JPH08331154A - 最大−最小公平割当を行うパケット交換ネットワーク用混雑制御システムおよび方法 - Google Patents

最大−最小公平割当を行うパケット交換ネットワーク用混雑制御システムおよび方法

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JPH08331154A
JPH08331154A JP14260896A JP14260896A JPH08331154A JP H08331154 A JPH08331154 A JP H08331154A JP 14260896 A JP14260896 A JP 14260896A JP 14260896 A JP14260896 A JP 14260896A JP H08331154 A JPH08331154 A JP H08331154A
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カラムポーカス ランプロス
Anujan Varna
ヴァーナ アヌジャン
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デー．カマクリシュナン カダンゴード
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Abstract

(57)【要約】 【課題】 「ベスト・エフォート」トラフィックに対し
て、速度に基づく混雑制御方法を実行する通信ネットワ
ークの、個々のスイッチ内での速度割当方法を開示す
る。 【解決手段】 本発明の方法の最も重要な点は、その割
当機能を、ネットワーク・リンクを共用している接続の
数とは無関係に実行するため、θ（ｌ）時間内で実行を
行う新しい割当アルゴリズムにある。このように実行方
法が簡単になったので、上記のアルゴリズムは、多数の
仮想チャンネルを持っているＡＴＭスイッチ内での実行
に特に有利である。上記のアルゴリズムは、ＡＴＭ資源
管理セルのような特定のセルまたはパケット・ヘッダ内
で、ソースから供給された帯域幅情報に基づいて作動す
る。一つのネットワーク・リンクを共用している他の接
続に対するパラメータの数値を記憶することによって、
このアルゴリズムは、帯域幅の割当に対する接続からの
各要求に対して、一定の数の簡単な計算を行う。このア
ルゴリズムの性質は非同期型、分散型で、最大−最小公
平割当、Ｇ６０に集束する。

Description

【発明の詳細な説明】
【０００１】
【発明の属する技術分野】本特許出願は、通信ネットワ
ーク用の混雑制御システム、特に公平割当を行うパケッ
ト交換ネットワーク内の上記の混雑を制御するための効
率的な方法に関する。
【０００２】
【従来の技術】非同期転送モード（ＡＴＭ）は、高速デ
ジタル音声通信およ高速デジタル・データ通信を効率的
にサポートするために設計された、ネットワーク用のプ
ロトコールである。今後５ー１０年間の間に、世界中で
発生する音声およびデータのトラフィックの大部分は、
ＡＴＭ技術で送信されるだろうと考えられている。
【０００３】非同調転送モードに基づく広帯域パケット
・ネットワークにより、単一の通信ネットワーク内の広
い範囲にわたる特性を、トラフィックに内蔵させること
ができるようになっている。このようなネットワーク内
においては、ＡＴＭ階層内のすべての通信は、ＡＴＭ用
語の「セル」と呼ばれる固定サイズパケットで行われ
る。一つのＡＴＭセルは、ペイロード用の４８バイトお
よびＡＴＭ階層のヘッダ用の５バイトからなっている。
セルの発送は、終点間に設置されている仮想回路上のパ
ケット・スイッチによって行われる。適正なトラフィッ
ク・スケジュリング・アルゴリズムを使用することによ
って、ＡＴＭはリアルタイム・ビデオから、サービスの
質についての保証を必要としないベスト・エフォート・
トラフィックまでの多くの種類のトラフィックを取り扱
うことができる。業界グループであるＡＴＭフォーラム
は、上記の種類のトラフィック用に、一群のサービス分
類を定義している。すなわち、定ビット速度（ＣＢＲ）
サービス、可変ビット速度（ＶＢＲ）サービス、非指定
ビット速度（ＵＢＲ）サービス、および使用可能ビット
速度（ＡＢＲ）サービスである。ＡＢＲサービス分類
は、本発明のシステムおよび方法の最も望ましい実施例
である、「ベスト・エフォート」トラフィックに対応し
ている。
【０００４】ＡＢＲサービス分類が開発された最大の動
機は、データの各パケットがＡＴＭセルに分割されるデ
ータ・トラフィックを経済的にサポートするためであっ
た。上記の「ベスト・エフォート」トラフィックは、一
般的に、リアルタイム・デッドラインを持っていないこ
と、および使用することができる帯域幅、遅延またはセ
ル損失比について低いレベルの保証しか必要としないこ
とを特徴としている。この「ベスト・エフォート」モー
ドは、その性質が、明示的にも、暗黙ででも、終点間の
仮想回路上のＡＴＭ階層で接続を行う必要があるという
点を除けば、（一般的に送信制御プロトコール（ＴＣ
Ｐ）またはユーザ・データグラム・プロトコール（ＵＤ
Ｐ）を使用している）現在のインターネットが供給する
サービスに類似している。
【０００５】ＡＴＭにより、もっと低い階層で混雑制御
を行う機会が新たに増えたし、現在のデータグラム・ネ
ットワーク内で得られる以上にＴＣＰの性能を改善する
可能性もでてきている。ＡＴＭのＡＢＲサービスによ
り、より高速のそしておそらくより優れた混雑制御アル
ゴリズムを使用することができるようになったので、現
在のデータグラムサービス用に設計されたプロトコール
さえも使用する可能性もでてきた。ＡＴＭセルのサイズ
は固定しているので、多くの場合交換機能の実行か簡単
になる。その結果、ＡＴＭネットワークの速度を向上さ
せることができる。最近、ＡＴＭネットワーク内での、
「ベスト・エフォート」トラフィック用のいくつかの混
雑制御方法が提案された。これらの混雑制御方法として
は、パケット放棄法（ロマノフ９４）、リンク・レベル
での流れ制御法（Ｈ．Ｔ．クン、Ｔ．ブラックウエルお
よびＡ．チャップマンの「ＡＴＭネットワーク用のクレ
ジットに基づく流れ制御」：クレジット更新プロトコー
ル、適応クレジット割当、および統計多重化」、１９９
４年９月のＳＩＧＣＯＭＭ −’９４の処理）および明
示の混雑通知による速度制御（ＩＥＥＥ通信、１９９４
年８月の３４ー５０ページ掲載のＰ．ニューマン著「Ａ
ＴＭローカル・エリア・ネットワーク用のトラフィック
管理」、などがある。高速ＡＴＭネットワーク内のＴＣ
Ｐの性能を改善する方法は、１９９５年２月のＡＣＭ通
信３８巻、第２号、９０−１００ページ掲載のＭ．パー
ロフ Ｋ．レス著「高速ＡＴＭネットワークＴＣＰの性
能の改善」に記述されている。パーロフおよびレスが考
案した上記の方法は、ＡＴＭセル内にＴＣＰセグメント
を含む特殊なビットを使用している。このビットは、Ｔ
ＣＰがその混雑用の窓を増大しているとき送信される、
ＴＣＰセグメントに対応するセル内に設定される。混雑
が起こっている場合には、このビットを含んでいるセル
を真っ先にドロップしなければならない。
【０００６】
【発明が解決しようとする課題】上記の先行技術による
方法は、多くの場合、競合するデータの流れにリンク容
量を公平に割り当てることができないこと、バッファを
行う方法および／または行列待ちを行う方法が複雑であ
ること、そしてある場合には、制御機構を一方の端から
他方の端まで見通すことができない問題など、多くの問
題を抱えている。さらに、これらのすべての方法は、適
当なパラメータを正しく設定するために、またはハイレ
ベルのプロトコールとＡＴＭ階層内の混雑制御機構との
間での協力を行うために、予めネットワークの構成につ
いて知っていなければならない。
【０００７】ＡＴＭフォーラムが、ＡＢＲサービスに最
も適しているとして選択した他の方法、すなわち、明示
の速度設定は、接続に対する帯域幅の割当を直接制御す
る。各ＡＴＭセルは、同じ数のビットを含んでいるの
で、ビット速度で測定した接続の帯域幅の制御は、その
セル速度を直接制御することのよって行われる。それ
故、この方法は速度に基づく流れ制御と呼ばれる。接続
に対するセル速度の制御は、少なくとも送信ソースのと
ころで行われるが、この送信ソースでは、ネットワーク
からのフィ−ドバックによって指示された場合に、接続
のトラフィックを整形する。場合によっては、上記の制
御をネットワーク内のいくつかの場所で行うことができ
る。速度に基づく枠組みのもとでは、一つの接続に割り
当てられた帯域幅の持ち分が、一つの接続毎にデータが
整形されるいくつかの場所の間ので遅延によって左右さ
れるとは思われない。ＡＴＭネットワーク内の混雑制御
用の速度に基づく枠組みについてのより詳細な説明につ
いては、Ｆ．ボノミおよびＫ．フェンデックの１９９５
年３月／４月号のＩＥＥＥネットワークの２５ー３９ペ
ージ掲載の「使用可能なビット速度ＡＴＭサービス用の
速度に基づく流れ制御枠組」を参照してほしい。
【０００８】速度に基づく混雑制御方法は、特に広域ネ
ットワーク用のリンクレベルの流れ制御が必要とするバ
ッファ処理の一部分を使用して、理想に近い処理能力を
供給できる潜在的な能力を持っている。速度をはっきり
と設定することによって、各接続ソースは、周期的に特
定の資源管理（ＲＭ）セルを送信する。ＲＭセルは、接
続に必要な帯域幅を指定する。ＲＭセルのパス上の各ス
イッチは、その外へ出て行くリンク上の接続に割り当て
ることができる帯域幅に基づいて、要求を修正すること
ができる。宛先に到着した場合、必要とする帯域幅を割
り当てることができないスイッチによって、その要求帯
域幅が狭められたＲＭセルは、ソースに送り返され、そ
こで接続のパス内のボトルネック・リンクの速度に基づ
いて、その速度が設定される。速度に基づく方法を使用
する場合には、一つのスイッチの共通の出力リンクを共
用している接続間で、帯域幅を公平に分割するためのア
ルゴリズムが必要となる。一つの接続（または、一般的
にいって、比較することができる情報を含んでいる一つ
のパケット）からＲＭセルを受け取ると、使用できる帯
域幅および他の接続の現在の割当を考慮して、出力リン
ク上の接続の現在の帯域幅の割当を決定するために、上
記のアルゴリズムがスタートする。パケット交換ネット
ワーク内での速度割当用の上記のアルゴリズムについて
は、チャーニが記述している。（１９９４年マサチュセ
ッツ、ケンブリッジ、マサチュセッツ工科大学、電気コ
ンピュータ科のＭ．Ｓ．論文、Ａ．チャーニ著「フィ−
ドバックを使用しているパケット交換ネットワーク内で
の速度割当用のアルゴリズム」。以下この論文をチャー
ニ９４ＴＰ呼ぶ。） 集束が起こった場合には、このア
ルゴリズムによって計算した割当が最大−最小公平割当
を満足することは証明済みである。この概念について
は、以下バートセカス９２と呼ぶ、１９９２年第２版の
プレンチス・ホール社出版のＤ．バートセカスおよび
Ｒ．ギャラガ著の「データ・ネットワーク」の第二版に
記載されている。しかし、チャーニ９４のアルゴリズム
は、各ＲＭセルを受け取る度に、他の能動状態にある接
続の状態をチェックしなければならず、その最悪の複雑
の状態（−）（ｎ）になる。この場合、ｎはスイッチの
外へでて行くリンクを共用している能動状態にある接続
の数である。それ故、各出力リンク毎に多数の仮想チャ
ンネルをサポートしているＡＴＭスイッチ内で、上記の
アルゴリズムを使用するのは適当でない。従って、本発
明の一つの目的は、最大−最小公平割当基準を維持しな
がら、速度に基づく混雑制御方法を実行するためのより
効率的なプロセスを提供することである。
【０００９】
【課題を解決するための手段】通信ネットワーク用の混
雑制御方法は、それを使用している際、データ・ソース
が、周期的に上記のデータ・ソースからのデータの流れ
の中に、上記のデータ・ソースが、ネットワークに現在
データを送信している速度を表す第一のインジケータ
と、上記のデータ．ソースが、データを送信したい速度
を示す第二のインジケータを注入するように作動してい
る。その後、本発明の方法は、ネットワーク内のスイッ
チのところで、競合しているデータの流れの間で分配す
る帯域幅に対する予め定めた基準に従って割当を決定
し、第二のインジケータが示す速度と各スイッチが決定
した最大速度割当とを比較するために、ソースと宛先と
の間の上記のネットワークの送信パス内の一連のスイッ
チのところで、ソースによって送られた第二のインジケ
ータに基づいて動作する。第二のインジケータが示す速
度が、上記の最大速度割当より早い場合には、本発明
は、第二のインジケータが含む速度表示を、上記の最大
速度割当に変更する。この場合、ソースからの第一およ
び第二のインジケータが、ソースとアドレス指定された
宛先との間のネットワーク送信パス内のすべてのスイッ
チ通過した場合、本発明の方法は、上記の第一および第
二ののインジケータをソースに送り返し、それにより通
過したスイッチの内のどれかが第二のインジケータが示
す速度に加えた修正に従って、ソースに対する最大デー
タ送信速度が確立される。
【００１０】
【発明の実施の形態】説明を分かりやすくするために、
図に示す本発明の例示としての実施例は、（「プロセッ
サ」と表示されている機能ブロックを含む）個々の機能
ブロックからなっている。これらのブロックが表示する
機能は、ソフトウエアを実行することができるハードウ
エアを含むが、それに限定されない共用または専用ハー
ドウエアを使用した場合に供給される。例えば、図３お
よび４に示すプロセッサの諸機能は、単一の共有プロセ
ッサにより供給される。（「プロセッサ」という用語
は、ソフトウエアを実行することができるハードウエア
に限定されると解釈すべきではない。）
【００１１】例示としての実施例は、ＡＴ＆Ｔ ＤＳＰ
１６またはＤＳＰ３２Ｃ、下記の動作を行うソフトウエ
アを記憶するための読みだし専用メモリ（ＲＯＭ）、お
よび結果を記憶するためのランダム・アクセス・メモリ
（ＲＡＭ）のようなマイクロプロセッサおよび／または
デジタル信号プロセッサ（ＤＳＰ）から構成することが
できる。超大規模集積回路（ＶＬＳＩ）ハードウエアの
実施例、および汎用ＤＳＰ回路と組み合わせた、カスタ
ムＶＬＳＩ回路も使用することができる。すでに理解さ
れたことと思うが、本発明の混雑制御方法は、通信ネッ
トワーク内で実行される。図１に、動作を説明するため
の、単純化した例示としてのネットワークを示す。この
図においては、ネットワークは、タンデム接続されてい
る四つのスイッチ（１、２、３および４）からなってい
て、これらのスイッチは、ネットワークを横切って送信
される通信トラフィックのソースまたは宛先としての、
いくつかのホスト・コンピュータを相互接続するための
ネットワークを形成している。図に示すように、ソース
Ｓ２から宛先Ｄ2への通信パスは、入力スイッチ２の入
力ポートからのパスに通り、そのスイッチを通って、出
力ポートからでて、スイッチ２および３を接続している
送信ラインを通って、スイッチ３の入力ポートに入る。
スイッチ３により適当な出力ポートに切り換えられた
後、パスはそのポートから宛先Ｄ2まで延びている。
【００１２】本発明の混雑制御方法は、接続用のもので
あるので、図１のネットワーク内の仮想回路の実行を説
明するのに望ましい実施例を選んだ。しかし、ネットワ
ークは接続を使用しなくても、またはデータグラム・ネ
ットワークとしても実行することができ、また性能が幾
分低下しても作動することができることを理解してほし
い。スイッチをソース−宛先に基づく状態に維持するこ
とにより、本明細書に記載した状態に近づけることがで
きた。接続の識別は、一意の識別用のソース／宛先アド
レスのマッピングに基づいて行われる。この望ましい実
施例の仮想回路を実行することにより、特定の仮想回路
に属しているすべてのパケットは、ソースから宛先間の
ネットワーク内の同じを通る。
【００１３】本発明の混雑制御枠組みを実行する場合、
各仮想回路に属するパケットの送信速度は、フィ−ドバ
ック機構に基づいて、仮想回路のソースにより個々に制
御される。各仮想回路内においては、ソースは周期的に
混雑制御情報を送信する。上記の混雑制御情報は、別々
のパケットとして送信することもできるし、またはデー
タ・パケットにピッギ・バックすることもできる。本発
明の望ましい実施例の場合には、上記の混雑制御情報
は、個々パケットを経由して、ＡＴＭ技術の特定の方法
で送信されるが、上記の別々のパケットは資源管理（Ｒ
Ｍ）セルと呼ばれる。ＲＭセルが仮想回路の宛先に到着
すると、これらＲＭセルはネットワーク内の逆方向のパ
スを通ってソースへ送り返される。本発明望ましい実施
例の場合には、本発明の方法による帯域幅割当に必要な
すべての処理は、順方向へ伝送されているＲＭセルがあ
るスイッチに到着したとき、実行される。この実施例の
場合には、如何なる処理もソースへ送り返されるＲＭセ
ル上のスイッチによっては行われない。しかし、望まし
い実施例の順方向の処理は、後方向で容易に実行できる
ことは明かであろう。
【００１４】以下に詳細に説明する本発明の速度割当ア
ルゴリズムは、個々にネットワークのスイッチに適用さ
れる。スイッチ内においては、個々のアルゴリズムは、
対応する外へでて行くリンクを共有している接続の間で
の帯域幅の割当を制御するために、スイッチの各出力ポ
ート（または入力バッファ処理スイッチの場合には、入
力ポート）で実行される。しかし、上記の割当は、外へ
出て行く各リンクを管理するスイッチの内の中央プロセ
ッサによって実行することができることを理解してほし
い。
【００１５】図２に、本発明の混雑制御情報パケットに
必要なフィールドを示す。上記の図のこれらフィールド
用の特定の表示は、ＲＭセル用にＡＴＭフォーラムが定
めた名称に対応している。本発明の方法を実行している
場合、明示の速度（ＥＲ）フィールドは、仮想回路のソ
ースによって、それが必要とする帯域幅の大きさに設定
される。接続パス上のスイッチ内で作動している本発明
の速度割当アルゴリズムは、最大帯域幅が受け取ったＲ
ＭセルのＥＲフィールド内の数値より小さい場合には、
その数値を外へ出てゆくリンク上の接続に割り当てるこ
とができる帯域幅の最大値に狭めることによって、ＲＭ
セルがスイッチを通過するとき、上記のフィールドを修
正することができる。
【００１６】ＣＣＲフィールドは、接続ソースによって
設定されるが、スイッチによっては修正することはでき
ない。このフィールドはソースの現在の送信速度を表示
する。ソースは、一番最近ネットワークから送り返され
たＲＭセル内のＥＲ数値に基づいて、ＣＣＲフィールド
を設定したものとみなされる。上記のＥＲ数値は、最も
新しいＲＭセルを受け取ったときのネットワーク内のボ
トルネック・リンクで使用することができる帯域幅を表
す。また、混雑制御情報パケットは、それが属している
仮想回路およびパケットの方向（順方向／逆方向）を指
定する必要があるが（これは通常のパケット・ヘッダの
一部となっている）、これはパケットがスイッチを通っ
て一方の方向に通過し、スイッチを通って逆方向に移動
するときに処理が行われないときに、速度割当アルゴリ
ズムの実行を容易にするためである。
【００１７】図３に、出力バッファ処理スイッチ、すな
わち、その出力ポートでバッファ処理および混雑制御処
理が行われるスイッチ内での、本発明の混雑制御方法の
特定の実行方法を示す。この図を見れば分かるように、
この例示としてのスイッチは、入力リンク・インタフェ
ース・モジュ−ル１０により入力リンクに接続している
複数の入力ポート（図の１からＮまで）と、対応する複
数の出力リンク・インタフェース・モジュ−ル２０によ
り、外に向かって出ているリンクに接続している複数の
出力ポート（図では同様に１からＮまで）を持ってい
る。各出力リンク・インタフェース・モジュ−ルは、リ
ンクを通る接続のためのデータをバッファ処理し、潜在
的には、接続関連のＲＭセルをその接続のためのデータ
・セルから分離するためのバッファ処理を行い、機能を
処理する。上記の分離されたＲＭセルは、その後、本発
明のアルゴリズムに従って処理するために、速度割当ア
ルゴリズム・プロセッサ３０に送られる。ＲＭセルの上
記の処理の後、各仮想回路内のパケットの相対的送信順
序が維持されるように、ＲＭセルは、出力リンク・イン
タフェース・モジュ−ルによる関連接続のために、デー
タ・セルと再結合される。ＲＭセルの分離と再結合のケ
ースだけを説明したが、本発明が上記の分離および再結
合を行わないＲＭセルの処理を除外しているわけではな
いことを理解してほしい。しかし、このような分離を行
わない方法は、比較的高速のプロセッサを必要とする。
【００１８】すでに説明したように、外へ出て行く各リ
ンク上の帯域幅の割当を制御するには、分離型の速度割
当アルゴリズムが使用される。従って、複数の出力リン
ク・インタフェース・モジュ−ルのそれぞれが、ポート
１に関連する出力リンク・インタフェース・モジュ−ル
のところで示したのと同じ方法で、速度割当アルゴリズ
ム・プロセッサ３０を含むように構成し、また上記の出
力リンク・インタフェース・モジュ−ルのところですで
に述べたのと同じバッファ機能および処理機能を行うこ
とを理解してほしい。
【００１９】図４は、入力バッファ処理スイッチ、すな
わち、その入力ポートで混雑制御処理を行うスイッチ内
での、本発明の混雑制御方法の特定の実行方法を示す。
本発明の処理機能を示すこの図を見れば分かるように、
出力リンク・インタフェース・モジュ−ル１５は、機能
的には、図３の出力リンク・インタフェース・モジュ−
ル１０に対応しているし、入力リンク・インタフェース
・モジュ−ル２５および速度割当アルゴリズム・プロセ
ッサ３５は、本質的に、図３の出力リンク・インタフェ
ース・モジュ−ル２０および速度割当アルゴリズム・プ
ロセッサ３０に対応している。しかし、上記の入力バッ
ファ処理スイッチを使用しているので、スイッチの入力
ポートに到着するパケットを、任意の出力ポートに送る
ことはできるが、独立している速度割当アルゴリズム
を、別々に各入力ポートで実行することはできない。そ
のかわり、別々のアルゴリズムは各入力リンク・インタ
フェースで実行できるし、各アルゴリズムは、任意の外
へ出て行くリンクに割当を行うことができる。全部のア
ルゴリズムは、この結果を得るために、すべての共有割
当パラメータを共通共有メモリ４５内に記憶している。
複数のアルゴリズムの同期は、アルゴリズムを実行して
いる際に共有変数にロッキング・アクセスするための周
知の方法により行うことができる。
【００２０】本発明の混雑制御方法は、多重キャスト仮
想回路、すなわち、複数の宛先に送信する共通ソースに
適用することができる。図１について説明すると、例示
としての多重キャスト装置の場合に、ソースＳ3から宛
先Ｄ2およびＤ3に送信する場合を考えてみよう、Ｓ3か
らＤ2へのパスは一つのスイッチ（Ｓｗ２）を通るだけ
だが、一方Ｓ3からＤ3へのパスは、二つのスイッチ（Ｓ
ｗ２およびＳｗ３）を通るので、Ｓｗ３はＳ3からＤ2へ
のパス内には含まれていないＳ3からＤ3へのパスに対し
て、ボトルネック、すなわち、帯域幅制限装置となる。
各多重パスを通る集団ＲＭセルがソースへ戻るときに、
新しいＣＣＲを、上記の任意の多重キャスト・パスに対
して使用できる最も狭い帯域幅に設定した場合の、多重
キャスト送信のパスの全部ではないが、いくつかのパス
内に生じる潜在的な制限について説明する。任意の特定
のスイッチのところでの、多重キャスト接続の多重キャ
ストの流れの各ＲＭセルに対する割当は、接続のすべて
の流れに対する最低の割当値である。いくつかの多重キ
ャストパスに対して送り返されてきたＲＭセルを結合す
るプロセスは、先行技術による周知の方法によって行う
ことができる。ある多重キャストの流れを処理するため
の、本発明の望ましい実施例の場合には、多重キャスト
の流れ内のこれらセルの反対方向の最小ＥＲ値を発見す
るためのスイッチが必要になり、その最低ＥＲ値は結合
したＲＭセル内に挿入され、このＲＭセルは反対方向に
転送される。しかし、この方法は必要不可欠なものでは
ない。
【００２１】今までは、本発明の混雑制御方法を実行す
るためのネットワーク環境について説明してきたが、次
にこの方法の特定の機能について説明する。本発明の下
部構造となる速度に基づく混雑制御方法の場合には、各
接続ソースは宛先へのパス上のスイッチによって、接続
のために割当てほしい帯域幅の特定の数値を要求する。
ＡＴＭ技術を使用している望ましい実施例の場合には、
そのような要求は、ソースが周期的に送信する特定のＲ
Ｍセルによって行われる。この命令はチャーニ９４に記
述されている命令に類似していることに注意してほし
い。各ＲＭセルは、この混雑制御下部構造とともに、図
２に示した以下のフィールドを持っている。 １．そのセルが属する接続を識別するための仮想回路識
別子。 ２．明示の速度（ＥＲ）と呼ばれる、要求された帯域幅
の数値。 ３．接続のソースによって設定され、スイッチによって
は修正されない現在のセル速度（ＣＣＲ）。このフィー
ルドは、ソースの現在の送信速度を示す。ソースは、ネ
ットワークから返送された最も新しいＲＭセル内のＥＲ
数値に基づいて、ＣＣＲフィールドを設定する。上記の
ＥＲ数値は、最も新しいＲＭセルがそこを通ったとき
の、ネットワーク内のボトルネック・リンクで使用する
ことができる帯域幅を反映している。 ４．接続のソースが送信したＲＭセルを、宛先からソー
スに送り返されたＲＭセルから区別するために必要な、
ＲＭセルの方向を示すビット。
【００２２】ＥＲは、現時点での、すなわち、ネットワ
ークのソースから宛先へ、またＲＭセルが送り返される
ときの、接続が要求した帯域幅であり、一方、ＣＣＲは
ソースの現在の送信速度であることに注意してほしい。
ＲＭセルがネットワークを通過すると、各スイッチはＥ
Ｒを読み取り、出力リンクにこの帯域幅を割り当てよう
とする。スイッチ内で速度割当アルゴリズムを実行する
と、公平割当を維持しながら、接続に割当てることがで
きる最大帯域幅として、Ａmaxが生じると仮定しよう。
このスイッチは、ＣＣＲ，ＥＲおよびＡmaxのうちの一
つを、その出発リンク上で接続に割り当てる。同時に、
ＡmaxがＥＲより小さい場合には、セルが次のスイッチ
に伝送される前に、ＲＭセルの要求フィールドは、Ａ
maxに更新される。それ故、ＲＭセルが宛先に到着した
場合には、ＥＲフィールドはパス沿いのボトルネック・
リンクで使用することができる帯域幅を反映している。
上記の方法により、ＣＣＲがＣＥＲまたはＡmaxより小
さい場合には、割当値は、転送されたＲＭセルのＥＲフ
ィールド内に設定された数値より小さく、その結果、こ
の方法は積極的な帯域幅割当方法となることを理解して
いただけると思う。従来の方法に従い、割当の数値をＡ
maxおよびＥＲ数値の最低値として設定する方法も正し
い方法であると思われる。
【００２３】接続の宛先がＲＭセルを受け取ると、この
セルは直ちに逆方向のパスを通ってソースへと送り返さ
れる。ＲＭセルを受け取ると、ソースはその速度をＥＲ
フィールド内の数値の範囲内に調整する。この数値はボ
トルネック・リンク上の接続に対して使用することがで
きる最大の公平な帯域幅を表す。後続のＲＭセルのＣＣ
Ｒは、この新しい割当速度を反映するように設定され
る。ソースはＲＭセルのＥＲフィールドを必要な数値に
設定することによって、その割り当てられた速度内での
変更を要求することができる。スイッチ内での速度割当
は、出発リンク上で使用することができる全帯域幅がリ
ンクを共用する接続の間で公正に分割されるように、あ
る種の公平な割当についての基準に基づいて行わなけれ
ばならない。共通使用の公平な割当の基準は、バートセ
カス９２に記述されている最大−最小公平割当の概念で
ある。最大−最小公平割当の概念を簡単に説明する。ρ
1 ，ρ2 、．．．．ρN を一つのリンクを共用している
個々の接続からの要求とし、Ａ1 ，Ａ2 ，．．．ＡN を
速度割当アルゴリズムにより行われた割当としよう。要
求を完全に満足したとき、または要求に対してすべての
接続間で最大値に等しい割当が行われたとき、その割当
は最大−最小公平割当となる。すなわち、帯域幅の要求
を行い、割当は受けたものの完全に満足していない場合
は、その割当要求に対して出力帯域幅の等分の持ち分が
与えられる。等式の形で表すと、最大−最小公平割当は
下記の式で表すことができる。
【数１】
【００２４】さらに、Ａi＜ρ1という条件を持つ少なく
とも一つの接続が存在する場合には、Ａiｓ の合計は、
使用可能な全帯域幅に等しくなければならない。それ
故、上記の最大−最小公平割当の条件下では、各要求は
完全に満足することになるか、完全に満足していないす
べての他の接続として、全く同じ持ち分を受け取ること
になる。本発明の重要な特徴は、以下に詳細に説明する
実行時間がθ（ｌ）程度の、新しい速度割当アルゴリズ
ムである。本発明アルゴリズムの実行時間は、出力リン
クを共用している仮想チャンネルの数とは無関係である
ので、このアルゴリズムは、特に多数の仮想チャンネル
を持っているＡＴＭスイッチ内で実行するのに有利であ
る。さらに、使用可能な全部の容量、または個々の接続
の要求が変更になったとき、このアルゴリズムは迅速に
最大−最小公平割当に集束する。最悪のコンバージェン
ス時間は、θ（Ｍ（２Ｄ＋１／Ｒ））である。式中Ｄは
往復に要する時間、Ｍは最大−最小割当中の個々の数値
の数、Ｒは各ソースが資源管理（ＲＭ）セルを送信する
速度である。この集束の品質の証明は、この出願と一緒
に刊行される本発明の発明者が記述した論文中に記載さ
れている。Ｌ．カランポーカス、Ａ．バルマおよびＫ．
Ｋ．ラマクリシュナンの１９９５年の「最大−最小公平
割当を行うパケット交換ネットワーク用の効率的な速度
割当アルゴリズム」を参照してほしい。（この論文は草
稿のままである。）以下この論文をカランポーカス９５
と呼ぶ。
【００２５】本発明のアルゴリズムは、本来非同期であ
り、分散型である。このアルゴリズムは、ネットワーク
中のすべてのスイッチの協力を必要としないし、リンク
速度が変化するネットワーク内で使用することができ
る。すでに説明したように、このアルゴリズムはチャー
ニ９４の方法で使用されている特殊なＲＭセルを使かっ
ている。この特殊なセルの内のいくつかが喪失しても、
またはベスト・エフォート・トラフィックに使用するこ
とができる帯域幅が一定で無くとも、作動することがで
きるという点で、このアルゴリズムは丈夫なものといえ
る。アルゴリズムの観点から見て、その複雑さはθ
（ｌ）である。
【００２６】チャーニ９４の速度割当アルゴリズムと比
較した場合の、本発明のアルゴリズムの最大の利点は、
実行の複雑性が簡略化されていることにある。チャーニ
９４および本発明明細書に記載したその原理の要約を読
めば分かるように、チャーニ９４に記述されているアル
ゴリズムの漸近複雑性の特徴はθ（ｎ）にあると考える
ことができる。何故なら、ＲＭセルを受け取ると、この
アルゴリズムは、能動状態にある仮想接続（ＶＣｓ）の
すべての状態のサーチを要求するからである。反対に、
本発明のアルゴリズムは、その本質は非同期で、分散型
であるけれども、最大−最小帯域幅割当を行うことがで
き、受け取った各ＲＭセルに対して一定の数の簡単な計
算を要求するだけだからである。その結果、漸近複雑性
はθ（ｌ）に減少する。
【００２７】本発明の帯域幅割当法で使用されるパケッ
ト（またはセル）書式は、チャーニ９４の方法とは異な
っている。特に、本発明の方法は、単にもう一個のビッ
ト、すなわち、チャーニ９４の方法で使用されるｕビッ
トだけではなく、ＲＭセルによって運ばれる追加の数値
を必要とする。本発明の速度割当アルゴリズムは、チャ
ーニ９４に記述されているパケット書式で作動すること
ができるけれども、異なる（そして少しばかり複雑な）
書式を選んだ。何故なら、この書式にを使用することに
よりアルゴリズムの動作が簡単になり、同時にアルゴリ
ズムの集束時間の上限が緩和されるからである。
【００２８】本発明の速度割当法が採用しているネット
ワーク環境の説明を完全なものにするためには、アルゴ
リズムにより、接続の開始および終了がどのように行わ
れるのかについて、簡単に説明しておく必要がある。新
しい接続が開始すると、そのパス上の各スイッチは、接
続設定プロセスの一部として、接続の仮想回路識別子を
受け取る。接続から第一のＲＭセルを受け取る前に、上
記のスイッチは出力リンクを共用している能動状態の接
続の数のような、速度割当アルゴリズムが保持している
多数のパラメータを更新する。ネットワークに短時間の
間でも過負荷が掛かるのを防止するために、ソースは、
余裕を持って十分短く選んだ最初の指定速度、例えば、
全リンク容量の１／１０００で、最小の往復の時間内
に、データを送信することができる。同様に、接続を終
了したときには、そのパス上の各スイッチに、速度割当
アルゴリズムが保持しているパラメータを更新するよう
に、信号を送らなければならない。
【００２９】本発明の速度割当アルゴリズムを詳細にに
説明する前に、必要な定義や記号と一緒にこのアルゴリ
ズムの主なアイデアについて説明する。本発明の速度割
当アルゴリズムの重要な原理を説明するために、接続の
パス内の任意のスイッチについて考えてみよう。Ｓ
（ｔ）を、ｔという時間にこのスイッチの外へ出て行く
リンクを共用している一組の能動状態にある接続である
としよう。任意の時間での、Ｓ（ｔ）の接続は、二つの
状態、すなわち、ボトルネック状態または満足している
状態の内のどちらかの状態になることができる。その割
当が最も新しい時点での更新時に、接続の要求が完全に
満足している状態にある場合には、その接続は満足して
いる状態にあると見なす。接続が、スイッチのところ
で、最新の時点に受け取った割当が、その要求より小さ
い場合には、その接続状態はボトルネック状態であると
見なされる。ｔの時点で満足している状態の一組の接続
をＳu （ｔ）と呼び、ボトルネック状態の一組の接続を
Ｓb （ｔ）と呼ぶことにする。Ｓ（ｔ）、Ｓu （ｔ）お
よびＳb （ｔ）の大きさを、それぞれＮ（ｔ）、Ｎu
（ｔ）およびＮb （Ｔ）とする。
【００３０】「ベスト・エフォート」トラフィックを割
当てるために、外へ出て行くリンク上で使用することが
できる全帯域幅をＢ（ｔ）とする。接続ｉから順方向で
受け取った最新のＲＭセルのＥＲフィールドから取り出
した、その接続からの最新の要求の数値をＰi とする。
Ａi （ｔ）は、その最新の更新時に、接続ｉが受け取っ
た対応する割当を示す。この記号を使用して、本発明の
速度割当アルゴリズムの重要な原理を説明する。このア
ルゴリズムは、それが制御している外へ出て行くリンク
を共用している接続の内の任意のものから、ＲＭセルを
受け取った時に実行される。さらに、アルゴリズムがス
タートしたときには、アルゴリズムが保持しているパラ
メータを、独立した初期化コードを使用して、初期化し
なければならない。このパラメータも、新しい接続が開
始されたか、または現存の接続を終了したかした場合に
更新しなければならない。最初に、各ＲＭセルに対して
起動する主アルゴリズムについて説明する。初期化コー
ド、および接続を開始したり終了したりする際のパラメ
ータ更新コードについては後で説明する。最初に説明す
るのは、本発明の方法およびそれを実行するためのアル
ゴリズムの最終目的であるが、その最終目的とは、ボト
ルネック状態にある各接続が、下記式で表される最大帯
域幅を利用できるようにすることである。
【数２】
【００３１】ボトルネック状態にある接続が使用するこ
とができる全帯域幅は、満足した状態にある接続に割当
を行った後に残った帯域幅である。それ故、上記の式は
下記の式のように書き換えることができる。
【数３】
【００３２】接続からＲＭセルを受け取ったとき、アル
ゴリズムが最初に行うステップは、パラメータの現在の
数値を使って、その接続の新しい状態を決定することで
ある。このステップは以下のように行われる。ｔ1 の時
点で、ＲＭセルを接続ｊから受け取ったと仮定しよう。
接続ｊが現在ボトルネック状態にあると表示されている
場合には、アルゴリズムはその状態を満足している状態
に変更する必要があるかどうかをチェックする。このこ
とは下記の計算によって行われる。接続ｊが使用するこ
とができる最大の帯域幅、すなわち、Ａmax （ｔ1 ）
は、上記の式（２）内のパラメータの現在の数値を使用
して、同じ上記の式（２）から決定される。この方法に
よって得られたＡmax （ｔ1 ）が、接続ｊの現在の要求
Ｐj より大きい場合には、その状態は満足している状態
に変更される。一方、接続ｊからＲＭセルを受け取った
とき、接続ｊが満足している状態にある場合には、アル
ゴリズムは、パラメータの現在の数値から考えて、その
状態をボトルネック状態に変更する必要があるかどうか
をチェックする。上記のチェックは、接続ｊの状態を一
時的にボトルネック状態に設定し、この接続に割り当て
られる最大帯域幅を決定するために、式（２）の計算に
類似の計算により行われる。下記の式はこの場合のＡ
max （ｔ1 ）を決定するために使用される。
【数４】
【００３３】二つの式（２）および（３）の計算は、下
記の式によって与えられる、時点ｔのボトルネック状態
にある接続に、割当を行うために使用することができる
全帯域幅を維持することによって、各接続の状態をサー
チしないでも行うことができる。
【数５】 すなわち、ボトルネック状態にある接続に割り当てるこ
とができる現在の帯域幅は、利用することができる全帯
域幅から、満足している状態にある接続に現在割り当て
られている全帯域幅を引いたものである。Ｂb （ｔ）の
代わりに、本発明のアルゴリズムは下記の数量を保持し
ている。
【数６】
【００３４】Ｂf（ｔ）を「自由帯域幅」と呼ぶことに
する。Ｂ（ｔ）／Ｎ（ｔ）は一つの接続の等しい持ち分
であり、公正な割当の際に受け取る資格がある最小の帯
域幅である。Ｂ（ｔ）／Ｎ（ｔ）をＢeq（ｔ）で割った
ものを等しい持ち分と呼ぶ。Ｎb （ｔ）＋Ｎu （ｔ）＝
Ｎ（ｔ）であるので、（すなわち、ボトルネック状態お
よび満足している状態にある接続の数の合計が、能動状
態の接続の全数にならなければならないので）、式
（５）は下記の式に書き換えることができる。
【数７】 それ故、自由な帯域幅は、その等しい持ち分を要求しな
い、満足している状態の接続の結果として使用すること
ができる帯域幅を見なすことができる。割当を計算する
のに、実際に使用することができる帯域幅の代わりにＢ
f（ｔ）を使用すると、一つの利点がある。すなわち、
新しい接続が開かれると、その接続がその最初のＲＭセ
ルをまだ送り出さない前でも、Ｎ（ｔ）が１だけ増大す
るという利点がある。（新しい接続はこのスイッチのと
ころでボトルネック状態にあると仮定する。）これによ
り、式（５）内のＢf （ｔ）が減少するので、現存の接
続に対する割当が減少する。このことは、アルゴリズム
が新しい最大−最小公平割当に集束しているとき、遷移
期間中の混雑を減らす助けをする。
【００３５】アルゴリズム中にＢ（ｔ）の代わりにＢf
（ｔ）を使用しているので、式（２）を下記の式に書き
換えることができる。この式は、ボトルネック状態にあ
る接続に対する状態の変化をチェックするのに使用され
る。
【数８】 同様に、式（３）を下記の式に書き換えることができ
る。この式は、満足している状態にある接続に対する状
態の変化を、チェックするのに使用される。
【数９】 それ故、アルゴリズムは、接続の状態の変化を検出する
ための第一のステップで、式（７）および（８）を実際
に使用する。状態の変化が発見された場合には、新しい
状態を反映するように、パラメータ、Ｎb（ｔ）および
Ｎu（ｔ）を更新しなければならない。
【００３６】接続ｊの状態が更新されると、アルゴリズ
ムの第二のステップで、接続ｊに対して保持された実際
の割当が更新されることになる。ｔ1 の時点で受け取っ
たＲＭセルのパラメータに基づいて、接続ｊに対する新
しい割当Ａj （ｔ1 ）が、以下のように計算される。
１．アルゴリズムの最初のステップで計算した最大割当
Ａmax （ｔ1 ）が、受け取ったＲＭセル内の要求値Ｐj
（ｔ1 ）およびＣＣＲの数値の両方より小さい場合に
は、割当Ａj （ｔ1 ）がＡmax （ｔ1 ）として記録され
る。２．計算したＡmax （ｔ1 ）が、受け取ったＲＭセ
ル内の要求値Ｐj （ｔ1 ）の最小値およびＣＣＲの数値
の両方より小さい場合には、Ａj （ｔ1 ）がＰj （ｔ
1 ）の最小値および受け取ったＲＭセル内のＣＣＲの数
値として記録される。局部的割当を記録するほかに、ア
ルゴリズムはまた、必要な場合には、外へ出て行くリン
クを通してそれを送信する前に、ＲＭセルのＥＲフィー
ルドを更新する。この更新は以下のように行われる。計
算した最大割当Ａmax （ｔ1 ）が、受け取ったＲＭセル
のＥＲフィールド内の数値である要求Ｐj （ｔ1 ）より
小さい場合には、アルゴリズムは、それを送信する前
に、ＲＭセルのＥＲフィールドを修正する。この場合、
ＥＲフィールドは計算した数値、Ａmax （ｔ1 ）に更新
される。Ａmax （ｔ1 ）がＰj （ｔ1 ）より大きいか、
等しい場合には、ＥＲフィールドは更新されない。
【００３７】すでに説明したように、受け取ったＲＭセ
ル内のＣＣＲの数値がＰj （ｔ1 ）またはＡmax （ｔ
1 ）より小さい場合には、積極的な割当方針によりＣＣ
Ｒ値だけが割当られる。しかし、もっと古い方法の場合
には、割当をＡmax （ｔ1 ）またはＰj （ｔ1 ）の最小
値として記録する。この方法の場合、たとえ、ソースが
その速度を使用せず、実際にはより小さい量ＣＣＰを使
用していた場合でも、接続ｊに対して記録された割当
量、すなわち、Ａj は、Ａmax （ｔ1 ）と同じである。
【００３８】本発明のアルゴリズムは、第三のステップ
を必要とする。このステップが必要になるのは、外へ出
て行くリンクを共用しているすべての接続の要求が、完
全に満足している特殊な場合にだけ必要になる。この場
合には、ボトルネック状態の接続が存在していないの
で、難しくなる。例えば、新しい要求が割当可能な帯域
幅を越えるような場合で、接続の内の一つの帯域幅要求
を増大しなければならない時には、その接続はボトルネ
ック状態にあると表示しなければならない。しかし、そ
の時点において、ボトルネック状態の接続にすでに割り
当てられているよりも大きい割当量を受け取っている、
満足している状態の他の接続が存在する場合がある。こ
のような状態は、最大の割当量を受け取っている接続を
発見し、それがその要求するすべての帯域幅を受け取っ
ていた場合でも、その状態をボトルネック状態と表示す
ることにより、防止することができる。これにより、満
足している状態の接続が、実際に、ボトルネック状態の
他の接続より広い帯域幅を受け取るという事態を防止す
ることができる。それ故、アルゴリズムは、独立した変
数内の最大の割当量を受け取っている接続の仮想回路の
識別子を保持し、各ＲＭセルを受け取ったとき、それを
更新する。
【００３９】今までの説明で、各接続の他に以下のパラ
メータの現在の数値を保持することによって、本発明の
速度割当の更新がθ（ｌ）時間内でできることが明かに
なったと思う。 １．自由帯域幅を表すパラメータＢf （ｔ） ２．等しい持ち分パラメータ、Ｂeq（ｔ） ３．各接続ｉに対する現在の割当に対応する数値Ａi
（ｔ） ４．ボトルネック状態および満足している状態にある接
続のそれぞれの数である、Ｎh （ｔ）およびＮu （ｔ）
【００４０】さて今度は、本発明の実際のステップを説
明するので、フローチャートの形で本発明の動作を示し
ている図５Ａおよび図５Ｂを参照してほしい。さらに、
図６Ａ、６Ｂに本発明の速度割当アルゴリズムの疑似コ
ードを、図７にこのアルゴリズムを表示する際に使用す
る記号とを示す。（本発明の速度割当アルゴリズムの動
作の主要なシーケンスを示す）図５Ａのステップ１にに
示したように、スイッチがＲＭセルを受け取る度に、Ｖ
Ｃ識別子、ＥＲおよびＣＣＲフィールドが読み取られる
（疑似コードの１−３行）。図５Ａ（および疑似コード
の４−１５行）はその割当量とは無関係に、ボトルネッ
ク状態の最大要求量で、接続を維持するという機能を行
う。すでに説明したように、このステップは割当のばら
つきを防止するために必要である。もっと詳細に説明す
ると、接続ｊが要求する帯域幅が、現在登録されている
最大要求帯域幅（疑似コードの４行）より広い場合に
は、アルゴリズムは、接続ｉ（疑似コードの５行）の要
求に対して、最大要求帯域幅を設定し、また変数内にこ
の接続のＶＣ番号を記憶し、接続のＶＣ番号を最大の要
求量（疑似コードの６行）に保持する。その後で、アル
ゴリズムは、最大の要求量を持っている接続が満足して
いる状態にあると表示されているかどうかを知るため
に、（７−１０行）をチェックする。満足している状態
と表示されている場合には、その接続箱はボトルネック
状態であると表示され、満足している状態にある接続の
数が一つ減り、（それと同時に、ボトルネック状態にあ
る接続の数が一つ増加する）。接続ｉが最大登録要求
（１１行）より狭い帯域幅を要求した場合、および接続
ｉが最大要求帯域幅（１２−１５行）を持っている接続
である場合には、アルゴリズムは最大要求帯域幅（１２
−１５行）を更新する。
【００４１】次に、アルゴリズムは現在の時間（疑似コ
ードの１７−１８行）までに要求された全部の帯域幅を
計算し、それにより主要フローチャート（図５Ａ）のス
テップ３に示すように、パラメータの現在の数値が接続
ｊの状態を変更するものであるかどうかの判断プロセス
を開始する。変数Ｒaが含んでいる全要求帯域幅が、外
へ出て行くリンクａ（１９−４２行）のところで、デー
タ・トラフィックに使用することができる帯域幅より広
い場合には、アルゴリズムは、その接続に対する最大−
最小公平割当が何であるかを計算しようとする。アルゴ
リズムは、最初に、接続が満足している状態にあるの
か、ボトルネック状態にあるのか（２０−２４行）を判
断するためにチェックを行う。図５Ａのステップ３の機
能の拡張を示す図５Ｂのフローチャートを見れば、接続
の現在の状態が満足している状態（ステップ３０５）に
あるのか、ボトルネック状態（ステップ３０２）にある
のかに従って、本発明の式７および８が適用されている
のが分かると思う。もっと詳細に説明すると、接続の現
在の状態が満足している状態である場合には、ボトルネ
ック状態と表示され、その接続に使用することができる
最大の帯域幅が、ボトルネック状態にあるものとして、
計算される。疑似コードの２５−２６行は、遷移時間中
に割り当てられた帯域幅は、少なくとも分割分Ｂeqに必
ず等しくなるようにしている。接続の要求する帯域幅
が、割り当てることができる帯域幅より狭い場合、およ
び接続が最大の要求帯域幅を持っていない接続である場
合には、その接続は満足している状態であると表示され
る。その後、その接続に割当られた全要求帯域幅は、そ
の要求に等しくなるように設定される。全要求帯域幅
が、データ・トラフィック（４３−４９行）に対して使
用することができる帯域幅より狭い場合には、すべての
接続は満足している状態になり、従って満足している状
態にあると表示される。この場合、すべての接続には、
要求した帯域幅が割り当てられる。図５Ｂの各ステップ
が完了した場合には、図５Ａのステップ４が実行され、
接続の状態を更新する。
【００４２】アルゴリズムの残りのステップは、ＲＭセ
ルから得られたＣＣＲ値に基づいて割り当てられた帯域
幅を修正するためのものである。計算した割当が現在の
速度より早い場合には、その接続はネットワークのどこ
かの他の場所で、ボトルネック状態になっている。ボト
ルネック状態にある接続に対して使用することができ
る、帯域幅のトラックを確保しているパラメータＢ
fは、更新される（６０行）。最後に、実際に要求帯域
幅の量を保持している明示の速度（ＥＲ）フィールド
が、現在のスイッチ内の接続に割り当てることができる
帯域幅の最大量に設定され（疑似コードの６２行および
図５Ａのステップ６）、資源管理セルが出力リンクａに
転送される（疑似コードの６３行および図５Ａのステッ
プ７）。下記の初期化は、適正に作動させるために、上
記および図６Ａ、Ｂに示すアルゴリズムに対して実行し
なければならないものである。 Ｂf a ← Ｂ Ｎa ← ０ Ｎb a ← ０ Ｍa ← ０ さらに、新しい接続が開始される度に、または現存の接
続が終了する度に、パラメータの数を更新しなければな
らない。これらの更新は、図８および９にそれぞれ要約
してある。
【００４３】接続の終了に対する要求を受け取る度に、
出力リンクに対する能動状態にある接続の数を、一つだ
け減少しなければならないし、等しい持ち分を再評価し
なければならないし、全要求帯域幅を、終了する接続が
要求した帯域幅の量だけ減少しなければならないし、全
要求帯域幅を終了する接続が要求した帯域幅だけ減少し
なければならないし、またボトルネック状態にあると表
示され、そのためにまだ完全に満足していない接続が共
用することができる帯域幅の広さを更新しなければなら
ない。終了する接続が、最大の要求を持っていた接続で
ある場合には、最大の要求を保持していた変数を０にリ
セットし、それにより次の最大要求を探すために、新し
いサイクルをトリガーすることに注意してほしい。上記
の動作を行う疑似コードを図９に示す。
【００４４】最後に、Ｂeqを再計算した後で、リンク上
の「ベスト・エフォート」トラフィックに対して使用す
ることができる帯域幅の変更を行う度に、全帯域幅Ｂを
更新しなければならない。本発明の方法を要約すると、
本発明の速度割当アルゴリズムは、ＡＴＭ、またはもっ
と一般的には、パケット交換ネットワークへとの適用を
特に有利にする、いくつかの重要な性質を持っている。
このアルゴリズムの特に重要な特性は、実行の複雑性で
ある。θ（ｌ）の複雑性は、非常に多数の仮想チャンネ
ルを持っているＡＴＭスイッチ内での使用を有利にして
いる。このことは、ｎが能動状態になっている接続の数
であるθ（ｎ）という漸近複雑性を持っているチャーニ
９４の方法と比較すると、実質的改善されていることを
示している。このアルゴリズムは、ソースがネットワー
クから任意の時間に任意の帯域幅の量を請求することが
できる限り、先行技術による方法が持っていない柔軟性
を持っている。すでに説明したように、本発明のアルゴ
リズムは、最大−最小公平割当の基準に適合する帯域幅
の割当を行う。
【００４５】本発明の他の非常に重要な特性は、他のア
ルゴリズムは周期的にしか実行することができないのに
比べて、割当アルゴリズムは各ＲＭセルを受け取る度に
実行することができるということである。上記の先行技
術による割当方法は、最も遅いソースが、割当インター
バル毎に送信されたＲＭセルを持っている場合ですら
も、そのアルゴリズムを十分頻繁に実行しなければなら
ない。このことにより、割当プロセスは非常に遅くなり
がちである。本発明のアルゴリズムは、その往復時間内
に遅いソースに対する割当を保持しながら、早いソース
およびその速度要求の変更に反応する。すなわち、もっ
と遅いペースでサービスを受ける遅いソースのペースが
どうあろうと、早いソースに対する帯域幅の再割当が、
これらのソースからの要求の早いペースで行われる。こ
のアルゴリズムの主な用途は「ベスト・エフォート」ま
たは他の優先度が低いデータ・トラフィックであるの
で、このアルゴリズムは、これらのトラフィックに使用
することができる帯域幅が時間の経過とともに変化する
場合であっても、公平な帯域幅の割当を行いながら、安
定した動作を行うことができる。
【００４６】理解していただけたと思うが、本発明のア
ルゴリズムは非同期型であり、分散型であり、スイッチ
によって独立して実行されるが、このスイッチは帯域幅
要求および外へ出て行くリンク上で使用することができ
る帯域幅だけに基づいて、帯域幅の割当の計算を行う。
さらに、本発明のアルゴリズムは、ネットワーク内のす
べてのスイッチの協同作業を必要としない。アルゴリズ
ムを実行しないスイッチも、アルゴリズムを実行するス
イッチと共存することができる。しかし、すべてのスイ
ッチからの協力が得られれば、さらに効率的な混雑制御
を行えることに注目してほしい。
【００４７】本発明のアルゴリズムは、一つまたはそれ
以上の資源管理セルが喪失しても、その正確さまたは安
定性が影響を受けないという点で丈夫なものといえる。
しかし、理解していただけたと思うが、上記のＲＭセル
の喪失は、ソースからの帯域幅要求に対するスイッチの
反応を遅くする場合がある。別な方法としては、起こる
恐れのあるＲＭセルの喪失は、これらのセルを帯域幅の
外へ送ることによって、すなわち、各スイッチがＲＭセ
ルを優先度の高いトラフィックとして取扱い、ＡＢＲト
ラフィックに属するセルをサービスする前に、それらセ
ルをサービスする事によって、防止することができる。
【００４８】本発明の混雑制御方法については広範囲な
シミュレーション試験を行った。シミュレーション方法
の詳細な説明および結果はカラマポカス９５に記載して
ある。。本発明の方法の動作を説明するために、簡単な
ネットワーク中での本発明の速度割当アルゴリズムの動
作のシミュレーションによるいくつかの結果を簡単に説
明する。例示としてのネットワークは、一つのスイッチ
と三つの接続からなる。このネットワークを図１０に示
す。三つの接続すべては同じボトルネック・リンクを通
り、それぞれ（３６５，５６６セル／秒のセル速度に相
当する）１５５メガビット／秒の容量を持ち、伝ぱん遅
延は１ｍｓである。観察した結果、往復時間は、伝ぱん
による遅延および行列待ちによる遅延を考慮した場合、
だいたい５ｍｓであることがわかった。
【００４９】この例示としてのネットワーク構成は、三
つの接続Ａ−Ｄ、Ｂ−ＤおよびＣ−Ｄを含んでいる。以
後これらの接続をソース・ノードの名前で、すなわち、
Ａ、ＢまたはＣと呼ぶことにする。これら接続の開始時
間Ｓおよびその帯域幅要求は、表１に示すシナリオに基
づいて行われる。この表の三行目は、各接続が要求した
ボトルネックのリンク容量の百分率を示す。
【表１】
【００５０】＜Ａ．シナリオ１＞このシナリオの場合、
すべての接続は、可能な限りの最大帯域幅を要求してい
る。ｔ＝１秒の場合、接続Ａが開き、リンク容量の１０
０％である３６５，５６６セル／秒を要求する。図１１
に示すように、約５ｍｓ内に、接続Ａは要求した帯域幅
を入手する。何故なら、この接続Ａが、ネットワーク中
の唯一の接続だからである。この場合、ネットワークは
５ｍｓ以内に集束したが、この５ｍｓという時間は一回
の往復の遅延にほぼ等しい。接続Ｂは、ｔ＝１．０５秒
で開き、リンク容量の１００％を要求する。二つの要求
は両方とも満足していないので、接続Ｂはその公平な持
ち分を入手するが、この持ち分はリンク容量の５０％
（すなわち、３６５，５６６／２＝１８２，７８３セル
／秒）である。この動作も５ｍｓの間に行われる。同時
に、接続Ａの割当が半分だけ減少する。最後に、ｔ＝
１．１ｍｓの時に、第三の接続Ｃが開き、接続Ａおよび
Ｂの両方の送信速度が、現在３３．３％または３６５，
５６６／３セル／秒に減少している新しい持ち分に減少
する。接続Ｃは、一回の往復遅延内のその新しい公平な
持ち分に集束する。
【００５１】＜Ｂ．シナリオ２＞この場合、接続Ｂおよ
びＣはｔ＝１秒で開き、それそれが公平な持ち分より多
い２１９，３４０セル／秒を要求する。それ故、両方の
接続はリンク帯域幅の等しい持ち分を入手する。接続Ａ
が開き、３６，５５６セル／秒を要求すると、この接続
は完全に満足する。何故なら、この要求は等しい持ち分
より少ないからである。それ故、接続Ａは３６，５５６
セル／秒を入手し、一方、接続ＢおよびＣのそれぞれは
（３６５，５６６−３６，５５６）／２＝１６４，５０
５セル／秒を入手する。それ故、この割当は最大−最小
公平割当を満足させる。図１２はこの構成を示す。ネッ
トワークが再び一回の往復時間遅延内で集束したことに
注目してほしい。
【００５２】＜Ｃ．シナリオ３＞このシナリオの場合、
接続Ａは最初ｔ＝１秒で開き、３６，５５６セル／秒を
要求する。この速度は利用することができる全帯域幅の
わずか１０％に過ぎないので、接続Ａは満足する。ｔ＝
１．０５で、接続Ｂが開き、２５５，８９６セル／秒の
帯域幅を要求する。これは使用することができる全帯域
幅の７０％である。接続Ｂも満足する。ｔ＝１．１秒
で、接続Ｃが送信を開始し、全リンク容量の３０％であ
る１０９，６７０セル／秒を要求する。最大−最小公平
割当に従って、Ｃの要求は完全に満足する。この動作は
図１３をみれば分かる。接続Ｂに対する割当は、それに
応じてリンク容量の約６０％に減少する。このシナリオ
の場合、ネットワークが前に説明した最大限度内の二回
の往復遅延時間内で集束することに注意してほしい。上
記のシナリオのために、一つのスイッチだけを含む構成
について説明してきたが、各接続における帯域幅要求
は、複数のボトルネックを含んでいるもっと複雑なネッ
トワーク内での前のプロセスの割当を反映することもで
きることを理解してほしい。
【００５３】本発明の上記の実施例について詳細に説明
してきたが、添付の特許請求範囲に定義したように、本
発明の精神および範囲から逸脱しないで、本発明に種々
の変更、改変および修正を行うことができることを理解
してほしい。特に、本発明を主としてＡＴＭ技術に基づ
き、望ましい実施例を使用して説明してきたが、本発明
の方法および概念は、すべてのパケット向けの通信ネッ
トワークに適用することができることに注意してほし
い。
【図面の簡単な説明】
【図１】本発明のシステムを実行するための例示として
のネットワークの構成を示す。
【図２】本発明の方法の混雑制御情報パケットのために
必要なフィールドを示す。
【図３】出力バッファ処理スイッチ内での本発明の混雑
制御方法の特定の実行方法を示す。
【図４】入力バッファ処理スイッチ内での本発明の混雑
制御方法の特定の実行方法を示す。
【図５Ａ】本発明の速度割当方法の各ステップを、フロ
ーチャートの１の形で示す。
【図５Ｂ】本発明の速度割当方法の各ステップを、フロ
ーチャートの２の形で示す。
【図６Ａ】本発明の速度割当アルゴリズム用の疑似コー
ドの１を示す。
【図６Ｂ】本発明の速度割当アルゴリズム用の疑似コー
ドの２を示す。
【図７】図６のアルゴリズムの疑似コードの定義および
表示のリストである。
【図８】新しい接続が、本発明を実行しているスイッチ
で行われたときに実行される疑似コードを示す。
【図９】接続が、本発明を実行しているスイッチで切断
されたときに実行される疑似コードを示す。
【図１０】本発明の混雑制御方法を実行するための他の
例示としてのネットワークの構成を示す。
【図１１】シミュレーション結果の第一の組のグラフを
示す。
【図１２】シミュレーション結果の第二の組のグラフを
示す。
【図１３】シミュレーション結果の第三の組のグラフを
示す。
───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (72)発明者 アヌジャン ヴァーナ アメリカ合衆国 95064 カリフォルニア, サンタ クルーズ，ヘガー コート 519 (72)発明者 カダンゴード デー．カマクリシュナン アメリカ合衆国 07922 ニュージャーシ ィ，バークレイ，ハイランド サークル ９

Claims (20)

    【特許請求の範囲】
  1. 【請求項１】 通信ネットワーク用の混雑制御方法であ
    って、 データ・ソースに、上記のソースが現在上記のネットワ
    ークにデータを送信している速度を表す第一のインジケ
    ータと、上記のソースがデータを送信したいと考えてい
    る速度を表す第二のインジケータとを、上記のソースか
    らのデータの流れの中に注入するステップと、 上記のネットワークＴ中のスイッチのところで、競合し
    ているデータの流れの間で分割される帯域幅に対する予
    め定めた基準に従って、割当てを決定するステップと、 上記の第二のインジケータが表す上記の速度と、上記の
    スイッチが決定する最大速度割当とを比較するために、
    上記のソースと宛先との間の、上記のネットワーク内の
    送信パス内の一連のスイッチで、上記の第二のインジケ
    ータに基づいて作動するステップと、 上記の第二のインジケータが表す上記の速度が上記の最
    大速度割当より早い場合には、上記の第二のインジケー
    タ内の上記の速度表示を上記の最大速度割当に変更する
    ステップと、 上記のインジケータが、上記のソースと上記の宛先との
    間の上記のネットワーク送信パス内の、すべてのスイッ
    チを通過した後で、上記の第一および第二のインジケー
    タを上記のソースに送り返し、それにより、上記の通過
    したスイッチのいずれかにより、上記の第二のインジケ
    ータにより表される上記の速度のすべての変更が、上記
    のソースの最大データ送信速度を確立するために作用す
    るステップとからなる方法。
  2. 【請求項２】 上記の割当決定ステップおよび上記の第
    二のインジケータに基づいて作動するステップが、計算
    した最大割当帯域幅より狭い帯域幅を要求しているデー
    タの流れを繰り返して除去し、上記の除去を行った後で
    残っているデータの流れを考慮して、データ・リンクに
    対する全帯域幅の残りの部分を再割り当てすることによ
    り、協同して上記の最大速度割当を決定する請求項１に
    記載の混雑制御方法。
  3. 【請求項３】 上記の割当決定ステップの割当基準が、
    最大−最小公平割当である請求項１に記載の混雑制御方
    法。
  4. 【請求項４】 上記の割当決定ステップ、上記の第二の
    インジケータを操作するステップおよび上記の速度表示
    変更ステップの実行が、上記のネットワーク内の送信リ
    ンクでの競合するデータの流れの数とは無関係であるこ
    とを特徴とするアルゴリズムによって行われる請求項１
    に記載の混雑制御方法。
  5. 【請求項５】 上記のアルゴリズムが、さらに上記の競
    合するデータの流れに対するパラメータの数値を記憶す
    ることを特徴とする請求項４に記載の混雑制御方法。
  6. 【請求項６】 上記のアルゴリズムが、さらにアルゴリ
    ズムのオーダθ（ｌ）であることを特徴とする請求項４
    に記載の混雑制御方法。
  7. 【請求項７】 上記のアルゴリズムの実行が、下記のス
    テップ、すなわち、上記の第一および第二のインジケー
    タの数値および上記のソースの識別を抽出するステップ
    と、 上記の競合するデータの流れの一つの識別子を、一番大
    きな帯域幅の割当によって更新するステップと、 上記の第二のインジケータの現在の数値により、上記の
    ソースからの上記のデータの流れの状態が変更されるか
    どうかを決定するステップと、 上記のソースからの上記の現在のデータの流れの状態を
    更新するステップと、 上記のソースからの上記の現在のデータの流れに対し
    て、新しい帯域幅を計算するステップと、 要求した数値が上記の割当を越えた場合に、上記の第二
    のインジケータの上記の数値を変更するステップと、 上記の第一および第二のインジケータを上記の送信パス
    を通して、一連のスイッチへ送信させるステップとを実
    行する請求項４に記載の混雑制御方法。
  8. 【請求項８】 上記のアルゴリズムが、以下の形をして
    いる請求項４に記載の混雑制御方法。
  9. 【請求項９】 上記のソースからの上記のデータの流れ
    が、同時に複数の宛先に送信され、上記の割当が、上記
    の複数のデータの流れのそれぞれに対して決定され、上
    記のソースに対する上記の最高データ速度が、上記の複
    数のデータの流れ全部に対する上記の最高速度割当の最
    小値として決定される請求項１に記載の混雑制御方法。
  10. 【請求項１０】 上記の各ソースからの上記の第二の各
    インジケータが、上記の一連の各スイッチによって操作
    され、上記の割当の対応する決定が、上記のソースが決
    定したペースで、また上記の競合するソースにより上記
    のインジケータを送信するための他のすべてのペースと
    は無関係に行われる請求項１に記載の混雑制御方法。
  11. 【請求項１１】 通信ネットワーク用の混雑制御システ
    ムであって、 データ・ソースにより、上記のソースが現在上記のネッ
    トワークにデータを送信している速度を表す第一のイン
    ジケータと、上記のソースがデータを送信したいと考え
    ている速度を表す第二のインジケータとを、上記のソー
    スからのデータの流れの中に周期的に注入す手段と、 上記のネットワーク中のスイッチのところで、競合して
    いるデータの流れの間で分割される帯域幅に対する予め
    定めた基準に従って、割当てを決定する手段と、 上記の第二のインジケータが表す上記の速度と、上記の
    スイッチが決定する最大速度割当とを比較するために、
    上記のソースと宛先との間の上記のネットワーク内の送
    信パス内の一連のスイッチで、上記の第二のインジケー
    タに基づいて作動する手段と、 上記の第二のインジケータが表す上記の速度が、上記の
    最大速度割当より早い場合には、上記の第二のインジケ
    ータ内の上記の速度表示を、上記の最大速度割当に変更
    する手段と、 上記のインジケータが、上記のソースと上記の宛先との
    間の上記のネットワーク送信パス内の、すべてのスイッ
    チを通過した後で、上記の第一および第二のインジケー
    タを上記のソースに送り返す手段とからなるシステム。
  12. 【請求項１２】 上記の割当決定手段および上記の第二
    のインジケータを操作する手段が、計算した最大割当帯
    域幅より狭い帯域幅を要求しているデータの流れを繰り
    返して除去し、上記の除去を行った後で残っているデー
    タの流れを考慮して、データ・リンクに対する全帯域幅
    の残りの部分を再割当てすることにより、協同して上記
    の最大速度割当を決定する請求項１１に記載の混雑制御
    システム。
  13. 【請求項１３】 上記の割当決定ステップの割当基準
    が、最大−最小公平割当である請求項１１に記載の混雑
    制御システム。
  14. 【請求項１４】 上記の割当決定手段、上記の第二のイ
    ンジケータを操作する手段および上記の速度表示変更手
    段の実行が、上記のネットワーク内の送信リンクでの競
    合するデータの流れの数とは無関係であることを特徴と
    する速度割当アルゴリズム・プロセッサによって行われ
    る請求項１に記載の混雑制御方法。
  15. 【請求項１５】 上記の速度割当アルゴリズム・プロセ
    ッサによって実行された上記のアルゴリズムが、さらに
    上記の競合するデータの流れに対するパラメータの数値
    を記憶することを特徴とする請求項１４に記載の混雑制
    御方法。
  16. 【請求項１６】 上記の速度割当アルゴリズム・プロセ
    ッサによって実行された上記のアルゴリズムが、さらに
    アルゴリズムのオーダθ（ｌ）であることを特徴とする
    請求項１４に記載の混雑制御方法。
  17. 【請求項１７】 上記のアルゴリズムの実行が、下記の
    ステップ、すなわち、上記の第一および第二のインジケ
    ータの数値および上記のソースの識別を抽出するステッ
    プと、 上記の競合するデータの流れの一つの識別子を、一番大
    きな帯域幅の割当によって更新するステップと、 上記の第二のインジケータの現在の数値により、上記の
    ソースからの上記のデータの流れの状態が変更されるか
    どうかを決定するステップと、 上記のソースからの上記の現在のデータの流れの状態を
    更新するステップと、 上記のソースからの上記の現在のデータの流れに対し
    て、新しい帯域幅を計算し、上記の割当を記憶装置内に
    記憶するステップと、 要求した数値が上記の割当を越えた場合に、上記の第二
    のインジケータの上記の数値を変更するステップと、 上記の第一および第二のインジケータを上記の送信パス
    内の、一連のスイッチへ送信させるステップとを実行す
    る請求項１４に記載の混雑制御方法。
  18. 【請求項１８】 上記のアルゴリズムが、以下の形をし
    ている請求項１４に記載の混雑制御方法。
  19. 【請求項１９】 上記のソースからの上記のデータの流
    れが、同時に複数の宛先に送信され、上記の割当が、上
    記の複数のデータの流れのそれぞれに対して決定され、
    さらに、上記のソースに対する上記の最高データ速度
    を、上記の複数のデータの流れ全部に対する上記の最高
    速度割当の最小値として確定する手段を含む請求項１１
    に記載の混雑制御システム。
  20. 【請求項２０】 上記の各ソースからの上記の第二の各
    インジケータが、上記の一連の各スイッチによって操作
    され、上記の割当の対応する決定が、上記のソースが決
    定したペースで、また上記の競合するソースにより上記
    のインジケータを送信するための他のすべてのペースと
    は無関係に行われる請求項１１に記載の混雑制御システ
    ム。
JP14260896A 1995-06-05 1996-06-05 最大−最小公平割当を行うパケット交換ネットワーク用混雑制御システムおよび方法 Withdrawn JPH08331154A (ja)

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