JPH09509289A - 可変待ち時間カットスルーブリッジング - Google Patents

Abstract

(57)【要約】 コンピュータ（３１２）のネットワーク（３１０）内においてデータパケット（１０）を選択的に転送するための可変待ち時間カットスルーブリッジ（２１０）であって、その可変待ち時間カットスルーブリッジ（２１０）は、可変待ち時間カットスルーブリッジ（２１０）の待ち時間ファクタが可変スレッショールド点（４２８）の位置に応じて設定される可変待ち時間ブリッジング方法を利用している。可変スレッショールド点（４２８）は、可変待ち時間カットスルーブリッジ（２１０）内で検査されたパケット（１０）の量の関数として、そのデータパケット（１０）が不良である確率を記述した確率ライン（５１４）の急下降部（５２０）内に選択的に設定される。

Description

【発明の詳細な説明】 可変待ち時間カットスルーブリッジング 技術分野 この発明は、一般にコンピュータサイエンスの分野に係わり、特に、コンピュ ータ間の通信に使用される改善された装置と方法に関する。可変スレッショール ド・ネットワークパケッティングの方法の現在の主要な利用分野は、プログラム とデータの共有のために多数の個々のコンピュータが互いに接続されているコン ピュータネットワークにおけるものである。 背景技術 プログラムとデータとがネットワークのコンピュータ間で共有できるようにコ ンピュータを相互に接続することには、今日多大の関心が払われている。プログ ラムおよび／またはファイルデータを複数のコンピュータ間で通信するための多 数の異なる方法や手段が考案されてきており、これらの幾つかは、コンピュータ デバイスの相互接続を許容する標準として開発されている。このような従来技術 の一例としては、ＩＥＥＥ標準８０２．３がある。この標準は、ローカル・エリ ア・ネットワーク（ＬＡＮ）の通信方法のプロトコルを規定しており、これは通 常「イーサネット（Ethernet）」と呼ばれ、さらに記述的に言えば、「衝突検出 を行なうキャリア検知・多重アクセス（CSMA/CD）」と呼ばれている。 一般に複数のＬＡＮ、特にイーサネットを介して接続されているコンピュータ のグループは、適用的および／または地理的な基準から、複数のセグメント、す なわち個別のＬＡＮに区分できる。各セグメントすなわち各ＬＡＮは、１つまた は複数のコンピュータで構成できる。これらのセグメントおよびＬＡＮは、種々 の情報転送方式を利用したスイッチング要素によって、トポロジー的に互いに接 続することができる。接続された１つのＬＡＮの各セグメントは電気的に区別さ れるが論理的には連続しており、１つのコンピュータから他のコンピュータに転 送される情報は、ネットワークのすべてのセグメント上に現われる。接続された 複数のＬＡＮは、電気的に区別されるだけでなく論理的にも分離されており、セ グメントのトポロジーとネットワークスイッチング要素の情報転送方式に依存し て、接続されたネットワークの１つのＬＡＮからそのネットワークの他のＬＡＮ のいくつかのサブセットに情報が選択的に転送される。 イーサネットにおいては、いくつかの他のコンピュータ相互通信方法と同様に 、情報は「パケット」と呼ばれる単位で通信される。イーサネットパケットは、 図１に示されており、一般的な参照符号１０が割り当てられている。標準的なイ ーサネットパケット１０は、６４ビットの長さのプリアンブル１２と、４８ビッ トの長さのデスティネーションアドレス（受け手アドレス）１４と、４８ビット の長さのソースアドレス（送り手アドレス）１６と、１６ビットの長さのデータ 長／タイプ・フィールド１８と、最小４６バイト（８ビット／バイト）から最大 １５００バイトまでの可変長のデータフィールド２０と、を有している。パケッ ト１０内のデータフィールド２０の次には、４バイト（３２ビット）のフレーム シーケンスチエック（ＦＣＳ）２２が続いている。このパケット１０は、ヘッド ２４から始まってテイル２６において終了するまでシリアルに転送される。 ＣＳＭＡ／ＣＳ（イーサネット）においては、ネットワークの特定のコンピュ ータに向けられたパケット１０を有するコンピュータやスイッチング要素は、そ のバケット１０を転送する前に、ＬＡＮの適切なセグメントが静かになるのを「 聞き取る」（空きを検知する）。この特徴は、そのセグメント上における衝突を 避けるためのものであり、ＣＳＭＡ／ＣＤの「キャリア検知」の特徴である。「 多重アクセス」は、特定のＬＡＮにアクセスするコンピュータやスイッチング要 素の間で決定を行なう際の分配特性に関連している。 上述のキャリア検知機能に係わらず、１つ以上のコンピュータやスイッチング 要素が、１つのＬＡＮに全く同時にパケット１０を送出する準備が整う可能性が ある。このような場合には、両方のユニットが、そのセグメント上が静かである ことを検知し、両方とも同時に転送を開始する。これらの転送を行なっているコ ンピュータおよび／またはスイッチング要素のそれぞれは、その後、「衝突」が 起こったことを検出し、それぞれの転送を中止する。この結果として得られる不 完全な（不適切に構成された）パケット１０は、「ラント（runts）」として知 られている。 複数のＬＡＮやＬＡＮの複数のセグメントを電気的に接続するために、種々の タイプのスイッチング要素が利用されている。例えば、「リピータ」は、１つの ＬＡＮの複数のセグメントを接続する単純なスイッチング要素である。リピータ の機能は、単に、そのＬＡＮの１つのセグメントからデータストリームを受け取 り、それをそのＬＡＮの他の接続されたセグメントに転送することである。ＣＳ ＭＡ／ＣＤのキャリア検知と衝突検出の機能は、１つのＬＡＮのすべてのセグメ ント上において同時に行なわれ、すべてのコンピュータとスイッチング要素が並 行に、静けさの聞き取りおよび／または衝突検出を行なう。リピータによって接 続された１つのＬＡＮでは、そのＬＡＮのセグメントの配列に係わらず、一度に ただ１つのパケット１０がＬＡＮ上を通過できるだけなので、そのＬＡＮのすべ てのセグメントは同一の「衝突ドメイン」にあると言われる。多重のリピータは 、多数のセグメントを接続して単一のＬＡＮにすることができる。 「ブリッジ」は、幾分高度なスイッチング要素であり、ＬＡＮ同士の間でデー タストリームを転送し、また実際に、各ＬＡＮ上では一度に１つのパケットしか 許容されない（送出されているか受け取っているかに係わらず）という上述した 限定の下に、一度に１つ以上のパケット１０を転送することができる。複数のＬ ＡＮから受け取った複数のパケットは、どのＬＡＮがその特定のパケット１０を 受け取るべきであるかを選択することによって、各パケットの意図されたデステ ィネーション（受け手）に向けて送り出される。上述したパケット１０の構成か らは、ブリッジが、少なくともパケットのデスティネーションアドレス１４を受 け取って解釈するまではそのパケット１０の意図されたデスティネーションを確 認できないので、ブリッジはある程度のバッファリング能力を有していなければ ならないことが理解できる。いわゆる「標準ブリッジ」は、パケット１０を転送 する前にそのバッファ内にパケット１０を受け入れる。「カットスルーブリッジ 」は、パケット１０を全部受け取る前に（典型的にはデスティネーションアドレ ス１４がブリッジで受け取られたらすぐに）そのパケット１０の転送を始めるこ とによって、そのプロセスを高速化しようとするものである。しかし、デスティ ネーションのＬＡＮが静かになっていない（例えば、受け手のＬＡＮの他のコン ピュータやスイッチング要素が転送を行なっている等の種々の理由による）ため に、デスティネーションアドレス１４を受け取った時に直ちにパケットを転送で きな い可能性もある。従って、ブリッジは、実質的に１つ以上のパケット１０をバッ ファリングする能力を有するようにし、複数のパケット１０がそこから次々に転 送されるために行列待ちできるようにすべきである。さらに、ブリッジは、デス ティネーションＬＡＮにおいて衝突が起こった場合には、パケット１０を再転送 することができるように要求されるかもしれない。ブリッジにおけるこの「バッ ファリング」機能は、ソースＬＡＮ（送り手のＬＡＮ）にその衝突が「反射」す るのを避けるために必要とされる。 上述の方式は、説明上は比較的単純であるが、実際にはいくらか複雑になる。 例えば、複数のデバイスが特定のネットワークＬＡＮにアクセスするために競合 すると、上述したように、データの衝突が起こり、ラントとして知られる不完全 なパケット１０が生成される結果になる。負荷が大きな条件下や大規模ネットワ ークにおいては、ラントがネットワークの利用可能な転送容量のかなりの部分を 占有してしまう。ラントは、衝突が検出されたときに、その衝突に係わる各デバ イスが転送を中止してしまうために発生し、一般には、そのパケット１０のごく 一部が転送された後に発生する。 「愚かな」ブリッジは、受け取ったすべてのパケット１０を転送しようとする 。一方、「フィルタリング」ブリッジは、種々の理由により、特定のセグメント に転送されるべきでないパケット１０を識別しようとする。１つのＬＡＮから他 のＬＡＮに転送すべきでないパケット１０を転送しない（フィルタリング・アウ トする）ことは、そのネットワークにおける転送のオーバーヘッドを低減して、 転送すべき完全なパケット１０のためにより広いバンド幅を提供する。このフィ ルタリングは、パケットが特定のＬＡＮに転送される際に直面する遅延にも影響 し、不要なパケット１０によって消費されるバンド幅の量が少ないほど、ソース ＬＡＮからデスティネーションＬＡＮに（行列待ちをせずに）パケット１０を直 接送ることができる場合が多くなる。 ブリッジは、特定のＬＡＮに転送される複数のパケット１０のうちのいずれか を「選択する」ことができ、その際に、各パケット１０のデスティネーションア ドレス１４と、そのＬＡＮにおいて以前に見られたパケット１０のソースアドレ ス１６に関連して蓄積された履歴データとの比較に基づいて選択を行なう。従っ て、ブリッジの場合には、パケットは、（一般に）パケット１０のデスティネー ションアドレス１４が、そのＬＡＮ上で以前に見られたパケット１０のソースア ドレス１６に一致するＬＡＮにのみ転送される。この「デスティネーション・ア ドレス・フィルタリング」は、ネットワークの種々のセグメントにおける転送量 を低減し、全体の性能を向上させる。パケットが転送されるべきでないという他 の可能性のある理由の１つは、それがラントである、ということである。ジェン セン等による米国特許４，６７９，１９３は、特定の適用例においてこのような ラントを除去するラントパケットフィルタを開示している。 上述の議論から、従来のネットワークシステムの動作には、多数のトレードオ フ（利点と欠点の妥協）があることが解る。ブリッジがパケット１０の転送を開 始する前に受けとらなければならないデータ量は、ブリッジの「待ち時間（待機 ，潜伏，latency）」として知られている。待ち時間が長いほど、パケット１０ の転送に要する時間遅れが長くなり、もちろん、通信を高速化するためにこの遅 れをできる限り低減することが望ましい。一方、ブリッジがパケット１０の全体 を受け取る前に転送を開始することを許容することによってこの遅れを低減しよ うとし、従って、そのパケット１０が実際に転送されるべき完全なパケット１０ であるか否かを評価できる前に転送を開始するようにすると、少なくともいくつ かのパケット１０を不適切に転送する結果になる。これは、もちろん、システム を低速化することになり、パケットを不適切に転送する時間が掛かるだけでなく 、ブリッジが不適当なパケット１０の転送のために占有されていなければ直ちに 転送すべきであり、また、転送し得る他のパケット１０が不適当なパケット１０ の後に行列待ちすることにもなる。 このような対立する考慮のために、従来のカットスルーブリッジは、ブリッジ が、不適当なパケット１０の比較的小さな割合のみを除去（フィルタアウト）す るような待ち時間を有するように設計されている。このよな従来のフィルタリン グは、上述したように、主にプリアンブル１２および／またはデスティネーショ ンアドレス１４において見いだされるパケット１０の特徴に基づいて達成されて いる。プリアンブル１２とデスティネーションアドレス１４は、パケット１０の 早い部分に現われ、単純な従来のフィルタリング方式は、これらの特徴に基づい てパケット１０をフィルタリングすることによって、多くの不要なパケット１０ が素早くかつ容易に転送が拒絶されるので、システムが詰まってしまうのをかな り防止できるという利点がある。しかし、このような従来のフィルタリングによ っても、非常に多くのパケット１０が転送されるべきでないのに転送されてしま う。 明らかに、ブリッジ内の待ち時間を必要以上に長くしないようにしつつ、でき る限り多くの不適当なパケットを除去することが望ましい。しかし、発明者等の 知識では、最適なブリッジ待ち時間を設定することによって、ブリッジのスルー プットを最適化することに成功した従来方法は無い。さらに、あるブリッジの１ つの適用例における最適な待ち時間が、他の適用例では最適ではない可能性があ る、という事実によっても、この問題は悪化する。 発明の開示 従って、この発明の目的は、ブリッジ内の待ち時間を最適化する方法および手 段を提供することにある。 この発明の他の目的は、種々の異なるネットワーク構成において最大スループ ットのためにブリッジを適合させることのできる方法および手段を提供すること にある。 さらに他の目的は、コンピュータデバイス間のネットワーク通信が最大となる 方法および手段を提供することにある。 他の目的は、適切なデータパケットの転送を不当に遅らせることなく、実際的 に可能な限り多くの不適当なデータパケットを除去する方法および手段を提供す ることにある。 簡単に言えば、この発明の好ましい実施例は、可変待ち時間を有するカットス ルーブリッジである。不適当なパケット１０の大部分はラントであり、かつ、ラ ントは、パケット１０のごく小さな部分がブリッジで受け取られた後に識別でき る（衝突が起こった時に、関連するパケット１０の転送が開始された後にすぐ検 出されると仮定する）ので、この発明のブリッジは、ほとんどのラントのスレッ ショールド（閾値）の後に送出を開始する。しかし、ラントの他に、転送される べきでない他の多くの不適当なパケット１０が存在する。最悪の場合には、パケ ット１０は、ＦＣＳ２２に遭遇するまで不適当と認識されないかもしれない。ラ ントのみを除去して不適当なパケット１０のかなりの部分を除去するための解決 策は、最も大きな時間遅れは長い不適当なパケット１０を転送することに関連し ているので、最も短いパケット１０のみを除去することである。この発明の方法 では、ブリッジが設けられているネットワークのためのスレッショールド・カッ トオフ点が決定された後に、ブリッジの待ち時間をときどき変更して、現実の環 境においてそのネットワーク上のスループットを最適化するように規定されてい る。 この発明の利点は、ネットワーク上のスループットが向上する点にある。 この発明の他の利点は、その適用例（アプリケーション）の要求が変化しても 、ブリッジが最適な効率で動作できる点にある。 この発明の更に他の利点は、ブリッジ待ち時間による遅延と、不適当なパケッ トの転送に起因する遅延との間に適切なバランスを達成できる点にある。 この発明の他の利点は、ネットワークが過剰な不適当なパケットによって詰ま ることがなく、また、そのような不適当なパケットを最小限にするためにパケッ トを不必要に遅らせることがない、という点にある。 本発明の上述したあるいは他の目的および利点は、添付の図面とともに以下に 示す本発明を実施する現在知られたベストモードと好ましい実施例の工業的適用 性の記載および図面の記載から当業者に明らかになるであろう。 図面の簡単な説明 図１は、標準的なイーサネットパケットのブロック図である。 図２は、この発明による可変待ち時間ブリッジのブロック図である。 図３は、図２の可変待ち時間ブリッジを備える単純なコンピュータネットワ ークのブロック図である。 図４は、図１に類似のイーサネットパケットであり、可変スレッショールド 点を示すブロック図である。 図５は、パケットの解析された量とイーサネットパケットが不良である確率 の関係を示すグラフである。 図６は、この発明の可変待ち時間ブリッジの他の好ましい実施例である。 図７は、この発明の可変待ち時間ブリッジが単一リンク・セグメント・イー サネットにおいて使用されている例である。 図８は、この発明の可変待ち時間ブリッジが最大構成イーサネットにおいて 使用されている例である。 発明を実施するベストモード この発明を実施するために現在知られているベストモードは、可変待ち時間カ ットスルーブリッジである。この発明の可変待ち時間カットスルーブリッジの主 要な期待される使用は、コンピュータデバイスの相互接続された複数のＬＡＮに おけるものであり、特に、データパケットのスループットの最大化が望まれてい るローカルエリアネットワークにおいてである。この可変待ち時間カットスルー ブリッジは、全体のネットワークを構成する複数のＬＡＮを接続する。 この発明の好ましい実施例の可変待ち時間ブリッジは、図２の機能ブロック図 に示されており、一般的な参照符号２１０が割り当てられている。ここで説明す る可変待ち時間カットスルーブリッジ２１０は、図１に示された標準化イーサネ ット通信パケット１０とともに使用するように適合されているが、この発明は、 データパケットあるいは「フレーム」を使用する他の通信プロトコルにも同様に 適用可能である。 この可変待ち時間カットスルーブリッジ２１０は、バッファ２１２と、コント ローラ２１４と、入力ポート（「レシーバ」）２１６と、出力ポート（「トラン スミッタ」）２１８とを有している。ここで説明される可変待ち時間カットスル ーブリッジ２１０は、単純化されたユニットであり、ただ１つのレシーバ２１６ とただ１つのトランスミッタ２１８を有する。さらに、この可変待ち時間カット スルーブリッジ２１０は、パケット１０（図１）を一方向にのみの転送（送出） 機能を提供する。当業者は、ここに記述された原則によって、追加のレシーバ２ １６および／または追加のトランスミッタ２１８（必要な場合にはそれらの間の 適切なバッファ２１２を追加して）によって、より複雑なブリッジを構成するこ とができることを容易に理解し、また、可変待ち時間カットスルーブリッジ２１ ０を２つ用いることによって、双方向の通信を実現できることも理解するであろ う。 この分野における実務家に理解できるように、ここで説明する発明は、主にハ ードウェアでも、ソフトウェアでも、また、それらの組み合わせでも実現するこ とができるものであり、ハードウェアとソフトウェアとの間の区別は、可変待ち 時間カットスルーブリッジ２１０の重要な局面というよりは、利便性や効率の問 題である。この発明の現在知られている最良の実施例２１０においては、パケッ ト１０の取扱い、転送、およびフィルタリングは可変待ち時間カットスルーブリ ッジ２１０のハードウェアによって行なわれ、モニタリングおよびそれに関連し た機能はソフトウェアによって行なわれる。当業者は、ここで説明される発明の 方法を理解すれば、この発明の方法を実現するハードウェア／ソフトウェアの組 み合わせを容易に実現することができる。 図３は、図２の可変待ち時間カットスルーブリッジ２１０を有するコンピュー タネットワーク３１０を示すブロック図である。複数のコンピュータ３１２が、 複数の接続ケーブル３１４を介して可変待ち時間カットスルーブリッジ２１０に 接続されている。図３の例では、第１のコンピュータ３１２ａが可変待ち時間カ ットスルーブリッジ２１０に転送を行ない、そして、可変待ち時間カットスルー ブリッジ２１０が第２のコンピュータ３１２ｂと第３のコンピュータ３１２ｃに データを転送する。この発明の方法に従って、接続ケーブル３１４を介して転送 されるデータは、図１のイーサネットパケット１０の形式を取っている。 図４は、イーサネットパケット１０の可変スレッショールド点４２８を示すブ ロック図である。可変スレッショールド点４２８は、可変待ち時間カットスルー ブリッジ２１０（図２）がイーサネットパケット１０の転送を開始するイーサネ ットパケット１０内の点である。この発明の方法によれば、スレッショールド点 ４２８の適切な位置に関する決定が行なわれた時に、コントローラ２１４は、そ のスレッショールド点４２８をその位置に移動させる。 図５は、イーサネットパケット１０（図１）が「不良」すなわち不適当なパケ ットである確率をＹ軸５１０にとり、可変待ち時間カットスルーブリッジ２１０ で検査されたイーサネットパケット１０の量をＸ軸５１１に取ってプロットした グラフである。ここで、「不良」のイーサネットパケット１０とは、可変待ち時 間カットスルーブリッジ２１０が、自動的にフィルタアウトして転送を行なわな いようにすべきものである。前述したように、イーサネットにおいては、多くの 不良パケット１０はラントである。しかし、不良のイーサネットパケット１０に は、ＦＣＳ２２やイーサネットパケット１０内の他の位置にエラーを含むものも 存在する。パケットの転送が衝突に巻き込まれてラントになってしまう確率は、 転送元ステーション（図３の例では第１のコンピュータ３１２ａ）の獲得時間（ アクイジションタイム）と呼ばれるものに依存する。これについては、この発明 の工業的な適用可能性に関連して後で詳述する。獲得時間は、各適用例において 異なる。 図５から解るように、確率ライン５１２は初期点５１３において最高であり、 その初期点５１３は、その適用例における特定の獲得時間の関数である。初期点 ５１３は、イーサネットパケット１０（図１）のヘッド２４に相当する。これは 、可変待ち時間カットスルーブリッジ２１０（図２）が不良の条件を一度発見し た時にはそのイーサネットパケット１０を拒絶するので、検査されている特定の イーサネットパケット１０が不良である確率はそのプロセスの最初、すなわち可 変待ち時間カットスルーブリッジ２１０がイーサネットパケット１０を少しでも 検査する機会を有する以前において最も高い、という事実から理解できる。この ような場合には、可能性のある欠陥位置が全く除去されておらず、最大限可能な 欠陥位置が残っているので、エラーが存在する確率が最大である。 イーサネット衝突プロセッシングにおいては、すべてのラントが少なくともあ る一定の長さ（そのような長さは適用例で異なる）を有しているので、確率ライ ン５１２の第１の部分５１４は、最小フラグメントサイズ点５１５（この最小フ ラグメントサイズ点５１５は、ラントの最小長さに相当する）に至るまでは一般 に平坦である。最小フラグメントサイズ点５１５の後には、より多くのステーシ ョンが転送されたパケット１０を見るので確率ライン５１２は連続的に減少し、 転送元ステーションのネットワーク獲得時間（図５において獲得時間点５１６と して示されている）に至るまで減少する。その後は、可変待ち時間カットスルー ブリッジ２１０は、受け取ったパケット１０が衝突の破片（フラグメント）であ ることをもはや確認できず、従って、その理由ではもはやフィルタすることがで きない。しかし、他のエラー（例えばＦＣＳ２２内のエラー）は検出することが でき、それらは理想的にはフィルタリングを生じさせるので、その結果としての 確率はパケットが完全に受け取られるまで（確率ライン終点５１７まで）、０に は至らない。確率ライン５１２の終点５１７においては、可変待ち時間カットス ルーブリッジ２１０内でイーサネットパケットの全体が検査されているので、イ ーサネットパケット１０が不良である確率は、現在の目的に対しては実質上０で あることが容易に理解できる。換言すれば、もしエラー（あるいは転送を行なわ ない他の理由）がイーサネットパケット１０内において発見されたと仮定すると 、可変待ち時間カットスルーブリッジ２１０はそのイーサネットパケット１０を 拒絶し、その検査がテイル２６までは進まないであろう。パケット１０を転送し ない理由のいくつかは、パケット１０の全体が検査されるまで発見されないこと もあるので、確率ライン５１２の終点５１７には明確な下降が存在する。 初期点５１３と、獲得時間点５１６と、終点５１７は、異なる転送元ステーシ ョンでは異なる値となり、また、終点５１６の位置は受け取られる特定のパケッ ト１０のサイズにも依存することに注意すべきである。図５のグラフの形状は単 なる一例であり、点５１３，５１５，５１６，５１７の実際の値は、特定の適用 例の関数である。実際に、減少する確率ライン５１２の形状は、確かに単調に減 少するが、（少なくとも部分的には）直線状でなくてもよい。 特に重要なことは、適用例に係わらず、確率ライン５１２が顕著に下降する３ つの点（最小フラグメントサイズ点５１５、獲得時間点５１６、および終点５１ ７）が存在するということである。これらは、図５のグラフにおいて、確率ライ ン５１２の急下降部５２０として示されている。可変待ち時間ブリッジ２１０の 目的は、全体の待ち時間（図５のＸ軸５１１）を転送されるジャンク（図５のＹ 軸５１０）の最小化とバランスさせるように可変スレッショールド点４２８（図 ４）を位置決めすることなので、これらの急下降点５２０は、可変スレッショー ルド点４２８のよい候補である。最小フラグメントサイズ点５１５は、常にデス ティネーションアドレス１４（図１）が受け取られる前に生じ、従って、デステ ィネーションアドレス１４に基づくフィルタリングが望ましい場合には、デステ ィネーションアドレス１４を可変スレッショールド点４２８としては使用できな いということに注意すべきである。それにも係わらず、最小フラグメントサイズ 点５１５は、可変待ち時間カットスルーブリッジ２１０にデスティネーションア ドレス１４に基づくフィルタリングが要求されていない場合には、有用である。 この発明の工業的な適用可能性に関連して後で詳細に説明されるように、確率 ライン５１２の点５１３，５１５，５１６，５１７の値の決定は、解析的にも経 験的にも、また、静的にも動的にも行なうことができる。解析的には、可変待ち 時間カットスルーブリッジ２１０を備える最大サイズのネットワークに対する最 悪ケース値を一方の極値として算出することができる。経験的には、可変待ち時 間カットスルーブリッジ２１０が動作している点においてネットワークの転送量 をモニタして、上記の値を決定することができる。将来のより高度なバージョン では、可変待ち時間ブリッジ２１０自身が受け取った転送量をモニタし、上記の 値を経験的に決定し、その値を動的な方法で調整するようにすることもできる。 図５の例は、イーサネットパケット１０に関連して描かれているが、ここで説 明した原則は、パケットがフィルタされる確率がパケットの長さにわたって変化 するようなあらゆるパケットネットワークに適用可能であることに注意すべきで ある。 また、急下降部５２０のみが、可変スレッショールド点４２８として設定でき る点ではないことにも注意すべきである。さらに、可変待ち時間カットスルーブ リッジ２１０が使用されうるようなあらゆる種類のネットワーク３１０の効率を 最大限にするために設定される基準に従って、可変スレッショールド点４２８を 設定できるという点が、この発明の可変待ち時間ブリッジ２１０の特徴の１つで あることにも注意すべきである。可変スレッショールド点４２８を急下降部５２ ０に相当する点に設定することは、この発明の現在知られている最良の実施例２ １０において、可変スレッショールド点４２８の最適設定に対する初期の「最良 の推定」である。上述したように、急下降部５２０の実際の位置は、特定の適用 例において容易にかつ経験的に決定でき、さらに一般的には、特定のタイプの適 用例において容易にかつ経験的に決定できる。発明者らは、他の者とともに、可 変スレッショールド点４２８の最適位置を決定する改良された方法と手段とを開 発するであろうと期待される。発明者等によって現在使用されている可変スレッ ショールド点４２８の実際の設定方法は、この発明の工業的な適用可能性に関連 して、後で詳述される。 この発明を実施しようとする人にとっては、ジャンク、すなわち不適当なパケ ット、が生成される確率は転送元ユニット（図３の例では、第１のコンピュータ ３１２ａ）に依存するものであり、そのようなジャンクに対する感受性、すなわ ちそのようなジャンクがネットワーク３１０内に入り込んだ時に生じる実効スル ープットへの悪影響度は、一般に受取り先装置（図３の例では、第２のコンピュ ータ３１２ｂおよび／または第３のコンピュータ３１２ｃ）に依存するものであ る、ということに関心があるであろう。このような場合に、「最適」可変スレッ ショールド点４２８の決定は、受取り先装置（図３の例では、第２のコンピュー タ３１２ｂおよび／または第３のコンピュータ３１２ｃ）からの、ある程度のフ ィードバックを必要とするかもしれない。 上述したように、ここで説明した可変待ち時間カットスルーブリッジ２１０は 、この発明を説明するための「貧弱な」例である。例えば、当業者が認識できる ように、可変待ち時間カットスルーブリッジ２１０は、さらに、パケット１０の 反復の間にバッファ２１２をクリアするための図示しないバッファクリア手段や 、複数のパケット１０をバッファリングするための図示しない付加的なバッファ （従来技術に関連して説明した）や、その他の従来の付属品や特徴を有するよう にしてもよい。 図６は、この発明による可変待ち時間カットスルーブリッジの同様に好適な他 の実施例６１０を示すブロック図である。第１の実施例２１０は、上述したよう に、この発明の原則を説明するために非常に単純化された例であったが、図６に 示す同様に好適な実施例６１０は、この発明の方法に従って可変待ち時間ブリッ ジ２１０内でデータパケット１０の動きを説明するために、いくらか複雑になっ ている。図６の例では、可変待ち時間ブリッジは、複数の（この例では２つの） レシーバ２１６と、複数の（この例では２つの）トランスミッタ２１８とを有し ている。第１の実施例２１０と同様に、この発明の他の好適な実施例６１０もバ ッファ２１２とコントローラ２１４とを有している。データパケット２１０は、 この発明の他の好適な実施例６１０の種々の構成要素の間を、データバス６１２ 上を移動する。バッファ２１２は、複数の（図６の例では６つの）パケットバッ ファスロット６１４に区分されている。コントローラ２１４は、複数の（各トラ ンスミッタ２１８に対して１つの）先入れ先だしメモリ（ＦＩＦＯメモリ）６１ ６に関連付けられている。ＦＩＦＯ６１６は、バッファ２１２のパケットバッフ ァスロット６１４に対するパケットバッファ番号、すなわちポインタ、を格納す るように構成されている。 レシーバ２１６によって受け取られたソースＬＡＮ（図６には示されていない ）からのパケット１０は、コントローラ２１４によって、バッファ２１２内の特 定のパケットバッファスロット６１４に割り当てられる。パケット１０の複数の バイト（プリアンブル１２を含まない）がレシーバ２１６によって受け取られる と、それらはデータバス６１２を介して転送され、それぞれ割り当てられたパケ ットバッファスロット６１４にシーケンシャルに格納される。他のレシーバ２１ ６によって受け取られる他のパケット１０は、コントローラ２１４とデータバス ６１２を用いてインターリーブ方式、すなわち「時分割マルチプレックス」方式 で、そのデータの複数のバイトがそれぞれ割り当てられた他のパケットバッファ スロット６１４に格納される。各パケット１０の全体は、完全なパケット１０で あるかラントであるかに係わらず、バッファ２１２のパケットバッファスロット ６１４内に格納される。 コントローラ２１４は、受け取られた種々のパケット１０を、それらがデータ バス６１２上で転送される時に監視し、そのパケット１０をどこに、いつ、転送 するかの決定に関連する適切な部分を検査する。例えば、デスティネーションア ドレス１４は一般にコントローラ２１４にとって関心のある部分であり、また、 転送されたパケット１０のバイト数も、いつの時点においても関心のある部分で ある。可変スレッショールド点４２８の現在位置によって決定されたバイト数が 、データバス６１２上で転送されたときに、コントローラ２１４は、コントロー ラ２１４によって選択された１つ以上のトランスミッタ２１８（例えば、パケッ トのデスティネーションアドレス１４に関連付けられたトランスミッタ２１８） を 介して、そのパケット１０の転送を開始しようとする。コントローラ２１４は、 そのパケット１０の転送のために選択されたトランスミッタ２１８のそれぞれに 関連付けられたＦＩＦＯ６１６を検査し、それが空であれば、そのトランスミッ タ２１８による転送を直ちに開始できる。選択されたトランスミッタ２１８のＦ ＩＦＯ５１６が空でなければ、入ってくるパケット１０に割り当てられたパケッ トバッファスロット６１４の番号が、適切なＦＩＦＯ６１６に入力されて、後に 転送できるようにする。実際には、パケットバッファスロット６１４の番号は、 そのＦＩＦＯ６１６が空である（そして転送も直ちに開始できる）場合にもＦＩ ＦＯ６１６に入力され、転送の衝突が生じた場合にすぐに再転送できるようにし ている。場合によっては、可変スレッショールド点４２８の有効位置は、あらゆ る転送の試みの前に、パケット１０全体が受け取られるように設定するようにし てもよいことに注意すべきである。転送がうまく完了した時には、パケットバッ ファスロット６１４の番号はＦＩＦＯ６１６から除去され、そのパケットバッフ ァスロット６１４は他の入来するパケット１０を格納するために使用される。 上述したように、この発明による可変待ち時間カットスルーブリッジ２１０は 、多くの点において従来のカットスルーブリッジに多分に類似している。実質的 な差異の１つは、ブリッジの待ち時間を調整するための可変スレッショールド点 を含む点にある。物質的には重要な変更は見いだされず、また、特殊な構成も必 要とされない。 この発明は、その価値やスコープを変更することなく種々の変形が可能である 。例えば、上述の可変待ち時間カットスルーブリッジ２１０は、構成が比較的単 純であるが、この発明の方法は、従来技術のネットワークシステムのほとんどの 特徴と組み合わせて使用することが可能である。また、上述したように、この発 明の現在知られている最良の実施例２１０は、標準的なイーサネットとともに使 用するように適合されているが、当業者は、データパケットを利用し、不良パケ ットの確率が受け取られたパケットの量に応じて変化するような、ほとんどあら ゆるタイプの通信手段とともに使用するように、この発明を容易に適合させ得る ことが理解できるであろう。 上述したすべては、この発明の可能な実施例のいくつかの例に過ぎない。当業 者は、この発明の精神とスコープから離れること無く、他の多くの変形例や修正 をすることができることが理解できるであろう。従って、上記の開示は、限定す る意図でなされているものではなく、添付された請求項が、この発明の全体のス コープを包含しているものと解釈されるべきである。 工業的な適用可能性 この可変待ち時間カットスルーブリッジは、コンピュータネットワーク通信に おいて広く使用されるように適合させることができる。現在の主要な用途は、ネ ットワーク内のコンピュータとコンピュータ周辺装置の接続、および、複数のコ ンピュータネットワーク同士の接続である。 この発明の可変待ち時間カットスルーブリッジは、従来のコンピュータ接続ブ リッジデバイスが使用されるあらゆる適用例において利用することができる。改 良の重要な部分は、可変スレッショールド点４２８を含む点、および、これに関 連した上述の発明の局面である。 この発明の可変待ち時間カットスルーブリッジ２１０は、従来技術のカットス ルーブリッジとほぼ同様な方法でネットワーク内において使用され、ほとんどす べての適用例において効率を大幅に向上させる可能性がある。可変スレッショー ルド点４２８の位置は、静的にも動的にも設定できる。静的設定の場合には、そ の設定は、可変待ち時間ブリッジ２１０のユーザ用構成を介して行なわれる。こ の場合には、その設定値は、可変待ち時間カットスルーブリッジ２１０の動作中 を通じて不変であり、あるいは、可変待ち時間ブリッジ２１０を再構成するよう なユーザの明示的な操作によって変更されるまでは不変である。 可変スレッショールド点４２８の動的設定の場合には、以下に説明するように 、可変待ち時間ブリッジ２１０内の決定論理回路（発見的学習によるもの）が適 用されて、ときどき可変スレッショールド点４２８の設定を修正し、エラーの最 小化、スループットの最大化、あるいは、可変待ち時間ブリッジ２１０が動作し ている適用例の条件の変更に対する応答性の最大化を行なうように調整が行なわ れる。 発明者らは、可変スレッショールド点４２８の静的な割当ては、ブリッジに接 続されたネットワークセグメントの特徴と、それらのセグメント上の装置のネッ トワークコントローラの特徴とに基づいて効率的に行なうことができることを発 見した。例えば、それらのセグメント上のすべてのコントローラが、不要なパケ ット（ジャンク）を、そのコントローラを含むコンピュータに影響を与えること 無くすぐに廃棄するようにする（今日のパーソナルコンピュータやワークステー ション内の多くのイーサネットコントローラがこのようにしている）ものであれ ば、ジャンクの影響は、そのセグメント上におけるバンド幅の損失のみである。 この場合には、セグメントバンド幅の利用率は一般に低く、非常に低いスレッシ ョールドの設定が、非常に効率的であると考えられるかもしれない。 ジャンクがより悪い影響を与えるようなセグメントにおいては、すなわち、バ ンド幅が貴重な場合には、より効率的な設定は、図４の確率ライン５１４の急下 降部５２０の考慮を必要とするであろう。急下降部５２０の位置は、イーサネッ ト上における適切な延期挙動（deference behavior）が、いわゆる「衝突ウィン ドウ（collision window）」の外側における衝突を排除する、という事実に基づ いて予測可能であり、この「衝突ウィンドウ」は、パケットの転送開始とともに 始まり、最大構成のネットワークセグメントの端から端までにわたる最大往復信 号伝播時間（maximum round trip signal propagation time）に等しい期間の間 続く期間である。大部分のジャンクは、この衝突ウィンドウ長さを越えない長さ を有する衝突破片であると期待するのは十分な理由がある。 ポイントツウポイント（一対一接続の）（「プライベートチャンネル」）イー サネットにおいて、可変スレッショールド点４２８を設定するために確率ライン ５１４の急下降部５２０を使用する実例は、次の通りである。プライベートチャ ンネル・イーサネットは、ただ２つのコントローラを含むイーサネットである。 １つはステーションにおけるコントローラであり、他の１つはハブ（中心）にお けるコントローラである。そのようなセグメントのために、可変待ち時間カット スルーブリッジがハブとして利用された時は、衝突破片は、ブリッジとステーシ ョンがほぼ同じ時刻に転送を始めた時に生じる衝突によってのみ生成される。こ のような場合には、可変待ち時間ブリッジ２１０によるその破片の受け取り（お よび可能な場合には転送）は、その衝突に自らが関与した可変待ち時間ブリッジ ２１０によって所有されている知識によって排除される。従って、ジャンクを受 け取る高い初期確率（図５の確率ライン５１４の高い初期点５１６に示されてい る）を生じさせる衝突破片は、存在しない。これは、そのような接続に対しては 、非常に低いカットスルー待ち時間スレッショールドを使用することを示唆して いる。 図７は、単一リンクセグメント細同軸イーサネット（single link segment th in coax Ethernet）７１０において可変スレッショールド点４２８を設定するた めに確率ライン５１４の急下降部５２０を使用する一例を示している。可変待ち 時間ブリッジから単一セグメント細同軸イーサネット７１０への接続に対しては 、効率的なスレッショールド設定値は、そのセグメント上における最大往復伝搬 時間によって示される衝突ウィンドウを丁度過ぎたところであろうと期待される 。そのような最新の衝突は、可変待ち時間ブリッジ２１０の極めて近くに位置し 、かつ、（最大１８５メートルの）ケーブル７１３の一端の極めて近くに位置す る第１のステーション７１２が、ケーブル７１３のずっと遠い他の端部に位置す る第２のステーション７１４と、最後の可能な瞬間に衝突を経験したような場合 に起こるものである。時間の計算は、次のようになる。（１０メガビット／秒の イーサネットに対しては、１ビット時間＝１００ナノ秒（１００ｎｓ）であるこ とに注意。）時刻Ｔ０において、第１のステーション７１２からの信号は、ケー ブル７１３上の第１のステーション７１２の位置および（この実例が定義された ようなすべての実際的な目的においては）可変待ち時間ブリッジ２１０の位置に 存在する。時刻Ｔ１では、その信号は、ケーブル７１３の全長を第２のステーシ ョン７１４まで伝搬する。時刻Ｔ１＋Ｔ２では、第２のステーション７１４のコ ントローラが、その信号を検知し、それ自身のパケット１０の最初のビットをケ ーブル７１３上に放出して、衝突条件を生じさせる。時刻Ｔ１＋Ｔ２＋Ｔ３では 、信号の衝突の組み合わせが初めて第１のステーション７１２および可変待ち時 間ブリッジ２１０に到達する。時刻Ｔ１＋Ｔ２＋Ｔ３＋Ｔ４では、第２のステー ション７１４からの衝突信号の最後の部分が、第１のステーション７１２および 可変待ち時間ブリッジ２１０に到達し、この時、可変待ち時間ブリッジ２１０が 、第２のステーション７１４から転送されてきたパケット１０がラントであるこ と を決定できる。 上記の最大エラー時間シナリオによれば、時間Ｔ１（これは、時間Ｔ３に等し い）は、ケーブル長と、光の速度と、ケーブル７１３の特定のケーブル光速ファ クタ（０．６５）から次のように算出できる。 Ｔ１＝Ｔ３＝（（１８５ｍ／０．６５ｃ））＝９．５ビット時間 （ここで、ｃは光速（メートル／秒）。） 時間Ｔ２の最悪ケースの計算は、ＩＥＥＥ８０２．３イーサネット標準最悪ケ ース遅延値に基づいて決定された。これは、Ｔ２＝２２．１４ビット時間である 。 時間Ｔ４の計算は、特定の最小衝突破片に基づいており、これは、６４ビット のプリアンブル１２とフレーム・デリミッタのスタート、および、それに続く３ ２ビットのジャムパターンで、合計９６ビット時間となる。 従って、最悪ケース衝突ウィンドウは、 Ｔ１＋Ｔ２＋Ｔ３＋Ｔ４＝９．５＋２２．１４＋９．５＋９６＝１３７．１４ ビット時間（すなわち１３．７１４マイクロ秒）である。 図７の例においては、可変スレッショールド点４２８の良好な候補（これは６ ４ビットのプリアンブル１２の後にのみ測り始める）は、 １３７．１４−６４＝７３．１４ビット時間、すなわち、受け取られたパケッ ト内の９〜１０バイトの間である。 図８に示されている可変待ち時間ブリッジ１０から最大構成イーサネットへの 接続に対しては、（少なくとも初期には）可変スレッショールド点４２８の効率 的な位置が、そのようなセグメント上における最大往復伝搬時間によって示され る衝突ウィンドウを丁度過ぎた位置にあると仮定される。この最大構成８１０は 、複数（最大構成イーサネットセグメント８１０の場合には４つ）の最大遅延リ ピータ８１６に接続された５つの最大長ケーブルラン７１３ａ〜７１３ｂを有し ている。この場合には、「最新の」衝突検出は、第１のケーブル７１３ａの一端 の極めて近くに位置し、かつ、可変待ち時間ブリッジ２１０の極めて近くに位置 する第１の末端ステーション８１８が、４つのリピータ８１６をすべて通って第 ５のケーブル７１３ｅの最も遠い端部に位置する第２のステーション８２０と、 最後の可能な瞬間に衝突を経験した時に生じる。一般的な実例では、内部ケーブ ル ７１３ｂ，７１３ｃ，７１３ｄは、太い同軸ケーブルであり、「端部（end run ）」ケーブル７１３ａ，７１３ｅは、「細い同軸」である。この例に対する時間 の計算は、図７の例とほとんど同じであり、伝搬時間（Ｔ１およびＴ３）が、か なり大きいだけである。また、衝突の逆伝搬は、複数のリピータ８１６の内部に おいて、順伝搬よりもより大きな遅延を受け、従って、時間Ｔ３は時間Ｔ１より も大きいであろう。再び８０２．３最悪ケース遅延の明細を使用すると、これら の伝搬遅延は、Ｔ１＝１８２．４８ビット時間およびＴ３＝２２２．４８ビット 時間と計算される。 この計算の他の要素は、図７の例と同じであり、最悪ケースウィンドウは、 Ｔ１＋Ｔ２＋Ｔ３＋Ｔ４＝１８２．４８＋２２．１４＋２２２．４８＋９６＝ ５２３．１ビット時間（すなわち５２．３マイクロ秒）となる。 図８の例における可変スレッショールド点４２８の設定値の良好な候補は、５ ２３．１−６４＝４５９．１ビット時間、すなわち、受け取られたパケット内の ５７〜５８バイトの間である。 上述したように、可変待ち時間ブリッジ２１０の可変スレッショールド点４２ ８は、可変待ち時間ブリッジ２１０の動作中を通じて固定されている必要はない 。全体のデータスループットを最大にするためには、カットスルー動作を過度に 遅延させるより、少ない割合のエラーが転送される方が好ましいかもしれない。 許容可能なエラーの割合は、可変待ち時間ブリッジ２１０が転送しているパケッ ト１０の数と、良品パケット中のジャンクパケットの量とに基づいて、可変スレ ッショールド点４２８を定期的に調整する単純な発見的論理回路を使用すること によって得られるであろう。さらに詳しく言えば、パケット１０を転送する際に 許容できると決定された最大許容エラー割合をＰＥとし、可変待ち時間ブリッジ ２１０が、転送したパケット１０の数（ＰＦ）と、転送後にエラーパケットであ ることが発見されたパケットの数（ＥＰ）とを保持しているものとすると、ＰＦ があるサンプルサイズ（たとえば１０，０００個）に達するたびに可変待ち時間 ブリッジ２１０が（ハードウェアまたはソフトウェアによって）ＥＰをＰＦで除 算し、その結果の割合をＰＥと比較する。その比がＰＥよりも大きい場合には、 スレッショールド位置を増大し、転送エラー率を低減するようにする。その比が Ｐ Ｅよりも小さな場合には、さらに高いエラー率が受け入れ可能と考えられるので 、スレッショールド値を減少させる。この２つのカウント値は、次のサンプル期 間のためにリセットされる。 この発明による可変待ち時間カットスルーブリッジは、容易に構成することが でき、現在のコンピュータ装置とコンパチブルなので、従来のブリッジの代用と して工業的にも受け入れ可能なものであると期待される。これらおよびその他の 理由により、この発明の有用性および工業的な適用可能性は、そのスコープにお いて重要であるとともに長期間持続するものと期待される。

【手続補正書】特許法第１８４条の８ 【提出日】１９９５年７月１０日 【補正内容】 差し替え頁１５ コントローラ２１４は、受け取られた種々のパケット１０を、それらがデータ バス６１２上で転送される時に監視し、そのパケット１０をどこに、いつ、転送 するかの決定に関連する適切な部分を検査する。例えば、デスティネーションア ドレス１４は一般にコントローラ２１４にとって関心のある部分であり、また、 転送されたパケット１０のバイト数も、いつの時点においても関心のある部分で ある。可変スレッシヨールド点４２８の現在位置によって決定されたバイト数が 、データバス６１２上で転送されたときに、コントローラ２１４は、コントロー ラ２１４によって選択された１つ以上のトランスミッタ２１８（例えば、パケッ トのデスティネーションアドレス１４に関連付けられたトランスミッタ２１８） を介して、そのパケット１０の転送を開始しようとする。コントローラ２１４は 、そのパケット１０の転送のために選択されたトランスミッタ２１８のそれぞれ に関連付けられたＦＩＦＯ６１６を検査し、それが空であれば、そのトランスミ ッタ２１８による転送を直ちに開始できる。選択されたトランスミッタ２１８の ＦＩＦＯ６１６が空でなければ、入ってくるパケット１０に割り当てられたパケ ットバッファスロット６１４の番号が、適切なＦＩＦＯ６１６に入力されて、後 に転送できるようにする。実際には、パケットバッファスロット６１４の番号は 、そのＦＩＦＯ６１６が空である（そして転送も直ちに開始できる）場合にもＦ ＩＦＯ６１６に入力され、転送の衝突が生じた場合にすぐに再転送できるように している。場合によっては、可変スレッショールド点４２８の有効位置は、あら ゆる転送の試みの前に、パケット１０全体が受け取られるように設定するように してもよいことに注意すべきである。転送がうまく完了した時には、パケットバ ッファスロット６１４の番号はＦＩＦＯ６１６から除去され、そのパケットバッ ファスロット６１４は他の入来するパケット１０を格納するために使用される。 上述したように、この発明による可変待ち時間カットスルーブリッジ２１０は 、多くの点において従来のカットスルーブリッジに多分に類似している。実質的 な差異の１つは、ブリッジの待ち時間を調整するための可変スレッショールド点 を含む点にある。物質的には重要な変更は見いだされず、また、特殊な構成も必 要とされない。 差し替え頁２５ １７．前記可変待機点は、前記コンピュータネットワークの要求が変化するの に伴って逐次再設定される、請求項１０記載の方法。 １８．前記可変待機点は、適用例の獲得時間の計算に応じて設定される、請求 項１０記載の方法。 １９．前記可変待機点は、前記ブリッジの動作中に集められた経験的に決定さ れたデータに従って設定される、請求項１０記載の方法。

───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (72)発明者 ビレンバウム・レイザー アメリカ合衆国 カリフォルニア州95070 サラトガ，サンセット・ドライブ, 20052 (72)発明者 ハウスマン・リチャード・ジェイ. アメリカ合衆国 カリフォルニア州95073 ソクエル，チェリイヴェイル・アベニュ ー，4930

Claims (1)

1. 【特許請求の範囲】 １．複数のデータケーブルによって互いに接続された複数のコンピュータデバ イスを有し、前記データケーブルを介してデータパケットが伝送されるコンピュ ータネットワークシステムのためのブリッジであって、 前記データパケットを一時的に保持するためのバッファと、 前記バッファの制御を行なうコントローラであって、前記コントローラからの 命令に応じて前記バッファから前記データパケットが送出されるように前記バッ ファの制御を行なうコントローラとを備え、 前記コントローラは前記バッファの待ち時間スレッショールドを可変に設定し 、前記待ち時間スレッショールドは、前記コントローラがデータパケットを送出 する命令を前記バッファに出す以前に前記バッファによって受け取られるデータ パケット部分である、ブリッジ。 ２．前記待ち時間スレッショールドは、検査されたデータパケット量の関数と してそのデータパケットが不良であるとされる確率を規定する確率関数の急下降 部内に設定される、請求項１記載のブリッジ。 ３．前記確率関数は経験的に決定されたものである、請求項２記載のブリッジ 。 ４．複数のネットワークセグメントを有し、データパケットの形式でデータが 通信されるコンピュータネットワークの効率を改善する方法であって、 前記ネットワークのセグメントの間のブリッジとして、前記ブリッジによって データパケットが受け取られ、そのデータパケットの可変スレッショールド点に 至るまで、転送されるべきデータパケットであると評価された時に、前記データ パケットの転送の開始を試みるように構成されたブリッジを設け、 前記ブリッジが、データパケットの少なくとも一部を評価して、転送されるべ きデータパケットであると評価した後であって、そのデータパケットの全体を評 価して、転送されるべきデータパケットであると評価する前に、前記ブリッジが 各データパケットの転送を開始するように、前記可変スレッショールド点を設定 する、方法。 ５．前記可変スレッショールド点は、前記ブリッジが使用されている時に変更 される、請求項４記載の方法。 ６．前記可変スレッショールド点は、前記可変スレッショールド点に達する前 にあらゆるラントが不良として拒絶されるような点に設定される、請求項４記載 の方法。 ７．前記可変スレッショールド点は、経験的に集められたデータに従って設定 される、請求項４記載の方法。 ８．前記可変スレッショールド点は確率ラインの関数として設定され、前記確 率ラインは、データパケットが転送されるべきでないとされる確率値を、前記ブ リッジ内で検査されたデータバケットの量に対してプロットしたグラフによって 表わされるものである、請求項４記載の方法。 ９．前記可変スレッショールド点は前記確率ラインの急下降部内に設定され、 前記急下降部は、前記確率ラインの確率値が顕著に０に向かって低下する部分で ある、請求項８記載の方法。 １０．コンピュータネットワークのブリッジ内においてデータパケットを転送 する方法であって、 前記ブリッジ内に可変待機点を設定し、前記ブリッジがデータパケットを転送 しようとする前に前記ブリッジにおいて受け取られるデータパケットの量を、前 記可変待機点の位置に従って可変にできるようにする、方法。 １１．前記可変待機点は、前記データパケットのプリアンブルの後に設定され る、請求項１０記載の方法。 １２．データパケットを転送しようとする試みの失敗の結果として不完全なデ ータパケットになっている本質的にすべてのラントが、各データパケット内で前 記可変待機点に到達するまえに拒絶されるように、前記可変待機点が設定される 、請求項１１記載の方法。 １３．前記可変待機点は、前記ブリッジの動作中に得られるデータに従って調 整可能である、請求項１０記載の方法。 １４．前記可変待機点は、コンピュータからのソフトウェアによって設定され る、請求項１０記載の方法。 １５．前記コンピュータは、前記ブリッジを介して前記コンピュータネットワ ークに接続されている、請求項１４記載の方法。 １６．前記コンピュータは、前記可変待機点の位置を最適化するための、パケ ットに関する情報を保持している、請求項１４記載の方法。 １７．前記可変待機点は、前記コンピュータネットワークの前記要求が変化す るのに伴って逐次再設定される、請求項１０記載の方法。 １８．前記可変待機点は、前記適用例の獲得時間の計算に応じて設定される、 請求項１０記載の方法。 １９．前記可変待機点は、前記ブリッジの前記動作中に集められた経験的に決 定されたデータに従って設定される、請求項１０記載の方法。