間の 面から測定した伝播遅延は、普通の狭帯域網におけるよりも広帯域網における方 がずっ吉高い。そのため広帯域網では閉ループすなわち帰還制御方式はより遅く 動作し、そのネットワークで発生する事態に歩調を合わすことができないことが ある。

広帯域総合サービス網が取り扱うサービスには、データや音声の通信からファイ ル転送、高速回線エミュレーション、種々の型のビデオサービスまでさまざまな ものがある。こうしたサービスにはさまざまなトラフィック特性（例えば平均連 間とバースト性）、あるいはさまざまなサービス要求（例えばエンド間の遅延、 遅延ジッタ、パケット損失のおそれ、呼び出しブロッキングのおそれ、誤り率） がある。総合的なリソースマネージメントの仕事と個別的な混雑制御の仕事とが 、従来技術の狭帯域網におけるよりもこの環境における方により多く内包されて いるのである。広帯域総合サービス網における制御のアルゴリズムは、さまざま なトラフィック特性を処理しなければならないことのほか、予測可能なネットワ ークビヘイビャに対して臨機応変に機能する必要かあり、また種々のサービス要 求に応えることに柔軟でなければならない。広帯域網におけるトラフィック管理 アルゴリズムはまた、その実行に必要な処理能力の面でシンプルでなければなら ない。しかるにデータ処理速度の高速化はデータ伝送速度の急速な成長に歩調を 合わすことかできていない。したがってネットワークノートにおけるパケット処 理能力はどんとん消耗してしまう。そこで制御機能に必要な処理は最小限に維持 されていることが要求される。

前述の特許出願は、非常に好ましい混雑制御法に関する。すなわち、損失のない 通Ｃを維持し、結ばれたエンド間の遅延を補給し、実行が非常に簡単であるとい う特徴をもつ。これらの特徴はリアルタイム伝送およびその他の広帯域パケット 網における即時的情報形態にとって魅力的な解決法である。

この特許出願に係る混雑制御法は、２つの部分から構成される。ソースノードに おいて各接続［ｃｏｎｎｅｃｔｉｏｎ］に課されるパケット進入許可判断（その ネットワークへパケットを受け入れてもよいかどうかを判断制御する基準）と、 ストップアントゴー待ち行列と呼ばれるスイッチングノードでの処理原理である 。

これら画部分の中心にある概念は時間フレームである。このため、この混雑制御 法はフレームによる戦略として知られる。

ネットワーク中の各リンクにおいて、時間間隔すなわち持続時間Ｔのフレームを 規定する。これらフレームはリンクの伝送端からそのリンクの受信端への伝播［ ｐｒｏｐａｇａｔｉｎｇ］と見ることもてきる。具体的にはこれらフレームを入 リンクのフレームは各ノードにおいて同期、または出リンクのフレームは各ノー ドにおいて同期である、と規定することもてきる。

パケットの流れは、決まった長さのパケットにつき持続時間Ｔの各フレーム中の パケット数か乙Ｔで決定されるとき、（ｒ。

Ｔ）平滑と定義する。ここてｒはパケット／秒で測ったときの速度である。混雑 制御法の上記パケット進入許可判断の部分はこの平滑の定義に基づいて構成され ている。具体的には、ネットワーク中の各接続には１つのソースノードと１つの デスティネーションノートとをもっている。接続にのソースノートは接続ｋに属 するパケットか、エンドユーザーからそのネットワークに入ってくるときに経由 するネットワークノードである。速度ｒ、を割り当て、その宛て先への経路［ｐ ａｔｈ］に接続ｋを予約した後は、パケットのそのネットワークへの進入許可は （ｒ、。

Ｔ）平滑であることが要求される。これは持続時間Ｔの各フレーム中、接続にの ソースノードはそのネットワークにｒｋ、Ｔ以上のパケットは進入許可せず、こ れ以外の余分なパケットは次のフレームか開始されるまで進入許可されないこと を意味する。あるいは割り当てられる速度ｒ、は、ソースノードに到着しネット ワークに進入許可されるパケットの流れが常に（ｒｈ。

Ｔ）平滑を維持するに十分な大きさであることが要請される。

上記のパケット進入許可判断は、割り当てられた速度ｒｋによる接続にのトラフ ィック流れか、ネットワークへの受け入れ時に（ｒ、、Ｔ）平滑であることを保 証する。もしこの平滑性か、各接続のパケットの流れを各中間スイッチングノー トに到着するときも維持し続けられるならば、混雑という問題は解消されるわけ である。しかし残念なから実際にはそうなっていない。ノートにおける通常の先 入れ先呂しく以下ｒＦｒ、Ｆ○」）待ち行列方式を使うネットワークでは、接続 のパケットか中間ノードから別の中間ノートへと進むとき、団塊、群れとなりが ちで長いバーストを一層長くするようになる傾向かあり、こうしたバーストは平 滑性を乱すことになる。

ストップアントゴー待ち行列方式は、これまでのＦＩＦ○待ち行列方式に代わる もので、上記の問題を解消する。具体的に述へると、ストップアンドゴー待ち行 列は一度（ｒｋ、Ｔ）平滑をソースノードにおける全接続に上に強制したら、そ の平滑性かその後のどのスイッチングノードでも維持し続けられることを保証す る。ここでストップアントゴー待ち行列体系について説明する前に、到着フレー ムと出発フレームについて説明する。具体的には、各ノードにおいて到着フレー ムは入リンクの持続時間Ｔのフレームであり、出発フレームは出リンクの持続時 間Ｔのフレームである。ネットワーク中の各リンクで、これらフレームはリンク の一端から他端へとパケットと共に移動していると見ることができる。したがっ てリンク！上に伝播遅延およびリンクｌの受信端に処理遅延があるときは、これ ら遅延は複合持続時間ｒｌとなり、リンクｌの受信端におけるフレームは、発信 端においてｒ１秒だけフレームより遅れることになる。

したがって上記したようにフレームは、各ノードの全ての入リンクの到着フレー ムか相互に同期するように、あるいは各ノートの全ての出リンク上の８発フレー ムか相互に同期するように規定されていればよい。しかし一般に、ノートにおい ては到着フレームおよび出発フレームは相互に非同期となっている。

ストップアントゴー待ち行列方式は次のような原理に基づいている。１つの到着 フレームｆ中に入リンクのノートに到着する１パケツトは、ｆが消えてから出発 する所望の出リンクの第１出発フレームか始まるまで、そのノートから伝送され る資格を与えられない。その結果この原理に従えば次のようなことになる。

１）一定の到着フレーム中に入リンク経由でノートに到着したパケットは、遅延 された後、その人リンクの上記一定の到着フレーム終了後に出発する出リンクの 第１出発フレーム中に適当な出リンクで伝送される（したがってストップアンド ゴー待ち行列と呼ばれる）。

２）各接続にのパケットの流れはそのネットワークを通して元の（ｒｋ、Ｔ）平 滑を維持する。

３）リンク！当たり最大で Ｂ１−３Ｇ４τ　（１） の容量があるバッファであれば、バッファのオーバーフローの危険を取り除くの に十分である。ここでＣＮ［＠Ｃ１のｌは下付きで表すべき所、便宜上このよう に「Ｃ１」と表す、以下同じコは、リンクｌの容量である。

このようなフレームによる混雑制御法（上記のパケット進入許可判断法、上記ス トップアンドゴー待ち行列方式などの）を使ったネットワークにおいては、待ち 行列の遅延性と帯域幅割り当てに関する融通性との間で誠整することを考えるの が有益である。具体的には上記の混雑制御法では各接続のための全ノートにおけ る総合的な待ち行列遅延は次の式で与えられる。

Ｑ＝αＨＴ　（２） ここてαは１と２の間の定数、Ｈはその接続中にあるリンク数（例えば２つのリ ンクを使う１つの接続は１つの中間ノードをもつ）である。等式（１）（２）は 、十分に小さいフレームサイズＴを選択することによって、そのネットワークに おけるバッファ要求は勿論、待ち行列遅延も随意に減少することかできることを 示している。

さらに長さＬビットの固定長パケットにとって、帯域幅割り当ての増分単位は △ｒ＝Ｌ／Ｔ　［ピッ８フ秒コ　（３）等式（３）はフレームサイズＴ（および その結果の小さいバッファ要求と待ち行列の遅延）だけか帯域幅割り当ての大き い増分単位の犠牲の下に、したがって帯域幅割り当てにおける融通性を悪くする ことによって達成されることを示している。

要約すれば、小さい待ち行列と小さいバッファ容量要求とだけが、帯域幅割り当 ての融通性を悪くするという犠牲の下に達成できるというのか上記フレームによ る混雑制御法の欠点である。

そこで上記のフレームによる混雑制御法の改良技術を提供することか本発明の目 的で、特定の接続につき待ち行列遅延を小さくし、かつその他の接続につき小さ い増分の帯域幅単位を随意に使用する帯域幅を割り当てることかできるものを提 供することにある。

また、ある接続が待ち行列遅延の小さいもので、その他の接続は小さい増分単位 で帯域幅を割り当てられるように、複数種のフレームサイズを使うフレームによ る混雑制御法を提供することも目的である。

発明の概要 この発明のフレームによる混雑制御法では、持続時間の異なる複数種のフレーム を利用する。具体的には、フレームサイズすなわち持続時間はＴＩ、Ｔ２・・・ Ｔ、である。ここでＴ、はＭｐか整数であるときＴ、＝Ｍ、ＴＰ、、であるよう なＴｐや、の倍数である。

ネットワーク中の各リンクで持続時間Ｔ、の時間的フレームが規定される。これ は具体的には、ｐの値ごとに、各リンクにつき同じ時間起点から開始され、繰り 返される。たとえば、ｐ＝２で、Ｔ、＝３７２という具合である。各リンクにお ける複数種サイズのフレームは、各リンクの送出端から受信端に向かうものと見 ることができる。この複数種のフレームは、それぞれのリンク上で整数的に関連 し、同じ時間起点で規定された持続時間を有するため、それぞれのリンクにある 複数種のフレームは互いに同期している。この複数種のフレームは入リンクにあ るすべての到着フレームがそれぞれのノードにおいて互いに同期する、あるいは 出リンクのすべての出発フレームかそれぞれのノートにおいて互いに同期するよ うに規定することかできる。

一般には一つのノードにおいては到着フレームと出発フレームは互いに非同期で ある。

いくつかのｐ＝Ｌ　２・・・Ｐに対しネットワーク中のすへての接続はｐ型接続 としてセットアツプされる。このとき、この接続はフレームサイズＴ、に関連付 けられる。

この発明の複数種フレームサイズによる混雑制御法は、各接続のソースノードに おける進入許可判断と、各ノートにおけるストップアントゴー待ち行列の技術を 含んでいる。

進入許可判断は、割り当てられた指定の速度ｒｋを有する任意のｐ型の接続にの パケット到着（ｒｈ、Ｔｐ’）が平滑であることを要求する。ｐ型接続のパケッ トはｐ型パケットと呼ばれ、このパケットの種類はパケットヘッダに表示される 。

ネットワークのノードにおけるストップアンドゴー待ち行列法は以下の規則を用 いている。

Ａ）到着ｐ型フレームｆ中に入リンク上のノードに到着したｐ型パケットは、ｆ が時間切れとなった後に開始する適当な出リンク上の第１のｐ型出発フレームの 始めまでこのノートから送出可能とはならない。

Ｂ）いかなる送出される資格のあるｐ型パケットもｐ−１型ノくケラトに対して 非削込み形の優先権を有する。つまり優先順位の低いｐ−ｉ型パケットがサービ スされている間は、あるノートの出リンク経由でサービスされる資格を得ること になった優先順位の高いｐ型パケットは、その出リンクに優先権を実際に得る前 に、ｐ−１型パケツトのサービスが完了するまで待機させられる。

これらの規ＩＩＩがあるため、次の結果がもたらされる。

（１）着信ｐ型フレームｆ中に、ある入リンク経由であるノートに着信した任意 のｐ型パケットは、着信ｐ型フレームｆの終了後に始まる第１の発信ｐ型フレー ム中において出リンク上でサービスを受ける。

（１１）接続それぞれにおけるパケットの流れはネットワーク中の経路全体にわ たって、そのもとの平滑性を維持する。すなわち、割り当てられた速度ｒ、のｐ 型の接続には、ノくケ・ントの流れはその宛先まで経路全体を通じて（ｒｋｌ　 ’ｒｐ）の平滑性を維持する。

（ｉｉｉ）　出リンクｌあたり Ｂ！−３ΣＣＩＰＴｐ　（４） のバッファ容量は、バッファのオーバーフローのおそれを排除するのに十分であ る。ここで（ｘＰはｐ型の接続に割り当てられるリンクｌの容量である。このバ ッファ容量は常に３ＣＩＴ、以下である。

この複数種のフレームサイズによる混雑制御法は、一つの接続の待ち行列遅延を 非常に小さくし、他の接続については帯域幅を小さな増分帯域幅単位で割り当て ることができるという大きな利点がある。より詳細には、ｐ型接続の待ち行列遅 延Ｑｐは次の通りである。

Ｈ０τ　＜ｑ　ｐ＜２Ｈ，ＴＰ　（５）Ｈは１接続中にあるリンクの数である。

このように小さな待ち行列遅延にしか耐えられない接続には、小さなフレームサ イズか用いられる。帯域幅割り当てに関しては、ｐ型接続の増分帯域幅単位は次 の通りである。

ΔｒＰ＝Ｌ／Ｔ、ビット／秒　（６） ここでＬはパケット長である。このように帯域幅を小さい増分単位で割り当てな ければならない接続については、大きなフレームサイズか用いられる。

つまり、この複数種のフレームサイズによる混雑制御法では、フレームサイズと 待ち行列遅延は、単一のフレームサイズの場合のように包括的にてはなく、それ ぞれの接続の型に応して個々に結合され、それによってこの混雑制御法に融通性 を大きく増大させている。

図面の簡単な説明 図１はパケット交換網、ならびに同交換網中にある接続の経路の概略図である。

図２Ａはｒ　＝　２　／　Ｔのとき（ｒ、Ｔ）平滑であるパケットの流れの概略 図、図２３はｒ　＝　２　／　Ｔのとき平滑でないパケットの流れを示す概略図 である。

図３Ａと図３Ｂは、フレームサイズが１つである時のフレームによる混雑制御法 のための交換網ノートの別の実施例を示す。

ムによる混雑制御法のためのネットワークノードの別の実施例を示す。

図４Ａｃ！：図４Ｂは到着フレームと出発フレームか非同期である場合と、同期 している場合の、図３Ａと図３Ｂに示すノードの到着フレームと出発フレームを 示す。

図５はストップアンドゴー待ち行列と従来のＦＩＦＯ待ち行列の待ち行列遅延の 分布を比較する図である。

図６Ａはこの発明の混雑制御法の一実施例に用いられる複数のフレームサイズを 示す。

図６Ｂはノードｆｉｔのリンクｌの送出端とリンクｌの受信端、およびノードｆ ｉｔのリンクｌ′の送出端における複数種サイズのフレームを示す。

図７はこの発明の複数種フレームサイズによる混雑制御法を実施することのでき るネットワークノードを示す。

図８は図７のノード中の待ち行列間のサービスシフトの典型的なパターンを示す 。

図９はストップアンドゴー待ち行列を他の待ち行列法と組み合わせる別のノード を示す。

発明の詳細な説明 この発明の詳細な説明する前に、パケット交換ネットワークの構造と単一および 複数フレームサイズでのフレームによる混雑制御法に用いられる平滑性の定義に ついて簡単に説明することが有益であろう。

図１はパケット交換網１０の概略図である。交換網１０はノートｎ＝１．２．３ ．４および５、リンクｆ＝１．２．３．４からなる。例として図１には二つの接 続［ｃｏｎｎｅｃｔｉｏｎ］　ヲ示している。

接続に＝１はソースノートｎ＝１から中間ノートｎ−２およびｎ＝３を経て宛先 ノートｎ　＝　４に伸びている。したかって接続に＝１はリンクｌ＝１．２．３ を利用する。同様に、接続に＝２はソースノートｎ＝５から中間ノードｎ＝２を 経て宛先ノードｎ＝３に伸びるものである。したがって接続に＝２はリンク１＝ ４、および１−２を利用する。ネットワーク中の接続ｋにはそれぞれ１秒あたり のパケット数で表した速度ｒ、か割り当てられている。

接続ｋに属し、リンクｌのうちの一つを伝送するパケットの流れは、時間フレー ムＴ中のパケット数がｒｋ、、Ｔを越えないとき（ｒ、、Ｔ）平滑として定義さ れる。パケットか団塊化し、つまり群れをなしパケット数がｒｈ、Ｔを越えるよ うなフレームがある場合、パケット流れは平滑ではない。

図２Ａはリンクｌ上の持続時間Ｔの一連のフレームを示す。

リンクβ経由で伝送される各パケットは１矢印で示される。図２Ａのパケットの 流れは一つのフレーム中のパケット数が（２／Ｔ）、Ｔ＝２を越えないため、（ ２／Ｔ、Ｔ）平滑である。

それに対して、図２Ｂのパケットの流れはフレーム［Ｔ、２Ｔ］とフレーム［４ Ｔ、５Ｔ］においてパケットが群れをなし、パケット数（３）が（２／Ｔ）、Ｔ ＝２を越えているため、（２／Ｔ。

Ｔ）平滑ではない。

前述したように、上記の米国特許出願はソースノードにおいてそれぞれの接続に 課すパケット進入許可判断と、ストップアントゴー待ち行列として知られるノー トで実行すべき待ち行列法とからなるパケット交換網のための混雑制御法につい て記載している。

この混雑制御法のパケット進入許可の部分は、前述の平滑性の定義に基づいてい る。（１秒あたりのパケット数で表した）速度ｒ、かある接続ｋに割り当てられ ると、パケットのその接続のための交換網への進入許可は（ｒｋ、Ｔ）平滑でな ければならない。すなわち各フレーム中に接続にのソースノードがｒｈ。

Ｔであるパケットを受け取ると、接続ｋについて次のフレームが始まるまでパケ ットの進入は許可されない。したがって接続ｋに割り当てられる速度ｒ、は、ネ ットワーク゛に入るパケットの流れが常に（ｒ、、Ｔ）平滑を維持するに十分な 大きさであることが好ましい。

図３Ａはこのストップアンドゴー待ち行列法を実施するためのノードｎの概略を 示す。図３Ｂはこのストップアンドゴー待ち行列法を実施する別のノードｎ′を 示す。図３Ａおよび図３Ｂにおいて、パケットは入リンクｌ上のノードｎあるい はｎ′に到着し、出リンクｌ′上のノードｎあるいはｎ′から出発する。

通常、ノードｎあるいはｎ′は複数の入リンクｌ、複数の出リンクｌ′を有する が、ここでは理解し易くノードｎおよびｎ′について一つの入リンクと出リンク だけを示す。

入リンクｌ上の到着フレームと出リンクｌ“上の出発フレームは互いに同期して いても非同期であってもよい。リンクｌとリンクｌ経由の持続時間Ｔの非同期な 到着フレームおよび出発フレームの各々を図４Ａに示す。リンクｌとリンクｌ経 由の持続時間Ｔの同期された到着フレームと出発フレームを図４Ｂに示す。

これらのノードで実行されるべきストップアンドゴー待ち行列の規則は次のよう なものである。到着フレームｆ中に入リンク！上の１ノードに到着するパケット は、そのノードで待ち行列に入れられ、到着フレームｆの終了後に始まる第１の 出発フレームサイズの８リンクｌ゛によって処理される。到着フレームｆおよび 出発フレームｆ°の例を非同期と同期の場合について図４Ａと図４Ｂに示す。

図３Ａと図３Ｂは、到着フレームと出発フレームか同期している場合のストップ アンドゴー待ち行列法を実施するためのノード構造ｎおよびｎ′を示したもので ある。

図３Ａにおいて、ノードｎは二つのＦＩＦＯ待ち行列１２．１４および二つのス イッチ１６．１８からなる。そして、第１のフレームの間、入リンクｌはスイッ チ１６によって到着パケットか格納されるＦＩＦ○待ち行列１２に接続される。

この同じ第１フレームの間に、スイッチ１８は前のフレームのリンクｌ経由で到 着したパケットがサーバ１９によって処理され出リンクβ′経由で送出されるよ うにＦＩＦＯ待ち行列１４に接続される。次のフレームでは、スイッチ１６．１ ８の位置は逆になり、到着パケットは待ち行列１４に格納され、第１フレーム中 に待ち行列１２に格納されたパケットはサーバ１９によって処理されて出リンク β′経由で送出される。図３Ａの構成は、一定フレーム内にリンクｌ経由でノー Ｆｎに到着したバケツが、次のフレームまで、サーバ１９ニヨって処理され出リ ンクβ′経由で送出されてしまわないことを保証する。

図３Ｂのノードｎ′は一つのＦＩＦ○待ち行列２０だけを用いて同じことを行う 。ノートｎ“では各フレームの開始時にサービスコントローラ２２か待ち行列２ ０中の現在の負荷か送出有資格であることをマークする。サービスコントローラ ２２は次に、この送出有資格の負荷を処理するのに必要な時間だけスイッチ２４ によってサーバ１９を待ち行列２０に接続する。その後、現在のフレーム中に受 け取られ、したがってまだ送出資格のないパケットが現在のフレームの終了前に 送出されることのないように、次のフレームの始めまでサーバ１９による待ち行 列２０の処理を中断するようスイッチ２４を切り換える。出発フレームと到着フ レームが非同期の場合の図３Ｂのノードｎ°の変形例については上述の米国特許 出願３２６．０２７号に記載されている。

ストップアンドゴー待ち行列ではパケットはＦＩＦ○て処理される必要はないこ とに注意しなければならない。しかし、図３Ａおよび図３Ｂのノードｎ、　ｎ’ のようなストップアントゴー待ち行列ノードの実施態様においては、パケットは ＦＩＦ○で処理される。これはノートの設置か簡単になり、パケットが適正な順 序で供給されることを保証するので有益である。

上述したように、このフレームによる混雑制御法は重要な利点を多く持っている 。まず、ソースノードにおけるフレーム進入許可判断法とストップアンドゴー待 ち行列法が用いられれば、必要となる（ｒ、、Ｔ）平滑性が、このネットワーク 中の混雑か及んでいるすべてのリンク上にある各接続に維持されることである。

これはフレームによる混雑制御法が混雑原因であるパケットの団塊化を防止する ことを意味する。さらにバッファのオーバーフロー防止には同期のとれた到着フ レームと出発フレームについては２ＣＩＴのバッファ容量、非同期の到着フレー ムと出発フレームについては３（ＪＴのバッファ容量があれば十分であることで ある。

前述のパケット進入許可判断法と待ち行列法はバッファのオーバーフローを防止 することに加えてパケット遅延という面においても魅力的な特性をもつ。どんな 接続のためのどんなパケットにも小さなジッタを除いてネットワーク中に同量の 遅延が発生する。つまり、ある接続中のパケットの一端と他端間の遅延Ｄ゛は次 のように表すことができる。

Ｄ’＝Ｄ＋ｄ　（７） ここで接続遅延と定義されるつば、この接続のすべてのパケットについて一定で あるが、遅延ジッタｄは、パケット間でばらつきがある。この遅延ジッタはフレ ームのサイズに限定される。

−Ｔ＜ｄ＜Ｔ　（８） 接続遅延りは二つの部分に分けることができる。

Ｄ＝　ｔ　＋Ｑ　（９） ここでｔは、１つの接続の一端から他端への伝送と処理遅延の和であり、Ｑはこ の接続の待ち行列の遅延の全体を表す。さらに、Ｑは次のように制限される。

Ｑ＝αＨＴ　（１０） ここでＨはこの接続が通るリンクの数であり、αは１と２の間の定数である。

図５は従来のＦＩＦ○待ち行列のパケット遅延の分布とストップアンドゴー待ち 行列のパケット遅延の分布とを比較した図である。図５において、カーブ３０は ストップアントゴー待ち行列の場合のパケット遅延の分布であり、カーブ４０は 従来のＦＩＦＯ待ち行列の場合のパケット遅延の分布である。斜線部分４２、は おおむね従来のＦＩＦＯ待ち行列が用いられるときに失われるパケットの部分に 対応する。従来のＦＩＦ○待ち行列では平均遅延は小さければ、遅延は広い範囲 にわたって分布し、その結果ネットワーク全体にバッファのオーバーフローとパ ケットの損失が発生する。これに対してこのフレームによる混雑制御法の遅延性 能はネットワークの挙動が予測可能かつ許容可能なものになるように狭いが許容 可能な範囲内とされている。

′上述したように、それぞれのリンクで必要なバッファ容量と待ち行列遅延Ｑは いずれも十分小さいフレームサイズＴを選択することによって任意に小さくする ことができる。しかし、小さいフレームサイズＴの選択は帯域幅割り当ての融通 性を低下させるという犠牲を払って初めて可能である。具体的には、帯域割り当 ての単位は次のように与えられる。

Δｒ＝Ｌ／Ｔ　［ビン８フ秒コ　（１１）したがってＴが減少するとΔｒが増大 する。数値で例を挙げれば、Ｌ＝４００ビットのパケット長、Ｈ＝５のリンク、 を有する接続でα−１，６であるとき、待ち行列遅延Ｑは１．６ＨＴであるか、 Ｔ＝１ミリ秒なら、待ち行列遅延は８ミリ秒であり、Δｒは４００キロビット／ 秒である。一方、Ｔを大きくして（たとえばＴ＝５０ミｌ）秒）Δｒを８キロビ ット／秒に低減した場合、待ち行列遅延は４００ミリ秒である。

本発明によれば複数種のフレームサイズを用いることによってこの問題を緩和す ることかできる。こうしてｐ＝１．２・・・Ｐという複数種のフレームサイズＴ 、が選択される。Ｔ、はＴＰ＋。

の倍数、すなわちＭ、が整数であとき、Ｔ、＝Ｍ、Ｔ、、、である。

こうして、ネットワークの各リンク上で持続時間Ｔ、の時間フレームか規定され る。これはｐの値ごとに、たとえば各リンクで同じ時間起点から繰り返される。

それぞれのリンク上で複数種のフレームは整数で関係し合う同じ時間起点から規 定された持続時間を有するため、各リンク上の複数種のフレームは互いに同期す る。この複数種のフレームはそれぞれのノードですへての入リンク上のすへての 到着フレームが互いに同期する、あるいはそれぞれのノードですへての出リンク 上のすべての出発フレームが互いに同期するように規定することができる。一般 に、あるノードにおける到着フレームと出発フレームは互いに非同期であっても 同期していてもよい。図６ＡにはＴ　Ｉ＝　３　Ｔ　２のとき、１型フレームと ２型フレームが１リンク上にある場合を示す。図６Ａにおいて、この１型フレー ムと２型フレームは互いに同期していることに注意されたい。これはこの１型フ レームと２型フレームが同じ時間起点から規定され、またＴ１がＴ２の整数の倍 数であることがら発生することである。

図６Ｂはノートｎ＊と入リンク！および出リンクｌ°を示す。図６Ｂはリンクｉ の送出端９０におけるｐ＝１型およびｐ＝２型のフレーム２００を示す。また、 図６Ｂはノードｎ＊のリンクｌの受信端９２のｐ＝１型およびｐ＝２型のフレー ム２１０も示す。リンクｌ上の伝播遅延とリンクｌの受信端における処理遅延と は、組合わされた持続時間ｚ２［＠ｒＡ’のｌは下付きて表すべき所、便宜上こ のように「ｒｌＪと表す、以下同じ］をもっことに注意されたい。したかって、 リンクＩの受信端のフレームはリンクｌの送出端のフレームに対してｒ１秒遅れ る。

さらに図６Ｂは、リンクｐ′の送比端９４のノートｎ＊がら出発するｐ＝１型お よびｐ＝２型のフレーム２２０も示す。ノードｎ零における到着フレーム２１０ と出発フレーム２２０は非同期であることに注意されたい。したがって、θ１２ ［＠θ１２のｌは下付きて表すべき所、便宜上このように「θＩ」と表す、以下 同じ］は、ノー８１本の到着ｐ＝２型フレームと出発Ｐ＝２型フリフレーム期さ せるために２型パケツトのためのリンクｌに加えなければならない遅延の量を表 す。同様に、θ１１はノートｆｉｔの到着ｐ＝１型フレームと出発Ｐ＝１型フレ ームを同期させるために１型パケツトのためのリンク！に加えなければならない 遅延の量である。

上述したように、この発明の複数種のフレームサイズによる混雑制御法は各接続 のソースノートにおける進入許可判断法と交換網のノートにおける待ち行列法か らなる。

進入許可判断法は次の通りである。交換網中のすへての接続をｐ型接続としてセ ットアツプする。この進入許可判断はｐ型の任意の接続にのソースノートにおい て割当てられる速度ｒヮによる交換網へのパケット進入許可は（ｒｈ、’ｒｐ） 平滑であることを必要とする。ｐ型接続に所属のパケットはｐ型パケットである か、このパケットの型はパケットヘッダに示される。

パケットの団塊化とその結果生しる混雑を防止するために、ノートにおけるスト ップアンドニー待ち行列法は次の規則に基づいて実行される。

Ａ）到着ｐ型フレームｆ中に入リンクｉ経由て−っのノートに到着したｐ型パケ ットは、ｆの終了後に始まる適当な出リンク上のフレームか開始するまで処理を 受ける資格を得ることかできない。

Ｂ）すべての送り出し冑資格のｐ型パケットは、ｐ−１型パケツトに対して非削 込み形の優先権を持つ。たとえば、２型パケツトは１型パケツトに対して非削込 み形優先権を持一般に、リンクの容量はリンクｉを介してすべてのｐ型接続に割 り当てられるＣｉ２’（ビット／秒で表す）で示す総体的な伝−ｐ”ｐ。

この不等式の項Ｌ／Ｔ、。は、持続時間ＴｐＯのフレームあたり１パケツトの伝 送に相当するビット／秒で表した速度である。

したがって、この不等式から各リンクｌおよび任意のｐ。≧２に対して持続時間 Ｔｏｏのフレームあたり少なくとも１パケツトのリンク容量はｐ。型またはそれ 以上の接続に割り当てられずに残っていなければならないことがわかる。この制 限はｐ。＝１には当てはまらないもので、これはこの容量の割り当てられていな い部分かずへて常に１型の接続に割り当てることかできることを意味する。さら に、１フレームあたり１パケツトが総リンク容量によめる割合は通常小さい。し たがって、この不等式は容量の浪費を必要とせず、また容量割り当てに重大な制 約を課すものでもない。

着ｐ型フレームｆ中にあるリンクｌ経由てノードｎに到着したｐ型パケットはｆ の終了後のｐ型フレームの前に処理を受ける。

そして各接続にはネットワーク全体にわたってそのもとの平滑性を維持する。す なわち、伝送速度ｒ、を割り当てられたｐ型の接続について、パケットの流れは その宛先までの経路全体にわたってＣｒｋ、ＴＰ）平滑性を維持する。

複数フレームサイズのストップアンドゴー待ち行列法を実行するためのノートｎ “°を図７に示す。ノードｎ゛はリンク１等のすべての入リンク上の到着フレー ムとリンクｌ′等のすべての出リンク上の出発フレームかすべてのフレームサイ ズについて同期している場合のために設計されている。ノードｎ”は各フレーム サイズ用のＦＩＦＯ待ち行列５０と対応するｐ＝Ｐ、ｐ＝Ｐ−１、・・・ｐ＝１ 型のパケットからなる。二種類のパケットすなわちｐ＝２とｐ＝１しかないとき には、二つの待ち行列５０シかない。リンクｌに到着したパケットはデマルチプ レクサ５２によってｐ型パケットにしたがいライン５３上に分離され、適当なＦ ＩＦＯ待ち行列５０にロードされる。

上述したストップアンドゴー待ち行列の規則Ａおよび規則Ｂに適合させるために 、サービスコントローラ５４は次のように動作する。すなわちそれぞれのｐ型フ レームＰ＝１．２・・Ｐの始めに、サービスコントローラ５４はｐ型持ち行列中 にある現在の負荷を処理を受ける資格あるものとしてマークする。モしてｐ＝Ｐ 型の各フレームの始めに、サービスコントローラは、サーバ５８かＰ型持ち行列 中の有資格のパケットの処理を開始し、この処理を有資格のＰ型パケットが処理 されるまで継続するようにスイッチ５６をセットする。各Ｐ−１型フレーム（そ の始まりは常に一つのＰフレームの始まりと一致する。たとえば２型および１型 のフレームを示す図６Ａおよび図６Ｂ参照）中において、待ち行列Ｐの有資格の 負荷が処理された後、待ち行列Ｐ−１の送出有資格の負荷の送出が開始される。

それぞれのＰ−１型フレーム中、待ち行列Ｐ−１の処理はその有資格の負荷か送 出されるまでに非削込み形の優先ベースで数回中断されることがある。これは、 新しいＰ型フレームか始まるたびに待ち行列Ｐて新しいパケットか有資格となる ためである。最後に、待ち行列Ｐ−１の送出有資格の負荷か処理されると、待ち 行列Ｐ−２の処理が始まる。この手１１１ｉが待ち行列１まて繰り返される。

どの待ち行列にも有資格の負荷かなくなると、サーバ５８は空き状態になる。

Ｐ＝２の場合の待ち行列間でのサービスシフトのパターンを図８に示す。図８に おいて、横座標は２型フレームと１型フレームのよめる時間を示す時間軸である 。図８の縦座標は処理される特定の待ち行列、すなわち１型待ち行列、２型待ち 行列あるいは空きを示す。したかって、図８かられかるように、２型フレームは １型フレームより短い。したかつて、２型パケツトは１型パケツトより優先順位 か高い。それぞれの２型フレームの始めに、２型待ち行列の送出有資格パケット 負荷か処理される。その後にのみ、サーバは１型待ち行列の有資格の負荷を処理 する。１型待ち行列の有資格の負荷と２型待ち行列の有資格の負荷が処理される とサーバは空き状態になる。したかって、２型フレーム［２Ｔ２．３Ｔ２］にお いては、ます２型待ち行列が処理され、次に１型待ち行列か処理され、そしてサ ーバが空き状態になる。同様にその始まりか１型フレーム［Ｔ１．２７＋］と一 致する２型フレーム［３Ｔ２．４Ｔ２］においては、まず２型待ち行列が処理さ れ、その後にのみ１型待ち行列が処理される。１型待ち行列の処理は２型フレー ム［４Ｔ２．５Ｔ２］の始めに中断されないことに注意しなければならない。こ れは、このとき送出される資格のある優先順位の高い２型パケツトはないからで ある。

図６Ｂに関連して上述したように、あるノードですへての入リンクに到着するフ レームか同期しているか、出リンク上の出発フレームは到着フレームに対して非 同期である場合、ｐ型パケットのそれぞれの入リンクｌに追加の遅延θＩＰを加 えてｐ型の到着フレームと出発フレームを同期させることができる。これは、リ ンクｌのサービスコントローラ、５７の機能を次のように変更することによって 行うことができる。それぞれのｐ型フレームｐ＝１．２・・・Ｐの始めに待ち行 列ｐにある負荷にマークか付けられる。このマークの付いた負荷はθｌＰ秒後に 送出される資格があるものとされる。

あるノートの到着フレームと８発フレームが同期しているとき、バッファのオー バーフローを防止するために必要なリンク！あたりの総バッファ容量は次の通り である。

Ｂｊ−Σ２Ｃｊ”ｐ　（１３） この必要なバッファ容量は常に２ＣＩＴ、以下である。到着フレームと出発フレ ームが非同期であるとき、リンクｌあたりの必要なバッファサイズは次の大きさ である。

Ｂｊ−Σ（２でＰ＋すｐ）、Ｃ１ｐ（１４）これは常に３ＴＩＣ／より小さい。

ｐ型パケットに関連する遅延Ｄ”は次のように表すことができる。

ｐ−ｐ＝ＤＦ＋ｄＰ＝　ｔ　＋ＱＰ＋ｄ’　（１５）ここでＤＰは総接続遅延、 ｄ’はジッタ遅延、ｔは総終端間処理および伝播遅延、Ｑ’はｐ型パケットの接 続待ち行列遅延である。

さらに、 −Ｔｐ＜ｄ’＜Ｔｐ　（１６） および ＨＴ、＜Ｑ’＜２ＨＴ、　（１７） さらに、多数フレームの場合には帯域幅はΔｒＰ＝Ｌ／Ｔｐ［ビット／秒］　（ １８）の増分ステップでｐ型の接続に割り当てることかできることに注意しなけ ればならない。

つまり、ｐ型パケットのリンクあたりの必要ノ１ツファ容量は待ち行列遅延と同 様にＴｐに比例する。一方、増分帯域幅割り当て単位Δｒ　ＰはＴ、に反比例す る。しかし、待ち行列遅延と増分帯域幅がそれぞれの種類の接続について結合さ れるか、小さいフレームサイズを選択することによっであるタイプの接続に小さ な待ち行列遅延を設け、より大きいフレームサイズを選択することによって他の タイプの接続にセグメントの小さい帯域幅を割り当てることができる。

数値的な例として、リンク容量１５０メガビット／秒、パケットサイズＬ＝４０ ０ビットのネットワークを考える。さらに、採用されているフレームサイズはＴ 、＝１６ミリ秒とＴ２＝１ミリ秒の二つだけであると仮定する。１型および２型 の接続に対する帯域幅割り当ての増分単位はΔｒ’＝２５キロビット／秒および Δｒ２＝４００キロビット／秒である。Ｈ＝５のとき１型接続の最大待ち行列遅 延はＱ’＝１６０ミ’Ｊ秒であり、２型接続の最大待ち行列遅延はＱ２＝１０ミ ｌＪ秒である。これから、終端間遅延に対するパルナラビリティの高い連続ピッ トストリームから出たトラフィックを２型の接続としてネットワーク中にセット アツプすベきであり、一方、低速のデータ通信サービスを１型のトラフィックと して指定することができることがわかる。

このフレームによる混雑制御法によれば、混雑の排除と遅延の制限という利点が パケットの到着を平滑にする、すなわちサイズＴの各フレーム中で接続にあたり ｒ　ｋ、　Ｔパケットの進入だけを許可する進入許可判断を行うことによって達 成される。トラフィックンースの統計的変動を平滑化するには、わずか１秒の何 分の１（！：いう平均化期間では不十分であるため、実際には進入許可判断には 接続のピーク速度に基づいて容量が割り当てられることか必要である。このフレ ームによる方法が広帯域ネットワーク中のすへてのサービスに均一に適用される 場合、伝送容量の利用率か下がる可能性がある。この問題はこのフレームによる 混雑制御法を他のトラフィック管理法と組み合わせるこ吉によって軽減すること かできる。

図９はノートｎパ′の概略を示す。図９のノードｎ”“は待ち行列１００か追加 されていることを除いて図７のノードｎ”と同じである。ここでｐ＝ｏ型パケッ トとよぶパケットはマルチプレクサ５２によって待ち行列１００に導かれる。サ ービスコントローラ５４は図７の場合と同様にスイッチ５６を制御する。ただし 、スイッチ５６の空きの位百にはＯ型パケットの待ち行列１００が入る。したか って、待ち行列５０のうちのどれも処理されていないいかなる期間にもサーバ５ ８は待ち行列１００に接続されている。

このサーバ５８の空き時間は二つの部分からなる。

ａ）ｐ≧１型のトラフインクに割り当てられていない伝送帯域幅の任意の部分に 対応するフレームの部分。

ｂ）対応するソースによる利用度の低いｐ≧１型のトラフィックに割り当てられ た帯域の部分。

この新しいカテゴリーのトラフィックは任意の所望の方針にしたかって制御する 、あるいは任意の順序で送出することかでき、またそれ自体かそれぞれ異なる混 雑制御法によって制御される異なるクラスの接続およびデータグラムから構成さ れうる。

このＯ型のパケットかｐ≧１型の有資格のパケットより優先順位か低い限り、そ の存在かこのフレームによる方法の適正な機能を混乱させることはない。これは Ｏ型パケットはサーバか空き状態のときに限って処理されるためである。　〔こ の場合、上記の等式（１２）はｐ。＝１．２、・・・Ｐのときにあてはまる。） この総合環境では本発明のフレームによる方法は定期的なビットの流れ、リアル タイムトラフィック、その他の過激なパケット損失とか遅延要求を伴うサービス にとって最適である一方、損失や遅延に比較的少ない感受性のバーストあるサー ビスを０型のカテゴリーに含ましめることができる。

要するに、複数種のフレームサイズを利用してのパケット交換網のフレームによ る混雑制御法について述べてきた。この混雑制御法は、接続各々につきそのソー スノードにおいて進入許可判断法と、交換網のノードでのストップアンドゴー待 ち行列法とから構成される。複数種のフレームサイズは、待ち行列の遅延をある 接続につき小さなものにできると共に、ほかの接続には小さな増分の帯域幅を割 り当てることかできる。

ＦＩＧ、１ ＦＩＧ、２Ａ ＦＩＧ、２Ｂ ＦＩＧ、３Ａ ＦＩＧ、３Ｂ ＦＩＧ、４Ａ ＦＩＧ、４Ｂ ＦＩＧ、６Ａ 呂　＆ 国際調査報告

Claims (17)

【特許請求の範囲】
1. １．一定のｐ型，ただしｐ＝１，．．．．Ｐ，の各接続のための交換網に進入許 可するパケットの数を持続時間Ｔｐ〜持続時間ｒｋ，Ｔｐのフレーム内に限定し （ここでＴｐは各接続ｐ型のため個々に選択され、またｒｋは接続ｋに割り当て られる速度）、 該交換網中の各ノードで、持続時間Ｔｐの特定の到着フレーム中に交換網中の１ ノードに到着するｐ型の接続に属するパケットを少なくともその特定の入フレー ムが消滅するまで遅延させる ことを特徴とするパケット交換網におけるパケット伝送法。
2. ２．遅延させる過程が持続時間Ｔｐの特定の到着フレーム中に特定の入リンク上 のノードに到着したｐ型の接続に属するパケットを、上記特定の到着フレームの 終了後に開始する特定の出リンク上の持続時間Ｔｐの第１出フレーム中に、サー ビスすることを特徴とする請求項１の伝送法。
3. ３．ｐ型、ただしｐ＝１，．．．Ｐ、の接続ｋに属するパケットを持続時間Ｔｐ の時間フレーム内にリンク経由でノード間に伝送することを特徴とする、リンク で相互結合された複数のノードからなるパケット交換網におけるパケットの伝送 法であって、持続時間Ｔｐはｐ型接続各々につき個々に選択され、持続時間Ｔｐ の上記時間フレームの１つ内にｐ型の接続ｋにより伝送されるパケットの数が接 続ｋが通る各リンクにつきｒｋ，Ｔｐで限定されているパケットの伝送法。ただ しｒｋは接続ｋに割り当てられた速度。
4. ４．持続時間Ｔｐの特定の到着フレーム中に入リンク経由で１ノードに到着し特 定の出リンクに指定されているｐ型の接続ｋのパケット各々が、その特定の到着 フレームの終了時または終了後に出発する持続時間Ｔｐの第１出発フレーム中に 上記特定の出リンク経由で伝送される請求項３の伝送法。
5. ５．到着フレームと出発フレームとが同期している請求項４の伝送法。
6. ６．到着フレームと出発フレームとが非同期である請求項４の伝送法。
7. ７．持続時間Ｔｐのフレーム中に接続ｋのソースノードにおいて、交換網へ進入 許可されるｐ型の接続ｋのパケットの数がｒｋ，Ｔｐに限定されている請求項３ の伝送法。
8. ８．Ｔｐが整数の倍数Ｔｐ＋１である請求項４の伝送法。
9. ９．ｐ型の接続に属するパケットが、ｐ−１型の接続に属するパケットに対し非 割込み形の優先権をもっている請求項８の伝送法。
10. １０．持続時間Ｔｐのフレーム中に伝送されるｐ型の接続に属するパケットを、 時間的フレーム中にリンク経由でノード間に伝送し（ただしＴｐは各ｐ型につき 個々に選択される）、持続時間Ｔｐの到着フレームの特定の１つ中に入リンク経 由でノードの１つに到着し特定の出リンクに指定されているｐ型の接続に属する パケットの各々が、パケットが上記ノードに到着したその持続時間Ｔｐのフレー ムの終了と同時または終了後に出発する持続時間Ｔｐのフレーム中に上記特定の 出リンク経由で１ノードから伝送されるようにノードにおいてパケットを遅延さ せることを特徴とする、ｐ型，ただしｐ＝１，．．Ｐ、の接続ｋに属する各パケ ットを、リンクで相互接続した複数のノードからなるパケット交換網中に伝送さ せる伝送法。
11. １１．ｐ型の接続各々が速度ｒｋを割り当てられ、持続時間Ｔｐのフレーム中に 伝送することができるｐ型の接続ｋに属するパケットの最大数がｒｋ．Ｔｐであ る請求項１０の伝送法。
12. １２．ｐ型の接続各々が速度ｒｋを割り当てられ、持続時間Ｔｐのフレーム中に 交換網へ進入許可できるｐ型の接続ｋに属するパケットの最大数がｒｋ．Ｔｐで ある請求項１０の伝送法。
13. １３．Ｔｐがｐ型の接続各々のために個々に選択された持続時間Ｔｐの到着フレ ーム中にｐ型の接続ｋに属するパケットを１または２以上の入リンク経由で受け 取る受信手段と、パケットがノードに到着したその持続時間Ｔｐの到着フレーム の終了時または終了後に出発する所望の出リンク上の持続時間Ｔｐの第１出発フ レーム中に伝送されるｐ型の接続ｋに属するパケット各々を所望の出リンク上に 伝送する伝送手段と、 を有する各々がｐ型、ただしｐ＝１，．．Ｐ、の接続ｋに属するパケットを経路 付ける交換網で使用するノード。
14. １４．ＴｐがＴｐ＋１の整数の倍数であってｐ型の接続に属するパケットが、あ るノードにおけるｐ−１型の接続に属するパケットに対して非割込み形の優先権 をもつ請求項１２のノード。
15. １５．受信手段はｐが異なる型の複数の接続に属するパケットを分離するデマル チプレクサと、これらパケットをストアするｐ型の接続各々に連携したバッファ とを有し、伝送手段はｐ型の接続に属するパケットがｐ−１型の接続に属するパ ケットに対し非割込み形の優先権をもつように上記バッファにサービスする処理 手段を有する、ことを特徴とする請求項１４のノード。
16. １６．ノードはいずれのｐ型接続にも属さないパケットのための付加バッファを 有し、この付加バッファは各ｐ型接続に連携したバッファよりも処理手段による サービスにつき低い優先権を有することを特徴とする請求項１５のノード。
17. １７．異なるサイズのフレーム中にノード間に異なる型の接続に属するパケット を伝送し、一定サイズの一定の到着フレーム中に特定の入リンク経由でノードの 一つに到着するパケット各々が上記一定サイズの第１出フレーム中に特定の出リ ンク上の上記１ノードから上記特定の入フレームが消えた後に上記一定の出リン ク上に出発する伝送されることを特徴とするリンクで相互接続された複数のノー ドからなるパケット交換網におけるパケット伝送法。