JPH0657014B2 - 適応選択形のパケット交換システムにおけるフロ−制御 - Google Patents

適応選択形のパケット交換システムにおけるフロ−制御

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JPH0657014B2
JPH0657014B2 JP59503465A JP50346584A JPH0657014B2 JP H0657014 B2 JPH0657014 B2 JP H0657014B2 JP 59503465 A JP59503465 A JP 59503465A JP 50346584 A JP50346584 A JP 50346584A JP H0657014 B2 JPH0657014 B2 JP H0657014B2
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    • H04ELECTRIC COMMUNICATION TECHNIQUE
    • H04LTRANSMISSION OF DIGITAL INFORMATION, e.g. TELEGRAPHIC COMMUNICATION
    • H04L47/00Traffic control in data switching networks
    • H04L47/10Flow control; Congestion control

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  • Computer Networks & Wireless Communication (AREA)
  • Signal Processing (AREA)
  • Data Exchanges In Wide-Area Networks (AREA)

Description

【発明の詳細な説明】 技術分野 本発明はパケット交換システム、特に輻輳を防止し、交
換ノードにおけるバッファ記憶の要求を減少するための
交換ノードを通してのデータの流れを制御する方法に関
する。本発明は特に新規なる適応選択パーミット方式の
フロー制御に関するものであり、これによって輻輳を減
らしバッファ記憶の大きさを減らすことができる。
背景技術 パケット通信では交換ネットワークの送信端で情報を分
解し、別々のデータのバーストあるいはパケットに挿入
し、ネットワークの受信端でデータパケットから情報を
再組立てする。この手法に従う通信は、パケット伝送の
ための通信路、すなわち回線は、各パケットがネットワ
ークを通して転送されているときだけ必要であって、従
って、パケット伝送に介在する期間の間は他のユーザが
使用することができるので、コモンキャリヤすなわち時
分割交換機には特に有用である。
このようなパケット網で共用される通信回路は伝送線
路、プログラム制御プロセッサ、ポートあるいはリンク
およびデータあるいはパケットバッファがある。大きな
多ノードネットワークでは、各ノードすなわちパケット
交換機はユーザ端末装置あるいは他のノードに延びた経
路を終端する多くのポートあるいはリンクを収容する。
各ノードはノードを通るパケットの処理と経路を決定す
るためのひとつあるいはそれ以上のプロセッサを含んで
いる。ノードには通常経路決定のためあるいは出力リン
クの利用を待つ目的でパケットを記憶するための多数の
バッファが設けられている。ノード間の線路もしくはユ
ーザに延びる線路は典型的には複数の起呼および被呼者
の間あるいは端末機械の間の複数の同時呼すなわちセシ
ョンを取扱かう。
大規模なパケット通信すなわちパケット交換システムに
おける問題のひとつは、多数の利用者が同時にネットワ
ークを使用しようとしたときに生ずる。これによってデ
ータを転送するための多数の経路すなわち回線が生じ、
この結果として通信設備は混雑してユーザもしくはユー
ザのパケットがネットワークを通して転送されるときに
利用できなくなる。輻輳はもし制御されないときには、
ネットワークを通して広がってゆく傾向があることが知
られている。この結果として、エンド・ツー・エンドウ
インドウ、リンクバイリンクウォータマークフロー制御
のような多数のフロー制御の手順が開発され、商用され
ている。
パケットの輻輳の主要な領域は各ノードのバッファすな
わち待行列であり、特にバッファが入来パケットを記憶
するのに使用できないことが生ずる。バッファの輻輳の
問題についてのひとつの解決方法はパケットバッファが
いっぱいになり輻輳して、追加の入来パケットを記憶す
るバッファが利用できないようになったときに、すべて
の入来ラインのすべてのトラヒックを停止することであ
る。
データが機械と人間の間だけでやりとりされるデータ交
換の応用では、(すなわち、機械間のトラヒックが存在
しない)、フロー制御の存在しないパケット交換機を設
計する意味があることがあり、このときには、人間がデ
ータを解釈することができる平均の速度の本質的な限界
によって、バッファあるいは待行列のあふれ確率を充分
に小さくすることができる。これに対して機械がデータ
を発生したり、吸収したりする平均速度にはこのような
一般的限界は存在しない。その速度は機械によって大幅
に変化し、例えば、オペレーティングシステムの仕様、
応用プログラムの仕様、入出力ハードウェアの支援に頻
々存在するために、特定の機械についてさえ定量化する
ことには困難がある。従って、機械間のトラヒックを無
視できない量で取扱かうパケット交換ネットワークでは
ネットワーク内のバッファおよび待ち行列を保護し、ま
た宛先の機械を保護するために、データの流れを制御す
る何かの手段が必要であるということになる。
単純なエンドツーエンドのウインドウ方式によるフロー
制御は厳密にネットワークの周辺装置の見方をしたとき
には有利な特性を持っている。各機械はそれ自身のと種
々の他の機械の間に同時に設定された多くのセションを
持っている。これらのセション(論理チャネルと呼ばれ
る)の各々について、与えられた機械はネットワークで
アウトスタンディングになっているP個の未確認パケッ
トを持つことが許されるようになっている。(Pはネッ
トワークの負荷が大きくなったときには、伝送が中断さ
れないように充分大きい固定した整数になっている。)
エンドツーエンドのネットワークの遅延が大きいほどP
は大きくなければならない。例えば、機械ははじめにそ
れが望むだけ早く、ネットワークに対してP個のパケッ
トを送ることができる。しかし、これがこれらのアウト
スタンディイグのパケットの少くともひとつについて宛
先の機械から確認を受信するまでは、機械は(その特定
の論理チャネル上で)それ以上のパケットを送信するこ
とはできない。この方式はいくつかの非常に望ましい性
質をもっている。確認パケット中のビットの数はそれが
参照するP個のパケット中のビットの数に比較して非常
に小さくすることができるので、このフロー制御メカニ
ズムによって生ずる帯域の損失はわずかである。また大
負荷の下ではネットワークの容量をすべてのトラヒック
源の間で公平に分割する自動スロットリングもある。最
後に、例えば、宛先が熱心すぎる信号源によって多すぎ
るデータを受けることによってあふれることがないよう
に、宛先はパケットを確認する速度を規制することがで
きるために、異るデータ速度の機械の間で自動的に速度
を変換することができる。
純ウィンドウ方式の欠点はこれがパケット交換機の中で
許容できないほど大きい量のバッファ記憶を要求するこ
とが頻にあるということである。データが失なわれない
ことを保証するために、(1)その待ち行列に対してパケ
ットを送信する可能性のあるすべての信号源あるいは
(2)その待ち行列からパケットが与えられる可能性のあ
るすべての宛先)のいずれかについてネットワーク中の
各バッファすなわち待行列にC×Pパケットの容量を設
ける必要がある。(Cは信号源もしくは宛先が同時に持
つことを許された最大のセション数)。あるバッファま
たは待行列は多数の信号源からデータを与えられたり、
あるいは多数の宛先にデータを与えたりするように位置
に設けられるので、必要となる待行列の大きさは(特
に、パケットが数バイトを越える情報を含んでいるとき
には)、非現実的に大きくなることがある。
リングバイリンクのウォータマーク原理を利用したフロ
ー制御では、各ノードはそれ自身のバッファあるいは待
行列の長さを監視して、待行列長がある予め定められた
上限を越えたときには、上流に対して“送信停止”を送
る。待行列長が予め定められた下のスレショルド以下に
落ちたときに、上流に対して“送信再開”のメッセージ
が返送される。この方式の利点はこれが信号源の数とタ
イプに無関係であり、待行列に対する要求が最小になる
ことである。(これはデータ停止メッセージの送信と送
信の実際の停止の間の遅延が最小になるためである。し
かし、各ノードはその待行列の各々にいくつかのリンク
が信号を与えているかを知らなければならず、また適切
なリンクに対して送信停止と送信再開のメッセージを送
信できるようになっていなければならない。一例とし
て、与えられたノードの待行列中の次のパケットが下流
のノードB向けであり、ノードBはノードAに対して送
信停止メッセージを送ったとしよう。一般的にはノード
AはノードB以外に多くの他のノード向けのリンクを持
っており、これらの他のノードを向けた多くのパケット
がノードAの待行列中に存在する。もしノードAの待行
列に単純なハードウェアのFIFOが実現されているす
れば、待行列の前で阻止されたパケットは待行列中のこ
れに続くすべてのパケットをそのそれぞれの出リンクが
利用できる場合でも阻止してしまうことになる。極端な
場合には、ノードBが停止したときに、ノードAは永久
に停止し、このブロックは上流に伝播して単一のノード
の故障がネットワークの大部分を動作不能にしてしまう
こともあり得る。
このような問題はパケットが到来したときに、それがノ
ードを離れるリンクに従って分類することによって除く
ことができる。もしノードBがリンクXを遮断したとき
にも、ノードAは他のリンクを通してパケットの送出を
続けることができる。しかし、リンクに信号を与える
ノードAの待行列Zがそのスレショルドを越え、ノード
Aに入って来るすべてのリンクを遮断しなければならな
いようなことも生ずる。この問題を解決する唯一の方法
は、ノードAに信号を与えているすべてのノードにノー
ドAにおける整理された待行列について知らせ、ノード
Aの特定の待行列に向けたパケットの送信を停止するこ
とを知らせることができるようにする方法である。ノー
ドAの直上のノードは従ってその入来パケットをの出リ
ンクについてだけ整理するのではなく、ノードAの出リ
ンクについても整理しなければならない。実際に、各ノ
ードは到達することができるネットワークの最終段のす
べてのノードの各々の出リンクについて、各ノードは別
々の待行列を持たなければならないことになる。ノード
とフロー制御メッセージは従って、局地的な故障を局地
的に留めておくためには、極めて複雑なことになってし
まう。上述したデッドロックの傾向はネットワークのノ
ード故障のみならず、単一の宛先が不動作になることに
よっても開始される可能性があることに注意していただ
きたい。
発明の要約 上述した問題はパケット交換ネットワークにおける情報
データパケットの入力とバッファリングが、ネットワー
クを通してパケット(許可要求)パケットとパーミット
返送(許可)パケットが処理されるまで遅延されるよう
な、図示の適応優先パーミット(APP)フロー制御法
によって解決され、技術的進歩が達成される。APPの
手順はネットワークの輻輳を軽減し、パーミットとパー
ミット返送パケットの両方の優先処理およびネットワー
クの各交換ノードにおける待合せバッファのスレショル
ド検査によって、APPの手順はネットワークの輻輳
と、大容量バッファ記憶の要求を軽減する。データパケ
ットがネットワークに入ったときに、優先処理によっ
て、発信端末と宛先端末の間のバッファ記憶の利用可能
性が迅速に判定される。
図示の実施例に従えば、発信端末がデータを交換ネット
ワークに送出する前に、交換ネットワークを通して宛先
の端末に対して小さなパーミットパケットを送り、これ
がデータを受信する準備ができたときに、宛先の端末か
らネットワークを通してパーミット返送パケットの返送
を受けることが要求される。この手順では、ノードある
いは宛先端末でデータを受信する準備ができていないと
きに、パーミットとパーミット返送パケットだけをバッ
ファすることによって、交換ノードで大量のデータパケ
ットをバッファするのを減少することができる。
パーミットパケットがパケット交換ノードの待行列すな
わちバッファ記憶に到着したときに、そのノードはまず
到来パケットがパーミットパケットであることを識別す
る。そのノードは次にその待行列の長さが予め設定され
たスレショルドを越えているかどうかを判定する。もし
そうであれば、バッファ記憶と通信路がそのデータパケ
ットに利用できる可能性がなくなり、パーミットパケッ
トは自動的にネットワークから捨てられる。そのあと
で、端末によって制御されたタイムアウト時間の終りで
発信端末において新らしいパーミットパケットが自動的
に発生される。もしこれに対して、スレショルドを越え
ていなければ、パーミットパケットはすべてのデータパ
ケットの前で、すでに待行列中にあるパーミットパケッ
トの終りに優先を与えられる。
ネットワーク経路中の待行列のいずれにおいても待行列
が設定されたスレショルドを越えていなければ、宛先端
末はネットワークからパーミットパケットを受信する。
そのあとで、宛先端末はデータを受信する準備ができて
いなければパーミットパケットを捨て、その準備ができ
ていれば、パーミット返送パケットを形成する。パーミ
ット返送パケットは優先を持っており、発信端末に戻る
途中で交換ノードによって捨てられることはない。発信
端末が返送パケットを受信したとき、これはネットワー
クに指定された数のデータパケットを送って宛先端末に
配達する。
本発明は発信端末によって制御されるタイムアウト装置
の例を示す。時間計測がネットワークにパーミットパケ
ットを送出するのと同時に開始され、予め定められた時
間内でパーミット返送パケットが受信されなければ時間
切れになる。タイムアウトはパーミットパケットが過負
荷の交換ノードによって(スレショルド越え)あるいは
宛先端末によって捨てられたことを意味する。タイミン
グが時間切れになると、発信端末は他のパーミットパケ
ットを発生する。ほぼ同一の時刻に、タイミング時間は
例えば2倍に延され、従って過負荷条件の下ではネット
ワークがパーミットパケットであふれないようにする。
パーミット返送パケットが受信されたときにはいつで
も、発信端末は宛先端末に送るためにネットワークに対
して予め定められた数のデータパケットを送る。同時
に、タイムアウト装置がリセットされ、これが予め定め
た最小値になるまで半分にされる。
図面の簡単な説明 第1図は二つのデータ端末を接続するパケット交換ネッ
トワーク; 第2図および第3図はパケット交換ノードにおけるパー
ミットおよびパーミット返送パケットの処理方法; 第4図は待行列長と与えられたトラヒックの関係を示す
グラフ; 第5図は適応優先パーミット(APP)フロー制御のタ
イミング動作のフローチャート; 第6図はスループットと与えられたトラヒックの関係; 第7図は適応優先パーミットフロー制御の解析モデルの
3段パケット交換ネットワークの図である。
詳細な説明 第1図は10、11と名付けた二つの機械(データ端
末)の間に設定されたパケット通信セションを持つパケ
ット交換ネットワークを図示している。そのセションの
間機械10が機械11に対してあるデータを送ることを
望んでいると仮定しよう。機械10がネットワークにデ
ータを送る前に、本発明に従えば、機械11に対して小
さいパーミットパケットを送り、それがデータを受信す
る準備ができたときに、それからパーミット返送パケッ
トを受信することを要求される。パーミットパケットは
ネットワークの設計の仕様で可能なできるだけ小さい大
きさに決められる。(典型的には数バイト)。第1図、
第2図および第3図を参照すれば、パーミットパケット
が、機械11に至る途で、パケット交換ネットワーク2
0中のパケット交換ノード16−19中の待行列12−
15の与えられたものに到来したとき、待行列を待つノ
ードは到来パケットがパーミットパケットであることを
識別する。ノードは次にその待行列の長さが現在ある設
定されたスレショルドを越えているかを判定し、もしそ
うであれば、パーミットパケットは捨てられ、もしそう
でなければ、パーミットパケットは待行列の先頭に入れ
られる。(理想的には、これはすでに待行列にあるパー
ミットパケットの終りで、すべての通常のパケットの前
に入れられる。)もし、機械10から11への経路上の
待行列のいずれにおいても、スレショルドを越えていな
ければ、第2図のフローチャートに示すように(パーミ
ットパケットはあらゆる場所で高優先になっているか
ら)、パーミットパケットは迅速に機械11に到達す
る。この点において、もし機械11が準備不完であった
り、あるいは機械10からのデータを受信したくなかっ
たりすれば、機械11は単にパーミットパケットを捨て
る。もし機械11が機械10からのデータを受信するこ
とを望めば、これはパーミット返送パケットを機械10
に、この例ではパケット交換ノード25−28の待行列
21−24を経由して返送する。機械11はパーミット
パケットに例えばパケットの先頭の1ビットを変化する
ようなわずかな変更を加えて、これが機械10から11
への経路と異る方法で取扱かわれるようにする。パーミ
ット返送パケットはどのノードによっても捨てられるこ
とはなく、またノード25−28の待行列21−24の
各々で優先順を与えられる。従って、パーミット返送パ
ケットは迅速に機械10に返送され、次に機械10は機
械11に対して伝達するために(この例ではノード16
−19を通して)ネットワークに対してある指定された
数のデータパケットを送出することが許されることにな
る。
機械10にパーミット返送パケットが到来したというこ
とは、最近において(パーミットパケットとパーミット
返送パケットには優先順が与えられているから)機械1
0から機械11への経路で待行列12−15はいずれも
過負荷にはなっていないことを示す。しかし、パートが
パーミットの数のデータを送り、ネットワーク深くデー
タが入ってゆくにはある遅延が存在するから、待行列の
あふれの確率を非常に小さくするためには、スレショル
ドを越えて充分な余分の記憶容量を持たせておくことが
必要である。ネットワークによって取扱かわれる機械が
(例えば、ダム端末のように)データが失なわれたのを
検出して再送によって回復できないようになっていると
きには、あふれの確率を充分小さくしておく必要があ
る。
与えられた負荷が極めて低く、待行列中のパケットの数
が少なければ、すべてのパーミットは配達され、フロー
制御方式はシステムのふるまいに無視できる程度の影響
しか与えず、待行列の長さは周知の(1/1−ρ)の特
性に従って与えられた負荷と共に成長する。フロー制御
がなければ、待行列長は第4図の点線で示されるよう
に、ρ=1あるいはそれ以上の負荷を与えられたときに
無限大になる。適応優先パケットフロー制御方式によれ
ば、待行列12−15のいずれかが混雑してくると、パ
ーミットは捨てられ、従って、待行列長対与えられた負
荷の曲線(第4図の実線)は飽和を示す(すなわち、与
えられた負荷がどんなに大きくなっても待行列長は有限
のままである。)適切なスレショルドレベルと待行列の
大きさを決定する近似の解析的方法については後述す
る。
第5図を参照すれば、もしデータ端末機械10がある予
め定められたタイムアウト期間が経過するまでに(パー
ミットが経路上のノード16−19のいずれかあるいは
機械11によって捨てられたために)パーミット返送パ
ケットを受信しなければ、機械10はタイムアウト期間
が切れたときに、他のパーミットパケットを機械11に
向けて、ネットワーク20に送出する。第2のパーミッ
トが送出されるときには、この例では機械10内の動作
によって(あるいは機械10とネットワーク20の間の
インタフェース装置の動作によって)タイムアウト時間
は2倍にされる。タイムアウトが生ずるたびに、機械1
0によって他のパケットがネットワーク20に送出さ
れ、タイムアウト期間は機械10によって再び2倍にさ
れる。パーミット返送パケットが受信されたときにはい
つでも、機械11に伝送するために機械10からネット
ワーク20に対して、許容された量(ウィンドウ)のデ
ータが送出され、この例では(それがある予め定められ
た最小値になるまで)、タイムアウト期間は半分にされ
る。
タイムアウト期間を適応的に変化する理由は、システム
の帯域幅が適度のパーミット伝送が重負荷状態で行なわ
れたために無駄に使用されるのを防止するためである。
従って、スループット対与えられた負荷の曲線は第6図
の実線のようになり、そのスループットが高負荷では0
になるようなシステムにおける点線の曲線のようになら
ない。パーミットパケットを捨てることによって実現さ
れるスロットリングの効果は通常のウォータマークの手
法に比べてずっと単純であり、過負荷になったノード
が、メッセージを送って来る信号源を止めるために上流
に対してメッセージを送る必要はなくなる。
ネットワークの負荷が軽いときに、信号源から中断され
ない送信を実現するために、機械10のような信号源
は、それが前のウィンドウ数の顧客データの送信を完了
する前に、次のパーミットパケットを送出することが許
されるようになっている。例えば、7パケットのウィン
ドウサイズのとき、信号源機械10は例えば前のウィン
ドウの第5パケットと第6パケットの間で次のパーミッ
トパケットを送出することが許される(これは軽負荷時
の平均のエンドツーエンドのネットワーク遅延に存在す
る前のウィンドウ中の適切な点である。)これはもちろ
ん、パーミット返送パケットから得られる情報のタイム
リーさをいく分損なうことになるが、個々の信号源から
見たスループットが本質的に増大することを考えれば、
多分正当化されることになる。これに対して、タイムリ
ーさは適応優先パケットフロー制御の極めて重要な部分
であり、信号源はパーミット返送パケットをためて積ん
でおくことは許容されない。
純ウィンドウ方式のフロー制御方式の場合のように、適
応優先パケットフロー制御を用いたシステムの適切なウ
ィンドウの大きさはパケット交換ネットワークを通る送
信遅延に依存する。しかしながら、適応優先パケット方
式のウィンドウの大きさは、一般に純ウィンドウ方式に
おけるウィンドウの大きさよりはるかに小さい。適応優
先パケット方式においては、次のパーミットパケットに
続くウィンドウの部分はパーミットパケットの往復時間
(システムが軽負荷のとき)と入来リンクの通常のデー
タパケットの伝送時間の比より小さくなければならな
い。純ウィンドウフロー制御では対応する比は同一の分
母を持っているが、分子は通常のデータパケットがネッ
トワークを通過する時間プラス返送確認の通過に要する
時間(軽負荷時)である。パーミットパケットは通常の
データパケットより約二桁も小さく、またパーミットに
は通常のデータパケットより優先が与えられているの
で、適応優先パケットフロー制御のウィンドウの大きさ
は、純ウィンドウフロー制御のウィンドウの大きさより
はるかに小さい。
前述した適応優先パケットフロー制御の欠点は、短いメ
ッセージが純ウィンドウ方式ほど迅速には伝達されない
ことである。例えば、第1図の機械11は、単一のキャ
ラクタをその元のホストに送り、ホストはそのキャラク
タをエコーバックして端末11のスクリーンに表示しな
ければならないようなダム端末であったとしよう。この
場合には特別の処置を講じなければ、キャラクタが機械
11でタイプされてから、機械で表示されるまでの遅延
は、この例ではネットワーク伝達時間の6回分になる
(パーミット、パーミット返送、キャラクタ、パーミッ
ト、パーミット返送、エコー)。この問題を防止するた
めに、パーミットを受けなくてもネットワークに送出す
ることを許された、特別のタイプのパケット(短いデー
タパケット)がある。端末に送信すべき短メッセージが
あるときにはいつでの(2〜3キャラクタから2〜3ワ
ード)、これはただちに短データパケットでメッセージ
を送る。このようなパケットはノードによってパーミッ
ト返送パケットと全く同様に扱かわれる。すなわち、こ
れには通常のデータパケットより優先受が与えられてい
る。これらの短いメッセージは重要であり、迅速に取扱
かわなければならないが、これらは全データトラヒック
の小さな部分を占めるだけであり、従って、これをネッ
トワークに制限せずに流しても、待行列のあふれの問題
を生ずることはない。
適応優先パケットフロー制御方式は、与えられたトラヒ
ックの性質に関係なく待行列の長さを制限しようとする
ものであるが、この目的に返するようなシナリオを想定
することはできる。これを考える最も簡単な例は朝のラ
ッシュアワーの日常の高速道路の交通渋滞である。すべ
てのドライバには(そのカーラジオを通して)、7時に
出発するとよい、市の道路はほとんど空であると知らさ
れる。それでも30分経過して、彼等の車が比較的低速
の周辺道路を通して中央の道路に出て来たときには、い
つも通りの渋滞が待っている。
このタイプの与えられた負荷に対応するためには、あき
らかに、リンクバイリンクのウォータマークフロー制御
方式で、経路のそれぞれの段階に入るときに許可が必要
になるようにする必要があるが、リンクバイリンクの方
法は先に述べたようにノードを複雑にし、デッドロック
を生ずる傾向がある。幸なことに、通常のデータ通信の
応用は朝の高速道路とは大幅に異っており、与えられた
トラヒックにはランダムさがあり、開始はそれほど急で
はなく、ネットワークの伝送時間と、予期される到着間
間隔の比はそれほど大きくない。
もしトラヒック入力が過大であれば、各々の信号源機械
に対して、ウィンドウの大きさ分の記憶が必要となるこ
とがわかる。(すなわち、ウィンドウ方式によって要求
される過度な記憶はもし与えられたトラヒックが充分に
極端であれば、決して過度ではないことになる。)例え
ば、適応優先パケットフロー制御を用いたシステムが初
期には空きであり、急にすべての信号源が(無視できる
ほど小さい時間間隔で)ネットワークにパーミットパケ
ットを送ったとしよう。パーミットのすべては通過する
(そのときにはシステムのどこにも通常のデータパケッ
トは存在しないから)が、システムは各信号源からのデ
ータのウィンドウによって氾濫させられてしまう。しか
し、すべてのパケット交換方式がこのような極端なトラ
ヒックについて準備している(待行列の長さの点におい
てその結果として生ずる価格を支払う)ことは保障され
ない。この適応優先パケット方式は多くのシステムに与
えられるトラヒックはそれほど荒々しくないことを利用
している。
要約すれば、APPフロー制御方式では、各ノードは4
種のタイプのパケットを識別することができる。すなわ
ちパーミット、パーミット返送、短データおよび通常デ
ータの各パケットである。はじめの三つのタイプは通常
のデータパケットより優先権を持っている。もし待ち行
列長がいずれかのノードでスレショルドを越えていた
り、(宛先の機械がデータを受信することを望まなかっ
たり)すれば、パーミットは捨てられる。捨てられたパ
ーミットは適応的に決定されるタイムアウトのあとで、
その信号源によって再送されるが、そのタイムアウト時
間は全体の与えられた負荷が増大するにつれて増大する
傾向にある。通常のパケットのウィンドウはパーミット
が送出されて、パーミット返送が受信されるまで送信す
ることはできないが、短データパケットはいつでも送信
できる。
次にAPPフロー制御の近似解析モデルについて説明し
よう。この解析モデルの基本的仮定はAPPフロー制御
方式は、すべての待行列長をその予め定められたスレシ
ョルドレベルの近くに(平均として)保ち、すべてのサ
ーバの占有率を100%に保つ傾向があるということで
ある。もちろん、ネットワークのトポロジーとその相対
リンク速度によって、ひとつの特定のサーバがボトルネ
ックになり、他のサーバの占有率が100%よりはるか
に下のレベルに制限されるということがあるが、どのノ
ード(あるいはノードの集合)でもボトルネックになる
ようなトラヒック源とトラヒックの宛先の不均一な分布
を構成することが、一般に可能である。従って、フロー
制御方式によって、できるだけ広い与えられたトラヒッ
クを取扱かうことができるようにしたいと思えば、すべ
てのサーバの占有率を100%近くに保つと仮定しなけ
ればならないことになる。
この解析モデルによって、(1)最小のタイムアウト時
間、(2)待行列のすべてについてのスレショルド、およ
び(3)最大待行列長の近似値が推定される。これらの3
項目について以下に述べる。しかし、第1にネットワー
クのトポロジーの例について述べる。この特定のトポロ
ジーについて解析モデルが誘導されるが、その基本的方
法は広汎なトポロジーについて適用される。
具体的な一例として、第7図に図示したネットワークを
考えよう、左手にあるのはbグループの信号源で、これ
は各々a個の信号源を持つb個のグループから成ってい
る。各々の信号源はネットワークの交換ノード29−3
0にゆくそれ自身のリンクを持っている。リンクの速度
は通常のデータパケットが送信されるのにτ0秒かかる
ようになっている。これらの入力リンクはノード29−
30のb個の第1の待行列に信号を与える。(数学的に
1で示される。)各々の第1段の待行列はパケットサ
ービス時間τ1を持ち、数学的に(Q2)と名付けられた
単一の第2の待行列にゆくリンク29a−30aを持っ
ている。ノード31をτ2のパケットサービス時間を持
つノード33−34の第3段の待行列(数学的にQ3
表わされる)に接続するには共用リンク(すなわちバ
ス)32がある。b個の第3段待行列の各々は、そのd
本の出リンク35−36の任意のものを通して、a個の
宛先の各々に対してパケットを送ることができる。換言
すれば、各々の第3段待行列はd個の出バスを有してお
り、これらは同時にパケットを送信していることがで
き、各バスはその待行列によって取扱かわれる宛先の任
意のものに対してデータを与えることができる。これら
のバスのパケットサービス時間はτ3秒である。
上述したパケットサービス時間は通常のデータパケット
のものである。ここでは三つのタイプの短パケット(パ
ーミット、パーミット返送、短データパケット)は通常
のデータパケットのサービス時間と比べて無視できる程
度の短いサービス時間しか持たない。例えば、通常のパ
ケットは数百バイトのバイトを持ち、これに対して、短
いパケットは数バイトしか持たず、従って、サービス時
間はほぼ2桁の程度異ることになる。
また短いパケットは通常のデータパケットに対して非先
取の優先を持つ。先取りの優先方式を使用すれば、パー
ミット返送のタイムリーさは改善されることになるが、
その実現はかなり複雑になる。エスケープ機構を作って
CRCチエックその他と干渉することなく通常のデータ
の流れの中に短パケットを埋め込まなければならない。
ノードがリンクを通してパケットを送信しはじめたと
き、そのパケットの送信が完了してはじめて、他のパケ
ットの送信を開始することが仮定される。
次に最小タイムアウト時間について述べれば、パーミッ
ト(あるいはパーミット返送)がノードを通過するのに
要する時間は二つの項の和に等しいと考えられる。それ
はそのとき送信されているパケットの残りのサービス時
間と、そのとき待行列中にあるすべての短パケットのサ
ービス時間の和である。短パケットのサービス時間は通
常のデータパケットのサービス時間より、二桁小さく
(待行列中で待っている短パケットの数は決して多くは
ないから)第2の要素はこの例では無視して良い。また
そのときサービス中であるパケットは常に通常のデータ
パケットであると仮定する。この最後の仮定は二つの要
因による。各々の伝達されるパーミット返送によって多
数の通常のデータパケットが伝送され(このことは7:
1と仮定する)サービス時間の比は100:1である。
従って、到来した短パケットがサービス中の通常のデー
タパケットを見付ける可能性は短パケットのサービス中
に出合う確率よりはるかに低い。到来が常に完全にラン
ダムであると仮定すれば(すなわち、到着間隔が指数分
布していれば)、平均の残りサービス時間は通常のデー
タパケットサービス時間の半分である。
信号源があるデータを送ろうとしたとき、これはまずパ
ーミットパケットをその専用のリンクを通してネットワ
ークに送り込む。この第1のリンクは専用であるから、
このリンクにはサービス中のパケットは存在せず、従っ
て、この第1段ノードQ1の送信時間はパーミットサー
ビス時間に等しい。Q1において、パーミットの平均転
送時間はτ1/2、プラス、それ自身の無視できるサー
ビス時間である。同様に、Q2において、平均の伝達時
間はτ2/2である。Q3において、d個のサーバがあ
り、各々は通常のデータパケットサービス時間τ3を持
つから、サービス完了の間の平均時間はτ3/dであ
り、従ってQ3の平均パーミット転送時間はτ3/2dで
ある。
次に、宛先がパーミットを返送して、ネットワークに対
してパーミット返送の送り出しを開始するのに必要な時
間は通常のデータパケットサービス時間に比較して無視
できるものと仮定する。しかし、宛先は他のパケットの
送信を行なっている可能性が高く、(多くの場合、通常
のデータパケットである)、従って第1段ノードにおけ
る平均のパーミット返送の伝送時間はτ0/2である。
1,Q2およびQ3における平均伝送時間はパーミット
パケットの場合と同様である。従って、平均の全ラウン
ドトリップ時間は(パーミット・プラス・パーミット返
送) である。ここではネットワーク段の数であり、sj
ノードjのサーバグループにおけるサーバの数である。
この例では、m=3でs3=d以外すべてのsjは1であ
る。
ここで平均の往復時間がわかったから、最小のタイムア
ウト時間TOminについて、適切な選択を行なうことが
できる。タイムアウト時間は図の例では平均の往復時間
より小さくなることはない。これはタイムアウトが多す
ぎるとパーミットが不必要に発生されるからである。
(すなわち、対応するパーミットが捨てられなくても、
タイムアウトが生じてしまう。)従って、多くの冗長
な、不要なパーミットがネットワークを通して送られ、
帯域が無駄に使われることになる。これに対して、通常
の信号源から実現できるスループットが低下するおそれ
があるから、最小のタイムアウトは大きすぎてはならな
い。(すなわち、システムがより大きい負荷を取扱かう
能力があるときには、信号源は他のパーミットに送るの
に不当に待たなければならないことが生ずる。)適切な
選択は最小のタイムアウト時間を平均の往復時間より5
0%大きくするこである。
TOmin=1.5×TRT (2) 次に初期タイムアウト時間(すなわち、新らしく生成さ
れたメッセージがその最初のパーミットを送るときのタ
イマの設定)について述べる。この選択は非常に重要と
いうわけではなくTOinitiaL=TOminとしておいてよ
い。
次に与えられた待行列についてのスレショルドを考えよ
う。待行列がある時間の間スレショルドを越えていれ
ば、それは到来したすべてのパーミットを捨てており、
従ってその待ち行列に向かってネットワークの内側に入
って来る通常のデータパケットはそのとき存在しないこ
とになる。この環境においては、待行列に入って来る新
らしいパケットは存在しないから、待ち行列長は本質的
に一定の速度で減少することになる。待行列長がちょう
どスレショルド以下に下ったときに、パーミットパケッ
トが到来する。そのパーミットは他のノードで捨てられ
ないとすれば、そのノードを通過して、あるランダムな
遅延のあとで、これによってある新らしいパケットがそ
の待行列に到来することになる。もしAPPフロー制御
方式によってスループットを劣化したいようにしようと
すれば、新らしいパケットが到来するよりはるかに前に
待行列が空きになってしまうようなこと(サーバの空
き)は不適当である。j番目の待行列について、パーミ
ットの通過と対応するパケットの次の到来の間の経過時
間(これは通信遅延CDjと呼ばれる)はネットワーク
中のすべてのリンクの速度とすべての上流の待行列のス
レショルドレベルに依存することになる。詳しく述べる
ならば、通信遅延は三つの項の和から成る。最初の項は
Qjから宛先にパーミットを送信するのに要する時間
で、これは先の説明から平均として で与えられる。
第2の項はパーミット返送が宛先から信号源に到着する
のに要する時間で、これは平均として で与えられる。
第3の項は通常のデータパケットが信号源から待行列Q
jに到着する時間である。この第3の項を推定するため
の主要な仮定はAPPフロー制御方式が各々の待行列を
(平均として)そのスレショルドレベルに保つ傾向であ
る。待行列Qiの予め定められたスレショルドのレベル
で表わそう。与えられたパケットが待行列Qiに到着し
たとき、待行列長(与えられたパケットを除く)は であるとすると、与えられたパケットが待行列Qiを通
過する時間は である。
式(5)の第1項は与えられたパケットの前にある 個のパケットを送信するための平均時間であり、第2項
は、与えられたパケットそのものを送信するのに要する
時間である。もし、信号源がパーミット返送を受信した
あと、ただちにパケットの送信を開始できるとすれば
(すなわち、信号源が他の論理チャネルを通してそのと
きパケットを送信していないとすれば)、そのときには
与えられたパケットがリンクOを通して、Q1に送信さ
れるのに要する時間は丁度τ0である。従って、信号源
jからの通常のデータパケットの平均伝送時間は である。
式(3)、(4)および(6)を組合わせて、(平均の)通信遅
延CDjを求めることができる。これに対して、それが
スレショルドレベルで開始して、新らしい到着がないと
すれば、Qjが空になるのに要する時間ETj(7)となる。
今通信時間が空になるのに要する時間に比べて長くなり
すぎないようにすることを保障することが望ましい。さ
もなければ、サーバは送信を待っているパケットが存在
するにもかかわらず、頻に空きになってしまう。しか
し、空きなる時間が通信時間に比べて不必要に長くなる
のも好ましくない。そうすれば必要であるより高いスレ
ショルドレベルが生じ、そのため必要より大きい待行列
が要求されることになる。妥当なかねあいは空きになる
時間を通信時間に等しくすることである。ETj=CDj
とすれば、 となる。
式(8)はすべてのスレショルドのレベルを計算するのに
くりかえして使用される。これはj番目の待行列のスレ
ショルドレベルが上流の待ち行列のスレショルドだけに
依存するからである。
待行列の大きさについては、APPフロー制御の効果に
よって、すべての待行列の平均待行列長をそのスレショ
ルドレベルの近くに保つことが仮定されている。待行列
の実際の大きさはスレショルドレベルよりある程度大き
くなければならず、これによって待行列のあふれの確率
を充分小さくしなければならない。Qjがある時間スレ
ショルド以下にあると仮定し、到来したすべてのパーミ
ットは通過するものと仮定しよう。その待行列長は従っ
て成長する傾向にあり、(信号源はネットワークが取扱
かうことができるより多くのデータをそのとき送ろうと
している。)ついにそのスレショルドを越えることにな
る。スレショルドを越えたあとは、それ以上のパーミッ
トが通過することはないが、スレショルドを越える直前
にはパーミットが通過するものとする。ここで、ウィン
ドウの大きさの(最後のパーミットに対応する)パケッ
トがQjに到来するまでに経過する平均時間を推定する
必要がある。ウィンドウ時間をWTjと記す。次に使用
する主要な仮定は、時間WTjの間、待行列長は100
%の占有率で動作する(すなわち、ρ=λτ=1)M/
M/1システムの過渡特性に従って成長することであ
る。(実際にはM/D/sjの過渡モデルがより適切で
あると思われるが、このような解析結果は利用できな
い。)APPフロー制御方式は到着率を、リーバ占有率
が100%になるように調整するようになっていること
が仮定されている。M/M/1の過渡モデルを使用する
ことにより、時刻0で待行列に のウィンドウがあるとしたとき、時刻WTj(eppwj τ
j/sj)で待行列中にNWj以上のウィンドウが存在す
る確率を求めることができる。(ここで時間単位が“ウ
ィンドウサービス時間”であるように正規化されてい
る。確率を で表わせば、パラメータeppwjはウィンドウ当りのパケ
ットの実効数となる。その意味と計算法について簡単に
述べる。要求される待行列の大きさのすべての決定は のように設定することによって達成される。ここでεは
待行列のあふれの所望の確率でNWjについて解くこと
ができる。クラインロックの式によって、 となる。ここでIi(t)はi次の変形第1種ベッセル関数
であり である。
変形ベッセル関数Ii(t)は通常のベッセル関数Ji(t)と
異り、その項の極性が交互に代わることはなく、すべて
正である。式(10)の特徴は浮動小数点のあふれを防止す
るような手段を講じなければならない点だけである。対
話的にプログラムすれば、所望のあふれ確率を必要な待
行列の大きさNWjを決定するのに数回の対話を行なえ
ばよく、自動探索の機能は必要でない。
所望の待行列の大きさを決定するために式(10)を使うに
は、平均ウィンドウ時間WTjと待行列の各々について
のウィンドウ当りのパケットの実効的な数を決定するこ
とが必要である。ウィンドウ時間は二つの項の和であ
る。第1項は与えられたパーミットがQjから宛先に行
き、信号源に戻る(パーミット返送として)のに要する
平均時間である。これはスレショルドレベル(式(3)お
よび(4))の決定のために、既に計算した量と同一であ
る。第2項は完全なウィンドウが信号源からQjへ伝わ
るに要する平均時間であり、この項は単一のパケットで
はなく、完全なウィンドウに関連する点において式(6)
中の量とは異っている。ウィンドウ当りの実際のパケッ
トの数がppwであれば、そのときには信号源のリンク
(リンクO)を通してネットワークにウィンドウを送る
にはppw×τ0秒を要する。しかし、伝送が開始され
る前は各待行列では完全なウィンドウは組立てられてい
ない。ノードはウィンドウをppw個の別々のパケット
として認識する。従って、ネットワークを通してのウィ
ンドウの第1のパケットの伝送は第2のパケットをリン
クOを通して送っている間に進行するかも知れない。従
って、信号源Qjからの平均ウィンドウ遅延は、ウィン
ドウ中の最後のパケットがネットワーク中のはじめのj
−1個の待行列を伝播するのに要する時間の和である。
従って、WTjの第2項は式(6)の第1項のτ0がppw
×τ0になる以外式(6)と同じである。こうしてWTj
次式によってCDjと関連することがわかる。
WTj=CDj−τ0+τ0ppw, (12) また先に述べたCDj=ETjという制約から、WTj
既に知られたETjに対する単純な関係から容易に求め
ることができる。
待ち行列長を推定するのに上述した方法を用いれば、結
果は悲観的である。(すなわち、推定値は必要により大
きい。)過大評価になる原因は二つあり、それは共にこ
のモデルがトラヒックの基本的な(分割できない)単位
をデータウィンドウであるとしたことによっている。実
際にはウィンドウは別々のオーバラップしないパケット
から成っている。まず第1に、ウィンドウを式(10)の基
本トラヒックユニットであると考えれば、そのときに
は、遅延をウィンドウの終りではなく、ウィンドウの中
央について考えるべきであるということになる。従っ
て、WTjを考える上で、ウィンドウの最後のパケット
ではなく、ウィンドウの中央のパケットについて考える
べきであることになる。これによって式(12)は次のよう
になる 必要な第2の修正はリンクの速度が有限であるために、
ウィンドウ中のパケットは時間的にかなり分散してしま
うことがあるということに関連する。孤立したパケット
がポアソン的に到来するM/D/1待行列を考えよう。
i個のパケットが待行列にある確率はPpである。もし
この代りにppw個のパケットがバッチ的に到来するバ
ッチ到来を考えると、(もしバッチ到来率が上述したパ
ケット到着率の1/ppwであって、サーバの占有率が
不変であれば)、そのときにはi個のバッチが待行列中
にある確率はPpとなる。(これはバッチ到着の場合
が、その場合のppw倍の到着率を持つ孤立ポアソン到
着のシステムにほぼ対応することから来る。)バッチが
サービス中であるときには、実際にはひとつのパケット
だけがサービス中でppw−1個の追加のパケットがま
だ待行列にあるから、(ppw)i+ppw−1のパケ
ットが待行列中にある確率がほぼPpである。さて、バ
ッチ中のパケットが同時に到来せず、平均としてδ秒の
間隔で到来すれば、そのときには、待行列長はM/D/
1とバッチ到着の場合の中間になる。(明らかに、δ→
∞では、システムはM/D/1待行列としてふるま
う。)一般性を失うことなく、次のように書くことがで
きる。
MPj=q∞+α(δ/(τ/s),ppw)(q0−q
∞) (14) ここでNPjはある特定の確率レベルで、δ/(τj/s
j)が与えられたときの待行列長であり、q∞は孤立ポ
アソン到着(δ/(τj/sj)=∞)のときの待行列
長、q0は純バッチ到着(δ(τj/sj)=0)のとき
の待行列長、ppwはバッチの大きさ(ウィンドウ当り
のパケットの実際の数、αは0と1の間の値をとり α(∞,ppw)=0 且つ (15) α(0,ppw)=1 のようになったある関数である。
0(ppw)i+(ppw−1) (ppw)(i+1)−1 (16) であるから、式(14)は NPj=q∞+(ppw-1)(q∞+1)α(δ/(τj/sj),ppw). (17) となる。
この論文で考えているネットワークのクラスについて
は、パケットの平均間隔δは信号源をネットワークに接
続するリンクを通してパケットを送るのに要する時間で
あるτ0以下には決してならず、従って以下ではδをτ0
で置換できる。
解析の結果α(τ0/Cτj/sj),ppw)はppw
にはほとんど依存しないことが示されており、従ってα
は次式によって適切に近似できる。
α(τ0/(τj/sj))1−0.291n(τ0/(τj/sj)+
1), 0<τ0/(τj/sj)<300,τ0/(τj/sj)<30.
(18) 目的は実際のτ0/(τj/sj)のバッチの場合と同じ待行
列長を持つ、仮想的なバッチの大きさeppwjをτ0/(τj
/sj)=0のときに決定することである。(この目的の
理由は、τ0/(τj/sj)=0であるときにはいつでも待
行列長を推定する手段を持っていることである(式
(6)))。従って、次が要求される。
q∞+(ppw−1)(q∞+1)α(τ0/(τj/sj))= q∞+(eppwj−1)(q∞+1)α(0), (19) α(0)=1であるから、これは次を意味する。
eppwj=1+(ppw-1)α(τ0/(τj/sj)) (20) 次に式(13)でppwをeppwjに置換し、CDj=ETj
制約を使えば、最後に次式を得る。
式(21)を式(9)に使って、NWjを決定することができ、
これによって、各々の待行列が収容しなければならない
パケットの数を計算できる。
NPj=eppwj(NWj+1)−1 (22) 要約すれば、もしネットワークのトポロジー、リンク速
度τj、各グループにおけるリンクの数sjおよび所望の
あふれ確率εを与えれば、以上の結果を用いて、APP
フロー制御方式に必要なパラメータ、すなわち最小タイ
ムアウト間隔TOmin、スレショルドレベル および待行列の大きさNPjを指定することができる。
第1に、最小タイムアウト間隔TOminは式(1)および
(2)から計算できる。次にスレショルドレベル から開始し、 その他を式(8)を用いてくりかえして計算することによ
って求められる。最後に所望の待行列長NPjを求める
には次のようにする。第1に式(18)と(20)からeppw
j当りの実効的なパケットの数を求める。次に式(21)か
らウィンドウ時間WTjを求める。これにはETjの値が
わかっている必要があるが、ETjはスレショルドレベ
ルを計算する過程で式(8)の左辺として得られる。一度
WTjの値が求められると、式(9)を使用して“実効ウィ
ンドウ”を単位として表現された必要な待行列長NWj
を決定するのに式(9)を使うことができる。最後に式(2
2)はパケットを単位とした必要な待行列の大きさNPj
を与える。
第1の例として、比較的低速の周辺リンクを持つネット
ワークを考えよう。第7図の中央の(第2段の)交換段
(第1のネットワーク段)のパケットサービス時間を1
ミリ秒とする。ここで前の段(第1のネットワーク段)
のリンク速度は中央の段より8倍低速であるとし、信号
源からネットワークに入る入力リンクは第1段のリンク
よりも8倍低速であるとする。最終段は中央段より64
倍低速のリンク速度を持つが、各リンクグループには8
本のリンクがあるものとする(すなわち、第7図でd=
8)。従って、τ0=64、τ1=8、τ2=1、τ3=6
4、S3=8(S1とS2は共に1)となる。両方の例
で、第1段の待行列の各々では10個の信号源が取扱か
われ、全部で100個の信号源が第1段の待行列にある
ものと過程する。同様に、各々の第3段待行列で取扱か
われる宛先は10個あり、第3段待行列は10個存在す
るものとする。解析モデルはこれらのトポロジー的パラ
メータには全く依存しないことに注意していただきた
い。(もっともシミュレーションモデルではこれらの数
は決めておかなければならない。)このような独立性は
APPフロー制御方手順はネットワークに接続された信
号源の数とタイプには関係なく、リンクの速度とリンク
グループ当りのリンクの数だけが重要であるという元の
目的と整合している。
最小のタイムアウト時間は式(1)から往復の時間を計算
することによって求められる。
式(2)から TOmin=(1.5)(49.0)=73.5 (24) が得られる。
第1の待行列のスレショルドレベルは空になる時間を計
算するすることによって得られる。
従って、 同様に、第2および第3の待行列については 第1の待行列の必要な大きさを推定するためには、ウィ
ンドウ当りのパケットの実効的な数を計算する必要があ
る。フロー制御方式がウィンドウ当り7個の実際のパケ
ットを持つものとして実現されていると仮定すると、式
(20)から となる。式(18)から、 α(8.0)=1−0.291n(8.0)0.40 (30) 従って eppw1=3.4 (31) である。同様に第2および第3の待行列について eppw2=1.0 (32) eppw3=3.4 (33) となる。次に式(21)を使用して、Q1のウィンドウ時間
を計算すると、 となる。同様にQ2およびQ3について、ウィンドウ時間
は WT2=229.0 (35) WT3=535.3 (36) となる。次に式(9)を使って、(実効)ウィンドウを単
位とした必要な待行列の大きさを決定する。待行列のあ
ふれ確率を10-5と仮定すれば、 となり、これは式(22)から、パケットを単位として表わ
したQ1の必要な待行列の大きさは NP1=(21)(3.4)−1=70.470 (38) であることを示す。
式(9)からNW1を決定するときに、NWjについてのユ
ーザの推定を受け入れ、結果として得られるオーバフロ
ーの確率を迅速に返送するような対話プログラムを使用
することができる。10-5を越えないあふれ確率を与え
る最小のNWjの値を決定するには数回のやりとりをす
るだけでよい。式(9)の第1の変数p[ ]は整数でな
ければならない。(同様に第3の変数もそうである。)
もし実数 が整数に近ければ、これを単に丸めればよいが、さもな
ければ、二つの隣接した変数を両方使用し、NWjの二
つの得られた値を内挿する。
同様にして、次のことがわかる。
NW2=320.0→NP2=320 (39) NW3=42.5→NP3=147 (40) 第2の例として上の場合と似ているが、周辺装置の相対
速度が速い場合を考えよう。ここでτ0=4、τ1=2、
τ2=4、s3=2(s1=s2=1)のときを考える。解
析モデルから得られたフロー制御パラメータは である。
APPフロー制御方式が実際にこの目的を実行するか、
またこの解析モデルから得られたパラメータの推定値が
適切であるかを調べるためにシミュレーションモデルを
開発した。メッセージはポアソン分布に従って到着す
る。平均の到着率はシステムの容量の4倍であるとす
る。メッセージ中のパケットは平均28の幾何分布をな
すものとする。メッセージが発生して来たとき、そのメ
ッセージの信号源と宛先を決定するためのランダムな判
定が行なわれ、このランダムな判定はある場合には一様
分布に従って行なわれ、(これは中央交換段の負荷を最
大にする傾向がある。)ある場合には三角分布あるいは
一定分布をなすものとされる。(これはある信号源ある
いはある宛先が異常に活動することになり、周辺段の負
荷を最大にする。) 短パケット(パーミット、パーミット返送および短デー
タパケット)は通常データパケットの0.01倍のサービ
ス時間で良いものとする。ウィンドウの大きさは7パケ
ットであり、信号源は前のウィンドウの5番目と6番目
のパケットの間で次のパーミットを送って良いようにな
っている。(ウィンドウの大きさはシミュレーションモ
デルを完全に実行するために、やや勝手に決めたもので
ある。これは必要よりかなり大きい。ネットワークの負
荷が軽いときには、任意の信号源からでも全スループッ
トを保障するために、2パケットウィンドウで完全に適
合する。) シミュレーションの結果、APPフロー制御方式は(少
くとも今まで行なったすべての試行について)所望の通
りのふるまいをすることを示している。フローを制約す
るために使用される帯域幅は極めて小さい。(数パケッ
ト以下。)与えられたトラヒックが増大したときに、ス
ループットと待行列の要求の両方を希望通り飽和させる
という効果が生ずることも観測された。観測された最大
の待行列長は解析モデルによる予測に充分に近い。6
4:8:1の場合には、第1段の待行列長は予想よりか
なり小さかった。これは多分有限入線効果によるものと
思われる。グループ当りには10個の信号源しかなく、
第1段リンクは8本の連続的に送信する信号源を取扱か
うことができる。またシミュレーションでは各信号源は
ひとつの論理チャネルではひとつのセションしか設定さ
れないものとしている。予測された第3段待行列の長さ
(64:8:1の場合)は観測された待行列長よりかな
り短いが、その理由は今の所不明である。APPフロー
制御の下で動作するシステムの動的な動作は極めて複雑
であるから、そのふるまいを完全に理解するためには、
今後の研究が必要である。
APPフロー制御の場合に必要となる所要の待行列長は
ウィンドウ方式の場合に要求されるよりも実際に小さ
い。(少くとも多数の信号源があるか、信号源当りの論
理チャネルが多い大きなネットワークではこれが成立す
る。)一例として、純ウィンドウ方式では、その待行列
で取扱かわれるすべての信号源あるいは宛先の各論理チ
ャネルについて、1ウィンドウ分の記憶容量が必要であ
る。7パケットのウィンドウの大きさで、信号源当りの
論理チャネルの平均数が2であると仮定すれば、第1段
と第2段の待行列は各々で140パケットの記憶を要求
し、中央段の待行列は1400パケットの記憶を要求す
ることになる。(実際には、先に述べたように純ウィン
ドウ方式は通常APP方式よりはるかに大きいウィンド
ウを必要とする。従って、二つの方式の間の待行列の要
求の差は上に示した数より大きい。)さらに、ネットワ
ークにより多くの信号源が追加されたり(あるいは信号
源当り、より多くの論理チャネルが許されれば)待行列
の要求を純ウィンドウ方式の待行列の要求はこれに比例
して増大するが、これに対してAPP方式では不変であ
る。

Claims (1)

    【特許請求の範囲】
  1. 【請求項1】パケット交換ネットワークのためのパケッ
    トフロー制御方法において、該方法は、 第1のポートからパケット交換ネットワークにデータパ
    ケットを入力する前に該第1のポートから該交換ネット
    ワークの複数の交換ノードを経由して第2のポートと通
    信する該パケット交換ネットワークへ輻輳テストパケッ
    トを送信し、 該第1のポートから該第2のポートへの該輻輳テストパ
    ケットの送信の完了と該第2のポートから該交換ネット
    ワークを経由して該第1のポートへの輻輳不在パケット
    の受信の完了とで限定される時間間隔を該第1のポート
    で計時し、 該交換ノードの各々で、該輻輳テストパケットの受信に
    応動してその交換ノードのパケット記憶スレショルドが
    越えられたかどうかを決定するためにその交換ノードの
    パケットバッファ記憶を検査し、 該交換ノードの各々で、その交換ノードのパケット記憶
    スレショルドを越えているという決定に応動して該輻輳
    テストパケットを破棄し、 その交換ノードのパケット記憶スレショルドが越えられ
    ていないという決定に応動して、その交換ノードの該バ
    ッファ記憶内の輻輳テストパケットをそこに記憶されて
    いるデータパケットの前で且つ先に記憶されている全て
    の輻輳テストパケットの後ろへ記憶することによって、
    該交換ノードの各々にある該輻輳テストパケットを該交
    換ノードの次の交換ノードへ優先的に送信し、 該輻輳テストパケットの受信に応動して、該輻輳不在パ
    ケットを該第2のポートから該交換ノードを経由して該
    第1のポートへ送信し、 該輻輳不在パケット受信に応動して、その交換ノードの
    該バッファ記憶内の該輻輳不在パケットを、そこに記憶
    されているデータパケットの前で且つ先に記憶されてい
    る全ての輻輳不在パケットの後ろに記憶することによっ
    て、該交換ノードの各々にある該輻輳不在パケットの送
    信を優先的に行い、 該時間間隔の未了と該輻輳不在パケットの受信に応動し
    て、該第2のポートと通信する該ネットワーク中に該第
    1のポートからの少なくとも一つのデータパケットを第
    1のポートにより与え、そして、 該時間間隔の満了及び該輻輳不在パケットの未受信時で
    且つ該ネットワーク中に該第1のポートからのデータパ
    ケットを与える前に、該第1のポートから該複数の交換
    ノードを経由して該第2のポートと通信する該パケット
    交換ネットワークへ輻輳テストパケットを再度送信す
    る、 段階からなることを特徴とするパケットフロー制御方
    法。
JP59503465A 1983-12-19 1984-09-10 適応選択形のパケット交換システムにおけるフロ−制御 Expired - Lifetime JPH0657014B2 (ja)

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