JPH07154399A - ネットワークにおけるウィンドゥとレートの適用制御方法 - Google Patents
ネットワークにおけるウィンドゥとレートの適用制御方法Info
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Abstract
(57)【要約】
【目的】端末間の伝搬遅延が、比較的大きいネットワー
クに特に適したウィンドゥとレートを、適用型に制御す
る方法を提供することである。 【構成】 波付きＫ（以下Ｋとする）個のデータパケッ
トを有するＫのサイズのウィンドゥを有するものにおい
て、前記ウィンドゥのＫのサイズを制御する方法におい
て、（Ａ）前記ノードから、前記ネットワーク内の前記
データソースに接続されるポイントに、タイムスロット
の間、前記ネットワークの輻輳を指示するフィードバッ
ク信号を送信するステップと、（Ｂ）前記フィードバッ
ク信号と、ダンピング定数に基づいてサイズＫの理想的
ウィンドゥを、前記ポイントで決定するステップと、
（Ｃ）前記理想的ウィンドゥに基づいて、前記Ｋのサイ
ズの前記ウィンドゥを制御するウィンドゥサイズ制御信
号を生成するステップとからなることを特徴とする。
クに特に適したウィンドゥとレートを、適用型に制御す
る方法を提供することである。 【構成】 波付きＫ（以下Ｋとする）個のデータパケッ
トを有するＫのサイズのウィンドゥを有するものにおい
て、前記ウィンドゥのＫのサイズを制御する方法におい
て、（Ａ）前記ノードから、前記ネットワーク内の前記
データソースに接続されるポイントに、タイムスロット
の間、前記ネットワークの輻輳を指示するフィードバッ
ク信号を送信するステップと、（Ｂ）前記フィードバッ
ク信号と、ダンピング定数に基づいてサイズＫの理想的
ウィンドゥを、前記ポイントで決定するステップと、
（Ｃ）前記理想的ウィンドゥに基づいて、前記Ｋのサイ
ズの前記ウィンドゥを制御するウィンドゥサイズ制御信
号を生成するステップとからなることを特徴とする。
Description
【０００１】
【産業上の利用分野】本発明は、データネットワークの
輻輳を制御する方法に関する。特に、ウィンドゥサイズ
とデータネットワーク上のデータの受け入れレートを適
用しながら制御する方法に関する。
輻輳を制御する方法に関する。特に、ウィンドゥサイズ
とデータネットワーク上のデータの受け入れレートを適
用しながら制御する方法に関する。
【０００２】
【従来技術の説明】様々な伝送媒体（光ファイバ）を介
して、デジタル形式で広い領域に渡ってテキスト、音
声、ビデオ等の情報を高速で転送する信頼性のあるデー
タネットワークを使用することにより、ネットワークサ
ービス、および、ネットワーク構成／インフラの設計に
大きな変化をもたらしている。様々な特性、および、バ
ンド幅の要件が必要な多くの新たなサービスが、現在考
えられている。このようなデータネットワークの代表例
が、ブロードバンドＩＳＤＮ（Ｂ−ＩＳＤＮ）である。
このＢ−ＩＳＤＮは、双方向、および、放送用のオーデ
ィオ、ビデオ、および、データ通信のような様々な応用
分野を支えている。このＢ−ＩＳＤＮの主要な転送モー
ドは、非同期転送モード（ＡＴＭ）である。このＡＴＭ
は、高バンド幅、低遅延のパケット交換器、および、多
重化技術である。これについては、“IEEEComm. Mag.”
（１９８９年９月）の“Broadband ISDN and Asynchron
ous Transfer Mode”（S.E.Minzer著）の１７〜２４ペ
ージを参照のこと。
して、デジタル形式で広い領域に渡ってテキスト、音
声、ビデオ等の情報を高速で転送する信頼性のあるデー
タネットワークを使用することにより、ネットワークサ
ービス、および、ネットワーク構成／インフラの設計に
大きな変化をもたらしている。様々な特性、および、バ
ンド幅の要件が必要な多くの新たなサービスが、現在考
えられている。このようなデータネットワークの代表例
が、ブロードバンドＩＳＤＮ（Ｂ−ＩＳＤＮ）である。
このＢ−ＩＳＤＮは、双方向、および、放送用のオーデ
ィオ、ビデオ、および、データ通信のような様々な応用
分野を支えている。このＢ−ＩＳＤＮの主要な転送モー
ドは、非同期転送モード（ＡＴＭ）である。このＡＴＭ
は、高バンド幅、低遅延のパケット交換器、および、多
重化技術である。これについては、“IEEEComm. Mag.”
（１９８９年９月）の“Broadband ISDN and Asynchron
ous Transfer Mode”（S.E.Minzer著）の１７〜２４ペ
ージを参照のこと。
【０００３】図１のＡは、高速ネットワーク１００を表
し、このネットワークは、ブロードバンド幅のデータリ
ンク１０８−ｊにより接続された交換ノード１０６−ｉ
を有する。この高速ネットワーク１００への入力は、ユ
ーザ１０１−ｋ、ｋ＝１，２，．．．，ＮＳから発せら
れる。これらの入力は、いかなる形式でもよいが、ユー
ザの端末で固定長のパケット、すなわち、セル（以下、
パケットとセルは同義語として用いる）にフォーマット
化されて、他のユーザ端末へ、あるいは、ゲートウェイ
へ、あるいは、ネットワーク間ノード１１０に送信され
る。このネットワーク間ノードは、他のネットワーク
に、ネットワーク間リンク１１２を介して接続される。
ユーザ１０１−ｋからのデータ入力が、適切な形でない
ときには、交換ノード１０６−ｉは、この入力データを
適当な形にフォーマット化する。ユーザ１０１−ｋの間
の通信（すなわち、ユーザ端末と非ネットワーク位置、
例えば、リンク１１２を介して）は、従来公知の仮想回
路を介して行われる。
し、このネットワークは、ブロードバンド幅のデータリ
ンク１０８−ｊにより接続された交換ノード１０６−ｉ
を有する。この高速ネットワーク１００への入力は、ユ
ーザ１０１−ｋ、ｋ＝１，２，．．．，ＮＳから発せら
れる。これらの入力は、いかなる形式でもよいが、ユー
ザの端末で固定長のパケット、すなわち、セル（以下、
パケットとセルは同義語として用いる）にフォーマット
化されて、他のユーザ端末へ、あるいは、ゲートウェイ
へ、あるいは、ネットワーク間ノード１１０に送信され
る。このネットワーク間ノードは、他のネットワーク
に、ネットワーク間リンク１１２を介して接続される。
ユーザ１０１−ｋからのデータ入力が、適切な形でない
ときには、交換ノード１０６−ｉは、この入力データを
適当な形にフォーマット化する。ユーザ１０１−ｋの間
の通信（すなわち、ユーザ端末と非ネットワーク位置、
例えば、リンク１１２を介して）は、従来公知の仮想回
路を介して行われる。
【０００４】この「ウィンドゥ」を各仮想回路と関連づ
けると、この「ウィンドゥ」は、仮想回路を介して転送
されるセルの総数を意味する。あるネットワークにおい
ては、多数のセルが、発信ノード１０６−１と着信ノー
ド１０６−２との間で転送される。この転送中のセル
は、ノード１０６を介して送信され、すなわち、この転
送中のセルは、仮想回路のパスに沿ってあるノードで一
時的に待機する。かくして、このウィンドゥサイズは、
パケット、すなわち、セルの数であるＫにより、識別さ
れる。その際、ウィンドゥサイズは極めて大きい。
けると、この「ウィンドゥ」は、仮想回路を介して転送
されるセルの総数を意味する。あるネットワークにおい
ては、多数のセルが、発信ノード１０６−１と着信ノー
ド１０６−２との間で転送される。この転送中のセル
は、ノード１０６を介して送信され、すなわち、この転
送中のセルは、仮想回路のパスに沿ってあるノードで一
時的に待機する。かくして、このウィンドゥサイズは、
パケット、すなわち、セルの数であるＫにより、識別さ
れる。その際、ウィンドゥサイズは極めて大きい。
【０００５】ある種のネットワークは、仮想回路の着信
ノードから発信ノードに受領通知信号を送信して、パケ
ットがエラーフリーで受信されたことを通知する。この
ような受領通知信号を用いて、ウィンドゥを前進させ
て、それにより、新たなセル（パケット）を仮想回路内
に受け入れる。逆に、輻輳が下流ノードからのフィード
バック信号により示唆されると、すなわち、エラーが検
知されてネットワーク内のリンク間の再転送が必要とさ
れる場合には、ウィンドゥは縮小する、すなわち、静止
する。このようなエラー、すなわち、輻輳に直面したと
きに、このような「フロー制御」の様々な試みは公知で
ある。
ノードから発信ノードに受領通知信号を送信して、パケ
ットがエラーフリーで受信されたことを通知する。この
ような受領通知信号を用いて、ウィンドゥを前進させ
て、それにより、新たなセル（パケット）を仮想回路内
に受け入れる。逆に、輻輳が下流ノードからのフィード
バック信号により示唆されると、すなわち、エラーが検
知されてネットワーク内のリンク間の再転送が必要とさ
れる場合には、ウィンドゥは縮小する、すなわち、静止
する。このようなエラー、すなわち、輻輳に直面したと
きに、このような「フロー制御」の様々な試みは公知で
ある。
【０００６】前述の待機は、仮想回路に沿った各ノード
に配置したバッファメモリを用いて行うことができる。
このようなバッファメモリは、共有することができ、い
わゆる先着順サービス（first-come-first-service：Ｆ
ＣＦＳ）、あるいは、ラウンドロビン（重み付きラウン
ドロビン）（weighted round-robin：ＷＲＲ）のような
サービスを用いる。このようなランドロビンを用いた場
合には、仮想回路ごとのベースでバッファメモリが提供
される。これらのサービス原理は、何れにしても、利用
可能なノード出力キャパシティ（トランクバンド幅）を
割り当てて、各仮想回路に対し、競合するサービス要件
を満たすようにしている。時に便利な方法としては、デ
ータソースの性質に基づいて、利用可能なバンド幅を割
り当てることである。例えば、比較的短くてバースト的
な入力に対しては、ある種のサービスを割り当て、大き
なファイルを転送するような仮想回路には、別の種類の
サービスを割り当てることである。高速ネットワークに
おいては、大量のデータ流れは、バッファリング割当、
および、非常に高速で行われる制御機能が必要となる。
それ故に、これらの機能を複雑さが最小になるように実
行することが重要である。
に配置したバッファメモリを用いて行うことができる。
このようなバッファメモリは、共有することができ、い
わゆる先着順サービス（first-come-first-service：Ｆ
ＣＦＳ）、あるいは、ラウンドロビン（重み付きラウン
ドロビン）（weighted round-robin：ＷＲＲ）のような
サービスを用いる。このようなランドロビンを用いた場
合には、仮想回路ごとのベースでバッファメモリが提供
される。これらのサービス原理は、何れにしても、利用
可能なノード出力キャパシティ（トランクバンド幅）を
割り当てて、各仮想回路に対し、競合するサービス要件
を満たすようにしている。時に便利な方法としては、デ
ータソースの性質に基づいて、利用可能なバンド幅を割
り当てることである。例えば、比較的短くてバースト的
な入力に対しては、ある種のサービスを割り当て、大き
なファイルを転送するような仮想回路には、別の種類の
サービスを割り当てることである。高速ネットワークに
おいては、大量のデータ流れは、バッファリング割当、
および、非常に高速で行われる制御機能が必要となる。
それ故に、これらの機能を複雑さが最小になるように実
行することが重要である。
【０００７】ある種のデータサービスは、合意ベースの
サービスに基づいている。例えば、サービス提供者とユ
ーザとは、各仮想回路ＶＣ（virtual circuit）は、合
意（約束）した情報レート（Committed Information Ra
te：ＣＩＲ）を有するように合意してもよい。このよう
な場合、仮想回路を介してデータの送信を始めようとす
るユーザは、少なくともその合意情報レートをすぐに受
信する。様々な技術が、サービスの競合する要求を輻輳
が最小になるような方法で処理し、合意した情報速度内
で転送されるデータの喪失を回避するように開発されて
いる。これについては、米国特許第４，７６９，８１０
号と第４，７６９，８１１号を参照のこと。また、輻輳
制御は、米国特許第５，０１４，２６５号とTanenbaum
著“Computer Networks”第２刷（１９８８年Prentice
Hall社刊）の２２３〜２３９ページ、２８７〜２８８ペ
ージ、３０９〜３２２ページを参照のこと。
サービスに基づいている。例えば、サービス提供者とユ
ーザとは、各仮想回路ＶＣ（virtual circuit）は、合
意（約束）した情報レート（Committed Information Ra
te：ＣＩＲ）を有するように合意してもよい。このよう
な場合、仮想回路を介してデータの送信を始めようとす
るユーザは、少なくともその合意情報レートをすぐに受
信する。様々な技術が、サービスの競合する要求を輻輳
が最小になるような方法で処理し、合意した情報速度内
で転送されるデータの喪失を回避するように開発されて
いる。これについては、米国特許第４，７６９，８１０
号と第４，７６９，８１１号を参照のこと。また、輻輳
制御は、米国特許第５，０１４，２６５号とTanenbaum
著“Computer Networks”第２刷（１９８８年Prentice
Hall社刊）の２２３〜２３９ページ、２８７〜２８８ペ
ージ、３０９〜３２２ページを参照のこと。
【０００８】受け入れ制御装置を用いて、各ノードにお
ける仮想回路の総数を制限し、全バンド幅に認められた
仮想回路に対する合意情報レートの和をモニタするのが
よい。これに関しては、“Ed. Final Report of the Co
st 224 Project, Commissionof the European Communit
ies”（１９９２年）の“Performance Evaluation and
Design of Multisecrvice Networks”J. W. Roberts
著、または、“IEEE J.Selected Areas Comm.”（１９
９１年）第９巻の９６８〜９８１ページの“Equivalent
Capacity and Its Application to Bandwidth Allocat
ion in High-Speed Networks”R. GuerinとH. Ahmadiと
M.Naghshinehの共著、または、“IEEE ＩＮＦＡＣＯ
Ｍ’９３”（１９９３年）の２５６〜２６４ページの
“Effective Bandwidth of General Markovian Traffic
Souces and Admission Control of High Speed Networ
ks”A.ElawlidとD.Mitraの共著を参照のこと。好ましい
ことは、必要な総数が、その合意情報レートを超えてい
る場合でも（ただし、一時期に全ての仮想回路に対する
契約条件を満足させながら行われるとして）、ネットワ
ーク制御は、いかなる仮想回路にも「要求されているバ
ンド幅」を提供できなければならないことである。
ける仮想回路の総数を制限し、全バンド幅に認められた
仮想回路に対する合意情報レートの和をモニタするのが
よい。これに関しては、“Ed. Final Report of the Co
st 224 Project, Commissionof the European Communit
ies”（１９９２年）の“Performance Evaluation and
Design of Multisecrvice Networks”J. W. Roberts
著、または、“IEEE J.Selected Areas Comm.”（１９
９１年）第９巻の９６８〜９８１ページの“Equivalent
Capacity and Its Application to Bandwidth Allocat
ion in High-Speed Networks”R. GuerinとH. Ahmadiと
M.Naghshinehの共著、または、“IEEE ＩＮＦＡＣＯ
Ｍ’９３”（１９９３年）の２５６〜２６４ページの
“Effective Bandwidth of General Markovian Traffic
Souces and Admission Control of High Speed Networ
ks”A.ElawlidとD.Mitraの共著を参照のこと。好ましい
ことは、必要な総数が、その合意情報レートを超えてい
る場合でも（ただし、一時期に全ての仮想回路に対する
契約条件を満足させながら行われるとして）、ネットワ
ーク制御は、いかなる仮想回路にも「要求されているバ
ンド幅」を提供できなければならないことである。
【０００９】公平さがフィードバックベースの輻輳制御
の最終目的である。このような公平さとは、いくつかの
側面を有する。その第１は、仮想回路は、必要なときい
つでも、少なくともその合意情報レートで受信できなけ
ればならない。このことは、仮想回路が、停止状態から
立ち上がったときに、このネットワークは、それに直ち
に応答しなければならない。第２の側面としては、仮想
回路は、その合意情報レートを超えたバンド幅を要求す
ることが通常ある、ということである。さらに、多くの
情報源にバースト的性質があると、極めて一般的には、
そのネットワークは、稼働中の仮想回路の合意情報レー
トの和を超えたバンド幅を有することである。このよう
な余分なバンド幅は、合理的な方法、例えば、その合意
情報レートに比例して、要求中の仮想回路に割り当てら
れるのが好ましい。最後の側面としては、このような公
平さは、長期に渡るのみならず、短期間でも維持されな
ければならないことである。「最大努力」サービスで
は、ネットワークは、バンド幅を公平に利用可能にしよ
うとするものであるが、合意情報レートが０にセットさ
れるような、特別なケースである。
の最終目的である。このような公平さとは、いくつかの
側面を有する。その第１は、仮想回路は、必要なときい
つでも、少なくともその合意情報レートで受信できなけ
ればならない。このことは、仮想回路が、停止状態から
立ち上がったときに、このネットワークは、それに直ち
に応答しなければならない。第２の側面としては、仮想
回路は、その合意情報レートを超えたバンド幅を要求す
ることが通常ある、ということである。さらに、多くの
情報源にバースト的性質があると、極めて一般的には、
そのネットワークは、稼働中の仮想回路の合意情報レー
トの和を超えたバンド幅を有することである。このよう
な余分なバンド幅は、合理的な方法、例えば、その合意
情報レートに比例して、要求中の仮想回路に割り当てら
れるのが好ましい。最後の側面としては、このような公
平さは、長期に渡るのみならず、短期間でも維持されな
ければならないことである。「最大努力」サービスで
は、ネットワークは、バンド幅を公平に利用可能にしよ
うとするものであるが、合意情報レートが０にセットさ
れるような、特別なケースである。
【００１０】フィードバックを用いて、新たなデータを
ネットワークに受け入れるレートとウィンドゥサイズと
を調整して、効率的で、公平な方法により、バンド幅に
対する要求に応答することができる。このレートとウィ
ンドゥサイズとは、いくつかの観点から、関連性があ
る。ウィンドゥをベースにした制御においては、自然の
レートがスループットで単位時間あたりのパケットで測
定される。広領域の高速ネットワークにおいては、この
スループットは、実際の動作条件の広範囲に渡って、往
復（round-trip）の伝搬遅延あたりのウィンドゥサイズ
（パケット）に密接に関係している。この単純な関係
は、この２つの量の間を関連づけるものであり、フィー
ドバックに基づいた適用レートの方法は、適用するウィ
ンドゥの方法に１対１に応答するものである。
ネットワークに受け入れるレートとウィンドゥサイズと
を調整して、効率的で、公平な方法により、バンド幅に
対する要求に応答することができる。このレートとウィ
ンドゥサイズとは、いくつかの観点から、関連性があ
る。ウィンドゥをベースにした制御においては、自然の
レートがスループットで単位時間あたりのパケットで測
定される。広領域の高速ネットワークにおいては、この
スループットは、実際の動作条件の広範囲に渡って、往
復（round-trip）の伝搬遅延あたりのウィンドゥサイズ
（パケット）に密接に関係している。この単純な関係
は、この２つの量の間を関連づけるものであり、フィー
ドバックに基づいた適用レートの方法は、適用するウィ
ンドゥの方法に１対１に応答するものである。
【００１１】効率的なバンド幅の利用可能性、および、
ユーザ間の公平さを確保するために、これらの高速広領
域のネットワークのトラフィック管理と輻輳制御は、新
たな展開を迎えている。ネットワークトラフィックの管
理と輻輳制御の有効性を評価するある種の基本問題、す
なわち、条件には以下のものがある。（１）バンド幅を
争奪する仮想回路間の短期、および、長期の挙動の公平
さ（２）遅延フィードバックにより起因するネットワー
ク挙動の大きな振幅発信の影響（３）転送挙動、すなわ
ち、動的環境下における応答性の質（４）異なる仮想回
路にバンド幅を任意に割り当てる能力が必要とされる
（５）長距離パスの仮想回路に差別的であったネットワ
ークの様々な伝搬遅延を処理する（６）ネットワークか
らユーザに保証した契約条件を満足させる（７）パラメ
ータ値に対するネットワーク性能の感受性の観点から、
デザインプロセスの頑強さ、以上がある。これらに関し
ては、“Proc, ＡＣＭ ＳＩＧＣＯＭＭ”（１９８８
年）の３０３〜３１３ページの“A Binary Feedback Sc
heme for Congestion Avoidance in Computer Networks
with a Connectionless Network Layer”K. K. Ramakri
shnanとR. Jainの共著、または、“Proc. ＡＣＭ ＳＩ
ＧＣＯＭＭ”（１９８８年）の３１４〜３２９ページの
“Congestion Avoidance and Control”V. Jacobson
著、を参照のこと。
ユーザ間の公平さを確保するために、これらの高速広領
域のネットワークのトラフィック管理と輻輳制御は、新
たな展開を迎えている。ネットワークトラフィックの管
理と輻輳制御の有効性を評価するある種の基本問題、す
なわち、条件には以下のものがある。（１）バンド幅を
争奪する仮想回路間の短期、および、長期の挙動の公平
さ（２）遅延フィードバックにより起因するネットワー
ク挙動の大きな振幅発信の影響（３）転送挙動、すなわ
ち、動的環境下における応答性の質（４）異なる仮想回
路にバンド幅を任意に割り当てる能力が必要とされる
（５）長距離パスの仮想回路に差別的であったネットワ
ークの様々な伝搬遅延を処理する（６）ネットワークか
らユーザに保証した契約条件を満足させる（７）パラメ
ータ値に対するネットワーク性能の感受性の観点から、
デザインプロセスの頑強さ、以上がある。これらに関し
ては、“Proc, ＡＣＭ ＳＩＧＣＯＭＭ”（１９８８
年）の３０３〜３１３ページの“A Binary Feedback Sc
heme for Congestion Avoidance in Computer Networks
with a Connectionless Network Layer”K. K. Ramakri
shnanとR. Jainの共著、または、“Proc. ＡＣＭ ＳＩ
ＧＣＯＭＭ”（１９８８年）の３１４〜３２９ページの
“Congestion Avoidance and Control”V. Jacobson
著、を参照のこと。
【００１２】ネットワーク上のトラフィックは、様々な
方法で制御することができる。例えば、新たなデータの
ネットワークへの受け入れを制御したり、ウィンドゥサ
イズを制御したりすることである。これに関しては、
“IEEE Comm. Mag.”（１９９１年１０月）の４６〜５
３ページの“Developing a Cohesive Traffic Manageme
nt Strategy for ATM Networks”I. W. HabibとT. N. S
aadawiの共著、および、“IEEE Comm. Mag.”（１９９
１年９月）の６４〜７０ページの“Controlling Conges
tion in B-ISDN/ATM:Issues and Strategies”A. E. Ec
kbergとB. T. DoshiとR. Zoccolilloの共著、および、
“IEEE Comm. Mag.”（１９９１年９月）の５０〜５６
ページの“Variable-Bit-Rate Traffic Control in B-I
SDN”J. W. Roberts著、および、“IEEE Network Ma
g.”（１９９１年７月）の１０〜１６ページの“Conges
tion Control and Prevention in ATM Networks”D. Ho
ngとT. Sudaの共著、を参照のこと。しかし、どのよう
なトラフィック管理、および、輻輳制御のシステムも、
ネットワークの物理的な制限に合わなければならない。
特に、伝送遅延（ネットワークによりサービスされる物
理的条件）に合わなければならない。特に、伝搬遅延
（ネットワークによりサービスされる物理的領域と、こ
のネットワークを伝搬する信号の有限速度の結果とし
て）、高伝送速度（短時間でたくさんの情報を伝送しよ
うとする結果）とは、一体となって、大きな遅延バンド
幅を生み出す。この大きな遅延バンド幅は、ネットワー
クの制御に対し、トラフィックの調整を難しくする。そ
の理由は、（１）いつでも大量のデータがネットワーク
上にある（ネットワークのブロードバンド幅により）
（２）ネットワークの輻輳状態を示すフィードバック信
号は、ネットワークトラフィックを制御するメカニズム
に即座には到達しない（すなわち、伝搬遅延がある）
（３）このフィードバック信号が到達するまでに、さら
に、データが送信状態になってしまうからである。かく
して、ネットワークの状態を表す調整情報は、時代遅れ
となり、この調整情報により行われる制御は、ネットワ
ークの調整には不適当なものとなる。このような不適切
な調整は、ネットワーク上の大量のデータの喪失とな
り、高価で時間のかかる再転送を必要とする。さらに、
このような不適切な調整によるトラフィック制御は、ト
ラフィックフローで好ましくない発振を引き起こす。
方法で制御することができる。例えば、新たなデータの
ネットワークへの受け入れを制御したり、ウィンドゥサ
イズを制御したりすることである。これに関しては、
“IEEE Comm. Mag.”（１９９１年１０月）の４６〜５
３ページの“Developing a Cohesive Traffic Manageme
nt Strategy for ATM Networks”I. W. HabibとT. N. S
aadawiの共著、および、“IEEE Comm. Mag.”（１９９
１年９月）の６４〜７０ページの“Controlling Conges
tion in B-ISDN/ATM:Issues and Strategies”A. E. Ec
kbergとB. T. DoshiとR. Zoccolilloの共著、および、
“IEEE Comm. Mag.”（１９９１年９月）の５０〜５６
ページの“Variable-Bit-Rate Traffic Control in B-I
SDN”J. W. Roberts著、および、“IEEE Network Ma
g.”（１９９１年７月）の１０〜１６ページの“Conges
tion Control and Prevention in ATM Networks”D. Ho
ngとT. Sudaの共著、を参照のこと。しかし、どのよう
なトラフィック管理、および、輻輳制御のシステムも、
ネットワークの物理的な制限に合わなければならない。
特に、伝送遅延（ネットワークによりサービスされる物
理的条件）に合わなければならない。特に、伝搬遅延
（ネットワークによりサービスされる物理的領域と、こ
のネットワークを伝搬する信号の有限速度の結果とし
て）、高伝送速度（短時間でたくさんの情報を伝送しよ
うとする結果）とは、一体となって、大きな遅延バンド
幅を生み出す。この大きな遅延バンド幅は、ネットワー
クの制御に対し、トラフィックの調整を難しくする。そ
の理由は、（１）いつでも大量のデータがネットワーク
上にある（ネットワークのブロードバンド幅により）
（２）ネットワークの輻輳状態を示すフィードバック信
号は、ネットワークトラフィックを制御するメカニズム
に即座には到達しない（すなわち、伝搬遅延がある）
（３）このフィードバック信号が到達するまでに、さら
に、データが送信状態になってしまうからである。かく
して、ネットワークの状態を表す調整情報は、時代遅れ
となり、この調整情報により行われる制御は、ネットワ
ークの調整には不適当なものとなる。このような不適切
な調整は、ネットワーク上の大量のデータの喪失とな
り、高価で時間のかかる再転送を必要とする。さらに、
このような不適切な調整によるトラフィック制御は、ト
ラフィックフローで好ましくない発振を引き起こす。
【００１３】ネットワークトラフィックの管理用の既存
のアルゴリズムは、パケットごとの適用化と正確な算術
的フィードバック、および、絶対的フィードバックに基
づいている。これに関しては、“Proc. ACM SIGCOMM”
（１９９０年）の３０〜４０ページの“Dynamic Adapti
ve Windows for High Speed Data Networks:Theory and
Simulations”D. MitraとJ. B. seeryの共著、およ
び、“Computer Networksand ISDN Systems”第２５巻
（１９９３年）の６６３〜６７９ページの“Dynamic Ad
aptive Windows for High Spped Data Networks with M
ultiple Paths andPropagation Delays”D. MitraとJ.
B. Seeryの共著、および、“Proc. ACM SIGCOMM”（１
９９１年）の１５９〜１６９ページの“Analysis of Dy
namic Congestion Control Protocols - A Fokker - Pl
anck Approximation”A. MukherjeeとJ. C. Strikwerda
の共著、および、“Performance Evaluation”第１６巻
（１９９２年）の６７〜８４ページの“Analysis of Ra
te-Based Feedback ControlStrategy for Long Haul Da
ta Transport”K. W. FendickとM. A. RodriguesとA. W
eissの共著、を参照のこと。
のアルゴリズムは、パケットごとの適用化と正確な算術
的フィードバック、および、絶対的フィードバックに基
づいている。これに関しては、“Proc. ACM SIGCOMM”
（１９９０年）の３０〜４０ページの“Dynamic Adapti
ve Windows for High Speed Data Networks:Theory and
Simulations”D. MitraとJ. B. seeryの共著、およ
び、“Computer Networksand ISDN Systems”第２５巻
（１９９３年）の６６３〜６７９ページの“Dynamic Ad
aptive Windows for High Spped Data Networks with M
ultiple Paths andPropagation Delays”D. MitraとJ.
B. Seeryの共著、および、“Proc. ACM SIGCOMM”（１
９９１年）の１５９〜１６９ページの“Analysis of Dy
namic Congestion Control Protocols - A Fokker - Pl
anck Approximation”A. MukherjeeとJ. C. Strikwerda
の共著、および、“Performance Evaluation”第１６巻
（１９９２年）の６７〜８４ページの“Analysis of Ra
te-Based Feedback ControlStrategy for Long Haul Da
ta Transport”K. W. FendickとM. A. RodriguesとA. W
eissの共著、を参照のこと。
【００１４】しかし、他の方法を探索する必要性が出て
きた。それは、Ｂ−ＩＳＤＮ用の非同期転送モード（Ａ
ＴＭ）の交換フォーマットのような、前進方向と後退方
向の明白な輻輳表示に対する単一ビットの利用可能性で
ある。この応答時間をベースにしたアルゴリズムは、１
ビットのフィードバックにより修正されて、先着順サー
ビス原理を用いて展開されるが、仮想回路間のバンド幅
割当の公平さの観点からは、不満足なものである。余分
なバンド幅は、短期、または、長期の何れにおいても、
稼働中の仮想回路に公平には割り当てられていない。ま
た、一般的に、大きなバンド幅が割り当てられた既存の
仮想回路が存在する局面での立ち上がり中の仮想回路
は、正当な割当を受けるのが困難である。これに関して
は、“Proc. ACM SIGOMM”（１９９１年）の１５９〜１
６９ページの“Analysis of Dynamic Congestion Contr
ol Protocols - A Fokker - Planck Approximation”A.
MukherjeeとJ. C. Strikwerdaの共著、を参照のこと。
いかなる形態の不公平さも受け入れられるものではな
く、また、デザインパラメータをいじくっても直るもの
でもなく、このことは、基本的には、次の３つの特徴点
の組み合わせが原因している。すなわち、この３つの特
徴点とは、パケットごとの適用化と、１ビットの明白な
フィードバックと、先着順サービス原理、である。
きた。それは、Ｂ−ＩＳＤＮ用の非同期転送モード（Ａ
ＴＭ）の交換フォーマットのような、前進方向と後退方
向の明白な輻輳表示に対する単一ビットの利用可能性で
ある。この応答時間をベースにしたアルゴリズムは、１
ビットのフィードバックにより修正されて、先着順サー
ビス原理を用いて展開されるが、仮想回路間のバンド幅
割当の公平さの観点からは、不満足なものである。余分
なバンド幅は、短期、または、長期の何れにおいても、
稼働中の仮想回路に公平には割り当てられていない。ま
た、一般的に、大きなバンド幅が割り当てられた既存の
仮想回路が存在する局面での立ち上がり中の仮想回路
は、正当な割当を受けるのが困難である。これに関して
は、“Proc. ACM SIGOMM”（１９９１年）の１５９〜１
６９ページの“Analysis of Dynamic Congestion Contr
ol Protocols - A Fokker - Planck Approximation”A.
MukherjeeとJ. C. Strikwerdaの共著、を参照のこと。
いかなる形態の不公平さも受け入れられるものではな
く、また、デザインパラメータをいじくっても直るもの
でもなく、このことは、基本的には、次の３つの特徴点
の組み合わせが原因している。すなわち、この３つの特
徴点とは、パケットごとの適用化と、１ビットの明白な
フィードバックと、先着順サービス原理、である。
【００１５】公平さは、サービス原理を先着順サービス
（ＦＣＦＳ）から重み付きラウンドロビン（ＷＲＲ）に
変更することにより改善される。この組み合わせは、全
ての仮想回路には公平で、他の観点、特に、トラフィッ
ク条件を変更することに対する応答性では、好ましい性
能を発揮する。この大部分は、パケットごとの適用化か
ら得られるもので、このパケットごとの適用化は、スル
ープットが高いときには、急速な適用化が可能である。
しかし、この特徴点は、先着順サービス原理と組み合わ
せて用いたときには、信頼性である。“J. Internetwor
king Res. Experience”（１９９０年）の３〜２６ペー
ジの“Analysis and Simulation of a Queueing Algori
thm”A. DemersとS. KeshavとS. Shenkerの共著、およ
び、“Proc. ACM SIGCOMM”（１９９０年）の１９〜２
９ページの“Virtual Clock:A NewTraffic Control Alg
orithm for Packet Switching Network”L. Zhang著、
の文献は、フィードバックがないフレームワークの場合
でも、サービス原理の役割に付いて説明している。
（ＦＣＦＳ）から重み付きラウンドロビン（ＷＲＲ）に
変更することにより改善される。この組み合わせは、全
ての仮想回路には公平で、他の観点、特に、トラフィッ
ク条件を変更することに対する応答性では、好ましい性
能を発揮する。この大部分は、パケットごとの適用化か
ら得られるもので、このパケットごとの適用化は、スル
ープットが高いときには、急速な適用化が可能である。
しかし、この特徴点は、先着順サービス原理と組み合わ
せて用いたときには、信頼性である。“J. Internetwor
king Res. Experience”（１９９０年）の３〜２６ペー
ジの“Analysis and Simulation of a Queueing Algori
thm”A. DemersとS. KeshavとS. Shenkerの共著、およ
び、“Proc. ACM SIGCOMM”（１９９０年）の１９〜２
９ページの“Virtual Clock:A NewTraffic Control Alg
orithm for Packet Switching Network”L. Zhang著、
の文献は、フィードバックがないフレームワークの場合
でも、サービス原理の役割に付いて説明している。
【００１６】この先着順サービス原理は、重要な利点が
ある。その第１は、メモリはより効率的に共有され、従
って、小さなバッファメモリでも、充分間に合う点であ
る。第２に、それを実現する構成は、安く、かつ、単純
である点である。それ故に、先着順サービス原理を用い
た輻輳制御の方法が必要とされており、さらに、周期的
で、かつ、あまり頻繁でなく、レートとウィンドゥを適
合化することにより、処理能力の要件は減じられる。
ある。その第１は、メモリはより効率的に共有され、従
って、小さなバッファメモリでも、充分間に合う点であ
る。第２に、それを実現する構成は、安く、かつ、単純
である点である。それ故に、先着順サービス原理を用い
た輻輳制御の方法が必要とされており、さらに、周期的
で、かつ、あまり頻繁でなく、レートとウィンドゥを適
合化することにより、処理能力の要件は減じられる。
【００１７】この重み付けラウンドロビン（ＷＲＲ）原
理は、実現するのがより困難で高価である。にもかかわ
らず、ある種の応用における仮想回路の選択には、この
原理がよい場合がある。これらの応用は、バンド幅と遅
延の観点から、補償付きの高グレードのサービスが必要
な場合である。ＷＲＲ原理により行われるネットワーク
の残りの部分から切り放されることにより、このような
補償付きの高性能が可能となる。好ましいことは、将
来、高速のネットワークは、先着順サービス（ＦＣＦ
Ｓ）と、重み付きランドロビン（ＷＲＲ）の原理の両方
を用いて、補償付きのハイレベルのサービスを必要とす
る仮想回路には、ＷＲＲ方式を、バッファとバンド幅を
共有するような他の仮想回路に対しては、先着順サービ
ス原理を用いるのがよい。これについては、“Proc. SI
GCOMM '92”（１９９２年）の１４〜２６ページの“Sup
porting Real-Time Applications in an Integrated Se
rvicePacket Network:architecture and Mechanism”D.
D. ClarkとS. ShankerとL.Zhangの共著、を参照のこ
と。
理は、実現するのがより困難で高価である。にもかかわ
らず、ある種の応用における仮想回路の選択には、この
原理がよい場合がある。これらの応用は、バンド幅と遅
延の観点から、補償付きの高グレードのサービスが必要
な場合である。ＷＲＲ原理により行われるネットワーク
の残りの部分から切り放されることにより、このような
補償付きの高性能が可能となる。好ましいことは、将
来、高速のネットワークは、先着順サービス（ＦＣＦ
Ｓ）と、重み付きランドロビン（ＷＲＲ）の原理の両方
を用いて、補償付きのハイレベルのサービスを必要とす
る仮想回路には、ＷＲＲ方式を、バッファとバンド幅を
共有するような他の仮想回路に対しては、先着順サービ
ス原理を用いるのがよい。これについては、“Proc. SI
GCOMM '92”（１９９２年）の１４〜２６ページの“Sup
porting Real-Time Applications in an Integrated Se
rvicePacket Network:architecture and Mechanism”D.
D. ClarkとS. ShankerとL.Zhangの共著、を参照のこ
と。
【００１８】
【発明が解決しようとする課題】従って、本発明の目的
は、端末間の伝搬遅延が、比較的大きいネットワークに
特に適したウィンドゥとレートを、適用型に制御する方
法を提供することである。
は、端末間の伝搬遅延が、比較的大きいネットワークに
特に適したウィンドゥとレートを、適用型に制御する方
法を提供することである。
【００１９】
【課題を解決するための手段】本発明の方法は、仮想回
路が稼働中はいつでも、少なくとも合意情報レートを提
供するようなネットワーク環境下における仮想回路で用
いられ、公平さをベースにして、要求により、さらに追
加のバンド幅を利用可能にするものである。本発明の一
実施例は、（ｉ）周期性を利用している。すなわち、時
間はスロット化され、遠隔地の交換器は、各時間スロッ
トごとに最大１回のフィードバックを提供し、その間隔
は、往復伝搬遅延の一部から、その何倍にも変化でき
る。（ｉｉ）単一ビット（例えば、既存のＡＴＭ、およ
び、フレームリレー標準内で用いられる）の形態でフィ
ードバックを用いていることである。このフィードバッ
クは、その瞬間の待ちの長さが、しきい値以上である
か、以下であるかを表す。（ｉｉｉ）先着順サービス
（First-Come-First Service）原理を用いることであ
る。（ｉｖ）ゲイン信号のダンピングと、システム的な
ダンピングと制御を用いる点である。先着順サービスに
用いられるウィンドゥとレートを、フィードバックベー
スで適用しながら制御する方法は、ＷＲＲ原理がもっぱ
ら用いられているような場合、あるいは、先着順サービ
ス（ＦＣＦＳ）とＷＲＲの組み合わせが用いられている
ような他のネットワークにおいても使用される。
路が稼働中はいつでも、少なくとも合意情報レートを提
供するようなネットワーク環境下における仮想回路で用
いられ、公平さをベースにして、要求により、さらに追
加のバンド幅を利用可能にするものである。本発明の一
実施例は、（ｉ）周期性を利用している。すなわち、時
間はスロット化され、遠隔地の交換器は、各時間スロッ
トごとに最大１回のフィードバックを提供し、その間隔
は、往復伝搬遅延の一部から、その何倍にも変化でき
る。（ｉｉ）単一ビット（例えば、既存のＡＴＭ、およ
び、フレームリレー標準内で用いられる）の形態でフィ
ードバックを用いていることである。このフィードバッ
クは、その瞬間の待ちの長さが、しきい値以上である
か、以下であるかを表す。（ｉｉｉ）先着順サービス
（First-Come-First Service）原理を用いることであ
る。（ｉｖ）ゲイン信号のダンピングと、システム的な
ダンピングと制御を用いる点である。先着順サービスに
用いられるウィンドゥとレートを、フィードバックベー
スで適用しながら制御する方法は、ＷＲＲ原理がもっぱ
ら用いられているような場合、あるいは、先着順サービ
ス（ＦＣＦＳ）とＷＲＲの組み合わせが用いられている
ような他のネットワークにおいても使用される。
【００２０】この方法の分析的なフローのモデルは、こ
の方法のパラメータを選択し、輻輳制御方法の有効性を
評価するために用いられる。
の方法のパラメータを選択し、輻輳制御方法の有効性を
評価するために用いられる。
【００２１】
【実施例】Ｉ．概説図１のＢは、図１のＡに示されたシ
ステムに用いられるセル（パケット）のフォーマット１
４０を表し、ここに示されたフォーマットは、データ部
分１４１とヘッダ部分１４２とを有する。このヘッダ部
分、すなわち、コントロール部分は、アドレス情報と制
御情報とを有し、さらに、輻輳制御フィールド１４３を
有する。この輻輳制御フィールド１４３は、セルが通過
する際に、輻輳に遭遇するノードの所定の条件（例１）
にセットされた単一のビットのみを有する。セルが、仮
想回路の端部に到着したときに、その輻輳制御フィール
ド１４３が輻輳を示すように変更されていない場合に
は、受信側ユーザはその輻輳制御フィールド１４３を調
べ、通常、この仮想回路を通過したセルは、輻輳には遭
遇していないと結論づける。その後、適当なフィードバ
ック信号が、発信側ユーザに送られる。別法として、仮
想回路内のその直前のノードが、この輻輳制御フィール
ド１４３が所定の条件にセットされずに受信されたセル
は、仮想回路を通過中に、輻輳には遭遇していないと結
論づけることもできる。従って、仮想回路のパス内で輻
輳に遭遇した最初のノードは、適当な信号を発信側ユー
ザに送信する。
ステムに用いられるセル（パケット）のフォーマット１
４０を表し、ここに示されたフォーマットは、データ部
分１４１とヘッダ部分１４２とを有する。このヘッダ部
分、すなわち、コントロール部分は、アドレス情報と制
御情報とを有し、さらに、輻輳制御フィールド１４３を
有する。この輻輳制御フィールド１４３は、セルが通過
する際に、輻輳に遭遇するノードの所定の条件（例１）
にセットされた単一のビットのみを有する。セルが、仮
想回路の端部に到着したときに、その輻輳制御フィール
ド１４３が輻輳を示すように変更されていない場合に
は、受信側ユーザはその輻輳制御フィールド１４３を調
べ、通常、この仮想回路を通過したセルは、輻輳には遭
遇していないと結論づける。その後、適当なフィードバ
ック信号が、発信側ユーザに送られる。別法として、仮
想回路内のその直前のノードが、この輻輳制御フィール
ド１４３が所定の条件にセットされずに受信されたセル
は、仮想回路を通過中に、輻輳には遭遇していないと結
論づけることもできる。従って、仮想回路のパス内で輻
輳に遭遇した最初のノードは、適当な信号を発信側ユー
ザに送信する。
【００２２】図１のＣにおいて、１５８−ｉと１５６−
ｉ、ｉ＝１，２，．．．，Ｍは、図１のＡのネットワー
ク内の各ノード、１０６−ｉにおいて、バッファ機能を
表し、１５６−ｉは、サーバ機能を表す。このｉ番目の
サーバは、μiのレート（例えば、送信能力）を有す
る。１６０は、ｉ番目のノードと、（ｉ＋１）番面のノ
ードの間の仮想回路の前進方向の伝搬遅延Ｄfi、ｉ＝
１，．．．Ｍ−１を表す。１７０は、Ｍ番目のノードか
ら第１のノードへ戻る送信用の伝搬遅延Ｄbを表す。フ
ィードバックとそれに対応するフィードバック遅延は、
仮想回路内の最後のノードと最初のノード以外のノード
間で用いられる。図示されたウィンドゥは、Ｋの値を有
するものとする。
ｉ、ｉ＝１，２，．．．，Ｍは、図１のＡのネットワー
ク内の各ノード、１０６−ｉにおいて、バッファ機能を
表し、１５６−ｉは、サーバ機能を表す。このｉ番目の
サーバは、μiのレート（例えば、送信能力）を有す
る。１６０は、ｉ番目のノードと、（ｉ＋１）番面のノ
ードの間の仮想回路の前進方向の伝搬遅延Ｄfi、ｉ＝
１，．．．Ｍ−１を表す。１７０は、Ｍ番目のノードか
ら第１のノードへ戻る送信用の伝搬遅延Ｄbを表す。フ
ィードバックとそれに対応するフィードバック遅延は、
仮想回路内の最後のノードと最初のノード以外のノード
間で用いられる。図示されたウィンドゥは、Ｋの値を有
するものとする。
【００２３】点線１７１、１７２は、仮想回路が通過す
るノード（例、ノード２）を出るような、あるいは、入
ってくる仮想回路トラフィックを表す。あるノードに入
るこのような他のトラフィックは、他の仮想回路におけ
るトラフィックと、そのノードで利用可能な資源を争奪
する。あるノードにあらわれる前に、そこを出ていくト
ラフィックは、そのノードにおける資源の獲得のため
に、競争はせずに、その最終目的地に到達する前に、そ
の仮想回路に沿ったノードで資源を争奪することもあ
る。
るノード（例、ノード２）を出るような、あるいは、入
ってくる仮想回路トラフィックを表す。あるノードに入
るこのような他のトラフィックは、他の仮想回路におけ
るトラフィックと、そのノードで利用可能な資源を争奪
する。あるノードにあらわれる前に、そこを出ていくト
ラフィックは、そのノードにおける資源の獲得のため
に、競争はせずに、その最終目的地に到達する前に、そ
の仮想回路に沿ったノードで資源を争奪することもあ
る。
【００２４】図２において、複数の仮想回路、ＶＣj、
ｊ＝１，．．．，Ｃは、それぞれのソースＳjから発信
し、それぞれ、往復遅延τjを有し、これらは、前進方
向パスと後退方向パスの間で等しく分割される状態が示
されて、単一のスイッチ、すなわち、ノード２０４にの
み接続される。一般的に、ネットワークは、複数のノー
ド２０４を有する。この交換器ノード２０４は、仮想回
路から到達する待機中のセル用の共有バッファ２０６を
有し、サービス機能（バンド幅割当）は、サーバ２０８
によって実行される。仮想回路に対する様々な伝搬遅延
は、ソース２０２Ｓ1、Ｓ2，．．．，Ｓcが様々な地理
的な場所に配置されるような一般的な場合を表してい
る。図２において、λとＱTは、それぞれ、ノード２０
４におけるサービスレートと、待ちしきい値を表してい
る。ここでは、パケットサイズは一定と仮定する。
ｊ＝１，．．．，Ｃは、それぞれのソースＳjから発信
し、それぞれ、往復遅延τjを有し、これらは、前進方
向パスと後退方向パスの間で等しく分割される状態が示
されて、単一のスイッチ、すなわち、ノード２０４にの
み接続される。一般的に、ネットワークは、複数のノー
ド２０４を有する。この交換器ノード２０４は、仮想回
路から到達する待機中のセル用の共有バッファ２０６を
有し、サービス機能（バンド幅割当）は、サーバ２０８
によって実行される。仮想回路に対する様々な伝搬遅延
は、ソース２０２Ｓ1、Ｓ2，．．．，Ｓcが様々な地理
的な場所に配置されるような一般的な場合を表してい
る。図２において、λとＱTは、それぞれ、ノード２０
４におけるサービスレートと、待ちしきい値を表してい
る。ここでは、パケットサイズは一定と仮定する。
【００２５】次に、上記の高速データネットワーク用の
輻輳制御の詳細を示す。まず、本発明の方法は、ＦＣＦ
Ｓ原理と、明白な周期的フィードバックとを用いて説明
する。このフィードバック信号は、セルごとのベースで
は提供されずに、例えば、図２のノード２０４からソー
スＳiに周期的に戻すようにして行われる。この周期的
フィードバックを用いると、計算の複雑さとデータフロ
ーを減少させることができる。これらのフィードバック
をベースにした適用型のアルゴリズムを図９のＷＲＲサ
ービス原理を用いたネットワークに、そして、図１０の
ＦＣＦＳサービスとＷＲＲサービスの両方を統合したネ
ットワークについて用いる。
輻輳制御の詳細を示す。まず、本発明の方法は、ＦＣＦ
Ｓ原理と、明白な周期的フィードバックとを用いて説明
する。このフィードバック信号は、セルごとのベースで
は提供されずに、例えば、図２のノード２０４からソー
スＳiに周期的に戻すようにして行われる。この周期的
フィードバックを用いると、計算の複雑さとデータフロ
ーを減少させることができる。これらのフィードバック
をベースにした適用型のアルゴリズムを図９のＷＲＲサ
ービス原理を用いたネットワークに、そして、図１０の
ＦＣＦＳサービスとＷＲＲサービスの両方を統合したネ
ットワークについて用いる。
【００２６】このフィードバックは明白である。その意
味するところはは、図２の交換器２０４は、輻輳フィー
ルドに含まれる情報を正確に生成し、そして、このネッ
トワークプロトコールは、このソースＳjに対し不可避
の伝搬遅延後、この情報を受信するよう構成する、とい
う意味である。この周期性とＦＣＦＳ特徴により、低コ
ストでネットワークの構成が実現でき、特に、周期性
は、プロセッサのコストがより安くなる。しかし、長
期、および、短期の両方に渡って、公平さを有するよう
な性能は、ダンピング値γに関連するダンピングを新た
に用いることによって得られる。適切に選択されたゲイ
ンパラメータａを用いることにより、ダイナミックレン
ジの減少傾向、および、緩慢な変位動作を有効に抑制す
ることができる。
味するところはは、図２の交換器２０４は、輻輳フィー
ルドに含まれる情報を正確に生成し、そして、このネッ
トワークプロトコールは、このソースＳjに対し不可避
の伝搬遅延後、この情報を受信するよう構成する、とい
う意味である。この周期性とＦＣＦＳ特徴により、低コ
ストでネットワークの構成が実現でき、特に、周期性
は、プロセッサのコストがより安くなる。しかし、長
期、および、短期の両方に渡って、公平さを有するよう
な性能は、ダンピング値γに関連するダンピングを新た
に用いることによって得られる。適切に選択されたゲイ
ンパラメータａを用いることにより、ダイナミックレン
ジの減少傾向、および、緩慢な変位動作を有効に抑制す
ることができる。
【００２７】次のセクションＩＩでは、基本的で周期的
な１ビットフィードバックの適用型の方法と、ＦＣＦＳ
サービス原理と一緒に用いた様々な精巧さを説明する。
次に、セクションＩＩＩでは、ＷＲＲ原理と共に使用さ
れる周期的１ビット適用型の方法と、ＦＣＦＳとＷＲＲ
原理とを組み合わせた方法について説明する。セクショ
ンＩＶでは、これらの方法を解析して得られた結果を説
明する。特に、解析的な流体モデルをネットワークの伝
搬遅延を反映する２つの一時オーダーで結合された遅延
作動方程式を用いて説明する。これらのモデルを用いた
解析結果により、この２つの動作領域（未飽和領域と可
飽和領域）において用いられる方法のパラメータの選択
ができる。これらの動作領域は、ａ／γの比率で決定さ
れる。定状状態においては、この未飽和領域は、未使用
のキャパシティと発振の無いフローとからのバッファと
を与える。可飽和領域においては、全てのバンド幅が使
用され、フローと待ちの両方とも、それぞれ、λ周囲の
発振としきい値とを表す。許容可能な適用性と、遷移動
作は、飽和領域で動作することにより達成される。しか
し、ネットワークが動作する領域に関わらず、各仮想回
路は、公平に処理され、例えば、いつでもその合意情報
レートで送信でき、現在利用可能な過剰バンド幅を等し
く共有するようアクセスできる。さらに、任意の初期条
件からの平衡は、ダンピング定数γに比例した指数関数
的に高速となる。
な１ビットフィードバックの適用型の方法と、ＦＣＦＳ
サービス原理と一緒に用いた様々な精巧さを説明する。
次に、セクションＩＩＩでは、ＷＲＲ原理と共に使用さ
れる周期的１ビット適用型の方法と、ＦＣＦＳとＷＲＲ
原理とを組み合わせた方法について説明する。セクショ
ンＩＶでは、これらの方法を解析して得られた結果を説
明する。特に、解析的な流体モデルをネットワークの伝
搬遅延を反映する２つの一時オーダーで結合された遅延
作動方程式を用いて説明する。これらのモデルを用いた
解析結果により、この２つの動作領域（未飽和領域と可
飽和領域）において用いられる方法のパラメータの選択
ができる。これらの動作領域は、ａ／γの比率で決定さ
れる。定状状態においては、この未飽和領域は、未使用
のキャパシティと発振の無いフローとからのバッファと
を与える。可飽和領域においては、全てのバンド幅が使
用され、フローと待ちの両方とも、それぞれ、λ周囲の
発振としきい値とを表す。許容可能な適用性と、遷移動
作は、飽和領域で動作することにより達成される。しか
し、ネットワークが動作する領域に関わらず、各仮想回
路は、公平に処理され、例えば、いつでもその合意情報
レートで送信でき、現在利用可能な過剰バンド幅を等し
く共有するようアクセスできる。さらに、任意の初期条
件からの平衡は、ダンピング定数γに比例した指数関数
的に高速となる。
【００２８】ＩＩ．データネットワークにおけるウィン
ドゥとレートの適用型制御方法このセクションでは、Ｆ
ＣＦＳで用いられ、図２のソースＳjのウィンドゥサイ
ズとデータ速度を制御する方法を説明する。以下の説明
は、ＷＲＲ原理を用いた方法と、ＷＲＲ原理とＦＣＦＳ
原理とを組み合わせた方法について説明する。
ドゥとレートの適用型制御方法このセクションでは、Ｆ
ＣＦＳで用いられ、図２のソースＳjのウィンドゥサイ
ズとデータ速度を制御する方法を説明する。以下の説明
は、ＷＲＲ原理を用いた方法と、ＷＲＲ原理とＦＣＦＳ
原理とを組み合わせた方法について説明する。
【００２９】図２の高速ネットワークにおいては、時間
は、スロット化される。すなわち、時間は、長さΔの時
間間隔に分割される。このΔの値は、システムの処理能
力に依存して、一般的な往復セル伝搬仮想回路遅延の
０．１〜１０倍の範囲である。このΔの選択は、フレキ
シブルで、ネットワークの性能は、このΔの値の広範囲
に渡って安定である。さらに、タイムスロットΔは、仮
想回路ごとに異なってもよい。この方法においては、遠
隔地の交換器（ノード２０４）は、この交換器２０４を
通過する仮想回路の全てのソースに、各スロットごとに
輻輳の状態を表す１ビットメッセージを送信する。この
実施例においては、この動作はいくぶん異なり、より経
済的に行われる。すなわち、この交換器は、各タイムス
ロットごとにパケットの第１出発時に送信する。かくし
て、アイドル期間の間、このスイッチは、数スロットに
渡って送信しないこともある。このソースは、交換器の
バッファコンテントが、しきい値以下であると主張する
ことにより、このアイドル期間の間、明白な輻輳指示の
欠如を補償する。
は、スロット化される。すなわち、時間は、長さΔの時
間間隔に分割される。このΔの値は、システムの処理能
力に依存して、一般的な往復セル伝搬仮想回路遅延の
０．１〜１０倍の範囲である。このΔの選択は、フレキ
シブルで、ネットワークの性能は、このΔの値の広範囲
に渡って安定である。さらに、タイムスロットΔは、仮
想回路ごとに異なってもよい。この方法においては、遠
隔地の交換器（ノード２０４）は、この交換器２０４を
通過する仮想回路の全てのソースに、各スロットごとに
輻輳の状態を表す１ビットメッセージを送信する。この
実施例においては、この動作はいくぶん異なり、より経
済的に行われる。すなわち、この交換器は、各タイムス
ロットごとにパケットの第１出発時に送信する。かくし
て、アイドル期間の間、このスイッチは、数スロットに
渡って送信しないこともある。このソースは、交換器の
バッファコンテントが、しきい値以下であると主張する
ことにより、このアイドル期間の間、明白な輻輳指示の
欠如を補償する。
【００３０】ここで、Ｋj,IをＩ番目のスロット、すな
わち、時間間隔（Ｉ−１Δ、ＩΔ）の間における仮想回
路ＶＣj（ｊ＝１，２，．．．，Ｃ）に対する理想的ウ
ィンドゥと定義する。本明細書においては、「理想的」
とは、必ずしも絶対的な意味において、最適なウィンド
ゥサイズを意味せず、計算された、すなわち、目標とさ
れたウィンドゥサイズを意味する、とする。以下の適合
化は、各タイムスロットごとに、最大１回、ソースによ
って、そのタイムスロット内の１ビットのフィードバッ
クメッセージを最初に受信したときに実行される。
わち、時間間隔（Ｉ−１Δ、ＩΔ）の間における仮想回
路ＶＣj（ｊ＝１，２，．．．，Ｃ）に対する理想的ウ
ィンドゥと定義する。本明細書においては、「理想的」
とは、必ずしも絶対的な意味において、最適なウィンド
ゥサイズを意味せず、計算された、すなわち、目標とさ
れたウィンドゥサイズを意味する、とする。以下の適合
化は、各タイムスロットごとに、最大１回、ソースによ
って、そのタイムスロット内の１ビットのフィードバッ
クメッセージを最初に受信したときに実行される。
【００３１】
【数１】ここでＢIε｛−１、１｝（ＢIは、１か−１か
のしずれかと言う意味である）は、Ｉ番目のスロットに
おいて、ソースから受信された交換器からの１ビットメ
ッセージである。ＢI＝１は、メッセージの送信が開始
された時点で、交換器におけるバッファコンテントが、
しきい値ＱTを超えたときで、それ以外の場合はＢI＝−
１である。フィードバックビットＢIは、異なる時間に
全てのソースにより受信される。式（２．１）におい
て、ｄ（Ｉ）は、交換器が最後にフィードバック信号を
送信したときからのタイムスロットの数である。一般的
には、ｄ（Ｉ）＝１である。ａjは、仮想回路ＶＣjに対
するゲインで、γjはダンピング定数である。より一般
的には、前のｌ個の理想的ウィンドゥを用いた。理想的
ウィンドゥ（とレート）と、前のｌ´個の１ビットメッ
セージとを競争させることができる。これは、より応答
性が良くなるが、パラメータをセットする処理コストと
設計コストは、はるかに大きくなり、それ故に、ある種
の応用には適用できない。従って、好ましい実施例にお
いては、前の理想的ウィンドゥサイズのみと、最後に受
信した１ビットメッセージとを用いる。
のしずれかと言う意味である）は、Ｉ番目のスロットに
おいて、ソースから受信された交換器からの１ビットメ
ッセージである。ＢI＝１は、メッセージの送信が開始
された時点で、交換器におけるバッファコンテントが、
しきい値ＱTを超えたときで、それ以外の場合はＢI＝−
１である。フィードバックビットＢIは、異なる時間に
全てのソースにより受信される。式（２．１）におい
て、ｄ（Ｉ）は、交換器が最後にフィードバック信号を
送信したときからのタイムスロットの数である。一般的
には、ｄ（Ｉ）＝１である。ａjは、仮想回路ＶＣjに対
するゲインで、γjはダンピング定数である。より一般
的には、前のｌ個の理想的ウィンドゥを用いた。理想的
ウィンドゥ（とレート）と、前のｌ´個の１ビットメッ
セージとを競争させることができる。これは、より応答
性が良くなるが、パラメータをセットする処理コストと
設計コストは、はるかに大きくなり、それ故に、ある種
の応用には適用できない。従って、好ましい実施例にお
いては、前の理想的ウィンドゥサイズのみと、最後に受
信した１ビットメッセージとを用いる。
【００３２】ＶＣがターンオンしたときの式（２．１）
における理想的ウィンドゥの値は、短期にこのＶＣがど
の程度のバンド幅を受信するかを決定するのに影響す
る。様々な実施例において、この初期値を適切に選択す
るために、ＶＣのＣＩＲ（合意情報レート）の情報と、
他のネットワークパラメータを用いて決定しようとして
いる。
における理想的ウィンドゥの値は、短期にこのＶＣがど
の程度のバンド幅を受信するかを決定するのに影響す
る。様々な実施例において、この初期値を適切に選択す
るために、ＶＣのＣＩＲ（合意情報レート）の情報と、
他のネットワークパラメータを用いて決定しようとして
いる。
【００３３】一定ゲインａにたいして、式（２．１）の
異なる２つの形式が、ダンピング定数γj＝０と１＞γj
＞０の場合に対し得られる。γj＞０の時には、理想的
ウィンドゥ挙動の過去の披瀝に対し、重み付けを少なく
し、最近時のフィードバック信号に対して、より多くの
重み付けをすることによって計算できる。重み係数をこ
のようにシフトすることにより、システムは、遠い過去
からより簡単に離れ（忘れ）、仮想回路ＶＣに新たに同
調するように実際には補助して、バンド幅のそれらのシ
ェアを確保する。より一般的には、ゲインが変化する
と、ａ／γの比率は、過去の披瀝（歴史）と近時のフィ
ードバックに対し、相対的な重み付けを決定する。２つ
のＶＣの場合に対するこれらの変数の一般的な値（図５
を参照）は、γ1＝γ2＝０．００２５、ＱT＝１２、λ
＝２６４、τ＝１．０である。３個以上のＶＣが含まれ
る場合、および、特定のユーザの要求、あるいは、ネッ
トワークの条件が支配するときには、これらの量に対し
ては、他の特定の値が有効であることは、等業者には明
らかである。一般的に有効なのは、ａ／γが、λに等し
い場合である。
異なる２つの形式が、ダンピング定数γj＝０と１＞γj
＞０の場合に対し得られる。γj＞０の時には、理想的
ウィンドゥ挙動の過去の披瀝に対し、重み付けを少なく
し、最近時のフィードバック信号に対して、より多くの
重み付けをすることによって計算できる。重み係数をこ
のようにシフトすることにより、システムは、遠い過去
からより簡単に離れ（忘れ）、仮想回路ＶＣに新たに同
調するように実際には補助して、バンド幅のそれらのシ
ェアを確保する。より一般的には、ゲインが変化する
と、ａ／γの比率は、過去の披瀝（歴史）と近時のフィ
ードバックに対し、相対的な重み付けを決定する。２つ
のＶＣの場合に対するこれらの変数の一般的な値（図５
を参照）は、γ1＝γ2＝０．００２５、ＱT＝１２、λ
＝２６４、τ＝１．０である。３個以上のＶＣが含まれ
る場合、および、特定のユーザの要求、あるいは、ネッ
トワークの条件が支配するときには、これらの量に対し
ては、他の特定の値が有効であることは、等業者には明
らかである。一般的に有効なのは、ａ／γが、λに等し
い場合である。
【００３４】実施例において、式（２．１）の実現は実
際には幾分異なる。それは、ウィンドゥの長さとウィン
ドゥを減少させるための特別な機械の完全性を考慮にい
れなければならないからである。実際のウィンドゥの更
新が、各受領通知ごとにソースで一般的には行われる。
一般的には、数個の受領通知が、何れのタイムスロット
にも存在する。ｎを情報ソースにより受信された受領通
知のインデックスとして波線付きＫj,n（Ｋ j,n）を、ｊ
番目のＶＣの実ウィンドゥとする。すると、この実ウィ
ンドゥは、理想的ウィンドゥを追跡しようとし、さら
に、この２つのウィンドゥ間の差が小さく、例外を除い
て、極めて短期間であるようにする。一般的に、何れの
更新時の実ウィンドゥにおける変化は、以下の、−１、
０、１の１つに限定される。すなわち、
際には幾分異なる。それは、ウィンドゥの長さとウィン
ドゥを減少させるための特別な機械の完全性を考慮にい
れなければならないからである。実際のウィンドゥの更
新が、各受領通知ごとにソースで一般的には行われる。
一般的には、数個の受領通知が、何れのタイムスロット
にも存在する。ｎを情報ソースにより受信された受領通
知のインデックスとして波線付きＫj,n（Ｋ j,n）を、ｊ
番目のＶＣの実ウィンドゥとする。すると、この実ウィ
ンドゥは、理想的ウィンドゥを追跡しようとし、さら
に、この２つのウィンドゥ間の差が小さく、例外を除い
て、極めて短期間であるようにする。一般的に、何れの
更新時の実ウィンドゥにおける変化は、以下の、−１、
０、１の１つに限定される。すなわち、
【数２】である。ここで、Ｉは、ｎ番目の受領通知が受
信される間隔である。図３は、理想的なウィンドゥと実
ウィンドゥの更新のシーケンスを表す。この実ウィンド
ゥが減少すると、その減少サイズは、必然的に１とな
る。好ましい実施例においても１であるが、一般的に
は、増分は、それよりも大きくてもよい。
信される間隔である。図３は、理想的なウィンドゥと実
ウィンドゥの更新のシーケンスを表す。この実ウィンド
ゥが減少すると、その減少サイズは、必然的に１とな
る。好ましい実施例においても１であるが、一般的に
は、増分は、それよりも大きくてもよい。
【００３５】図４は、上記の技術によるウィンドゥサイ
ズの更新の実行を表すフローチャートである。図４に示
されるように、式（２．１）と式（２．２）の変数の値
は、ブロック４００で初期化される。フィードバック信
号の受信は、ブロック４０５で決定され、ｎがブロック
４０７で増分される。新たなタイムスロットが始める
と、Ｉは、ブロック４１５で増分される。その後、新た
な理想的ウィンドゥが、式（２．１）により、ブロック
４２５で決定される。その現在のタイムスロットが経過
していないときには、同一のＫjIの値が変更せずに用い
られる。その後、理想的ウィンドゥの値が、式（２．
２）に応じて用いられて、実ウィンドゥの値をブロック
４５０で更新する。特に、式（２．２，ｉ）の条件が満
足されると、実ウィンドゥサイズは、式（２．２，ｉ）
によりブロック４３５で減分（decrement）される。同
様に、式（２．２，ｉｉｉ）に対する条件が満足される
と、ウィンドゥは、その式によりブロック４４５で増分
される。それ以外の場合に、式（２．２，ｉｉ）が用い
られると、ウィンドゥサイズは変更されない。
ズの更新の実行を表すフローチャートである。図４に示
されるように、式（２．１）と式（２．２）の変数の値
は、ブロック４００で初期化される。フィードバック信
号の受信は、ブロック４０５で決定され、ｎがブロック
４０７で増分される。新たなタイムスロットが始める
と、Ｉは、ブロック４１５で増分される。その後、新た
な理想的ウィンドゥが、式（２．１）により、ブロック
４２５で決定される。その現在のタイムスロットが経過
していないときには、同一のＫjIの値が変更せずに用い
られる。その後、理想的ウィンドゥの値が、式（２．
２）に応じて用いられて、実ウィンドゥの値をブロック
４５０で更新する。特に、式（２．２，ｉ）の条件が満
足されると、実ウィンドゥサイズは、式（２．２，ｉ）
によりブロック４３５で減分（decrement）される。同
様に、式（２．２，ｉｉｉ）に対する条件が満足される
と、ウィンドゥは、その式によりブロック４４５で増分
される。それ以外の場合に、式（２．２，ｉｉ）が用い
られると、ウィンドゥサイズは変更されない。
【００３６】式（２．１）の変形例、すなわち、理想的
ウィンドゥの更新アルゴリズムについて、以下説明す
る。式（２．２）は、実ウィンドゥが理想的ウィンドゥ
に密接に追跡するようにするために、対象物は単純であ
るために、一定であるのが好ましい。図５は、上記の方
法を用いて、２個のＶＣに対するウィンドゥを表すグラ
フである。この上のプロットは、ウィンドゥサイズは時
間の関数である、という認識のもとに、２つの仮想回
路、ＶＣ１とＶＣ２の性能を表す。両方の仮想回路は、
最初はオフであるが、それらが活性化されると、この上
のプロットは、各仮想回路は半分のバンド幅の割当を早
急に受信することを表し、下のプロットは、待ち深さは
常に低いことを表す。パラメータの選定は、ａ1＝ａ2＝
１０／１６、Δ＝１／１０、γ1＝γ2＝０．００２５、
ＱT＝１２、λ＝２６４、τ＝１．０である。この図の
意味するところは、ウィンドゥ制御の従来の方法の欠
点、すなわち、２つのＶＣ間の不公平、すなわち、バン
ド幅の割当の不公平が回避されたことである。２つのＶ
Ｃは、等量のバンド幅が割り当てられ、待ち行列の長さ
は、それを管理できるレベルに維持される。
ウィンドゥの更新アルゴリズムについて、以下説明す
る。式（２．２）は、実ウィンドゥが理想的ウィンドゥ
に密接に追跡するようにするために、対象物は単純であ
るために、一定であるのが好ましい。図５は、上記の方
法を用いて、２個のＶＣに対するウィンドゥを表すグラ
フである。この上のプロットは、ウィンドゥサイズは時
間の関数である、という認識のもとに、２つの仮想回
路、ＶＣ１とＶＣ２の性能を表す。両方の仮想回路は、
最初はオフであるが、それらが活性化されると、この上
のプロットは、各仮想回路は半分のバンド幅の割当を早
急に受信することを表し、下のプロットは、待ち深さは
常に低いことを表す。パラメータの選定は、ａ1＝ａ2＝
１０／１６、Δ＝１／１０、γ1＝γ2＝０．００２５、
ＱT＝１２、λ＝２６４、τ＝１．０である。この図の
意味するところは、ウィンドゥ制御の従来の方法の欠
点、すなわち、２つのＶＣ間の不公平、すなわち、バン
ド幅の割当の不公平が回避されたことである。２つのＶ
Ｃは、等量のバンド幅が割り当てられ、待ち行列の長さ
は、それを管理できるレベルに維持される。
【００３７】本発明の方法の他の実施例においては、式
（２．１）を変形して、いわゆるフロア（Floor）のメ
カニズムを組み込み、このメカニズムは、ＣＩＲのネッ
トワークの補償により同期づけられる。例えば、ＣＩＲ
jがｊ番目のＶＣの合意情報レートであり、Ｋj,floor＝
τj（ＣＩＲj）であるとすると、式（２．１）の変形例
は次のようになる。
（２．１）を変形して、いわゆるフロア（Floor）のメ
カニズムを組み込み、このメカニズムは、ＣＩＲのネッ
トワークの補償により同期づけられる。例えば、ＣＩＲ
jがｊ番目のＶＣの合意情報レートであり、Ｋj,floor＝
τj（ＣＩＲj）であるとすると、式（２．１）の変形例
は次のようになる。
【数３】
【００３８】フロア（Floor）のパワーを表すために、
例えば、ゼロの実ウィンドゥから、ＶＣjのスタートア
ップの間の状況を考える。最初の理想的ウィンドゥは、
少なくともＫj,floorであるが、実ウィンドゥは、理想
的ウィンドゥ以下であるので、実ウィンドゥは、指数関
数的に大きくなる。このフロア（Floor）の影響の１つ
は、理想的ウィンドゥは、ＣＩＲに対応する値以下には
ならないことを補償している。このメカニズムの影響
は、実ウィンドゥは、中立的な初期値から、そのＣＩＲ
まで早急に大きくなり、その後、ＶＣが活性状態である
間は、ＣＩＲ以下には決してならないことである。
例えば、ゼロの実ウィンドゥから、ＶＣjのスタートア
ップの間の状況を考える。最初の理想的ウィンドゥは、
少なくともＫj,floorであるが、実ウィンドゥは、理想
的ウィンドゥ以下であるので、実ウィンドゥは、指数関
数的に大きくなる。このフロア（Floor）の影響の１つ
は、理想的ウィンドゥは、ＣＩＲに対応する値以下には
ならないことを補償している。このメカニズムの影響
は、実ウィンドゥは、中立的な初期値から、そのＣＩＲ
まで早急に大きくなり、その後、ＶＣが活性状態である
間は、ＣＩＲ以下には決してならないことである。
【００３９】さらに、実施例においては、ランプアップ
（Ramp-up）と呼ばれるメカニズムは、ＶＣは、スター
ト直後にそのＣＩＲを実現することを補償する。このプ
ロセスは次のとおりである。まず、ＣＩＲに対応するウ
ィンドゥが計算され、次に、１つのウィンドゥ内の全て
のパケットは、フィードバックを待つことなしにスター
トアップ直後、ＶＣの往復遅延に対応する時間間隔τの
間送信される。この方法は、これらのパケットを時間に
均一に送信することである。このメカニズムは、スター
トアップ後の初期間隔τの後に動作することを中断させ
る。
（Ramp-up）と呼ばれるメカニズムは、ＶＣは、スター
ト直後にそのＣＩＲを実現することを補償する。このプ
ロセスは次のとおりである。まず、ＣＩＲに対応するウ
ィンドゥが計算され、次に、１つのウィンドゥ内の全て
のパケットは、フィードバックを待つことなしにスター
トアップ直後、ＶＣの往復遅延に対応する時間間隔τの
間送信される。この方法は、これらのパケットを時間に
均一に送信することである。このメカニズムは、スター
トアップ後の初期間隔τの後に動作することを中断させ
る。
【００４０】このランプアップ（Ramp-up）のメカニズ
ムは、フロア（Floor）のメカニズムを強化させ、この
フロア（Floor）は、スタートアップ直後にＶＣがさら
により早くＣＩＲを得るようにすることである。ランプ
アップ（Ramp-up）のメカニズムは、実ウィンドゥに直
接影響し、フロア（Floor）のメカニズムは、理想的ウ
ィンドゥに直接影響し、実ウィンドゥには間接的に影響
する。フロア（Floor）のメカニズムにおいては、実ウ
ィンドゥは、指数関数的に急速に大きくなるが、停止状
態からそのＣＩＲに到達するまでには、いまだに長い時
間がかかる。ランプアップ（Ramp-up）メカニズムにお
いては、１往復遅延においては、そうすることが補償さ
れる。応答スピードが高速になると、遠方の交換器にお
いては、パケットの待ちのコストが大きくなる。
ムは、フロア（Floor）のメカニズムを強化させ、この
フロア（Floor）は、スタートアップ直後にＶＣがさら
により早くＣＩＲを得るようにすることである。ランプ
アップ（Ramp-up）のメカニズムは、実ウィンドゥに直
接影響し、フロア（Floor）のメカニズムは、理想的ウ
ィンドゥに直接影響し、実ウィンドゥには間接的に影響
する。フロア（Floor）のメカニズムにおいては、実ウ
ィンドゥは、指数関数的に急速に大きくなるが、停止状
態からそのＣＩＲに到達するまでには、いまだに長い時
間がかかる。ランプアップ（Ramp-up）メカニズムにお
いては、１往復遅延においては、そうすることが補償さ
れる。応答スピードが高速になると、遠方の交換器にお
いては、パケットの待ちのコストが大きくなる。
【００４１】さらに、シーリング（Ceiling）と称する
メカニズムおいては、この方法は、理想的ウィンドゥを
更新し、その理想適ウィンドゥが所定の値Ｋj,ceilを超
えることがないようにしている。ここで、Ｋj,ceilは、
メカニズムおいては、この方法は、理想的ウィンドゥを
更新し、その理想適ウィンドゥが所定の値Ｋj,ceilを超
えることがないようにしている。ここで、Ｋj,ceilは、
【数４】 で、ｓａｔj（・）は以下のように選択される。
【数５】 この式（２．５）において、Ｋj,floorは、前記のフロ
ア（Floor）メカニズムに関連するパラメータで、この
パラメータをにセットすることにより、演算子の裁量で
ディスエィブル（disable）される。同様に、シーリン
グ（Ceiling）のメカニズムは、Ｋj,ceilを適当な大き
な値（全バンド幅に対応するウィンドゥの過剰な数が犠
牲になる）に設定することによりディスエィブルされ
る。
ア（Floor）メカニズムに関連するパラメータで、この
パラメータをにセットすることにより、演算子の裁量で
ディスエィブル（disable）される。同様に、シーリン
グ（Ceiling）のメカニズムは、Ｋj,ceilを適当な大き
な値（全バンド幅に対応するウィンドゥの過剰な数が犠
牲になる）に設定することによりディスエィブルされ
る。
【００４２】このシーリング（Ceiling）のメカニズム
は、何れのＶＣもそれが唯一のＶＣである時でさえＫ
j,ceilにより指示されるバンド幅よりも広いバンド幅を
確保するのを阻止する。このシーリング（Ceiling）の
メカニズムは、少数のＶＣが活性状態で、さらに、その
いくつかがほぼ同時にターンオンするときに、遠隔交換
器にパケットの待ち行列に対し、インパクトを与えるの
を減少する。このシーリング（Ceiling）のメカニズム
がないと、待ち行列におけるサージはさらに大きくな
り、それがパケットの喪失がかいひされるべき時には、
より大きなバッファを要求する。
は、何れのＶＣもそれが唯一のＶＣである時でさえＫ
j,ceilにより指示されるバンド幅よりも広いバンド幅を
確保するのを阻止する。このシーリング（Ceiling）の
メカニズムは、少数のＶＣが活性状態で、さらに、その
いくつかがほぼ同時にターンオンするときに、遠隔交換
器にパケットの待ち行列に対し、インパクトを与えるの
を減少する。このシーリング（Ceiling）のメカニズム
がないと、待ち行列におけるサージはさらに大きくな
り、それがパケットの喪失がかいひされるべき時には、
より大きなバッファを要求する。
【００４３】最後に、ブロードキャスティング（Broadc
asting）の特徴の実行は、ＶＣのソースに対し、周期的
で、１ビットのフィードバック信号を遠隔ノードから受
信するように、そして、待ち状態の時でさえも理想的ウ
ィンドゥを更新するように要求することにより行われ
る。この特徴は、待ち状態にあるＶＣが、現在利用でき
るバンド幅を知ることができるようになり、その結果、
動作に移行するときに、活性ウィンドゥ（ゼロのことも
ある）が、急速に理想サイズまで大きくなることができ
る。当然のことながら、フロア（Floor）メカニズムと
／またはランプアップ（Ramp-up）メカニズムは、この
方法に既に組み込まれていると、理想的ウィンドゥがフ
ロア（Floor）以上であるときには、増分の利点は自然
と増加する。飽和状態は、わずかな数のＶＣが活性状態
で、従って、余分なバンド幅が利用できるときに発生す
る。このブロードキャスティング（Broadcasting）の欠
点は、ＶＣが、ターンオフした直後に、遠隔ノードにお
いて待ち行列にサージが発生し、このサージは、それが
急速に消滅するまで、比較的短期間存続することであ
る。このフロア（floor）、ランプアップ（Ramp-up）、
シーリング（Ceiling）、ブロードキャスティング（Bro
adcasting）の特徴は、ＶＣのバースト的なトラフィッ
クに良く適合し、ソースは、活性状態と停止状態との間
を行ったり来たりする。
asting）の特徴の実行は、ＶＣのソースに対し、周期的
で、１ビットのフィードバック信号を遠隔ノードから受
信するように、そして、待ち状態の時でさえも理想的ウ
ィンドゥを更新するように要求することにより行われ
る。この特徴は、待ち状態にあるＶＣが、現在利用でき
るバンド幅を知ることができるようになり、その結果、
動作に移行するときに、活性ウィンドゥ（ゼロのことも
ある）が、急速に理想サイズまで大きくなることができ
る。当然のことながら、フロア（Floor）メカニズムと
／またはランプアップ（Ramp-up）メカニズムは、この
方法に既に組み込まれていると、理想的ウィンドゥがフ
ロア（Floor）以上であるときには、増分の利点は自然
と増加する。飽和状態は、わずかな数のＶＣが活性状態
で、従って、余分なバンド幅が利用できるときに発生す
る。このブロードキャスティング（Broadcasting）の欠
点は、ＶＣが、ターンオフした直後に、遠隔ノードにお
いて待ち行列にサージが発生し、このサージは、それが
急速に消滅するまで、比較的短期間存続することであ
る。このフロア（floor）、ランプアップ（Ramp-up）、
シーリング（Ceiling）、ブロードキャスティング（Bro
adcasting）の特徴は、ＶＣのバースト的なトラフィッ
クに良く適合し、ソースは、活性状態と停止状態との間
を行ったり来たりする。
【００４４】前述したように、レート適合化は、ウィン
ドゥ適合化と密接に類似する。Ｒj, I（Ｋj,Iの対応部
分）をＩ番目のスロットにおけるＶＣj（ｊ＝１，
２，．．．，Ｃ）に対する理想的レートとする。すると
その適合化は、各タイムスロットごとに最大１ビットの
フィードバックメッセージを受信すると、ソースにより
実現される。かくして、
ドゥ適合化と密接に類似する。Ｒj, I（Ｋj,Iの対応部
分）をＩ番目のスロットにおけるＶＣj（ｊ＝１，
２，．．．，Ｃ）に対する理想的レートとする。すると
その適合化は、各タイムスロットごとに最大１ビットの
フィードバックメッセージを受信すると、ソースにより
実現される。かくして、
【数６】である。ここで、ＢIは、Ｉ番目のスロットに
おいて、ソースにより受信されたスイッチからの１ビッ
トメッセージである。ここで、ｄ（Ｉ）は、式（２．
１）で定義され、γjとａjは、それぞれダンピングパラ
メータとゲインパラメータである。式（２．１）におけ
るのと同様に、式（２．６）を変形して、多くの前のス
ロットからの情報を組み込んでもよい。このウィンドゥ
ベースのアルゴリズムに対して、実レート波線付きＲ
j,Iの実現については、何等の制限がなく、それゆえ
に、実レートは、理想レートに一致する。すなわち、波
線付きＲj,I＝Ｒj,Iである。
おいて、ソースにより受信されたスイッチからの１ビッ
トメッセージである。ここで、ｄ（Ｉ）は、式（２．
１）で定義され、γjとａjは、それぞれダンピングパラ
メータとゲインパラメータである。式（２．１）におけ
るのと同様に、式（２．６）を変形して、多くの前のス
ロットからの情報を組み込んでもよい。このウィンドゥ
ベースのアルゴリズムに対して、実レート波線付きＲ
j,Iの実現については、何等の制限がなく、それゆえ
に、実レートは、理想レートに一致する。すなわち、波
線付きＲj,I＝Ｒj,Iである。
【００４５】ＶＣjに関連するソースは、レートＲj,Iを
用いて、タイムスロットＩの間に２方向の内の１方向に
おけるパケットの伝送時間を決定する。この２方向は、
（ｉ）連続するパケット伝送の間の時間を１／Ｒj,Iに
設定する、および、（ｉｉ）連続するパケット伝送の間
の時間を平均を１／Ｒj,Iとなるように指数関数的、あ
るいは、均一の分散を有するよう、ランダムに決定す
る、である。
用いて、タイムスロットＩの間に２方向の内の１方向に
おけるパケットの伝送時間を決定する。この２方向は、
（ｉ）連続するパケット伝送の間の時間を１／Ｒj,Iに
設定する、および、（ｉｉ）連続するパケット伝送の間
の時間を平均を１／Ｒj,Iとなるように指数関数的、あ
るいは、均一の分散を有するよう、ランダムに決定す
る、である。
【００４６】ウィンドゥベースの適合化に対して述べた
全ての実施例は、レートベースにおいては、平衡である
ことは等業者には理解できるであろう。ＶＣのＣＩＲ
は、レートＲj,floorに対するフロア（floor）にトラン
スレートされる。このような選択においては、ランプア
ップ（Ramp-up）の対象は、自動的にレートベースのフ
レームワーク内で満足される。ＶＣjに対する最大レー
トは、シーリング（Ceiling）パラメータＲj,ceilに変
換される。ブロードキャスティング（Broadcasting）
は、変化なしにキャリーオーバー（？）する。
全ての実施例は、レートベースにおいては、平衡である
ことは等業者には理解できるであろう。ＶＣのＣＩＲ
は、レートＲj,floorに対するフロア（floor）にトラン
スレートされる。このような選択においては、ランプア
ップ（Ramp-up）の対象は、自動的にレートベースのフ
レームワーク内で満足される。ＶＣjに対する最大レー
トは、シーリング（Ceiling）パラメータＲj,ceilに変
換される。ブロードキャスティング（Broadcasting）
は、変化なしにキャリーオーバー（？）する。
【００４７】ＩＩＩ．ウィンドゥの適合化制御とＷＲＲ
原理のレートに対する方法図９は、図３に示したバッフ
ァ装置の別の実施例を示す。特に、図９は、いわゆるラ
ウンドロビンバッファリングと、ソース割当原理とを表
す。図３で説明したＦＣＦＳ原理と同様に、時間は、ス
ロットに分離されて、Δは、タイムスロット長を表す。
このΔの一般的な値は、ＦＣＦＳ原理で示された範囲内
にはいる。
原理のレートに対する方法図９は、図３に示したバッフ
ァ装置の別の実施例を示す。特に、図９は、いわゆるラ
ウンドロビンバッファリングと、ソース割当原理とを表
す。図３で説明したＦＣＦＳ原理と同様に、時間は、ス
ロットに分離されて、Δは、タイムスロット長を表す。
このΔの一般的な値は、ＦＣＦＳ原理で示された範囲内
にはいる。
【００４８】各ＶＣiは、バッファ９１０−ｉ，ｉ＝
１，２，．．．，Ｃを有する。サービスは、サーバ９２
０により提供され、各ＶＣ上で動作する容量（例えば、
バンド幅）λは、待機状態にある。サービスのシーケン
シャルな性質は、図９のスキャナ、あるいは、交換子９
１５により表される。このサービスは、送信されるべき
パケットを有するバッファに対してのみ行われる。ラウ
ンドロビン原理によれば、サービスは、バッファ９１０
−１内の待ち行列に対し、不公平な方法で提供される。
すなわち、重み付け（ウェイティング）は、それぞれの
待ち行列に対し不公平でもよい、である。このような重
み付けは、バンド幅（あるいは、他の資源）の割当に関
し、いわゆる重み付けラウンドロビン原理として特徴づ
けることができる。しかし、ある場合においては、ラウ
ンドロビン待機と割当の処理を受ける全てのＶＣに対
し、等しい重み付けを用いることがよい場合もある。
１，２，．．．，Ｃを有する。サービスは、サーバ９２
０により提供され、各ＶＣ上で動作する容量（例えば、
バンド幅）λは、待機状態にある。サービスのシーケン
シャルな性質は、図９のスキャナ、あるいは、交換子９
１５により表される。このサービスは、送信されるべき
パケットを有するバッファに対してのみ行われる。ラウ
ンドロビン原理によれば、サービスは、バッファ９１０
−１内の待ち行列に対し、不公平な方法で提供される。
すなわち、重み付け（ウェイティング）は、それぞれの
待ち行列に対し不公平でもよい、である。このような重
み付けは、バンド幅（あるいは、他の資源）の割当に関
し、いわゆる重み付けラウンドロビン原理として特徴づ
けることができる。しかし、ある場合においては、ラウ
ンドロビン待機と割当の処理を受ける全てのＶＣに対
し、等しい重み付けを用いることがよい場合もある。
【００４９】このＶＣに対する個別のバッファ９１０−
ｉは、ポインタの使用を介して、ソフトウェア的に分離
されているが、共通のメモリ内の同じロケーションに配
置されている。前述の重み係数は、テンプレートを決定
し、このテンプレートは、交換器プロセッサがＶＣの個
別のバッファにサービスするようなオーダーと周期とを
規定する。これに関しては、“IEEE J. on Selected Ar
eas in Commun.”（１９９１年１０月）第９巻第８号の
１２６５〜１２７９ページの“Weighted Round-Robin C
ell Multiplexing in a General-Purpose ATM Switch C
hip”M. KatevenisとC. Courcoubetisの共著を参照され
たい。
ｉは、ポインタの使用を介して、ソフトウェア的に分離
されているが、共通のメモリ内の同じロケーションに配
置されている。前述の重み係数は、テンプレートを決定
し、このテンプレートは、交換器プロセッサがＶＣの個
別のバッファにサービスするようなオーダーと周期とを
規定する。これに関しては、“IEEE J. on Selected Ar
eas in Commun.”（１９９１年１０月）第９巻第８号の
１２６５〜１２７９ページの“Weighted Round-Robin C
ell Multiplexing in a General-Purpose ATM Switch C
hip”M. KatevenisとC. Courcoubetisの共著を参照され
たい。
【００５０】ＦＣＦＳ原理に対し説明した上記の実施例
に対し、各ＶＣのバッファは、しきい値ＱT,j、ｊ＝
１，２，．．．，Ｃを有する。この一般的な考え方は、
ＶＣの遠隔交換器は、各タイムスロットごとに最大１回
で、このしきい値に関連するバッファの内容の状態に基
づいて、ＶＣのソースにフィードバック信号を専用に送
信する。ＦＣＦＳに対してのものと同様に、単純な１ビ
ットフィードバックメッセージを用いるのがよい。ま
た、ＦＣＦＳ原理におけるのと同様に、ＶＣは、「理想
的ウィンドゥ」を保持し、この「理想的ウィンドゥ」
は、式（２．１）に応じて適用される。式（２．２）に
応じて「理想的ウィンドゥ」を追跡するために、実ウィ
ンドゥを変更するのが好ましい。
に対し、各ＶＣのバッファは、しきい値ＱT,j、ｊ＝
１，２，．．．，Ｃを有する。この一般的な考え方は、
ＶＣの遠隔交換器は、各タイムスロットごとに最大１回
で、このしきい値に関連するバッファの内容の状態に基
づいて、ＶＣのソースにフィードバック信号を専用に送
信する。ＦＣＦＳに対してのものと同様に、単純な１ビ
ットフィードバックメッセージを用いるのがよい。ま
た、ＦＣＦＳ原理におけるのと同様に、ＶＣは、「理想
的ウィンドゥ」を保持し、この「理想的ウィンドゥ」
は、式（２．１）に応じて適用される。式（２．２）に
応じて「理想的ウィンドゥ」を追跡するために、実ウィ
ンドゥを変更するのが好ましい。
【００５１】このＷＲＲサービス原理によれば、個別の
ＶＣを残りのネットワークから分離し、ＦＣＦＳ原理に
基づいた方法に比較して、より公平さを達成できる。そ
れゆえに、ダンピングは、あまり重要ではなく、ＶＣj
に対するダンピングパラメータγjは、非常に小さい
値、あるいは、ゼロに設定してもよい。ＦＣＦＳケース
と同様に、このアルゴリズムは、活性中のＶＣの間で余
分なバンド幅を、そのＣＩＲに比例して割り当てる。
ＶＣを残りのネットワークから分離し、ＦＣＦＳ原理に
基づいた方法に比較して、より公平さを達成できる。そ
れゆえに、ダンピングは、あまり重要ではなく、ＶＣj
に対するダンピングパラメータγjは、非常に小さい
値、あるいは、ゼロに設定してもよい。ＦＣＦＳケース
と同様に、このアルゴリズムは、活性中のＶＣの間で余
分なバンド幅を、そのＣＩＲに比例して割り当てる。
【００５２】ゲインａjの主要な役割は、稼働中のＶＣ
内の変化の直後の応答スピードと、ネットワークが設定
された後のウィンドゥ／レートの変動の振幅との間の妥
協点を決定することである。この妥協点は、“Computer
Networks and ISDN Systems”（１９９３年）２５巻の
６６３〜６７９ページの“Dynamic Adaptive Windowsfo
r High Speed Data Networks with Multiple Paths and
Propagation Delays”D. MitraとJ. B. Seeryの共著に
記載されたゲインの役割に類似する。ＷＲＲにおいて
は、いかなるＶＣに対するゲインも、往復伝搬遅延に必
ずしも注意深く同調する必要はない。
内の変化の直後の応答スピードと、ネットワークが設定
された後のウィンドゥ／レートの変動の振幅との間の妥
協点を決定することである。この妥協点は、“Computer
Networks and ISDN Systems”（１９９３年）２５巻の
６６３〜６７９ページの“Dynamic Adaptive Windowsfo
r High Speed Data Networks with Multiple Paths and
Propagation Delays”D. MitraとJ. B. Seeryの共著に
記載されたゲインの役割に類似する。ＷＲＲにおいて
は、いかなるＶＣに対するゲインも、往復伝搬遅延に必
ずしも注意深く同調する必要はない。
【００５３】ＦＣＦＳ原理を説明したフロア（floo
r）、ランプアップ（Ramp-up）、シーリング（Ceilin
g）の実施例は、変更すること無くＷＲＲ原理にも適用
可能である。しかし、ブロードキャスティング（Broadc
asting）特徴についてはＷＲＲ原理には、その性質上適
用できない。
r）、ランプアップ（Ramp-up）、シーリング（Ceilin
g）の実施例は、変更すること無くＷＲＲ原理にも適用
可能である。しかし、ブロードキャスティング（Broadc
asting）特徴についてはＷＲＲ原理には、その性質上適
用できない。
【００５４】図１０は、ＦＣＦＳサービス原理とＷＲＲ
サービス原理とを一体にしたノードを有するネットワー
クへのフィードバックベースの適用例を表す。全体のネ
ットワークは、図１のＡ、Ｂ、Ｃと、図２に記載したも
ので、フィードバックは、ノードにおける輻輳をベース
にしている。このようなネットワークにおいて、クラス
（Class）１の数個のＶＣ、例えば、ＶＣ1，Ｖ
Ｃ2，．．．，ＶＣCは、ＷＲＲサービスを受信する。す
なわち、各ＶＣは、バッファを有し、補償されたバンド
幅の比率を有する。これらの比率は、ＶＣ1、ＶＣ2、Ｖ
ＣCに対して、それぞれ、０．０５、０．０７、０．０
５として示されている。また、クラス（Class）２の数
個のＶＣも存在し、これらのＶＣは、他のＶＣと共通の
バッファを共有する。バンド幅の比率は、このクラスの
ＶＣに共通に使用できるよう補償されている。一般的
に、ＦＣＦＳにおいては、数個のＶＣは、図１０ではグ
ループ分けされて示されている。同図においては、ＶＣ
F1とＶＣF2とＶＣF3は、単一のバッファ９６０−１のサ
ービス用にグループ分けされ、ＶＣF4，．．．，ＶＣFC
は、単一のバッファ９６０−Ｐのサービスにグループ分
けされる。ＦＣＦＳのＶＣの他の同様なグループ分けも
採用できる。この各ＦＣＦＳにおいては、バッファ９６
０−ｉは、サーバ９７０によって利用できるバンド幅の
比率λに割り当てられる。図１０に示した例において
は、バッファ９６０−１は、２０％のバンド幅が割り当
てられ、バッファ９６０−Ｐは、１５％のバンド幅が割
り当てられる。ある場合においては、ＦＣＦＳのＶＣか
らの全てのトラフィックは、バンド幅の全てを共有する
単一のバッファ内で結合される。何れにしても、各ＦＣ
ＦＳのバッファ内のパケットは、ＦＣＦＳ原理に割り当
てられる。この共有バッファ内のパケットは、ＦＣＦＳ
の原理によりサービスされる。他のクラスのＶＣに対
し、ＦＣＦＳ原理によりサービスされる同様な共有バッ
ファが存在する。
サービス原理とを一体にしたノードを有するネットワー
クへのフィードバックベースの適用例を表す。全体のネ
ットワークは、図１のＡ、Ｂ、Ｃと、図２に記載したも
ので、フィードバックは、ノードにおける輻輳をベース
にしている。このようなネットワークにおいて、クラス
（Class）１の数個のＶＣ、例えば、ＶＣ1，Ｖ
Ｃ2，．．．，ＶＣCは、ＷＲＲサービスを受信する。す
なわち、各ＶＣは、バッファを有し、補償されたバンド
幅の比率を有する。これらの比率は、ＶＣ1、ＶＣ2、Ｖ
ＣCに対して、それぞれ、０．０５、０．０７、０．０
５として示されている。また、クラス（Class）２の数
個のＶＣも存在し、これらのＶＣは、他のＶＣと共通の
バッファを共有する。バンド幅の比率は、このクラスの
ＶＣに共通に使用できるよう補償されている。一般的
に、ＦＣＦＳにおいては、数個のＶＣは、図１０ではグ
ループ分けされて示されている。同図においては、ＶＣ
F1とＶＣF2とＶＣF3は、単一のバッファ９６０−１のサ
ービス用にグループ分けされ、ＶＣF4，．．．，ＶＣFC
は、単一のバッファ９６０−Ｐのサービスにグループ分
けされる。ＦＣＦＳのＶＣの他の同様なグループ分けも
採用できる。この各ＦＣＦＳにおいては、バッファ９６
０−ｉは、サーバ９７０によって利用できるバンド幅の
比率λに割り当てられる。図１０に示した例において
は、バッファ９６０−１は、２０％のバンド幅が割り当
てられ、バッファ９６０−Ｐは、１５％のバンド幅が割
り当てられる。ある場合においては、ＦＣＦＳのＶＣか
らの全てのトラフィックは、バンド幅の全てを共有する
単一のバッファ内で結合される。何れにしても、各ＦＣ
ＦＳのバッファ内のパケットは、ＦＣＦＳ原理に割り当
てられる。この共有バッファ内のパケットは、ＦＣＦＳ
の原理によりサービスされる。他のクラスのＶＣに対
し、ＦＣＦＳ原理によりサービスされる同様な共有バッ
ファが存在する。
【００５５】クラス（Class）１のＶＣは、周期的に受
信されたフィードバックをベースに、そのウィンドゥ／
レートを、その個々のバッファの状態に適合する。この
適合方法は、前述したＷＲＲサービスとともに使用され
る。他のクラスのＶＣも、周期的に受信されたフィード
バックをベースに、そのウィンドゥ／レートを、それぞ
れの共有バッファの状態に適合する。この適合化方法
は、ＦＣＦＳのサービスと一体になり使用され、これに
ついては、セクションＩＩで記載したとおりである。
信されたフィードバックをベースに、そのウィンドゥ／
レートを、その個々のバッファの状態に適合する。この
適合方法は、前述したＷＲＲサービスとともに使用され
る。他のクラスのＶＣも、周期的に受信されたフィード
バックをベースに、そのウィンドゥ／レートを、それぞ
れの共有バッファの状態に適合する。この適合化方法
は、ＦＣＦＳのサービスと一体になり使用され、これに
ついては、セクションＩＩで記載したとおりである。
【００５６】ＩＶ．分析モデル Ａ．導入 このセクションでは、セクションＩＩで記載したＦＣＦ
Ｓサービス原理に用いられる適合化方法の単純なモデル
を表し、ここにおいては、パケットストリームは、流体
フローと近似されている。この流体モデルは、統計的要
素を有さず、非線形の遅延作動方程式のシステムで記述
されている。このモデルは、近似されたもので、この重
要な近似とは、適合化は、セクションＩＩで述べたよう
に周期的であるが、モデルにおいては、それは連続的で
ある。この適合化は、周期的間隔Δが大きくないかぎり
許容できる。この部分では、流体モデルの結果とパラメ
ータとをいかに結合し、前のセクションでの周期的適合
アルゴリズムのパラメータとモデルとをいかに結合する
かを示す。このセクションの分析モデルの結果は、適合
アルゴリズムにおけるパラメータの設計の明白なガイド
ラインを形成する。
Ｓサービス原理に用いられる適合化方法の単純なモデル
を表し、ここにおいては、パケットストリームは、流体
フローと近似されている。この流体モデルは、統計的要
素を有さず、非線形の遅延作動方程式のシステムで記述
されている。このモデルは、近似されたもので、この重
要な近似とは、適合化は、セクションＩＩで述べたよう
に周期的であるが、モデルにおいては、それは連続的で
ある。この適合化は、周期的間隔Δが大きくないかぎり
許容できる。この部分では、流体モデルの結果とパラメ
ータとをいかに結合し、前のセクションでの周期的適合
アルゴリズムのパラメータとモデルとをいかに結合する
かを示す。このセクションの分析モデルの結果は、適合
アルゴリズムにおけるパラメータの設計の明白なガイド
ラインを形成する。
【００５７】Ｂ．モデル 単一の仮想回路（ＶＣ）のモデルは、次のとおりであ
る。
る。
【数７】 ここで、Φ（ｘ）は、時間ｔにおける流体レートで、パ
ケットの局部（時間的な）スループットに対する流体の
近似を表す。ここで、τは、ＶＣに対する往復伝搬遅延
を表し、λは、図２に示すように、遠隔交換器における
有効サービスレートを表す。定数ＡとГは、式（２．
１）と式（２．６）のウィンドゥとレートに対する適合
アルゴリズムのゲインａとダンピング定数γとに対応す
る。古典的な待ち行列理論の定状状態のスループットＴ
は、次式の長期的平均により近似される。
ケットの局部（時間的な）スループットに対する流体の
近似を表す。ここで、τは、ＶＣに対する往復伝搬遅延
を表し、λは、図２に示すように、遠隔交換器における
有効サービスレートを表す。定数ＡとГは、式（２．
１）と式（２．６）のウィンドゥとレートに対する適合
アルゴリズムのゲインａとダンピング定数γとに対応す
る。古典的な待ち行列理論の定状状態のスループットＴ
は、次式の長期的平均により近似される。
【数８】 式（４．２）において、ｘ（ｔ）は、遠隔交換器におけ
るパケットの待ち行列を近似し、ｘTは、しきい値を表
す。式（４．２）における非線形ダイナミックスは、バ
ッファの中身は負ではない、すなわち、ｘ（ｔ）≧０で
あるということを表す。Φ（ｔ）に適応される同様な規
制は、モデル化されていない。その理由は、流速Φ
（ｔ）は、高速データネットワークに対しては、一般的
に大きく、Φ（ｔ）のフロア（floor）が重要な役割を
果たすからである。これは、小バッファ内容の設計対象
に対するものである。
るパケットの待ち行列を近似し、ｘTは、しきい値を表
す。式（４．２）における非線形ダイナミックスは、バ
ッファの中身は負ではない、すなわち、ｘ（ｔ）≧０で
あるということを表す。Φ（ｔ）に適応される同様な規
制は、モデル化されていない。その理由は、流速Φ
（ｔ）は、高速データネットワークに対しては、一般的
に大きく、Φ（ｔ）のフロア（floor）が重要な役割を
果たすからである。これは、小バッファ内容の設計対象
に対するものである。
【００５８】時間ｔにおけるネットワーク内の流体量
は、以下のＫ（ｔ）で近似できる。
は、以下のＫ（ｔ）で近似できる。
【数９】 ここで、Ｋ（ｔ）を〈Ｋ〉で表すと次のようになる。
【数１０】
【００５９】流体モデルとセクションＩＩにおける周期
的方法との間の対応付けをするために、ここのＫ（ｔ）
は、ＫIに近似できるものとすると（式（２．１））、
さらに、次のように近似できる。
的方法との間の対応付けをするために、ここのＫ（ｔ）
は、ＫIに近似できるものとすると（式（２．１））、
さらに、次のように近似できる。
【数１１】 式（４．１）と式（４．４）を用いると以下のようにな
る。
る。
【数１２】 式（２．１）の再帰項と比較すると、流体モデルのパラ
メータと適合化アルゴリズムのパラメータとの間の、以
下の重要な対応が得られる。
メータと適合化アルゴリズムのパラメータとの間の、以
下の重要な対応が得られる。
【数１３】 特に、Ａ／γ＝Ａ／（τλ）が重要である。
【００６０】Ｃ．異なる領域の結果 式（４．１）〜式（４．２）のモデルは、次の３角領域
があることを表している。
があることを表している。
【数１４】 臨界ケースは、他の領域に対する解析でもって取り扱う
ことができるので、あまり重要ではない。
ことができるので、あまり重要ではない。
【００６１】未飽和領域について考える。非負の初期条
件Φ（０），ｘ（０）にたいしては、（ｉ）Φ（０）≦
Ａ／γであると、
件Φ（０），ｘ（０）にたいしては、（ｉ）Φ（０）≦
Ａ／γであると、
【数１５】 （ｉｉ）次式を満足するようなＴが存在すると、
【数１６】 （ｉｉｉ）全ての初期条件と、ｔ＞Ｔ＋τ／２に対して
は、Φ（ｔ）は、Гの指数関数的レートにおけるＡ／Г
の平衡値の定状状態に到達する。
は、Φ（ｔ）は、Гの指数関数的レートにおけるＡ／Г
の平衡値の定状状態に到達する。
【００６２】これは、次のように表すことができる。 （ｉ）式（４．１）から
【数１７】 ここで、Φ＝Ａ／Гのときに、ｄΦ／ｄｔを考慮する
と、式（４．５）は、次のようになる。 （ｉｉ）Φ（ｔ0）＞Ａ／Гとすると、ｔ＞ｔ0にたいし
ては、
と、式（４．５）は、次のようになる。 （ｉｉ）Φ（ｔ0）＞Ａ／Гとすると、ｔ＞ｔ0にたいし
ては、
【数１８】 ここで、（Ａ／Г）≦λ−εを満たし、かつ、次式を満
たすような有限の正の定数Ｔ，εが存在する。
たすような有限の正の定数Ｔ，εが存在する。
【数１９】 式（４．２）から、ｔ≧Ｔ＋τ／２にたいしては、
【数２０】 ここで、式（４．１０）は次のようになる。 （ｉｉｉ）ｔ≧Ｔ＋τ／２に対しては、
【数２１】 従って、
【数２２】
【００６３】未飽和領域においては、ネットワーク内の
全流量は（式（４．４）を参照）以下のようになる。
全流量は（式（４．４）を参照）以下のようになる。
【数２３】 式（４．７）からτＡ／Г＝ａ／γであり、ここでａと
γは適用アルゴリズムのパラメータである。平均ウィン
ドゥ〈Ｋ〉と、実現されたスループットＴは次式のよう
になる。
γは適用アルゴリズムのパラメータである。平均ウィン
ドゥ〈Ｋ〉と、実現されたスループットＴは次式のよう
になる。
【数２４】 式（４．１）の待機しきい値ｘTは、臨界ケースのｘ
（ｔ）とΦ（ｔ）の定状状態の値を決定する際には重要
ではない。そして、式（４．８ｉｉ）を参照すると以下
のように表すことができる。
（ｔ）とΦ（ｔ）の定状状態の値を決定する際には重要
ではない。そして、式（４．８ｉｉ）を参照すると以下
のように表すことができる。
【数２５】 しかし、未飽和領域における結果に対比して、平衡バッ
ファ内容が正でｘTを超えないような初期条件が存在す
る。
ファ内容が正でｘTを超えないような初期条件が存在す
る。
【００６４】次に、飽和領域に進むと、他の場合と異な
り、平衡点は存在しない。すなわち、次式
り、平衡点は存在しない。すなわち、次式
【数２６】 を満足する解は、式（４．１）〜式（４．２）に対して
は存在しない。
は存在しない。
【００６５】構造体により、飽和領域には唯一の周期的
解（リミットサイクル）が存在することが示される。こ
の構造体は、“Performance Evaluation”（１９９２
年）第１６巻の６７〜８４ページの“Analysis of Rate
-Based Feedback Control Strategy for Long Haul Dat
a Transport”K. W. FendickとM. A. RodriguesとA. We
issの共著、の文献に記載された構造体に関係するもの
である。ダンピングが存在しない場合と、非線形性が存
在する場合との大きな違いはそこにある。図６は、飽和
領域の周期的解のグラフを表す。ｔεは［ｔ0−τ／
２，ｔ0］の何れかに対して、
解（リミットサイクル）が存在することが示される。こ
の構造体は、“Performance Evaluation”（１９９２
年）第１６巻の６７〜８４ページの“Analysis of Rate
-Based Feedback Control Strategy for Long Haul Dat
a Transport”K. W. FendickとM. A. RodriguesとA. We
issの共著、の文献に記載された構造体に関係するもの
である。ダンピングが存在しない場合と、非線形性が存
在する場合との大きな違いはそこにある。図６は、飽和
領域の周期的解のグラフを表す。ｔεは［ｔ0−τ／
２，ｔ0］の何れかに対して、
【数２７】 を満たすような点ｔ0を仮定する。この仮定されたΦｔ
は、次式の解である。
は、次式の解である。
【数２８】 後の点ｔ3においては次式となる。
【数２９】 これは、式（４．１）〜式（４．２）に対する周期的な
解の存在を確立するものである。リミットサイクル内に
は、３つのフェーズが存在する。第１フェーズはｔε
（ｔ0，ｔ1）、第２フェーズはｔε（ｔ1，ｔ2）、第３
フェーズはｔε（ｔ2，ｔ3）であり、ここで、ｔ1、
ｔ2、ｔ3は構造体の中で定義されたもので、以下で与え
られる。
解の存在を確立するものである。リミットサイクル内に
は、３つのフェーズが存在する。第１フェーズはｔε
（ｔ0，ｔ1）、第２フェーズはｔε（ｔ1，ｔ2）、第３
フェーズはｔε（ｔ2，ｔ3）であり、ここで、ｔ1、
ｔ2、ｔ3は構造体の中で定義されたもので、以下で与え
られる。
【００６６】フェーズ１においては、
【数３０】 この式は次式となる。
【数３１】 ここで、フェーズ１においては、
【数３２】 であることが容易にわかる。このフェーズにおいてのタ
ーミナル時間の定義ｔ1は次のとおりである。
ーミナル時間の定義ｔ1は次のとおりである。
【数３３】 式（４．１９）を解くことにより、ｔ1に対する表現が
得られる。図６に示すようにｘ（ｔ1）はｘTをオーバー
シュートする。
得られる。図６に示すようにｘ（ｔ1）はｘTをオーバー
シュートする。
【００６７】ｔ2で終了するフェーズ２では次式とな
る。
る。
【数３４】 このフェーズ２の間は次式となる。
【数３５】 従って、フェーズ２に対する支配式は次のようになる。
【数３６】 ｄΦ／ｄｔ＜０である。ｘ（ｔ）は凹状で、ｔ2 *により
示される時間で最大値山付きｘに到達する。また、Φ
（ｔ2）＜λである。
示される時間で最大値山付きｘに到達する。また、Φ
（ｔ2）＜λである。
【００６８】フェーズ３においては、
【数３７】 である。この支配式は、
【数３４】である。ここで、ｔ3 *は、バッファが最初に
空になったときである。ｄΦ／ｄｔ＞０でｄｘ（ｔ）／
ｄｔ≦０である。Φ（ｔ3 *−τ／２）＜λであることを
示すことは難しくない。Φ（ｔ3−τ／２）＝λで、こ
れがｔ3の間の定義式で、フェーズ３の終了時点とフェ
ーズ１の開始時点であるようにｔ3＞ｔ3 *が存在する。
解が周期的、すなわち、式（４．１７）が維持されるこ
とを理解するためには、式（４．１６）と式（４．２
６）におけるΦ（ｔ）を支配する異なる式が同一であ
る、ということを理解すればよい。
空になったときである。ｄΦ／ｄｔ＞０でｄｘ（ｔ）／
ｄｔ≦０である。Φ（ｔ3 *−τ／２）＜λであることを
示すことは難しくない。Φ（ｔ3−τ／２）＝λで、こ
れがｔ3の間の定義式で、フェーズ３の終了時点とフェ
ーズ１の開始時点であるようにｔ3＞ｔ3 *が存在する。
解が周期的、すなわち、式（４．１７）が維持されるこ
とを理解するためには、式（４．１６）と式（４．２
６）におけるΦ（ｔ）を支配する異なる式が同一であ
る、ということを理解すればよい。
【００６９】Φ（ｔ）の最大値である山付きΦは、ｔ＝
ｔ1で到達し、最小値逆山付きΦにはｔ＝ｔ2で到達す
る。
ｔ1で到達し、最小値逆山付きΦにはｔ＝ｔ2で到達す
る。
【００７０】飽和領域の限定的なケースでは、ダンピン
グГ＝０と、Ａ／Г＝∞である。この場合においても、
リミットサイクルが存在し制限される。構造体は、Г＝
０でより単純となり、以下の式が極限値山付きｘ、山付
きΦ、逆山付きΦに対して得られる。
グГ＝０と、Ａ／Г＝∞である。この場合においても、
リミットサイクルが存在し制限される。構造体は、Г＝
０でより単純となり、以下の式が極限値山付きｘ、山付
きΦ、逆山付きΦに対して得られる。
【数３９】
【数４０】
【数４１】
【００７１】Ｄ．共通バス上の仮想回路間の公平さこれ
は、明らかに重要な問題点である。ここでの結果は全て
の領域に当てはまる。式（４．１）〜式（４．２）にお
けるモデルの拡張は次のとおりになる。
は、明らかに重要な問題点である。ここでの結果は全て
の領域に当てはまる。式（４．１）〜式（４．２）にお
けるモデルの拡張は次のとおりになる。
【数４２】
【数４３】 このセクションにおいては、全てのＣ個のＶＣは共通パ
スをシェアするという条件である。すなわち、τj＝τ
（ｊ＝１，２，．．．，Ｃ）が課せられる。
スをシェアするという条件である。すなわち、τj＝τ
（ｊ＝１，２，．．．，Ｃ）が課せられる。
【００７２】ｊ番目のＶＣに対するスループットの所望
の部分は、σj（ｊ＝１，２，．．．，Ｃ）であり、
｛σj｝は合計が１となるような正の数の組である。す
なわち、次式となるのが好ましい。
の部分は、σj（ｊ＝１，２，．．．，Ｃ）であり、
｛σj｝は合計が１となるような正の数の組である。す
なわち、次式となるのが好ましい。
【数４４】 第２の命題を考慮する。デザインルールを、ｊ＝１，
２，．．．Ｃに対し次式とする。
２，．．．Ｃに対し次式とする。
【数４５】 ここで、Ａ，Гはシステムパラメータである。すると、
（ｉ）いかなる２つのＶＣに対しても、たとえばｉ番目
のＶＣとｊ番目のＶＣに対しては、式（４．３４）の左
辺の分散は、初期条件と領域に関わらず、レートГで、
指数関数的に０となる。すなわち、
（ｉ）いかなる２つのＶＣに対しても、たとえばｉ番目
のＶＣとｊ番目のＶＣに対しては、式（４．３４）の左
辺の分散は、初期条件と領域に関わらず、レートГで、
指数関数的に０となる。すなわち、
【数４６】 （ｉｉ）次式を定義する。
【数４７】 このことは、（ｉ）から、Φj（ｔ）→σjΦ（ｔ）で既
知である。Φ（ｔ）は、１個のＶＣに対し、式（４．
１）〜式（４．２）のモデルの解として得られる。特
に、Ａ／Гがλより大きいか小さいかに依存して、Φ
（ｔ）の挙動は未飽和領域と飽和領域の結果として記載
される。
知である。Φ（ｔ）は、１個のＶＣに対し、式（４．
１）〜式（４．２）のモデルの解として得られる。特
に、Ａ／Гがλより大きいか小さいかに依存して、Φ
（ｔ）の挙動は未飽和領域と飽和領域の結果として記載
される。
【００７３】以下の式を示すことによりこれは証明され
得る。 （ｉ）いかなるｉとｊに対しても、式（４．３０）と式
（４．３３）から、
得る。 （ｉ）いかなるｉとｊに対しても、式（４．３０）と式
（４．３３）から、
【数４８】 下記を定義する。
【数４９】 すると、
【数５０】 式（４．３４）から次式が得られる。
【００７４】（ｉｉ）式（４．３０）、式（４．３
１）、式（４．３３）から次式が得られる。
１）、式（４．３３）から次式が得られる。
【数５１】
【数５２】 これらの式は、式（４．１）から式（４．２）と同一で
あり、１個のＶＣに対する支配式である。
あり、１個のＶＣに対する支配式である。
【００７５】Ｅ．マルチ仮想回路、マルチパス ここで、全てのＶＣは、共通の遅延量を有する、という
ような要件が取り除かれる。ここでのモデルは、式
（４．３０）〜式（４．３１）で、｛τj｝が任意であ
る。ここで第３の命題を考慮する。第２の命題と同様
に、ｊ番目のＶＣに対するスループットの割当の所望の
部分をσｊにする。デザインルールを、式（４．３３）
で与えられるとする。このデザインルールは、マルチパ
スの遅延から明らかである。また、飽和領域は維持す
る。すなわち、Ａ／Г＜λであるとすると、上記と同様
な技術を用いると下記となる。 （ｉ）
ような要件が取り除かれる。ここでのモデルは、式
（４．３０）〜式（４．３１）で、｛τj｝が任意であ
る。ここで第３の命題を考慮する。第２の命題と同様
に、ｊ番目のＶＣに対するスループットの割当の所望の
部分をσｊにする。デザインルールを、式（４．３３）
で与えられるとする。このデザインルールは、マルチパ
スの遅延から明らかである。また、飽和領域は維持す
る。すなわち、Ａ／Г＜λであるとすると、上記と同様
な技術を用いると下記となる。 （ｉ）
【数５３】 （ｉｉ）ｔ≧Ｔ間、ｘ（ｔ）−０となるようなＴ＜∞が
存在する。 （ｉｉｉ）いかなる初期条件とｔ＞Ｔ＋τj／２につい
て、Φj（ｔ）はレートГで指数関数的にσj（Ａ／Г）
の平衡値に近づく。
存在する。 （ｉｉｉ）いかなる初期条件とｔ＞Ｔ＋τj／２につい
て、Φj（ｔ）はレートГで指数関数的にσj（Ａ／Г）
の平衡値に近づく。
【００７６】この結果の重要な特徴は、フローレートの
デザインルールも平衡値も、遅延｛τｊ｝には依存せ
ず、バッファコンテントのみが依存する点である。しか
し、上記のデザインルール（流体モデルからの）の適用
化アルゴリズムへの変換は、遅延への依存性を導入す
る。未飽和領域における大きなｔと全てのフローレート
の和ΣΦj（ｔ）は、Ａ／Гに近づくが、交換器の容量
λ以下である。従って、λ−Ａ／Гは、使用されない容
量で全てのＶＣ間の公平さはここでは保持される。
デザインルールも平衡値も、遅延｛τｊ｝には依存せ
ず、バッファコンテントのみが依存する点である。しか
し、上記のデザインルール（流体モデルからの）の適用
化アルゴリズムへの変換は、遅延への依存性を導入す
る。未飽和領域における大きなｔと全てのフローレート
の和ΣΦj（ｔ）は、Ａ／Гに近づくが、交換器の容量
λ以下である。従って、λ−Ａ／Гは、使用されない容
量で全てのＶＣ間の公平さはここでは保持される。
【００７７】このシステムが飽和領域にあるときには、
上記の公平さに関する注意書きに類似する正確な数学的
な結果は存在しない。フィードバックのビットストリー
ムはＶＣ毎に異なる伝搬遅延を有し、ＶＣに対し異なる
ので式（４．３６）は保持されない。にもかかわらず、
信号は、遠隔交換器の共通点とバッファから出るので、
その時間平均はほぼ同一である。第２の命題に対する公
平さの結果は、様々な伝搬遅延と飽和領域におけるネッ
トワークを有するモデルに対して一定であることが観測
される。
上記の公平さに関する注意書きに類似する正確な数学的
な結果は存在しない。フィードバックのビットストリー
ムはＶＣ毎に異なる伝搬遅延を有し、ＶＣに対し異なる
ので式（４．３６）は保持されない。にもかかわらず、
信号は、遠隔交換器の共通点とバッファから出るので、
その時間平均はほぼ同一である。第２の命題に対する公
平さの結果は、様々な伝搬遅延と飽和領域におけるネッ
トワークを有するモデルに対して一定であることが観測
される。
【００７８】Ｆ．周期的適用化アルゴリズムの設計の意
図 このセクションでは、流体モデルに基づいた解析の設計
の意味するところを説明する。ここでは、２つの点に付
いて説明する。まず、未飽和領域と飽和領域の動作での
相対的なメリットと、第２は、デザインルールを周期的
適用アルゴリズムに変換する点であり、対象は、公平さ
と様々な遅延が存在する特定な部分的バンド幅の割当で
ある。
図 このセクションでは、流体モデルに基づいた解析の設計
の意味するところを説明する。ここでは、２つの点に付
いて説明する。まず、未飽和領域と飽和領域の動作での
相対的なメリットと、第２は、デザインルールを周期的
適用アルゴリズムに変換する点であり、対象は、公平さ
と様々な遅延が存在する特定な部分的バンド幅の割当で
ある。
【００７９】図７のＡとＢは、流体モデルの挙動の特性
を表す。未飽和領域においては、主な特徴は、発振する
ことなく平衡状態に近づき、増加係数Ａ／γでもってス
ループットが線形に増大し、平衡状態においては、空の
バッファでλ−ａ／γの未使用の交換キャパシタを有す
る。飽和領域においては、この未使用のキャパシタはゼ
ロであり、平衡点は存在しない。その代わり、リミット
サイクルが存在し、λとしきい値の周囲でそれぞれスル
ープットと待ち行列が変動する。これらの変動は、制限
されており、さらに、アルゴリズムは頑強である。すな
わち、飽和に対する欠点は驚くほど小さい。さらに、詳
細に述べると、山付きΦ−λと山付きｘ−ｘTの大きさ
は、ここで、山付きΦと山付きｘはフローレートの最大
値と待ち行列の最大値を表し、ａ／λγは驚くほど小さ
い。このことは、次のような結論となる。過度に注意深
いモードでネットワークを動作させる必要はない、とい
うことである。
を表す。未飽和領域においては、主な特徴は、発振する
ことなく平衡状態に近づき、増加係数Ａ／γでもってス
ループットが線形に増大し、平衡状態においては、空の
バッファでλ−ａ／γの未使用の交換キャパシタを有す
る。飽和領域においては、この未使用のキャパシタはゼ
ロであり、平衡点は存在しない。その代わり、リミット
サイクルが存在し、λとしきい値の周囲でそれぞれスル
ープットと待ち行列が変動する。これらの変動は、制限
されており、さらに、アルゴリズムは頑強である。すな
わち、飽和に対する欠点は驚くほど小さい。さらに、詳
細に述べると、山付きΦ−λと山付きｘ−ｘTの大きさ
は、ここで、山付きΦと山付きｘはフローレートの最大
値と待ち行列の最大値を表し、ａ／λγは驚くほど小さ
い。このことは、次のような結論となる。過度に注意深
いモードでネットワークを動作させる必要はない、とい
うことである。
【００８０】このことは、図８に示されている。ここで
λ＝２６４である。図８のＡにおいては、Ａ／Г＝１２
５で、ネットワークは未飽和である。それに対し、図８
のＢとＣにおいては、ネットワークは飽和している。Ａ
／Гがλの２倍の時には、発振と待ち行列は過度ではな
い。
λ＝２６４である。図８のＡにおいては、Ａ／Г＝１２
５で、ネットワークは未飽和である。それに対し、図８
のＢとＣにおいては、ネットワークは飽和している。Ａ
／Гがλの２倍の時には、発振と待ち行列は過度ではな
い。
【００８１】適用化アルゴリズムに対するデザインルー
ルを得るために、式（４．３３）から開始すると、式
（４．７）に続いて、γj＝ГjΔとａj＝ＡjτjΔにし
て、γによってГΔ、ａによってＡΔと表すと次式のよ
うになる。
ルを得るために、式（４．３３）から開始すると、式
（４．７）に続いて、γj＝ГjΔとａj＝ＡjτjΔにし
て、γによってГΔ、ａによってＡΔと表すと次式のよ
うになる。
【数５４】 このデザインルールにおいては、パラメータ｛ａj，
γj｝は２Ｃであるが、ちょうどａ，γから得られる。
この２つのパラメータがシステムの挙動に影響を及ぼす
手法は、単一のＶＣのネットワークに対するそれらの影
響により意味される。特に、単一のＶＣのシュミレーシ
ョンにおいては、この計はａ／γがτλよりも小さいか
大きいかに依存して、未飽和か飽和かの何れかとなる。
γj｝は２Ｃであるが、ちょうどａ，γから得られる。
この２つのパラメータがシステムの挙動に影響を及ぼす
手法は、単一のＶＣのネットワークに対するそれらの影
響により意味される。特に、単一のＶＣのシュミレーシ
ョンにおいては、この計はａ／γがτλよりも小さいか
大きいかに依存して、未飽和か飽和かの何れかとなる。
【００８２】データネットワークにおいて、ウィンドゥ
とレートの適用制御の方法について上記に記載した。上
記の変形例としては、適宜バンド幅を公正に割り当てる
フィードバックベースの方法は、ネットワーク端のイン
タフェースするアクセスレギュレータと共に一体に構成
できる。この単純で有効なアクセスレギュレータは、ト
ラフィックを管理し、円滑にさせる「リーキーバケット
（Leaky Bucket)」の素子である。このような構成の一
例としては、「リーキーバケット」レギュレータが、Ｖ
Ｃに対するレートのように大きくなったり小さくなった
りするような象徴的なレートを実現でき、これは、同様
な象徴的なバッファに対する調整と共にフィードバック
方法により決定される。
とレートの適用制御の方法について上記に記載した。上
記の変形例としては、適宜バンド幅を公正に割り当てる
フィードバックベースの方法は、ネットワーク端のイン
タフェースするアクセスレギュレータと共に一体に構成
できる。この単純で有効なアクセスレギュレータは、ト
ラフィックを管理し、円滑にさせる「リーキーバケット
（Leaky Bucket)」の素子である。このような構成の一
例としては、「リーキーバケット」レギュレータが、Ｖ
Ｃに対するレートのように大きくなったり小さくなった
りするような象徴的なレートを実現でき、これは、同様
な象徴的なバッファに対する調整と共にフィードバック
方法により決定される。
【００８３】
【発明の効果】以上述べたように、本発明の方法によれ
ば、理想的ウィンドゥに基づいて、実ウィンドゥのサイ
ズを制御できるため、比較的公平な資源の配分が可能で
ある。則ち、加入者に均等なアクセスを許可することが
出来る。
ば、理想的ウィンドゥに基づいて、実ウィンドゥのサイ
ズを制御できるため、比較的公平な資源の配分が可能で
ある。則ち、加入者に均等なアクセスを許可することが
出来る。
【図１】Ａは、仮想回路通信を提供するのに有効な複数
のノードと、接続リンクとを有するデータネットワーク
のブロック図。Ｂは、Ａに示したデータ通信システム用
のパケット（セル）のフォーマットを表す図。Ｃは、Ａ
のネットワークの一部を表し、フィードバックとある種
の特徴を有する仮想回路を表す図。
のノードと、接続リンクとを有するデータネットワーク
のブロック図。Ｂは、Ａに示したデータ通信システム用
のパケット（セル）のフォーマットを表す図。Ｃは、Ａ
のネットワークの一部を表し、フィードバックとある種
の特徴を有する仮想回路を表す図。
【図２】フィードバックループと、ＦＣＦＳソースを有
する高速ネットワークのブロック図。
する高速ネットワークのブロック図。
【図３】理想的なウィンドゥと、実際のウィンドゥの更
新のシーケンスを表す図。
新のシーケンスを表す図。
【図４】１ビットの明白で周期的なフィードバックと、
ダンピングを用いて、ウィンドゥサイズを適用的に制御
する方法を表す図。
ダンピングを用いて、ウィンドゥサイズを適用的に制御
する方法を表す図。
【図５】本発明の方法を用いて、２個の仮想回路用のウ
ィンドゥの性能を表すグラフ。
ィンドゥの性能を表すグラフ。
【図６】飽和領域における周期的解を表すグラフ。
【図７】異なる領域における平均フローレート（Ａ）
と、平均バッファコンテント（Ｂ）を表すグラフ。
と、平均バッファコンテント（Ｂ）を表すグラフ。
【図８】異なる領域における流体モデルの解を表すグラ
フ。
フ。
【図９】フィードバック制御と重み付きラウンドロビン
サービスとを有するネットワークのブロック図。
サービスとを有するネットワークのブロック図。
【図１０】フィードバック制御とＦＣＦＳサービスとＷ
ＲＲサービスの組み合わせを用いたネットワークのブロ
ック図。
ＲＲサービスの組み合わせを用いたネットワークのブロ
ック図。
１００ 高速ネットワーク １０１ ユーザ １０６−ｉ 交換ノード １０６−１ 発信ノード １０６−２ 着信ノード １０８ データリンク １１２ ネットワーク間リンク １４０ セル（パケット） １４１ データ部分 １４２ ヘッダ部分 １４３ 輻輳制御フィールド １５６ サーバ機能 １５８ バッファ機能 １６０ 伝搬遅延Ｄf1 １７０ 伝搬遅延Ｄb １７１、１７２ 仮想回路トラフィック ２０２ ソース ２０４ 交換器ノード ２０６ 共有バッファ ２０８ サーバ ９１０ バッファ ９１５ 交換子 ９２０ サーバ ９５０、９６０ バッファ ９７０ サーバ
【数３８】
───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (72)発明者 ジュディス バーバラ シーリー アメリカ合衆国、07940 ニュー ジャー ジー、マディソン、ケンジントン ロー ド、34
Claims (28)
- 【請求項１】 複数のノードと、前記複数のノードを接
続する仮想回路とを有するネットワークにおいて、前記
仮想回路は、データソースから前記仮想回路を介して送
信される波付きＫ（以下Ｋとする）個のデータパケット
を有するＫのサイズのウィンドゥを有するものにおい
て、前記ウィンドゥのＫのサイズを制御する方法におい
て、 （Ａ）前記ノードから、前記ネットワーク内の前記デー
タソースに接続されるポイントに、タイムスロットの
間、前記ネットワークの輻輳を指示するフィードバック
信号を送信するステップと、 （Ｂ）前記フィードバック信号と、ダンピング定数に基
づいてサイズＫの理想的ウィンドゥを、前記ポイントで
決定するステップと、 前記ダンピング定数は、(a)少なくとも１つ前のタイム
スロット内の前記理想的ウィンドゥのサイズと、(b)前
記フィードバック信号に調和する相対重みを決定し、 前記理想的ウィンドゥの前記サイズＫは、前記データソ
ースから前記仮想回路を介して送信されるパケットの理
想数を表し、 （Ｃ）前記理想的ウィンドゥに基づいて、前記Ｋのサイ
ズの前記ウィンドゥを制御するウィンドゥサイズ制御信
号を生成するステップとからなることを特徴とするネッ
トワークにおけるウィンドゥとレートの適用制御方法。 - 【請求項２】 前記フィードバック信号は、単一ビット
であることを特徴とする請求項１の方法。 - 【請求項３】 前記単一ビットは、前記ノードで輻輳が
発生したときに、設定されることを特徴とする請求項２
の方法。 - 【請求項４】 前記ウィンドゥサイズ信号は、追加のパ
ケットを前記ネットワークに送信するために、前記デー
タソースへの信号を有することを特徴とする請求項１の
方法。 - 【請求項５】 前記（Ｂ）の決定するステップは、 ＫI＝（１−ｄ（Ｉ）γ）ＫI-d(I)−ａｄ（Ｉ）ＢI
（Ｉ＝１，２，．．．） に基づいて決定され、 ここでＩは、前記フィードバック信号が送信される前記
タイムスロットを識別する指数で、 ＫIは、前記タイムスロットの間の前記理想的ウィンド
ゥのサイズで、 γは、ダンピング定数で、 ａは、ゲイン定数で、 ｄ（Ｉ）は、前記フィードバック信号が送信されてから
の時間間隔の数で、 ＢIは、前記フィードバック信号であることを特徴とす
る請求項１の方法。 - 【請求項６】 前記フィードバック信号が前記ネットワ
ーク内の輻輳を表すときには、ＢI＝１で、表さないと
きには、ＢI＝−１であることを特徴とする請求項５の
方法。 - 【請求項７】 前記（Ｃ）のウィンドゥサイズ制御信号
を生成するステップは、Ｋ個のパケット内のｎ番目のパ
ケットの受領通知に応答して、前記ウィンドゥの前記Ｋ
のサイズを制御する信号を以下の式に基づいて生成する 【数５５】 ここで、ｎは、パケットを識別する指数で、Ｋ n は、データのｎ−１番目のパケットとｎ番目のパケ
ットの受領通知の間の前記ウィンドゥのサイズで、 Ｉは、前記受領通知を受信する間のタイムスロットを識
別する指数であることを特徴とする請求項１の方法。 - 【請求項８】 ノードの組の間でデータパッケトを通信
するに適した仮想回路を有するネットワークにおいて、
前記仮想回路のｊ番目の仮想回路は、データソースから
前記仮想回路を介して送信される波付きＫj（以下Ｋ jと
する）個のデータパケットを有するＫ jのサイズのウィ
ンドゥを有するものにおいて、前記ウィンドゥのＫ jの
サイズを制御する方法において、 （Ａ）前記ノードの組の中のノードから、前記ネットワ
ーク内の前記データソースに接続されるポイントに、タ
イムスロットの間、前記ネットワークの輻輳を指示する
フィードバック信号を送信するステップと、 （Ｂ）前記フィードバック信号と、ダンピング定数に基
づいて、ｊ番目の仮想回路に対し、サイズＫjの理想的
ウィンドゥを、前記ポイントで決定するステップと、 前記ダンピング定数は、(a)少なくとも１つ前のタイム
スロット内の前記理想的ウィンドゥのサイズと、(b)前
記フィードバック信号に調和する相対重みを決定し、 前記理想的ウィンドゥの前記サイズＫjは、前記データ
ソースからｊ番目の仮想回路を介して送信されるパケッ
トの理想数を表し、 （Ｃ）前記理想的ウィンドゥに基づいて、前記Ｋ jのサ
イズの前記ウィンドゥを制御するウィンドゥサイズ制御
信号を生成するステップとからなることを特徴とするネ
ットワークにおけるウィンドゥとレートの適用制御方
法。 - 【請求項９】 前記各ノードは、前のノードからデータ
パケットを受信するバッファメモリを有し、 前記フィードバック信号は、所定のしきい値レベルに対
するデータレベルを表すことを特徴とする請求項８の方
法。 - 【請求項１０】 前記各ノードは、前記ｊ番目の仮想回
路用に、前のノードからデータパケットを受信するため
のバッファメモリを有し、 前記フィードバック信号は、ｊ番目の仮想回路用に、所
定のしきい値レベルＱT,jに対するデータレベルを指示
することを特徴とする請求項８の方法。 - 【請求項１１】 前記バッファメモリは、先着順サービ
ス原理に基づいて、機能することを特徴とする請求項１
０の方法。 - 【請求項１２】 前記バッファメモリは、重み付きラウ
ンドロビン原理に基づいて、機能することを特徴とする
請求項１０の方法。 - 【請求項１３】 前記フィードバック信号は、単一ビッ
トであることを特徴とする請求項８の方法。 - 【請求項１４】 前記単一ビットは、前記ノードで輻輳
が発生したときに、設定されることを特徴とする請求項
１３の方法。 - 【請求項１５】 前記ウィンドゥサイズ信号は、追加の
データパケットをｊ番目の仮想回路を介して送信するた
めに、前記データソースへの信号を有することを特徴と
する請求項８の方法。 - 【請求項１６】 前記（Ｃ）のウィンドゥサイズ制御信
号を生成するステップは、Ｋ j個のパケット内のｎ番目
のパケットの受領通知に応答して、前記ウィンドゥの前
記Ｋｊのサイズを制御する信号を以下の式に基づいて生
成する 【数２】 ここで、ｎは、パケットを識別する指数で、Ｋ jn は、データのｎ−１番目のパケットとｎ番目のパケ
ットの受領通知の間の前記ウィンドゥのサイズで、 Ｉは、前記受領通知を受信する間のタイムスロットを識
別する指数であることを特徴とする請求項８の方法。 - 【請求項１７】 前記（Ｂ）の決定するステップは、下
記の式に基づいて決定される 【数１】 ここで、Ｉは、フィードバック信号が送信される間のタ
イムスロットを識別する指数で、 Ｋj,Iは、前記タイムスロットの間のｊ番目の仮想回路
の理想的ウィンドゥサイズで、 γjは、ｊ番目の仮想回路のダンピング定数で、 ａjは、ｊ番目の仮想回路のゲイン定数で、 ｄ（Ｉ）は、前記フィードバック信号が送信されてから
の時間間隔の数で、 ＢIは、フィードバック信号であることを特徴とする請
求項８の方法。 - 【請求項１８】 前記フィードバック信号が前記ネット
ワーク内の所定のしきい値をこえた輻輳を表すときに
は、ＢI＝１で、表さないときには、ＢI＝−１であるこ
とを特徴とする請求項１７の方法。 - 【請求項１９】 前記（Ｂ）の決定するステップは、下
記の式により決定され、 【数３】 ここで、Ｉは、フィードバック信号が送信される間のタ
イムスロットを識別する指数で、 Ｋj,Iは、前記タイムスロットの間の理想的ウィンドゥ
サイズで、 γjは、ｊ番目の仮想回路のダンピング定数で、 ａjは、ｊ番目の仮想回路のゲイン定数で、 ｄ（Ｉ）は、前記フィードバック信号が送信されてから
の時間間隔の数で、 ＢIは、フィードバック信号であるＫj,floor＝τj（Ｃ
ＩＲ）で、 τjは、前記ｊ番目の仮想回路の往復遅延時間で、 ＣＩＲjは、前記ｊ番目の仮想回路の合意情報レートで
あることを特徴とする請求項８の方法。 - 【請求項２０】 ネットワークにおいて、データソース
から前記ネットワークへのデータパケットの入力レート
を制御する方法において、 （Ａ） 前記ネットワークから前記データソースに接続
されるポイントで、タイムスロットの間、フィードバッ
ク信号を受信するステップと、 前記フィードバック信号は、前記ネットワーク内の輻輳
を指示し、 （Ｂ） 前記ポイントで、前記フィードバック信号とダ
ンピング定数に基づいて、レートＲを決定するステップ
と、 前記ダンピング定数は、ａ）少なくとも１つ前のタイム
スロット内の前記理想的ウィンドゥサイズと、ｂ）前記
フィードバック信号に適合する相対的重み係数を決定
し、 （Ｃ） 前記受信ステップに応答して、前記データソー
スから前記ネットワークにデータパケットの入力速度を
Ｒに設定するレート制御信号を生成するステップとから
なることを特徴とするデータパケットの入力レート制御
方法。 - 【請求項２１】 前記フィードバック信号は、単一ビッ
トであることを特徴とする請求項１の方法。 - 【請求項２２】 前記単一ビットは、前記ネットワーク
に輻輳があるときに設定されることを特徴とする請求項
２の方法。 - 【請求項２３】 前記（Ｂ）の決定するステップは次式
に基づいて決定する ＲI＝（１−ｄ（Ｉ）γ）ＲI-d(I)−ａｄ（Ｉ）ＢI
（Ｉ＝１，２，．．．） ここで、Ｉは、フィードバック信号が送信される間のタ
イムスロットを識別する指数で、 ＲIは、前記タイムスロットの間のレートで、 γjは、ダンピング定数で、 ａjは、ゲイン定数で、 ｄ（Ｉ）は、前記フィードバック信号が送信されてから
の時間間隔の数で、 ＢIは、フィードバック信号であることを特徴とする請
求項２０の方法。 - 【請求項２４】 ノードの組の間でデータパケットを通
信するに適した仮想回路を有するネットワークにおい
て、データソースからｊ番目の仮想回路を介して前記ネ
ットワークへのデータパケットの入力レートを制御する
方法において、 （Ａ） 前記ネットワークからデータソースに接続され
るポイントで、フィードバック信号を受信するステップ
と、 前記フィードバック信号は、前記ｊ番目の仮想回路内の
輻輳を指示し、 （Ｂ） 前記ポイントで、前記フィードバック信号とダ
ンピング定数に基づいて、レートＲjを決定するステッ
プと、 前記ダンピング定数は、ａ）少なくとも１つ前のタイム
スロット内の前記理想的ウィンドゥサイズと、ｂ）前記
フィードバック信号に適合する相対的重み係数を決定
し、 （Ｃ） 前記受信ステップに応答して、前記データソー
スからのデータパケットの入力速度をＲjに設定するレ
ート制御信号を生成するステップとからなることを特徴
とするデータパケットの入力レート制御方法。 - 【請求項２５】 前記各ノードは、前のノードからデー
タパケットを受信するバッファメモリを有し、 前記フィードバック信号は、所定のしきい値レベルに対
するデータレベルを表すことを特徴とする請求項２４の
方法。 - 【請求項２６】 前記バッファメモリは、先着順サービ
ス原理に基づいて、機能することを特徴とする請求項２
５の方法。 - 【請求項２７】 前記バッファメモリは、重み付きラウ
ンドロビン原理に基づいて、機能することを特徴とする
請求項２５の方法。 - 【請求項２８】 前記（Ｂ）の決定するステップは次式
に基づいて決定する 【数６】 ここで、Ｉは、フィードバック信号が送信される間のタ
イムスロットを識別する指数で、 Ｒj,Iは、前記タイムスロットの間のｊ番目の仮想回路
のレートで、 γjは、ｊ番目の仮想回路のダンピング定数で、 ａjは、ｊ番目の仮想回路のゲイン定数で、 ｄ（Ｉ）は、前記フィードバック信号が送信されてから
の時間間隔の数で、 ＢIは、フィードバック信号であることを特徴とする請
求項２４の方法。
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