JPH1093624A - パケット伝送ネットワーク - Google Patents
パケット伝送ネットワークInfo
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- JPH1093624A JPH1093624A JP21373497A JP21373497A JPH1093624A JP H1093624 A JPH1093624 A JP H1093624A JP 21373497 A JP21373497 A JP 21373497A JP 21373497 A JP21373497 A JP 21373497A JP H1093624 A JPH1093624 A JP H1093624A
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- H04—ELECTRIC COMMUNICATION TECHNIQUE
- H04L—TRANSMISSION OF DIGITAL INFORMATION, e.g. TELEGRAPHIC COMMUNICATION
- H04L12/00—Data switching networks
- H04L12/54—Store-and-forward switching systems
- H04L12/56—Packet switching systems
- H04L12/5601—Transfer mode dependent, e.g. ATM
- H04L12/5602—Bandwidth control in ATM Networks, e.g. leaky bucket
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- H04L—TRANSMISSION OF DIGITAL INFORMATION, e.g. TELEGRAPHIC COMMUNICATION
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- H04L12/56—Packet switching systems
- H04L12/5601—Transfer mode dependent, e.g. ATM
- H04L2012/5619—Network Node Interface, e.g. tandem connections, transit switching
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- H04—ELECTRIC COMMUNICATION TECHNIQUE
- H04L—TRANSMISSION OF DIGITAL INFORMATION, e.g. TELEGRAPHIC COMMUNICATION
- H04L12/00—Data switching networks
- H04L12/54—Store-and-forward switching systems
- H04L12/56—Packet switching systems
- H04L12/5601—Transfer mode dependent, e.g. ATM
- H04L2012/5629—Admission control
- H04L2012/5631—Resource management and allocation
- H04L2012/5636—Monitoring or policing, e.g. compliance with allocated rate, corrective actions
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- Engineering & Computer Science (AREA)
- Computer Networks & Wireless Communication (AREA)
- Signal Processing (AREA)
- Data Exchanges In Wide-Area Networks (AREA)
Abstract
(57)【要約】
【課題】 本発明の目的は、ネットワークの輻輳の尺度
として、相対ネットワーク待ち行列化遅延ではなく絶対
ネットワーク待ち行列化遅延を使用する、パケット伝送
ネットワーク用の拡張適応式速度ベース輻輳制御システ
ムを提供することである。 【解決手段】 この輻輳制御システムの他の特徴には、
所定の最小時間の後、前のテストからの肯定応答の受信
の後または、最小データ・バーストの送信の後のうち、
最も遅いものの後に限るテスト送信が含まれる。この輻
輳制御システムは、低い速度では速度の小さい減少をも
たらし、高い速度では速度の大きい減少をもたらす。対
数速度制御関数が、この能力を提供する。過剰な速度変
動に応答して速度参照テーブル内のすべての値を変更す
ることによる、速度ダンピングを提供する。最後に、起
動時または定義済み速度ダンピング領域を出る時の開始
点として、使用可能帯域幅の公平な共用が、使用され
る。
として、相対ネットワーク待ち行列化遅延ではなく絶対
ネットワーク待ち行列化遅延を使用する、パケット伝送
ネットワーク用の拡張適応式速度ベース輻輳制御システ
ムを提供することである。 【解決手段】 この輻輳制御システムの他の特徴には、
所定の最小時間の後、前のテストからの肯定応答の受信
の後または、最小データ・バーストの送信の後のうち、
最も遅いものの後に限るテスト送信が含まれる。この輻
輳制御システムは、低い速度では速度の小さい減少をも
たらし、高い速度では速度の大きい減少をもたらす。対
数速度制御関数が、この能力を提供する。過剰な速度変
動に応答して速度参照テーブル内のすべての値を変更す
ることによる、速度ダンピングを提供する。最後に、起
動時または定義済み速度ダンピング領域を出る時の開始
点として、使用可能帯域幅の公平な共用が、使用され
る。
Description
【０００１】
【発明の属する技術分野】本発明は、パケット通信ネッ
トワークに関し、具体的には、そのようなネットワーク
での輻輳を最小化するための、ネットワークへのユーザ
・アクセスの制御に関する。
トワークに関し、具体的には、そのようなネットワーク
での輻輳を最小化するための、ネットワークへのユーザ
・アクセスの制御に関する。
【０００２】
【従来の技術】高速パケット通信ネットワークでは、複
数の種類のトラフィックが、共通のネットワーク資源を
共用する。たとえば、インタラクティブ・ビデオは、遅
延と消失の両方に敏感なトラフィックであるが、音声
は、遅延には敏感でも消失を許容するトラフィックであ
る。ファイル転送は、消失に敏感であるが遅延を許容す
るトラフィックであり、データグラム・サービスは、遅
延と消失の両方を許容するトラフィックである。最初の
２つのタイプのトラフィック（インタラクティブ・ビデ
オと音声）は、ユーザ・トラフィックをネットワークに
送り出す前に端末間接続が確立されるので、一般に予約
サービスと称する。その一方で、後者の２つのタイプの
トラフィック（ファイル転送とデータグラム）は、固定
経路を予約せずにネットワークに送り出すことができ、
局所的な利用可能性に基づいて１時に１リンクずつネッ
トワーク内で進路を見つることができるので、非予約サ
ービスである。非予約サービスは、「最善努力」サービ
スと称することがしばしばであるが、バースト性で遅延
を許容し、サービス品質の明示的な保証を必要としな
い。
数の種類のトラフィックが、共通のネットワーク資源を
共用する。たとえば、インタラクティブ・ビデオは、遅
延と消失の両方に敏感なトラフィックであるが、音声
は、遅延には敏感でも消失を許容するトラフィックであ
る。ファイル転送は、消失に敏感であるが遅延を許容す
るトラフィックであり、データグラム・サービスは、遅
延と消失の両方を許容するトラフィックである。最初の
２つのタイプのトラフィック（インタラクティブ・ビデ
オと音声）は、ユーザ・トラフィックをネットワークに
送り出す前に端末間接続が確立されるので、一般に予約
サービスと称する。その一方で、後者の２つのタイプの
トラフィック（ファイル転送とデータグラム）は、固定
経路を予約せずにネットワークに送り出すことができ、
局所的な利用可能性に基づいて１時に１リンクずつネッ
トワーク内で進路を見つることができるので、非予約サ
ービスである。非予約サービスは、「最善努力」サービ
スと称することがしばしばであるが、バースト性で遅延
を許容し、サービス品質の明示的な保証を必要としな
い。
【０００３】最善努力サービスは、予約トラフィックだ
けを用いて可能になる利用レベルをはるかに超えて、ネ
ットワーク資源の利用度を最大にするのに極度に有用で
ある。しかし、予約トラフィックと非予約トラフィック
の両方を単一のネットワーク上で統合化する時には、最
善努力トラフィックが予約サービス・トラフィックの性
能低下を引き起こさないことを保証する必要がある。従
来技術では、この２種類のトラフィックに別々のリンク
・バッファを設け、局所ノードからリンクへの送信を待
っている予約トラフィックがない時に限って最善努力ト
ラフィックを送信することによって、この問題が解決さ
れる。この配置では、予約トラフィックに対する最善努
力トラフィックの影響を無視できるようになる。通常、
予約トラフィック・パケットは、多くとも１つの最善努
力パケットの送信を待つだけになる。リンクが非常に低
速の場合、予約トラフィックに優先使用優先順位を割り
当てて、単一の最善努力パケットによる最小の遅延を除
去することもできる。最善努力サービスに対して制御を
適用しない場合、サービスされるトラフィックの量は、
使用可能な最大ネットワーク容量に達するが、これに
は、ネットワークの諸バッファで輻輳が発生するという
犠牲が伴う。輻輳によって送信されたトラフィックの消
失が発生する場合、消失パケットを再送信することが必
要になり、ネットワーク利用度が低下する。
けを用いて可能になる利用レベルをはるかに超えて、ネ
ットワーク資源の利用度を最大にするのに極度に有用で
ある。しかし、予約トラフィックと非予約トラフィック
の両方を単一のネットワーク上で統合化する時には、最
善努力トラフィックが予約サービス・トラフィックの性
能低下を引き起こさないことを保証する必要がある。従
来技術では、この２種類のトラフィックに別々のリンク
・バッファを設け、局所ノードからリンクへの送信を待
っている予約トラフィックがない時に限って最善努力ト
ラフィックを送信することによって、この問題が解決さ
れる。この配置では、予約トラフィックに対する最善努
力トラフィックの影響を無視できるようになる。通常、
予約トラフィック・パケットは、多くとも１つの最善努
力パケットの送信を待つだけになる。リンクが非常に低
速の場合、予約トラフィックに優先使用優先順位を割り
当てて、単一の最善努力パケットによる最小の遅延を除
去することもできる。最善努力サービスに対して制御を
適用しない場合、サービスされるトラフィックの量は、
使用可能な最大ネットワーク容量に達するが、これに
は、ネットワークの諸バッファで輻輳が発生するという
犠牲が伴う。輻輳によって送信されたトラフィックの消
失が発生する場合、消失パケットを再送信することが必
要になり、ネットワーク利用度が低下する。
【０００４】したがって、輻輳制御と輻輳回避が、特
に、最善努力トラフィックから生成される需要がネット
ワークの使用可能容量に接近するかこれを超える際に、
秩序あるネットワークの管理に必須であることは明白で
ある。従来技術では、このような輻輳管理システムが２
つ提案されており、その一方は米国特許第５３６７５２
３号明細書（以下では'５２３特許と故障する）に開示
された適応式速度ベース（ＡＲＢ）制御、もう一方は、
ハース（Z. Haas）著、「Adaptive Admission Congesti
on Control」（ACM SIGCOMM Computer Communication R
eview、第５８ページないし第７６ページ、１９９１
年）に開示された適応式進入輻輳制御（ＡＡＣＣ）であ
る。これらの従来技術システムの両方が、選択された経
路上でネットワークを介してタイムスタンプ付きのサン
プリング・パケットを周期的に送信し、その後、連続し
て受信されるサンプルを処理して、その経路上の輻輳の
状態を判定することに依存する。この形で得られる情報
は、ネットワークのその経路の入口点での適応式進入制
御機構の駆動に使用される。
に、最善努力トラフィックから生成される需要がネット
ワークの使用可能容量に接近するかこれを超える際に、
秩序あるネットワークの管理に必須であることは明白で
ある。従来技術では、このような輻輳管理システムが２
つ提案されており、その一方は米国特許第５３６７５２
３号明細書（以下では'５２３特許と故障する）に開示
された適応式速度ベース（ＡＲＢ）制御、もう一方は、
ハース（Z. Haas）著、「Adaptive Admission Congesti
on Control」（ACM SIGCOMM Computer Communication R
eview、第５８ページないし第７６ページ、１９９１
年）に開示された適応式進入輻輳制御（ＡＡＣＣ）であ
る。これらの従来技術システムの両方が、選択された経
路上でネットワークを介してタイムスタンプ付きのサン
プリング・パケットを周期的に送信し、その後、連続し
て受信されるサンプルを処理して、その経路上の輻輳の
状態を判定することに依存する。この形で得られる情報
は、ネットワークのその経路の入口点での適応式進入制
御機構の駆動に使用される。
【０００５】'５２３特許では、連続するサンプリング
・パケットの遅延の変化が、試験期間中に閾値を超える
まで累算され、その後、送信元ステーションが、その事
象について助言を受け、その時点で、送信元ステーショ
ンは、累算遅延をゼロにリセットする。したがって、こ
の遅延情報は、必ずリセット点に対する相対的な情報に
なり、ネットワークの絶対的な現在の状態は表さな
い。'５２３特許では、さらに、線形関数を使用して、
経路遅延変化中の進入速度を変更するが、これによっ
て、新データの帯域幅が使用可能な場合であっても、長
い初期設定時間がもたらされる。この現象は、データ速
度の変化量が潜在的に非常に大きい高速ネットワークで
は、さらに悪くなる。
・パケットの遅延の変化が、試験期間中に閾値を超える
まで累算され、その後、送信元ステーションが、その事
象について助言を受け、その時点で、送信元ステーショ
ンは、累算遅延をゼロにリセットする。したがって、こ
の遅延情報は、必ずリセット点に対する相対的な情報に
なり、ネットワークの絶対的な現在の状態は表さな
い。'５２３特許では、さらに、線形関数を使用して、
経路遅延変化中の進入速度を変更するが、これによっ
て、新データの帯域幅が使用可能な場合であっても、長
い初期設定時間がもたらされる。この現象は、データ速
度の変化量が潜在的に非常に大きい高速ネットワークで
は、さらに悪くなる。
【０００６】その一方で、ハースの適応式進入輻輳制御
（ＡＡＣＣ）では、所定の間隔（「規定量（quota）」
と称する）にわたるフィルタリングによって実施される
平均遅延が使用され、これによって、突然発生する輻輳
に対する低速の反応と、所定の規定量期間を超える期間
にわたって徐々に発生する輻輳に対する反応の打切りが
もたらされる。さらに、ＡＡＣＣシステムは、接続が遊
休状態の時であってもサンプル・パケットの送信を継続
し、これによって、おそらく輻輳が発生しないはずの時
にも伝送資源が浪費される。
（ＡＡＣＣ）では、所定の間隔（「規定量（quota）」
と称する）にわたるフィルタリングによって実施される
平均遅延が使用され、これによって、突然発生する輻輳
に対する低速の反応と、所定の規定量期間を超える期間
にわたって徐々に発生する輻輳に対する反応の打切りが
もたらされる。さらに、ＡＡＣＣシステムは、接続が遊
休状態の時であってもサンプル・パケットの送信を継続
し、これによって、おそらく輻輳が発生しないはずの時
にも伝送資源が浪費される。
【０００７】
【発明が解決しようとする課題】従来技術の適応式輻輳
制御システムに関する主要な問題は、ある状況での経路
遅延の不正確な推定と、不適切な進入増加変更関数およ
び進入減少変更関数の使用と、すばやい輻輳の変化に対
する遅い応答と、遊休期間中の不要なサンプル・パケッ
トの送信にある。
制御システムに関する主要な問題は、ある状況での経路
遅延の不正確な推定と、不適切な進入増加変更関数およ
び進入減少変更関数の使用と、すばやい輻輳の変化に対
する遅い応答と、遊休期間中の不要なサンプル・パケッ
トの送信にある。
【０００８】
【課題を解決するための手段】本発明の実施例によれ
ば、現在の輻輳の相対尺度ではなく絶対尺度を使用し、
ネットワーク内の輻輳の状態に対する応答性のよい進入
関数を提供する、ネットワーク使用のすばやい変化をも
のともしない拡張輻輳制御を提供するため従来技術シス
テムの諸問題を克服する、拡張適応式速度ベース輻輳制
御機構が提供される。具体的にいうと、本発明の輻輳制
御システムは、ネットワークに入る２つのバック・ツー
・バック・セルの送出の間の最小間隔を決定するための
スペーシング関数を提供する。このスペーシング関数
は、もちろん、現在の認可された伝送速度に基づく。
ば、現在の輻輳の相対尺度ではなく絶対尺度を使用し、
ネットワーク内の輻輳の状態に対する応答性のよい進入
関数を提供する、ネットワーク使用のすばやい変化をも
のともしない拡張輻輳制御を提供するため従来技術シス
テムの諸問題を克服する、拡張適応式速度ベース輻輳制
御機構が提供される。具体的にいうと、本発明の輻輳制
御システムは、ネットワークに入る２つのバック・ツー
・バック・セルの送出の間の最小間隔を決定するための
スペーシング関数を提供する。このスペーシング関数
は、もちろん、現在の認可された伝送速度に基づく。
【０００９】さらに、所定の最小サンプリング期間が満
了し、前のサンプル・パケットの肯定応答が受信され、
最後のサンプリング・パケット以降に指定された量のデ
ータ（サンプリング・バーストと称する）が送信されな
い限り、サンプル・パケットを送信しない、サンプリン
グ・ポリシーを実施する。このサンプリング・ポリシー
によれば、オーバーヘッドが、ラウンド・トリップ遅延
が短い時にはサンプリング・バーストによって支配され
（最大データ・スループットが保証される）、遅延が長
い時にはラウンド・トリップ遅延によって支配される
（最小サンプル周波数が保証される）ので、最小のサン
プリング・オーバーヘッドが保証される。
了し、前のサンプル・パケットの肯定応答が受信され、
最後のサンプリング・パケット以降に指定された量のデ
ータ（サンプリング・バーストと称する）が送信されな
い限り、サンプル・パケットを送信しない、サンプリン
グ・ポリシーを実施する。このサンプリング・ポリシー
によれば、オーバーヘッドが、ラウンド・トリップ遅延
が短い時にはサンプリング・バーストによって支配され
（最大データ・スループットが保証される）、遅延が長
い時にはラウンド・トリップ遅延によって支配される
（最小サンプル周波数が保証される）ので、最小のサン
プリング・オーバーヘッドが保証される。
【００１０】従来技術のシステムと同様に、本発明の遅
延推定は、連続するサンプル・パケットの到着の間の時
間に基づく。ネットワーク待ち行列化遅延として測定さ
れる輻輳は、前のネットワーク待ち行列化遅延が既知で
あると仮定すると、連続するサンプリング・パケットの
出発時刻（これらのパケットのタイム・スタンプから計
算される）の差と、これらの連続するサンプリング・パ
ケットの到着時刻（受信側ステーションで測定される）
の差の関数である。ネットワーク遅延が当初は０である
と仮定すると、経路遅延は、いずれかのサンプル・パケ
ットがこうむる最小遅延まですばやく減少する。その
後、この値は、実際の最小経路遅延の近い推定としてこ
の接続全体にわたって使用でき、これによって、相対的
な経路遅延変化に頼るのではなく、実際の現在の経路遅
延を計算できるようになる。この実際の現在の経路遅延
値を使用すると、増分遅延が検出されない時には接続の
速度を高めることができ、所望のネットワーク利用度が
達成されている時には現在速度を維持することができ、
軽微な輻輳が検出された時には現在速度を少し減らすこ
とができ、深刻な輻輳が検出された時には現在速度を大
幅に減らすことができる。
延推定は、連続するサンプル・パケットの到着の間の時
間に基づく。ネットワーク待ち行列化遅延として測定さ
れる輻輳は、前のネットワーク待ち行列化遅延が既知で
あると仮定すると、連続するサンプリング・パケットの
出発時刻（これらのパケットのタイム・スタンプから計
算される）の差と、これらの連続するサンプリング・パ
ケットの到着時刻（受信側ステーションで測定される）
の差の関数である。ネットワーク遅延が当初は０である
と仮定すると、経路遅延は、いずれかのサンプル・パケ
ットがこうむる最小遅延まですばやく減少する。その
後、この値は、実際の最小経路遅延の近い推定としてこ
の接続全体にわたって使用でき、これによって、相対的
な経路遅延変化に頼るのではなく、実際の現在の経路遅
延を計算できるようになる。この実際の現在の経路遅延
値を使用すると、増分遅延が検出されない時には接続の
速度を高めることができ、所望のネットワーク利用度が
達成されている時には現在速度を維持することができ、
軽微な輻輳が検出された時には現在速度を少し減らすこ
とができ、深刻な輻輳が検出された時には現在速度を大
幅に減らすことができる。
【００１１】最後に、伝送速度が低い時には伝送速度の
大幅な増加をもたらし、これによって効率を高めること
と、伝送速度が高い時には伝送速度の小さい増加をもた
らし、これによって安定性を高めることによって、効率
と安定性と公平さを最大にする速度変更ポリシーに従
う。同様に、伝送速度の減少も、速度が低い時には大き
く、速度が高い時には小さくすることができる。本発明
によれば、対数関数を使用して、輻輳の変化に応答して
伝送速度の変更を制御する。残りの帯域幅の均等な共用
に応答するようにこの戦略を修正して、全帯域幅の共用
を公平にする。
大幅な増加をもたらし、これによって効率を高めること
と、伝送速度が高い時には伝送速度の小さい増加をもた
らし、これによって安定性を高めることによって、効率
と安定性と公平さを最大にする速度変更ポリシーに従
う。同様に、伝送速度の減少も、速度が低い時には大き
く、速度が高い時には小さくすることができる。本発明
によれば、対数関数を使用して、輻輳の変化に応答して
伝送速度の変更を制御する。残りの帯域幅の均等な共用
に応答するようにこの戦略を修正して、全帯域幅の共用
を公平にする。
【００１２】さらに具体的にいうと、上で述べた速度変
更ポリシーは、各ソースの許容可能な速度が、連続する
テーブル項目の所望の対数値変化を有するテーブルに記
憶される、テーブル駆動技法によって実施される。肯定
応答（ＡＣＫ）、減少ＡＣＫおよび増加ＡＣＫによっ
て、テーブル内の項目間を上下にステップして、次の進
入速度にアクセスする。前に述べたように、このテーブ
ル項目によって、速度が低い時に大きな速度変化、速度
が高い時に小さい速度変化をもたらすというポリシーが
実施される。さらに、均等で公平な共用が発生すると仮
定される速度ダンピング領域を定義する。ダンピング領
域は、当初は開始速度を考慮の対象外に置くために定義
されるが、このダンピング領域は、ダンピング領域の外
への移動に応答して、テーブル内で上下に移動される。
それと同時に、テーブル値が、事前に選択された係数に
よって、乗除算によって増減される。この手順では、高
いテーブル値を有する接続と比較して低いテーブル値を
有する接続を優先することによって、異なる開始時刻を
有する接続の間での公平さが増す。
更ポリシーは、各ソースの許容可能な速度が、連続する
テーブル項目の所望の対数値変化を有するテーブルに記
憶される、テーブル駆動技法によって実施される。肯定
応答（ＡＣＫ）、減少ＡＣＫおよび増加ＡＣＫによっ
て、テーブル内の項目間を上下にステップして、次の進
入速度にアクセスする。前に述べたように、このテーブ
ル項目によって、速度が低い時に大きな速度変化、速度
が高い時に小さい速度変化をもたらすというポリシーが
実施される。さらに、均等で公平な共用が発生すると仮
定される速度ダンピング領域を定義する。ダンピング領
域は、当初は開始速度を考慮の対象外に置くために定義
されるが、このダンピング領域は、ダンピング領域の外
への移動に応答して、テーブル内で上下に移動される。
それと同時に、テーブル値が、事前に選択された係数に
よって、乗除算によって増減される。この手順では、高
いテーブル値を有する接続と比較して低いテーブル値を
有する接続を優先することによって、異なる開始時刻を
有する接続の間での公平さが増す。
【００１３】本発明のもう１つの特徴によれば、公平さ
をさらに改善するために、本発明の拡張適応式速度ベー
ス輻輳制御システムは、ネットワーク上の現在使用可能
な帯域幅を使用して、新しい非予約接続が設定される際
に、その接続のそれぞれの初期の公平な共用割振りを計
算する。従来技術の新規接続は、ネットワークの現在の
状態に適応しなければならないので長い始動時間を有す
るが、この計算によって、その長い始動時間が回避され
る。
をさらに改善するために、本発明の拡張適応式速度ベー
ス輻輳制御システムは、ネットワーク上の現在使用可能
な帯域幅を使用して、新しい非予約接続が設定される際
に、その接続のそれぞれの初期の公平な共用割振りを計
算する。従来技術の新規接続は、ネットワークの現在の
状態に適応しなければならないので長い始動時間を有す
るが、この計算によって、その長い始動時間が回避され
る。
【００１４】本発明の主な利点は、本発明が、端末間制
御システムであり、経路に沿った中間ノードでの特殊な
処理を必要とせず、したがって、中間ノードで行われる
処理の変更を必要としないことである。
御システムであり、経路に沿った中間ノードでの特殊な
処理を必要とせず、したがって、中間ノードで行われる
処理の変更を必要としないことである。
【００１５】
【発明の実施の形態】図１を参照すると、１から８まで
の番号を付した８つのネットワーク・ノード１１を含む
パケット通信ネットワーク１０の全般的なブロック図が
示されている。ネットワーク・ノード１１のそれぞれ
は、１つまたは複数の通信リンクＡないしＬによって他
のネットワーク・ノード１１にリンクされる。このよう
な通信リンクのそれぞれは、永久的な接続または、選択
的に使用可能にされる（ダイアルアップ）接続のいずれ
かとすることができる。ネットワーク・ノード１１のい
ずれかまたはすべては、末端ノードに接続することがで
き、図では、ネットワーク・ノード２が、末端ノード
１、２および３に接続され、ネットワーク・ノード７
が、末端ノード４、５および６に接続され、ネットワー
ク・ノード８が、末端ノード７、８および９に接続され
ている。ネットワーク・ノード１１のそれぞれには、接
続されたノード、ネットワーク・ノードおよび末端ノー
ドのすべてにデータ通信サービスを提供し、ノード内の
判断点を提供するデータ処理システムが含まれる。ネッ
トワーク・ノード１１のそれぞれには、ノード内の１つ
または複数の判断点が含まれ、この点で、着信データ・
パケットは、そのノード内または別のノードで終端する
１つまたは複数の発信通信リンクに選択的に経路指定さ
れる。このような経路指定判断は、データ・パケットの
ヘッダに含まれる情報に応答して行われる。ネットワー
ク・ノードは、末端ノード間の新規経路の計算、そのノ
ードでネットワークに入るパケットに対するアクセス制
御の提供、そのノードでのディレクトリ・サービスおよ
びトポロジ・データベースの維持の提供などの付随サー
ビスも提供する。本発明によれば、末端ノード１２は、
図１のネットワークを介して送信されるデータ・パケッ
トの拡張速度ベース輻輳制御を提供する。
の番号を付した８つのネットワーク・ノード１１を含む
パケット通信ネットワーク１０の全般的なブロック図が
示されている。ネットワーク・ノード１１のそれぞれ
は、１つまたは複数の通信リンクＡないしＬによって他
のネットワーク・ノード１１にリンクされる。このよう
な通信リンクのそれぞれは、永久的な接続または、選択
的に使用可能にされる（ダイアルアップ）接続のいずれ
かとすることができる。ネットワーク・ノード１１のい
ずれかまたはすべては、末端ノードに接続することがで
き、図では、ネットワーク・ノード２が、末端ノード
１、２および３に接続され、ネットワーク・ノード７
が、末端ノード４、５および６に接続され、ネットワー
ク・ノード８が、末端ノード７、８および９に接続され
ている。ネットワーク・ノード１１のそれぞれには、接
続されたノード、ネットワーク・ノードおよび末端ノー
ドのすべてにデータ通信サービスを提供し、ノード内の
判断点を提供するデータ処理システムが含まれる。ネッ
トワーク・ノード１１のそれぞれには、ノード内の１つ
または複数の判断点が含まれ、この点で、着信データ・
パケットは、そのノード内または別のノードで終端する
１つまたは複数の発信通信リンクに選択的に経路指定さ
れる。このような経路指定判断は、データ・パケットの
ヘッダに含まれる情報に応答して行われる。ネットワー
ク・ノードは、末端ノード間の新規経路の計算、そのノ
ードでネットワークに入るパケットに対するアクセス制
御の提供、そのノードでのディレクトリ・サービスおよ
びトポロジ・データベースの維持の提供などの付随サー
ビスも提供する。本発明によれば、末端ノード１２は、
図１のネットワークを介して送信されるデータ・パケッ
トの拡張速度ベース輻輳制御を提供する。
【００１６】末端ノード１２のそれぞれには、別の末端
ノードに送信されるディジタル・データのソースか、別
の末端ノードから受信したディジタル・データを消費す
るための利用装置か、その両方が含まれる。図１のパケ
ット通信ネットワーク１０のユーザは、パケット通信ネ
ットワーク１０へのアクセスのために局所ノードである
ネットワーク・ノード１１に接続された末端ノード１２
の装置を使用することができる。局所ノードとしてのネ
ットワーク・ノード１１は、ユーザのデータを、図１の
パケット・ネットワークでの伝送に適したフォーマット
のパケットに変換し、パケット通信ネットワーク１０を
介するパケットの経路指定に使用されるヘッダを生成す
る。本発明によれば、図１の１つまたは複数のネットワ
ーク・ノード１１および末端ノード１２が、図１のネッ
トワークへのアクセスの拡張速度ベース適応式輻輳制御
を提供するための機器を有する。
ノードに送信されるディジタル・データのソースか、別
の末端ノードから受信したディジタル・データを消費す
るための利用装置か、その両方が含まれる。図１のパケ
ット通信ネットワーク１０のユーザは、パケット通信ネ
ットワーク１０へのアクセスのために局所ノードである
ネットワーク・ノード１１に接続された末端ノード１２
の装置を使用することができる。局所ノードとしてのネ
ットワーク・ノード１１は、ユーザのデータを、図１の
パケット・ネットワークでの伝送に適したフォーマット
のパケットに変換し、パケット通信ネットワーク１０を
介するパケットの経路指定に使用されるヘッダを生成す
る。本発明によれば、図１の１つまたは複数のネットワ
ーク・ノード１１および末端ノード１２が、図１のネッ
トワークへのアクセスの拡張速度ベース適応式輻輳制御
を提供するための機器を有する。
【００１７】図１のネットワーク上でパケットを送信す
るためには、そのようなパケットの送信のために、ソー
ス・ノードから宛先ノードへのネットワークを介する実
現可能な経路を計算する必要がある。この経路上のリン
クのいずれかでのオーバーロードを回避するために、経
路は、適当な帯域幅が新しい接続の各レッグ（leg）で
使用可能であることを保証するアルゴリズムに従って計
算される。このような最適経路計算システムの１つが、
米国特許第５２３３６０４号明細書に開示されている。
そのような経路が計算されたならば、ネットワーク上に
接続要求メッセージを送り出し、その後、計算された経
路を送り出し、その経路に沿った各リンクの帯域幅占有
を更新して、新しい接続を反映させる。その後、データ
・パケットのヘッダにこの経路を置くことによって、計
算された経路に沿って発信元ノードから宛先ノードへ
（および、宛先ノードから発信元ノードへ）データ・パ
ケットを送信できる。従来技術のシステムでは、図１の
ネットワークに輻輳が生じた場合、ネットワークは、こ
の状態を検出し、このシステムへのトラフィックのアク
セス制限を試みる。具体的にいうと、このネットワーク
を介してタイム・スタンプと共に送信されるテスト・パ
ケットを使用して、連続するテスト・パケットの通過時
間の変化に基づいて、ネットワーク内の輻輳を推定す
る。本発明は、この従来技術の適応式制御システムに対
する改良である。
るためには、そのようなパケットの送信のために、ソー
ス・ノードから宛先ノードへのネットワークを介する実
現可能な経路を計算する必要がある。この経路上のリン
クのいずれかでのオーバーロードを回避するために、経
路は、適当な帯域幅が新しい接続の各レッグ（leg）で
使用可能であることを保証するアルゴリズムに従って計
算される。このような最適経路計算システムの１つが、
米国特許第５２３３６０４号明細書に開示されている。
そのような経路が計算されたならば、ネットワーク上に
接続要求メッセージを送り出し、その後、計算された経
路を送り出し、その経路に沿った各リンクの帯域幅占有
を更新して、新しい接続を反映させる。その後、データ
・パケットのヘッダにこの経路を置くことによって、計
算された経路に沿って発信元ノードから宛先ノードへ
（および、宛先ノードから発信元ノードへ）データ・パ
ケットを送信できる。従来技術のシステムでは、図１の
ネットワークに輻輳が生じた場合、ネットワークは、こ
の状態を検出し、このシステムへのトラフィックのアク
セス制限を試みる。具体的にいうと、このネットワーク
を介してタイム・スタンプと共に送信されるテスト・パ
ケットを使用して、連続するテスト・パケットの通過時
間の変化に基づいて、ネットワーク内の輻輳を推定す
る。本発明は、この従来技術の適応式制御システムに対
する改良である。
【００１８】図２には、図１の末端ノード１２のすべて
に見られるネットワーク末端ノード制御回路の全般的な
ブロック図が示されている。図２の末端ノード制御回路
には、そのノードに到着するパケットが入る高速パケッ
ト交換ファブリック３３が含まれる。このようなパケッ
トは、図１のリンクＭないしＯなどのネットワークのネ
ットワーク・ノードからの伝送リンクを介し、伝送イン
ターフェース３４、３５または３６を介して到着する
か、ユーザ・アプリケーション４０、４１ないし４２か
ら局所ユーザ・インターフェース３０、３１または３２
を介して局所的に発信される。高速パケット交換ファブ
リック３３は、接続管理機能４４の制御下で、着信デー
タ・パケットのそれぞれを、発信用の伝送リンク・イン
ターフェース３４ないし３６のうちの適当な１つに接続
するか、局所ユーザ・インターフェース３０ないし３２
のうちの適当な１つに接続するが、この動作のすべて
が、周知のパケット・ネットワーク動作に従って行われ
る。実際、ネットワーク管理制御メッセージも、データ
・パケットと同じ形でパケット・ネットワークに送り出
され、受信される。すなわち、図１のネットワーク上で
送信されるネットワーク・パケット、データまたは制御
メッセージのそれぞれは、図２からわかるように、高速
パケット交換ファブリック３３によって経路指定するこ
とができる。
に見られるネットワーク末端ノード制御回路の全般的な
ブロック図が示されている。図２の末端ノード制御回路
には、そのノードに到着するパケットが入る高速パケッ
ト交換ファブリック３３が含まれる。このようなパケッ
トは、図１のリンクＭないしＯなどのネットワークのネ
ットワーク・ノードからの伝送リンクを介し、伝送イン
ターフェース３４、３５または３６を介して到着する
か、ユーザ・アプリケーション４０、４１ないし４２か
ら局所ユーザ・インターフェース３０、３１または３２
を介して局所的に発信される。高速パケット交換ファブ
リック３３は、接続管理機能４４の制御下で、着信デー
タ・パケットのそれぞれを、発信用の伝送リンク・イン
ターフェース３４ないし３６のうちの適当な１つに接続
するか、局所ユーザ・インターフェース３０ないし３２
のうちの適当な１つに接続するが、この動作のすべて
が、周知のパケット・ネットワーク動作に従って行われ
る。実際、ネットワーク管理制御メッセージも、データ
・パケットと同じ形でパケット・ネットワークに送り出
され、受信される。すなわち、図１のネットワーク上で
送信されるネットワーク・パケット、データまたは制御
メッセージのそれぞれは、図２からわかるように、高速
パケット交換ファブリック３３によって経路指定するこ
とができる。
【００１９】図１のネットワークを介する経路は、前述
の米国特許第５２３３６０４号明細書で教示されている
ように、特定のデータ・ストリームを適切に送信するの
に必要と判定されるサービス品質（ＱｏＳ）パラメータ
を満足するように計算される。これらのサービス品質パ
ラメータには、スループット（帯域幅）、待ち時間（経
路遅延）およびジッタ（待ち時間変動）などが含まれ
る。１種類のトラフィックだけが、事前に選択されたＱ
ｏＳパラメータを必要とし、予約済みトラフィックと呼
ばれると仮定し、少なくとも１つの他の種類のトラフィ
ックを、「最善努力」ベースで送信できると仮定する
と、ネットワークの最大利用が発生するのは、予約トラ
フィックによって現在使用されていない使用可能容量の
すべてが、最善努力トラフィックによって充たされる時
である。予約トラフィックは、タイムリーな形で送信さ
れなければならないので、最善努力トラフィックが予約
トラフィックに干渉しないように、最善努力トラフィッ
クのアクセスを制御する必要がある。トラフィック負荷
またはトラフィック停止の変化に起因して、図１のパケ
ット・ネットワーク内で輻輳が発生するので、このネッ
トワーク内の輻輳を減らし、予約トラフィックが妨げら
れずに流れるようになる形で、ネットワークに対する最
善努力トラフィックのアクセスを制限する必要がある。
ネットワークに対するアクセスを制御するための既知の
技法の１つが、ネットワーク内の輻輳を推定し、そのよ
うな輻輳を減らすようにネットワークへの入力を調節す
ることである。米国特許第５３６７５２３号明細書とハ
ース（Z. Haas）著、「Adaptive Admission Congestion
Control」（ACM SIGCOMM Computer Communication Rev
iew、第５８ページないし第７６ページ、１９９１年）
で教示された、周知の輻輳推定技法によれば、サンプル
・テスト・パケットが、各データ・ストリームのソース
からそのデータ・ストリームの宛先へ送信される。この
テスト・パケットが担持するタイム・スタンプから、受
信側ステーションは、テスト・パケットの通過時間の変
化を識別することによって、輻輳を推定する。本発明
は、図１のシステムでの輻輳を推定するためにテスト・
パケットを使用する、後者のシステムに対する改良であ
る。具体的にいうと、本発明は、連続するテスト・サン
プル送信中の、相対的な輻輳すなわち輻輳の変化に頼る
のではなく、ネットワーク内の輻輳の実際のレベルを推
定しようとする。この手法は、図３のブロック図の輻輳
推定システムからよりよく理解できる。
の米国特許第５２３３６０４号明細書で教示されている
ように、特定のデータ・ストリームを適切に送信するの
に必要と判定されるサービス品質（ＱｏＳ）パラメータ
を満足するように計算される。これらのサービス品質パ
ラメータには、スループット（帯域幅）、待ち時間（経
路遅延）およびジッタ（待ち時間変動）などが含まれ
る。１種類のトラフィックだけが、事前に選択されたＱ
ｏＳパラメータを必要とし、予約済みトラフィックと呼
ばれると仮定し、少なくとも１つの他の種類のトラフィ
ックを、「最善努力」ベースで送信できると仮定する
と、ネットワークの最大利用が発生するのは、予約トラ
フィックによって現在使用されていない使用可能容量の
すべてが、最善努力トラフィックによって充たされる時
である。予約トラフィックは、タイムリーな形で送信さ
れなければならないので、最善努力トラフィックが予約
トラフィックに干渉しないように、最善努力トラフィッ
クのアクセスを制御する必要がある。トラフィック負荷
またはトラフィック停止の変化に起因して、図１のパケ
ット・ネットワーク内で輻輳が発生するので、このネッ
トワーク内の輻輳を減らし、予約トラフィックが妨げら
れずに流れるようになる形で、ネットワークに対する最
善努力トラフィックのアクセスを制限する必要がある。
ネットワークに対するアクセスを制御するための既知の
技法の１つが、ネットワーク内の輻輳を推定し、そのよ
うな輻輳を減らすようにネットワークへの入力を調節す
ることである。米国特許第５３６７５２３号明細書とハ
ース（Z. Haas）著、「Adaptive Admission Congestion
Control」（ACM SIGCOMM Computer Communication Rev
iew、第５８ページないし第７６ページ、１９９１年）
で教示された、周知の輻輳推定技法によれば、サンプル
・テスト・パケットが、各データ・ストリームのソース
からそのデータ・ストリームの宛先へ送信される。この
テスト・パケットが担持するタイム・スタンプから、受
信側ステーションは、テスト・パケットの通過時間の変
化を識別することによって、輻輳を推定する。本発明
は、図１のシステムでの輻輳を推定するためにテスト・
パケットを使用する、後者のシステムに対する改良であ
る。具体的にいうと、本発明は、連続するテスト・サン
プル送信中の、相対的な輻輳すなわち輻輳の変化に頼る
のではなく、ネットワーク内の輻輳の実際のレベルを推
定しようとする。この手法は、図３のブロック図の輻輳
推定システムからよりよく理解できる。
【００２０】図２に戻って、接続管理機能４４は、ネッ
トワーク・トポロジ・データ・ベース４５の内容を使用
して、ユーザ・アプリケーション４０ないし４２からの
要求に応答して、図１のネットワークを介する予約経路
および最善努力経路を計算する。サンプル・パケット・
プロセッサ３７は、図２の末端ノードからの送信用のサ
ンプル・テスト・パケットを生成し、他の末端ノードか
ら発した、図２の末端ノードを目標とするテスト・サン
プル・パケットのために必要な受信サンプル・パケット
処理を提供する。この受信サンプル処理の結果を使用し
て、ネットワーク進入プロセッサ４３は、それぞれ局所
ユーザ・インターフェース３０ないし３２でのユーザ・
アプリケーション４０ないし４２からの最善努力信号の
アクセスを制御するための制御信号を生成する。
トワーク・トポロジ・データ・ベース４５の内容を使用
して、ユーザ・アプリケーション４０ないし４２からの
要求に応答して、図１のネットワークを介する予約経路
および最善努力経路を計算する。サンプル・パケット・
プロセッサ３７は、図２の末端ノードからの送信用のサ
ンプル・テスト・パケットを生成し、他の末端ノードか
ら発した、図２の末端ノードを目標とするテスト・サン
プル・パケットのために必要な受信サンプル・パケット
処理を提供する。この受信サンプル処理の結果を使用し
て、ネットワーク進入プロセッサ４３は、それぞれ局所
ユーザ・インターフェース３０ないし３２でのユーザ・
アプリケーション４０ないし４２からの最善努力信号の
アクセスを制御するための制御信号を生成する。
【００２１】ここで図３を参照すると、図２のサンプル
・パケット・プロセッサ３７およびネットワーク進入プ
ロセッサ４３で行われるテスト・サンプル・パケット処
理の全般的なブロック図が示されている。具体的にいう
と、予約データ・ソース１７は、ユーザ・アプリケーシ
ョン４０ないし４２のうちの１つに対応し、図１のネッ
トワークに対応するネットワーク２３への配送のため、
ネットワーク入口バッファ２９に予約データ・パケット
を配送する。この予約データ・トラフィックは、ネット
ワーク２３を介して、ネットワーク２３の遠隔末端ノー
ドの予約ユーザ／非予約ユーザ１８の予約ユーザに配送
される。非予約データ・パケット・ソース２０は、ユー
ザ・アプリケーション４０ないし４２のうちの別の１つ
に対応し、図１のネットワークに対応するネットワーク
２３への送信用の非予約（最善努力）データ・パケット
を生成する。適応式進入制御回路２１は、非予約データ
・パケット・ソース２０からの非予約データ・パケット
がネットワーク入口バッファ２２に与えられる速度を制
御し、ネットワーク入口バッファ２２は、サンプル・パ
ケットをネットワーク２３に供給する。適応式進入制御
回路２１は、米国特許第５３１１５１３号明細書に開示
されたものなど、当技術分野で周知のタイプであり、本
明細書ではこれ以上説明しない。テスト・サンプル・パ
ケット・ジェネレータ２７は、ネットワーク２３への送
信のため適応式進入制御回路２１を介してネットワーク
入口バッファ２２に与えられるテスト・サンプル・パケ
ットを生成する。
・パケット・プロセッサ３７およびネットワーク進入プ
ロセッサ４３で行われるテスト・サンプル・パケット処
理の全般的なブロック図が示されている。具体的にいう
と、予約データ・ソース１７は、ユーザ・アプリケーシ
ョン４０ないし４２のうちの１つに対応し、図１のネッ
トワークに対応するネットワーク２３への配送のため、
ネットワーク入口バッファ２９に予約データ・パケット
を配送する。この予約データ・トラフィックは、ネット
ワーク２３を介して、ネットワーク２３の遠隔末端ノー
ドの予約ユーザ／非予約ユーザ１８の予約ユーザに配送
される。非予約データ・パケット・ソース２０は、ユー
ザ・アプリケーション４０ないし４２のうちの別の１つ
に対応し、図１のネットワークに対応するネットワーク
２３への送信用の非予約（最善努力）データ・パケット
を生成する。適応式進入制御回路２１は、非予約データ
・パケット・ソース２０からの非予約データ・パケット
がネットワーク入口バッファ２２に与えられる速度を制
御し、ネットワーク入口バッファ２２は、サンプル・パ
ケットをネットワーク２３に供給する。適応式進入制御
回路２１は、米国特許第５３１１５１３号明細書に開示
されたものなど、当技術分野で周知のタイプであり、本
明細書ではこれ以上説明しない。テスト・サンプル・パ
ケット・ジェネレータ２７は、ネットワーク２３への送
信のため適応式進入制御回路２１を介してネットワーク
入口バッファ２２に与えられるテスト・サンプル・パケ
ットを生成する。
【００２２】遠隔宛先末端ノードでは、予約データ・ソ
ース１７および非予約データ・パケット・ソース２０か
らのデータ・パケットが、予約ユーザ／非予約ユーザ１
８に配送される。遠隔位置では、サンプル・パケット・
アナライザ２４が、テスト・サンプル・パケット・ジェ
ネレータ２７によって生成されたテスト・サンプル・パ
ケットを受信し、これらのサンプルを処理して、非予約
データ・パケット・ソース２０とサンプル・パケット・
アナライザ２４の間の経路の輻輳の現在の状態の絶対値
の推定を得る。本発明によれば、輻輳の状態は、ネット
ワーク２３内での待ち行列化遅延の現在の長さによって
近似される。この輻輳の推定に応答して、サンプル肯定
応答ジェネレータ２５は、各サンプル・パケットの受信
の肯定応答を生成し、ネットワーク２３を介するこの接
続上の現在の待ち行列化遅延のコード化された推定を含
むこの肯定応答を、ネットワーク２３上に送り返す。こ
の肯定応答は、ネットワーク２３を介して、元のサンプ
ル・パケットのソース末端ノードのサンプル肯定応答プ
ロセッサ２６に配送される。このサンプル肯定応答は、
テスト・サンプル・パケット・ジェネレータ２７によっ
て、新サンプル・パケット生成の制御の支援に使用され
る。受信された肯定応答は、速度テーブル２８のアクセ
スにも使用され、アクセスされた速度は、ネットワーク
内の輻輳の推定された絶対レベルに応答する、非予約デ
ータの進入の速度の適応式調節のため、適応式進入制御
回路２１内で使用される。
ース１７および非予約データ・パケット・ソース２０か
らのデータ・パケットが、予約ユーザ／非予約ユーザ１
８に配送される。遠隔位置では、サンプル・パケット・
アナライザ２４が、テスト・サンプル・パケット・ジェ
ネレータ２７によって生成されたテスト・サンプル・パ
ケットを受信し、これらのサンプルを処理して、非予約
データ・パケット・ソース２０とサンプル・パケット・
アナライザ２４の間の経路の輻輳の現在の状態の絶対値
の推定を得る。本発明によれば、輻輳の状態は、ネット
ワーク２３内での待ち行列化遅延の現在の長さによって
近似される。この輻輳の推定に応答して、サンプル肯定
応答ジェネレータ２５は、各サンプル・パケットの受信
の肯定応答を生成し、ネットワーク２３を介するこの接
続上の現在の待ち行列化遅延のコード化された推定を含
むこの肯定応答を、ネットワーク２３上に送り返す。こ
の肯定応答は、ネットワーク２３を介して、元のサンプ
ル・パケットのソース末端ノードのサンプル肯定応答プ
ロセッサ２６に配送される。このサンプル肯定応答は、
テスト・サンプル・パケット・ジェネレータ２７によっ
て、新サンプル・パケット生成の制御の支援に使用され
る。受信された肯定応答は、速度テーブル２８のアクセ
スにも使用され、アクセスされた速度は、ネットワーク
内の輻輳の推定された絶対レベルに応答する、非予約デ
ータの進入の速度の適応式調節のため、適応式進入制御
回路２１内で使用される。
【００２３】残りの図面の詳細な説明に進む前に、本発
明の主題を形成する拡張速度ベース適応式輻輳制御の発
見的アルゴリズムの主要構成要素の概要を示すと有用で
あろう。まず、図２の末端ノードのいずれかから発する
トラフィックは、少なくとも２つの異なるタイプの信号
からなることに留意されたい。第１のタイプの信号は、
以前は予約トラフィックと呼ばれたものであり、ネット
ワークを介する予約経路を有し、この予約経路は、図２
の接続管理機能４４によって予約経路が設定される時点
で、定義済みの帯域幅、遅延およびジッタを折衝され
る。この予約トラフィックは、ネットワーク資源に対す
る第１の要求を有し、そのような予約トラフィックが送
信に関して存在する限り、予約トラフィックは、ネット
ワークの容量まで送信される。予約トラフィックの典型
的な例が、音声とインタラクティブ・ビデオである。
明の主題を形成する拡張速度ベース適応式輻輳制御の発
見的アルゴリズムの主要構成要素の概要を示すと有用で
あろう。まず、図２の末端ノードのいずれかから発する
トラフィックは、少なくとも２つの異なるタイプの信号
からなることに留意されたい。第１のタイプの信号は、
以前は予約トラフィックと呼ばれたものであり、ネット
ワークを介する予約経路を有し、この予約経路は、図２
の接続管理機能４４によって予約経路が設定される時点
で、定義済みの帯域幅、遅延およびジッタを折衝され
る。この予約トラフィックは、ネットワーク資源に対す
る第１の要求を有し、そのような予約トラフィックが送
信に関して存在する限り、予約トラフィックは、ネット
ワークの容量まで送信される。予約トラフィックの典型
的な例が、音声とインタラクティブ・ビデオである。
【００２４】予約トラフィックは、一般に連続的ではな
く、予約トラフィックのすべてをサービスした後に、し
ばしば、かなりのネットワーク容量が存在することも周
知である。ネットワークをより効率的にする際の問題
は、予約トラフィックのタイムリーな配送に大きい影響
を与えずに、ネットワークの余分な容量を使用すること
である。また、ネットワークの余分な伝送容量を使い切
るために、厳密さの低い送信要件を有する非予約トラフ
ィックをネットワークに挿入することも周知である。こ
のような非予約トラフィックには、ファイル転送やデー
タグラム・サービスが含まれる可能性があり、このよう
な非予約トラフィックは、バースト性であり、遅延を許
容し、明示的なサービス品質保証を必要としないという
特性を有する。この非予約トラフィックは、「最善努
力」サービスと称する場合もあるが、残された帯域幅の
うちの最大量が、効率的に使用され、全ユーザ間で公平
に共用され、最小限のオーバーヘッドだけが必要となる
時に、ネットワークの効率を高めるために最もよく利用
される。本発明の拡張速度ベース適応式輻輳制御システ
ムは、ネットワーク資源内の輻輳の現在の状態に応答し
て、ネットワークに入力される非予約トラフィックを調
節するように働く。本発明は、中間ノードでの特殊な処
理を必要としない端末間制御方式であり、ネットワーク
に関する輻輳情報を集めるために一連の制御パケットま
たは制御セル（「サンプル・セル」）が使用され、この
輻輳情報は、最善努力式の非予約トラフィックがネット
ワークに進入する速度の調節に使用される。
く、予約トラフィックのすべてをサービスした後に、し
ばしば、かなりのネットワーク容量が存在することも周
知である。ネットワークをより効率的にする際の問題
は、予約トラフィックのタイムリーな配送に大きい影響
を与えずに、ネットワークの余分な容量を使用すること
である。また、ネットワークの余分な伝送容量を使い切
るために、厳密さの低い送信要件を有する非予約トラフ
ィックをネットワークに挿入することも周知である。こ
のような非予約トラフィックには、ファイル転送やデー
タグラム・サービスが含まれる可能性があり、このよう
な非予約トラフィックは、バースト性であり、遅延を許
容し、明示的なサービス品質保証を必要としないという
特性を有する。この非予約トラフィックは、「最善努
力」サービスと称する場合もあるが、残された帯域幅の
うちの最大量が、効率的に使用され、全ユーザ間で公平
に共用され、最小限のオーバーヘッドだけが必要となる
時に、ネットワークの効率を高めるために最もよく利用
される。本発明の拡張速度ベース適応式輻輳制御システ
ムは、ネットワーク資源内の輻輳の現在の状態に応答し
て、ネットワークに入力される非予約トラフィックを調
節するように働く。本発明は、中間ノードでの特殊な処
理を必要としない端末間制御方式であり、ネットワーク
に関する輻輳情報を集めるために一連の制御パケットま
たは制御セル（「サンプル・セル」）が使用され、この
輻輳情報は、最善努力式の非予約トラフィックがネット
ワークに進入する速度の調節に使用される。
【００２５】具体的にいうと、本発明の発見的アルゴリ
ズムは、５つの主要な要素からなり、これらの要素は、
一緒に使用される時に、図１に示されたネットワークな
どのパケット・ネットワークの効率的な動作のかなりの
改善をもたらす。このアルゴリズムの第１の要素は、最
善努力式の非予約データを送信元ステーションから送信
できる最小速度を実施するスペーサ関数である。このス
ペーサ関数は、図３の適応式進入制御回路２１内で実施
され、たとえば、単純なタイムアウト関数を含むことが
できる。このアルゴリズムの第２の要素は、サンプリン
グ期間が満了した場合に限り、前のサンプルの肯定応答
を受信済みの場合に限り、かつ、最後のサンプルを送信
した後に、サンプリング・バーストと称する最小量の非
予約データをネットワークに送信した場合に限り、新サ
ンプルを送信できるというサンプリング戦略である。こ
の戦略を用いると、伝送速度が低いかトラフィックが０
の時にサンプリングを除去するか最小化することと、伝
送速度変更が可能な時すなわち、肯定応答の受信の後だ
けサンプリングを必要とすることと、最後に、高い速度
と短いラウンド・トリップ遅延の下で、スペーサ関数に
よってサンプリング速度を制限することによって、効率
的なサンプル送信が保証される。
ズムは、５つの主要な要素からなり、これらの要素は、
一緒に使用される時に、図１に示されたネットワークな
どのパケット・ネットワークの効率的な動作のかなりの
改善をもたらす。このアルゴリズムの第１の要素は、最
善努力式の非予約データを送信元ステーションから送信
できる最小速度を実施するスペーサ関数である。このス
ペーサ関数は、図３の適応式進入制御回路２１内で実施
され、たとえば、単純なタイムアウト関数を含むことが
できる。このアルゴリズムの第２の要素は、サンプリン
グ期間が満了した場合に限り、前のサンプルの肯定応答
を受信済みの場合に限り、かつ、最後のサンプルを送信
した後に、サンプリング・バーストと称する最小量の非
予約データをネットワークに送信した場合に限り、新サ
ンプルを送信できるというサンプリング戦略である。こ
の戦略を用いると、伝送速度が低いかトラフィックが０
の時にサンプリングを除去するか最小化することと、伝
送速度変更が可能な時すなわち、肯定応答の受信の後だ
けサンプリングを必要とすることと、最後に、高い速度
と短いラウンド・トリップ遅延の下で、スペーサ関数に
よってサンプリング速度を制限することによって、効率
的なサンプル送信が保証される。
【００２６】本発明の発見的アルゴリズムの第３の要素
は、ネットワーク内の輻輳を表す、サンプリング・セル
の遅延を推定する方法である。この遅延は、直前の遅延
から２つの直前のサンプリング・セルの到着の間の時間
と、２つの直前のサンプリング・セルの出発の間の時間
の差を減じた値として推定される。すなわち
は、ネットワーク内の輻輳を表す、サンプリング・セル
の遅延を推定する方法である。この遅延は、直前の遅延
から２つの直前のサンプリング・セルの到着の間の時間
と、２つの直前のサンプリング・セルの出発の間の時間
の差を減じた値として推定される。すなわち
【数１】 Ｑn＝Ｑn-1＋Ｍr−Ｍs （１）
【００２７】ここで、Ｍsは、送信側での２つの連続す
るサンプリング・セルの出発の間の時間、Ｍrは、受信
側での２つの連続するサンプリング・セルの到着の間の
時間、Ｑn-1は、前のサンプリング・セルの推定待ち行
列化遅延、Ｑnは、現在のサンプリング・セルの推定待
ち行列化遅延である。最初のサンプリング・セルを送信
する時には、ネットワーク遅延は０と仮定する。２番目
のサンプリング・セルの到着時には、ネットワーク遅延
の値（Ｑ2）は、２つのサンプリング・セルのネットワ
ーク遅延の間の差になる。この値は、正（増加する遅
延）または負（減少する遅延）のいずれかになる可能性
がある。この差が負の場合、Ｑ2の値に０をセットす
る。したがって、ネットワーク遅延の推定の誤差は、最
も小さい前の推定が上限となり、サンプリング・セルが
増加しても、減少するのみである。すなわち、サンプリ
ング・セルは、接続の寿命を通じて継続的に送信される
ので、サンプリング・セルの絶対遅延は、１つのサンプ
リング・セルだけが待ち行列化遅延なしでネットワーク
全体を進む場合に発見できる。この接続では、全ネット
ワーク遅延が、経路内のリンクのすべての伝送遅延、伝
搬遅延、処理遅延および、ノードを介して流れるトラフ
ィックを収容するために経路内のノードで累算される待
ち行列遅延から構成されることに留意されたい。この場
合、受信側ステーションで測定される最小遅延は、中間
ノードでの待ち行列化遅延が不要と仮定すると、累算総
遅延である。輻輳の尺度になるのは、待ち行列化遅延だ
けである。ネットワークが、過度に適応的な変化の前に
輻輳のない状態に達することを可能にし、したがって、
待ち行列化遅延のよい近似を得るためには、サンプリン
グ・セル送信の初期速度を比較的低速に設定することが
重要である。
るサンプリング・セルの出発の間の時間、Ｍrは、受信
側での２つの連続するサンプリング・セルの到着の間の
時間、Ｑn-1は、前のサンプリング・セルの推定待ち行
列化遅延、Ｑnは、現在のサンプリング・セルの推定待
ち行列化遅延である。最初のサンプリング・セルを送信
する時には、ネットワーク遅延は０と仮定する。２番目
のサンプリング・セルの到着時には、ネットワーク遅延
の値（Ｑ2）は、２つのサンプリング・セルのネットワ
ーク遅延の間の差になる。この値は、正（増加する遅
延）または負（減少する遅延）のいずれかになる可能性
がある。この差が負の場合、Ｑ2の値に０をセットす
る。したがって、ネットワーク遅延の推定の誤差は、最
も小さい前の推定が上限となり、サンプリング・セルが
増加しても、減少するのみである。すなわち、サンプリ
ング・セルは、接続の寿命を通じて継続的に送信される
ので、サンプリング・セルの絶対遅延は、１つのサンプ
リング・セルだけが待ち行列化遅延なしでネットワーク
全体を進む場合に発見できる。この接続では、全ネット
ワーク遅延が、経路内のリンクのすべての伝送遅延、伝
搬遅延、処理遅延および、ノードを介して流れるトラフ
ィックを収容するために経路内のノードで累算される待
ち行列遅延から構成されることに留意されたい。この場
合、受信側ステーションで測定される最小遅延は、中間
ノードでの待ち行列化遅延が不要と仮定すると、累算総
遅延である。輻輳の尺度になるのは、待ち行列化遅延だ
けである。ネットワークが、過度に適応的な変化の前に
輻輳のない状態に達することを可能にし、したがって、
待ち行列化遅延のよい近似を得るためには、サンプリン
グ・セル送信の初期速度を比較的低速に設定することが
重要である。
【００２８】待ち行列化遅延推定のすばやい集束を示す
ために、図４に、特定の接続での最初の３つの連続する
サンプリング・セルの送信を示す。図４からわかるよう
に、ネットワーク遅延５２、５３および５４は、単調に
減少すると仮定する。連続するサンプリング・セルのそ
れぞれでの誤差（ＥＲ）は、可能な将来のサンプリング
・セル遅延のどれについても、減少し、絶対に増大しな
いことに留意されたい。すなわち、待ち行列化遅延推定
誤差は、接続中のどの時点であっても、待ち行列化遅延
自体が０になる時に、必ず０になる。
ために、図４に、特定の接続での最初の３つの連続する
サンプリング・セルの送信を示す。図４からわかるよう
に、ネットワーク遅延５２、５３および５４は、単調に
減少すると仮定する。連続するサンプリング・セルのそ
れぞれでの誤差（ＥＲ）は、可能な将来のサンプリング
・セル遅延のどれについても、減少し、絶対に増大しな
いことに留意されたい。すなわち、待ち行列化遅延推定
誤差は、接続中のどの時点であっても、待ち行列化遅延
自体が０になる時に、必ず０になる。
【００２９】本発明の発見的アルゴリズムの第４の要素
は、輻輳状態（ＣＳ）と称する、輻輳の４つの異なる範
疇を表す下記の４つの範疇への推定遅延の分割である。 １）ネットワークが空き状態。事実上遅延は検出されて
いない。非予約接続のすべてが、伝送速度の増加を許可
される。この輻輳状態は、コード「０１」によって表さ
れる。すなわち、ＣＳ＝０１である。 ２）所望のネットワーク状態。所望のネットワーク使用
レベルが達成されている。どの接続も、現在の速度を維
持しなければならない。この輻輳状態は、コード「０
０」によって表される。 ３）軽微な輻輳。わずかな量の輻輳がネットワーク内で
検出されている。どの接続も、現在の伝送速度からのわ
ずかな減少を受け入れなければならない。この輻輳状態
は、コード「１０」によって表される。 ４）深刻な輻輳。深刻な輻輳状態がネットワーク内で検
出されている。どの接続も、現在の伝送速度からの大幅
な減少を受け入れなければならない。この輻輳状態は、
コード「１１」によって表される。 これらの異なる輻輳状態は、送信側ステーションの速度
変更機構を適切に制御するため、受信ステーションから
のサンプリング・パケット肯定応答信号にコード化され
る。
は、輻輳状態（ＣＳ）と称する、輻輳の４つの異なる範
疇を表す下記の４つの範疇への推定遅延の分割である。 １）ネットワークが空き状態。事実上遅延は検出されて
いない。非予約接続のすべてが、伝送速度の増加を許可
される。この輻輳状態は、コード「０１」によって表さ
れる。すなわち、ＣＳ＝０１である。 ２）所望のネットワーク状態。所望のネットワーク使用
レベルが達成されている。どの接続も、現在の速度を維
持しなければならない。この輻輳状態は、コード「０
０」によって表される。 ３）軽微な輻輳。わずかな量の輻輳がネットワーク内で
検出されている。どの接続も、現在の伝送速度からのわ
ずかな減少を受け入れなければならない。この輻輳状態
は、コード「１０」によって表される。 ４）深刻な輻輳。深刻な輻輳状態がネットワーク内で検
出されている。どの接続も、現在の伝送速度からの大幅
な減少を受け入れなければならない。この輻輳状態は、
コード「１１」によって表される。 これらの異なる輻輳状態は、送信側ステーションの速度
変更機構を適切に制御するため、受信ステーションから
のサンプリング・パケット肯定応答信号にコード化され
る。
【００３０】本発明の発見的輻輳制御アルゴリズムの第
５かつ最後の要素は、特定のレベルの輻輳が検出された
時の非予約送信速度の調節に使用される戦略である。効
率と安定性と公平さを保証するために、許容速度が低い
時には（効率を高めるために）許容速度の大きな変化が
許可されるが、許容速度がすでに高い時には（安定性を
高めるために）許容速度の小さい変化だけが許可され
る。速度変化と輻輳（遅延）変化の間の対数関係が、本
発明の発見的アルゴリズムで使用される。公平さと効率
を保証するために、この発見的アルゴリズムでは、下記
のステップを実行する。
５かつ最後の要素は、特定のレベルの輻輳が検出された
時の非予約送信速度の調節に使用される戦略である。効
率と安定性と公平さを保証するために、許容速度が低い
時には（効率を高めるために）許容速度の大きな変化が
許可されるが、許容速度がすでに高い時には（安定性を
高めるために）許容速度の小さい変化だけが許可され
る。速度変化と輻輳（遅延）変化の間の対数関係が、本
発明の発見的アルゴリズムで使用される。公平さと効率
を保証するために、この発見的アルゴリズムでは、下記
のステップを実行する。
【００３１】１）対数関数に基づいて、許容速度を修正
する。たとえば、
する。たとえば、
【数２】
【００３２】ここで、Ｘ（ｔ）は、時刻ｔの許容速度、
Ｘ（ｔ＋１）は、時刻（ｔ＋１）の許容速度、Ｃは、発
見的に選択されるスケーリング係数、Δは、便宜上１が
セットされる定数である。
Ｘ（ｔ＋１）は、時刻（ｔ＋１）の許容速度、Ｃは、発
見的に選択されるスケーリング係数、Δは、便宜上１が
セットされる定数である。
【００３３】２）新しい最善努力接続のために使用可能
な、使用可能速度を決定した後に、開始点での残りの帯
域幅の現在の公平な共用を決定する。
な、使用可能速度を決定した後に、開始点での残りの帯
域幅の現在の公平な共用を決定する。
【００３４】３）必要があれば、非予約伝送速度のすべ
てをスケーリングして、全使用可能帯域幅（全予約トラ
フィックをサービスした後に使用可能な）の共用の公平
さと効率的な使用を保証する。
てをスケーリングして、全使用可能帯域幅（全予約トラ
フィックをサービスした後に使用可能な）の共用の公平
さと効率的な使用を保証する。
【００３５】ｒが、リンク上の予約接続の数であるとす
ると、最善努力サービスのために使用可能な残りの帯域
幅ＣAは、次式によって与えられる。
ると、最善努力サービスのために使用可能な残りの帯域
幅ＣAは、次式によって与えられる。
【数３】
【００３６】したがって、最善努力接続ｊの速度は、次
式によって与えられる。
式によって与えられる。
【数４】
【００３７】ここで、ｎは、最善努力接続の数である。
【００３８】上で述べた速度変更要素のすべてを満足す
るために、本発明では、テーブル駆動の速度変更機構を
使用する。この機構では、テーブルの項目が、特定の非
予約データ・ソースの許容速度（Ｆi）の計画された増
加であり、テーブル項目数（Ｓ）が、図５に示された関
係を有し、次式によって与えられる。
るために、本発明では、テーブル駆動の速度変更機構を
使用する。この機構では、テーブルの項目が、特定の非
予約データ・ソースの許容速度（Ｆi）の計画された増
加であり、テーブル項目数（Ｓ）が、図５に示された関
係を有し、次式によって与えられる。
【数５】
【００３９】ここで、Ｒ（ｉ）およびＲ（ｉ＋１）は、
連続するテーブル項目の計画された許容速度、Ｒ（１）
は、初期速度、Ｃは、スケーリング定数、Δは、便宜上
１にセットされる定数である。
連続するテーブル項目の計画された許容速度、Ｒ（１）
は、初期速度、Ｃは、スケーリング定数、Δは、便宜上
１にセットされる定数である。
【００４０】このようなテーブルは、図１のネットワー
クを使用する非予約ソースごとに１つ必要である。この
ようなテーブルは、図２のネットワーク進入プロセッサ
４３および図３の速度テーブル２８に含まれるが、これ
を図６に関連して詳細に説明する。図５からわかるよう
に、テーブル指標の値のそれぞれを使用して、下限値曲
線６２から中間値曲線６１を経て上限値曲線６０までの
値によって示される複数の速度値にアクセスできる。説
明を単純にするために、高い指標値で非常にゆっくり変
化する速度値は、図５の上限値曲線６０、中間値曲線６
１および下限値曲線６２の右側の水平の直線によって近
似される。上限値曲線６０、中間値曲線６１および下限
値曲線６２の間の差は、異なる範囲の速度値をもたらす
ための異なる定数乗数（式（５）のＣ）に対応する。こ
の可変性を用いて、テーブル値の乗除算でネットワーク
のさまざまな負荷に対応できるようになる。
クを使用する非予約ソースごとに１つ必要である。この
ようなテーブルは、図２のネットワーク進入プロセッサ
４３および図３の速度テーブル２８に含まれるが、これ
を図６に関連して詳細に説明する。図５からわかるよう
に、テーブル指標の値のそれぞれを使用して、下限値曲
線６２から中間値曲線６１を経て上限値曲線６０までの
値によって示される複数の速度値にアクセスできる。説
明を単純にするために、高い指標値で非常にゆっくり変
化する速度値は、図５の上限値曲線６０、中間値曲線６
１および下限値曲線６２の右側の水平の直線によって近
似される。上限値曲線６０、中間値曲線６１および下限
値曲線６２の間の差は、異なる範囲の速度値をもたらす
ための異なる定数乗数（式（５）のＣ）に対応する。こ
の可変性を用いて、テーブル値の乗除算でネットワーク
のさまざまな負荷に対応できるようになる。
【００４１】図５に示された速度値が、表引きによって
実施される場合、標準的なＳ項目のテーブルＲは、各テ
ーブル項目Ｒ（ｉ）が式（２）によって与えられ、Ｒ
（ｉ）がＸ（ｔ）であり、Ｃは、上限値曲線６０、中間
値曲線６１および下限値曲線６２のような曲線を作成す
るためのさまざまな整数値と仮定される。速度Ｒ（ｉ）
の値は、当初は式（４）を使用して、最も確度の高い輻
輳したリンク上での計画された均等な共用速度に等しい
値が選択され、Ｓの値は、所望の積極性のレベルすなわ
ち、上限値曲線６０、中間値曲線６１および下限値曲線
６２に対応する曲線のうちの所望の１つを満足するよう
に選択される。変数ＳＴＡＴＥ（状態）が、テーブルＲ
内の現在の許容速度を指す速度テーブル指標である場
合、上で説明した速度変更ポリシーは、以下のように実
施される。ＳＴＡＴＥに当初は１をセットし、速度テー
ブルＲの最初の値を指すようにする。増加肯定応答によ
って、ＳＴＡＴＥが１つ増分され、テーブル内の新しい
より高い速度に移される。ＳＴＡＴＥは、ある係数だけ
減少して、より低い値に移動し、テーブル内の新しいよ
り低い速度に移すことができる。減少には、軽微な輻輳
の小さい減少と深刻な輻輳の大きい減少の２種類があ
る。すなわち、 １．小さい減少（ＣＳ＝１０）を受信した場合にはＳＴ
ＡＴＥ＝ＤＥ１×ＳＴＡＴＥ、 ２．大きい減少（ＣＳ＝１１）を受信した場合にはＳＴ
ＡＴＥ＝ＤＥ２×ＳＴＡＴＥ ここで、ＤＥ１とＤＥ２は、０を超え１未満の定数であ
り、ＤＥ２はＤＥ１未満である。ＤＥ１およびＤＥ２の
値は、発見的に決定されるが、ＤＥ１＝０．９およびＤ
Ｅ２＝０．５の値が、使用可能であることがわかってい
る。
実施される場合、標準的なＳ項目のテーブルＲは、各テ
ーブル項目Ｒ（ｉ）が式（２）によって与えられ、Ｒ
（ｉ）がＸ（ｔ）であり、Ｃは、上限値曲線６０、中間
値曲線６１および下限値曲線６２のような曲線を作成す
るためのさまざまな整数値と仮定される。速度Ｒ（ｉ）
の値は、当初は式（４）を使用して、最も確度の高い輻
輳したリンク上での計画された均等な共用速度に等しい
値が選択され、Ｓの値は、所望の積極性のレベルすなわ
ち、上限値曲線６０、中間値曲線６１および下限値曲線
６２に対応する曲線のうちの所望の１つを満足するよう
に選択される。変数ＳＴＡＴＥ（状態）が、テーブルＲ
内の現在の許容速度を指す速度テーブル指標である場
合、上で説明した速度変更ポリシーは、以下のように実
施される。ＳＴＡＴＥに当初は１をセットし、速度テー
ブルＲの最初の値を指すようにする。増加肯定応答によ
って、ＳＴＡＴＥが１つ増分され、テーブル内の新しい
より高い速度に移される。ＳＴＡＴＥは、ある係数だけ
減少して、より低い値に移動し、テーブル内の新しいよ
り低い速度に移すことができる。減少には、軽微な輻輳
の小さい減少と深刻な輻輳の大きい減少の２種類があ
る。すなわち、 １．小さい減少（ＣＳ＝１０）を受信した場合にはＳＴ
ＡＴＥ＝ＤＥ１×ＳＴＡＴＥ、 ２．大きい減少（ＣＳ＝１１）を受信した場合にはＳＴ
ＡＴＥ＝ＤＥ２×ＳＴＡＴＥ ここで、ＤＥ１とＤＥ２は、０を超え１未満の定数であ
り、ＤＥ２はＤＥ１未満である。ＤＥ１およびＤＥ２の
値は、発見的に決定されるが、ＤＥ１＝０．９およびＤ
Ｅ２＝０．５の値が、使用可能であることがわかってい
る。
【００４２】速度変更ポリシーの第２ステップでは、変
数ＳＴＡＴＥが定義済みの「ダンピング領域」内で振動
する場合に、使用可能な帯域幅の均等な共用が達成され
ていると仮定する。このダンピング領域（図５に図示）
は、（Ｌ，Ｌ＋ＤＲ）として初期設定される。ここで、
Ｌは下限（たとえば下限値曲線６２）であり、ＤＲは、
ダンピング領域のサイズ（たとえば、上限値曲線６０と
下限値曲線６２の間の領域）であり、ＬとＤＲは、実際
の安定性値を観察しながら、発見的に決定される。図５
では、ＤＲ＝１０と仮定されている。前に述べたよう
に、上限値曲線６０、中間値曲線６１および下限値曲線
６２は、さまざまな速度値を得るために式（５）の定数
Ｃを変更することによって得られる。中間値曲線６１
は、初期速度テーブル値と仮定され、上限値曲線６０
は、速度を５回増加した後の速度テーブル値を表す。下
限値曲線６２は、速度を５回減少した後の速度テーブル
値を表す。例示の目的のため、これらの値は、上限値曲
線６０と下限値曲線６２の間の初期ダンピング領域を表
す。ＳＴＡＴＥがダンピング領域内にとどまる場合、テ
ーブルＲは、現在のネットワーク状態に適切であるとみ
なされる。
数ＳＴＡＴＥが定義済みの「ダンピング領域」内で振動
する場合に、使用可能な帯域幅の均等な共用が達成され
ていると仮定する。このダンピング領域（図５に図示）
は、（Ｌ，Ｌ＋ＤＲ）として初期設定される。ここで、
Ｌは下限（たとえば下限値曲線６２）であり、ＤＲは、
ダンピング領域のサイズ（たとえば、上限値曲線６０と
下限値曲線６２の間の領域）であり、ＬとＤＲは、実際
の安定性値を観察しながら、発見的に決定される。図５
では、ＤＲ＝１０と仮定されている。前に述べたよう
に、上限値曲線６０、中間値曲線６１および下限値曲線
６２は、さまざまな速度値を得るために式（５）の定数
Ｃを変更することによって得られる。中間値曲線６１
は、初期速度テーブル値と仮定され、上限値曲線６０
は、速度を５回増加した後の速度テーブル値を表す。下
限値曲線６２は、速度を５回減少した後の速度テーブル
値を表す。例示の目的のため、これらの値は、上限値曲
線６０と下限値曲線６２の間の初期ダンピング領域を表
す。ＳＴＡＴＥがダンピング領域内にとどまる場合、テ
ーブルＲは、現在のネットワーク状態に適切であるとみ
なされる。
【００４３】ＳＴＡＴＥが、連続する増加肯定応答が原
因でダンピング領域を超えて増大する場合、速度変更ポ
リシーの第３ステップを使用する。この場合、１を超え
る定義済みの係数を各値に乗ずることによってテーブル
全体を増加させる。この係数は、ダンピング領域を１ス
テップだけ上に移動するように、すなわち、Ｌ＝Ｌ＋１
となるように定義されている。これが発生する場合、変
数ＳＴＡＴＥの値は、その初期指標値にリセットされ
る。その一方で、ＳＴＡＴＥが値Ｌに絶対に到達しない
場合、テーブルＲは高すぎるとみなされ、１未満の定義
済みの係数をテーブルの各値に乗ずることによって、テ
ーブルＲ全体を減少させる。この係数は、ダンピング領
域を１ステップだけ下に移動するように、すなわち、Ｌ
＝Ｌ−１となるように定義されている。その後、変数Ｓ
ＴＡＴＥの値は、初期指標値にリセットされる。テーブ
ルＲの乗法修正によって、速度の対数特性が保存され
る。異なる最善努力接続の間の公平さは、これらの接続
のすべてが、おそらくは異なる起動時間に起因して異な
る速度テーブルを使用しているので、失われる可能性が
ある。ダンピング領域の線形移動とＳＴＡＴＥの値のリ
セットによって、高い値のテーブルを使用する接続より
も低い値のテーブルを使用する接続が優先される傾向が
生じ、したがって、公平さの発散が最小化される。この
速度変更ポリシー全体を、付録の擬似コードに要約す
る。
因でダンピング領域を超えて増大する場合、速度変更ポ
リシーの第３ステップを使用する。この場合、１を超え
る定義済みの係数を各値に乗ずることによってテーブル
全体を増加させる。この係数は、ダンピング領域を１ス
テップだけ上に移動するように、すなわち、Ｌ＝Ｌ＋１
となるように定義されている。これが発生する場合、変
数ＳＴＡＴＥの値は、その初期指標値にリセットされ
る。その一方で、ＳＴＡＴＥが値Ｌに絶対に到達しない
場合、テーブルＲは高すぎるとみなされ、１未満の定義
済みの係数をテーブルの各値に乗ずることによって、テ
ーブルＲ全体を減少させる。この係数は、ダンピング領
域を１ステップだけ下に移動するように、すなわち、Ｌ
＝Ｌ−１となるように定義されている。その後、変数Ｓ
ＴＡＴＥの値は、初期指標値にリセットされる。テーブ
ルＲの乗法修正によって、速度の対数特性が保存され
る。異なる最善努力接続の間の公平さは、これらの接続
のすべてが、おそらくは異なる起動時間に起因して異な
る速度テーブルを使用しているので、失われる可能性が
ある。ダンピング領域の線形移動とＳＴＡＴＥの値のリ
セットによって、高い値のテーブルを使用する接続より
も低い値のテーブルを使用する接続が優先される傾向が
生じ、したがって、公平さの発散が最小化される。この
速度変更ポリシー全体を、付録の擬似コードに要約す
る。
【００４４】新しい最善努力接続を開始する時には、初
期伝送速度を０から開始すると、適当な速度に達する前
に長い起動時間が必要になるので、そうではなく、式
（４）を使用して、初期速度に基本的な公平さの判断基
準を満たす値をセットする。また、ダンピング領域を移
動する時に、すべての接続の速度をリセットすることが
できる。しかし、一部のトラフィック・ソース（たとえ
ば、ファイル・サーバやルータ）が、他のトラフィック
・ソースより多くの帯域幅を使用する性質を有するの
で、式（４）で定義された意味でのアクセスの公平さに
よって、必ずしも全ネットワーク・スループットが最大
になるわけではないことに留意されたい。したがって、
さまざまなトラフィック・ソースに、その平均帯域幅要
件を反映した重みを付けた形で帯域幅を割り振ることが
望ましい。これを、比例的公平と称する場合がある。
期伝送速度を０から開始すると、適当な速度に達する前
に長い起動時間が必要になるので、そうではなく、式
（４）を使用して、初期速度に基本的な公平さの判断基
準を満たす値をセットする。また、ダンピング領域を移
動する時に、すべての接続の速度をリセットすることが
できる。しかし、一部のトラフィック・ソース（たとえ
ば、ファイル・サーバやルータ）が、他のトラフィック
・ソースより多くの帯域幅を使用する性質を有するの
で、式（４）で定義された意味でのアクセスの公平さに
よって、必ずしも全ネットワーク・スループットが最大
になるわけではないことに留意されたい。したがって、
さまざまなトラフィック・ソースに、その平均帯域幅要
件を反映した重みを付けた形で帯域幅を割り振ることが
望ましい。これを、比例的公平と称する場合がある。
【００４５】最善努力接続に対する使用可能帯域幅の不
均一な割振りを考慮に入れるため、最善努力トラフィッ
ク・ソースのそれぞれに、その必要に比例した初期速度
を割り振る。このような比例的公平ポリシーのための公
平関数は、次式によって定義できる。
均一な割振りを考慮に入れるため、最善努力トラフィッ
ク・ソースのそれぞれに、その必要に比例した初期速度
を割り振る。このような比例的公平ポリシーのための公
平関数は、次式によって定義できる。
【数６】
【００４６】ここで、ＭＣＲjは、ネットワークによっ
て最善努力接続ｊに保証される最小セル速度である。
て最善努力接続ｊに保証される最小セル速度である。
【００４７】ここで図６を参照すると、基本的に４列か
らなる典型的な速度テーブルが示されている。第１列
は、実際にはテーブルにないが、このテーブルの動作を
理解するのを助けるＳＴＡＴＥまたは指標値である。第
２列は、伝送速度である。図６のテーブルの連続する伝
送速度は、図５から示されるように、互いに対数関係に
ある。図６の速度テーブルの第３列は、軽微な輻輳状態
の場合に進む次のＳＴＡＴＥまたは次の指標値であり、
第４列は、深刻な輻輳状態の場合に進む次のＳＴＡＴＥ
または次の指標値である。すなわち、軽微な輻輳状態の
下で使用される次の速度は、深刻な輻輳状態の場合に使
用される次の速度と異なる（より小さい）。これによっ
て、非予約データ伝送速度の安定性を確保するために、
上で説明したように、深刻な輻輳状態で軽微な輻輳状態
よりもすばやく速度を下げることができる。この処理
は、図７ないし図９の流れ図の以下の説明でより明らか
になる。
らなる典型的な速度テーブルが示されている。第１列
は、実際にはテーブルにないが、このテーブルの動作を
理解するのを助けるＳＴＡＴＥまたは指標値である。第
２列は、伝送速度である。図６のテーブルの連続する伝
送速度は、図５から示されるように、互いに対数関係に
ある。図６の速度テーブルの第３列は、軽微な輻輳状態
の場合に進む次のＳＴＡＴＥまたは次の指標値であり、
第４列は、深刻な輻輳状態の場合に進む次のＳＴＡＴＥ
または次の指標値である。すなわち、軽微な輻輳状態の
下で使用される次の速度は、深刻な輻輳状態の場合に使
用される次の速度と異なる（より小さい）。これによっ
て、非予約データ伝送速度の安定性を確保するために、
上で説明したように、深刻な輻輳状態で軽微な輻輳状態
よりもすばやく速度を下げることができる。この処理
は、図７ないし図９の流れ図の以下の説明でより明らか
になる。
【００４８】図７には、ネットワーク輻輳を測定するの
に必要な新しいサンプル・パケットを送り出すために、
非予約最善努力接続のソース・ノード内で実行される手
順の流れ図が示されている。開始のステップ５０から始
めて、ステップ５１に進み、ここで接続変数を初期設定
する。変数には、下記が含まれる。
に必要な新しいサンプル・パケットを送り出すために、
非予約最善努力接続のソース・ノード内で実行される手
順の流れ図が示されている。開始のステップ５０から始
めて、ステップ５１に進み、ここで接続変数を初期設定
する。変数には、下記が含まれる。
【００４９】ラウンド・トリップ時間（ＲＴＴ）推定
は、ソースから宛先へパケットを送信し、宛先からソー
スへパケットを送り返すのに必要な、ラウンド・トリッ
プ時間の初期値である。ＲＴＴの値は、ネットワーク・
トポロジ・データ・ベース４５（図２）に記憶されたネ
ットワーク・データから推定される。この値は、下で説
明するように、中断タイマおよびタイムアウト・タイマ
の最大値を設定する際に有用である。
は、ソースから宛先へパケットを送信し、宛先からソー
スへパケットを送り返すのに必要な、ラウンド・トリッ
プ時間の初期値である。ＲＴＴの値は、ネットワーク・
トポロジ・データ・ベース４５（図２）に記憶されたネ
ットワーク・データから推定される。この値は、下で説
明するように、中断タイマおよびタイムアウト・タイマ
の最大値を設定する際に有用である。
【００５０】最低速リンク容量（ＳＬＣ）は、ネットワ
ーク・トポロジ・データ・ベース４５（図２）から取得
される。ＳＬＣは、Ｄ１、Ｄ２およびＤ３の計算に使用
され、たとえば、Ｄ１に、最低速リンク容量のリンク上
で１セル持続時間をセットすることができ、Ｄ２に、約
１０セル持続時間をセットすることができ、Ｄ３に、約
２００セル持続時間をセットすることができる。
ーク・トポロジ・データ・ベース４５（図２）から取得
される。ＳＬＣは、Ｄ１、Ｄ２およびＤ３の計算に使用
され、たとえば、Ｄ１に、最低速リンク容量のリンク上
で１セル持続時間をセットすることができ、Ｄ２に、約
１０セル持続時間をセットすることができ、Ｄ３に、約
２００セル持続時間をセットすることができる。
【００５１】Ｄ１は、速度増加の最大遅延である。遅延
推定がこの値を下回る場合、遅延がこの遅延値に達する
まで、速度を増加する。
推定がこの値を下回る場合、遅延がこの遅延値に達する
まで、速度を増加する。
【００５２】Ｄ２は、ネットワーク内の軽微な輻輳を示
す遅延閾値である。遅延推定がＤ２を超える場合、軽微
な輻輳を軽減するために、速度を少しだけ減少する。遅
延推定がＤ１とＤ２の間である場合、これは、ネットワ
ークの所望の動作点を表す遅延の範囲なので、速度の変
更は行われない。
す遅延閾値である。遅延推定がＤ２を超える場合、軽微
な輻輳を軽減するために、速度を少しだけ減少する。遅
延推定がＤ１とＤ２の間である場合、これは、ネットワ
ークの所望の動作点を表す遅延の範囲なので、速度の変
更は行われない。
【００５３】Ｄ３は、ネットワーク内の深刻な輻輳を表
す遅延閾値である。遅延推定がＤ３を超える場合、ネッ
トワーク内の深刻な輻輳をすばやく軽減するために、速
度を大幅に減少する。
す遅延閾値である。遅延推定がＤ３を超える場合、ネッ
トワーク内の深刻な輻輳をすばやく軽減するために、速
度を大幅に減少する。
【００５４】上の値のすべてが、図７および図８の手順
から使用可能にされる。さらに、ステップ５１で、Ｌの
値にＳをセットする、すなわち、ダンピング領域の下限
値曲線６２（図５）に、現在の速度状態または速度指標
がセットされる。ＵＤの値は、ＳＴＡＴＥの値がＬ未満
の間に送信されるサンプリング・セルの数、すなわち、
ダンピング領域内でのＬの増加の数である。ＵＤが、ダ
ンピング領域（図５）の上限であるＵＤ＿ＴＨを超える
時には、テーブル速度を所定の係数によって上に調節す
る。初期設定のステップ５１では、ＵＤの値に０がセッ
トされ、ＵＤ＿ＴＨの値に２Ｌがセットされる。すなわ
ち、ダンピング領域の下のサンプリング・セルの数に
は、０がセットされ、ダンピング領域のサイズは、図５
に示された値に初期設定される。
から使用可能にされる。さらに、ステップ５１で、Ｌの
値にＳをセットする、すなわち、ダンピング領域の下限
値曲線６２（図５）に、現在の速度状態または速度指標
がセットされる。ＵＤの値は、ＳＴＡＴＥの値がＬ未満
の間に送信されるサンプリング・セルの数、すなわち、
ダンピング領域内でのＬの増加の数である。ＵＤが、ダ
ンピング領域（図５）の上限であるＵＤ＿ＴＨを超える
時には、テーブル速度を所定の係数によって上に調節す
る。初期設定のステップ５１では、ＵＤの値に０がセッ
トされ、ＵＤ＿ＴＨの値に２Ｌがセットされる。すなわ
ち、ダンピング領域の下のサンプリング・セルの数に
は、０がセットされ、ダンピング領域のサイズは、図５
に示された値に初期設定される。
【００５５】ステップ５１で初期設定が完了した時に、
ステップ５２に進み、次のサンプル・セルを作る。この
サンプリング・セルには、現在時刻を示すタイム・スタ
ンプが含まれる。その後、ステップ５３に進んで、ステ
ップ５２で作られたサンプル・セルを図１のネットワー
クに送り出す。必要があれば、これと同時に２つのタイ
マをリセットする。一方のタイマは、タイムアウト・タ
イマ（Ｔ＿ＯＵＴ＝０）と称し、最後のサンプル・セル
が肯定応答されてからの時間を測定する。タイムアウト
・タイマが所定の最大レベル（たとえば、この接続の計
算されたラウンド・トリップ時間の２倍）に達する時に
は、接続が失われたと仮定される。この接続は、再確立
する必要があり、図７の流れ図は、初期状態にリセット
され、新しいサンプル・セルが送信される。もう一方の
タイマは、中断タイマ（Ｔ＿ＳＵＳＰＥＮＤ＝０）と称
し、この接続上の非予約トラフィックの送信を中断する
のに使用される。中断タイマには、タイムアウト・タイ
マよりはるかに小さい値がセットされ、このタイマは、
遅延がこの接続上のかなりの輻輳に起因すると仮定され
る遅延レベルを表す。こうして仮定された輻輳を軽減す
るために、ステップ５５からの非予約データ・トラフィ
ックを中断し、したがって、輻輳を減らせるようにす
る。中断時間期間は、もちろん、タイムアウト期間より
かなり短い。新しいサンプル・セルを送信する時には、
中断タイマとタイムアウト・タイマの両方が、ステップ
５３で０にリセットされる。
ステップ５２に進み、次のサンプル・セルを作る。この
サンプリング・セルには、現在時刻を示すタイム・スタ
ンプが含まれる。その後、ステップ５３に進んで、ステ
ップ５２で作られたサンプル・セルを図１のネットワー
クに送り出す。必要があれば、これと同時に２つのタイ
マをリセットする。一方のタイマは、タイムアウト・タ
イマ（Ｔ＿ＯＵＴ＝０）と称し、最後のサンプル・セル
が肯定応答されてからの時間を測定する。タイムアウト
・タイマが所定の最大レベル（たとえば、この接続の計
算されたラウンド・トリップ時間の２倍）に達する時に
は、接続が失われたと仮定される。この接続は、再確立
する必要があり、図７の流れ図は、初期状態にリセット
され、新しいサンプル・セルが送信される。もう一方の
タイマは、中断タイマ（Ｔ＿ＳＵＳＰＥＮＤ＝０）と称
し、この接続上の非予約トラフィックの送信を中断する
のに使用される。中断タイマには、タイムアウト・タイ
マよりはるかに小さい値がセットされ、このタイマは、
遅延がこの接続上のかなりの輻輳に起因すると仮定され
る遅延レベルを表す。こうして仮定された輻輳を軽減す
るために、ステップ５５からの非予約データ・トラフィ
ックを中断し、したがって、輻輳を減らせるようにす
る。中断時間期間は、もちろん、タイムアウト期間より
かなり短い。新しいサンプル・セルを送信する時には、
中断タイマとタイムアウト・タイマの両方が、ステップ
５３で０にリセットされる。
【００５６】その後、ステップ５４に進んで、ＣＯＵＮ
Ｔ（カウント）の値に０をセットする。ＣＯＵＮＴの値
は、最も最近のサンプリング・セル以降に送信された非
予約データ・セルの数である。その後、ステップ５５に
進んで、ステップ５１で初期設定されたＳＴＡＴＥによ
ってインデクシングされる速度テーブルによって指定さ
れる速度で、この接続上に非予約データ・セルを送信す
る。その後、ステップ５６に進んで、ステップ５５で送
信したデータ・セルの数だけＣＯＵＮＴを増分する。そ
の後、判断ステップ５７に進んで、ステップ５５で送信
したデータ・セルの数が、次のサンプリング・セルを送
信する前に送信しなければならないデータ・セルの最小
数であるサンプリング・バースト（ＳＢ）と称する所定
の値を超えるかどうかを判定する。上で述べたように、
このサンプリング・バースト要件があるので、本発明の
適応式速度ベース・アルゴリズムは、接続が遊休状態の
時またはデータ速度が非常に低い時にサンプリング・セ
ルを送信しないようにすることによって、より効率的に
なる。
Ｔ（カウント）の値に０をセットする。ＣＯＵＮＴの値
は、最も最近のサンプリング・セル以降に送信された非
予約データ・セルの数である。その後、ステップ５５に
進んで、ステップ５１で初期設定されたＳＴＡＴＥによ
ってインデクシングされる速度テーブルによって指定さ
れる速度で、この接続上に非予約データ・セルを送信す
る。その後、ステップ５６に進んで、ステップ５５で送
信したデータ・セルの数だけＣＯＵＮＴを増分する。そ
の後、判断ステップ５７に進んで、ステップ５５で送信
したデータ・セルの数が、次のサンプリング・セルを送
信する前に送信しなければならないデータ・セルの最小
数であるサンプリング・バースト（ＳＢ）と称する所定
の値を超えるかどうかを判定する。上で述べたように、
このサンプリング・バースト要件があるので、本発明の
適応式速度ベース・アルゴリズムは、接続が遊休状態の
時またはデータ速度が非常に低い時にサンプリング・セ
ルを送信しないようにすることによって、より効率的に
なる。
【００５７】判断ステップ５７の判定で、データ・セル
の個数（ＣＯＵＮＴ）が、最小サンプリング・バースト
ＳＢより大きくない場合には、ステップ５５に再進入し
て、この接続でのデータ・セルの送信を継続する。判断
ステップ５７の判定で、データ・セルの個数が最小サン
プリング・バーストＳＢを超える場合には、判断ステッ
プ５８に進んで、ステップ５２で送信したサンプル・セ
ルの肯定応答が、そのサンプル・セルの送信側ソースで
受信されているかどうかを判定する。肯定応答が受信さ
れている場合、図８に示されたＳＴＡＴＥ処理の流れ図
に進む。肯定応答が受信されていない場合には、判断ス
テップ５９に進んで、中断タイマが満了したかどうかを
判定する。中断タイマが満了している場合、ステップ５
５のデータ送信を中断し、判断ステップ６０に進んで、
タイムアウト・タイマが満了したかどうかを判定する。
判断ステップ５９と判断ステップ６０の判定で、中断タ
イマとタイムアウト・タイマの両方が満了している場
合、それぞれステップ６１に進んで、すべてのタイマを
リセットし、ステップ５２に再進入することによって、
データ・バースト・カウントをリセットし、ステップ５
１で初期設定されたデータ速度および他のすべての変数
を再初期設定する。判断ステップ５９と判断ステップ６
０の判定で、これら２つのタイマのどちらかが満了して
いない場合には、判断ステップ５８に再進入して、前に
送信したサンプル・セルの肯定応答の受信の待機を継続
する。図７の流れ図によれば、次のサンプル・セルを送
信するには、最小の非予約データ・バーストの送信か、
肯定応答の受信か、タイムアウト期間の満了のうちの遅
いものを待たなければならないことに留意されたい。上
で述べた、サンプリング・セルの個数を最小にすること
によるネットワーク機構の効率的な使用は、図７の流れ
図によって実施される。判断ステップ５８によって判定
される、前のサンプル・セルの肯定応答の受信は、その
肯定応答の処理を必要とする（図３のサンプル肯定応答
プロセッサ２６）。この処理は、図８の流れ図で行われ
る。
の個数（ＣＯＵＮＴ）が、最小サンプリング・バースト
ＳＢより大きくない場合には、ステップ５５に再進入し
て、この接続でのデータ・セルの送信を継続する。判断
ステップ５７の判定で、データ・セルの個数が最小サン
プリング・バーストＳＢを超える場合には、判断ステッ
プ５８に進んで、ステップ５２で送信したサンプル・セ
ルの肯定応答が、そのサンプル・セルの送信側ソースで
受信されているかどうかを判定する。肯定応答が受信さ
れている場合、図８に示されたＳＴＡＴＥ処理の流れ図
に進む。肯定応答が受信されていない場合には、判断ス
テップ５９に進んで、中断タイマが満了したかどうかを
判定する。中断タイマが満了している場合、ステップ５
５のデータ送信を中断し、判断ステップ６０に進んで、
タイムアウト・タイマが満了したかどうかを判定する。
判断ステップ５９と判断ステップ６０の判定で、中断タ
イマとタイムアウト・タイマの両方が満了している場
合、それぞれステップ６１に進んで、すべてのタイマを
リセットし、ステップ５２に再進入することによって、
データ・バースト・カウントをリセットし、ステップ５
１で初期設定されたデータ速度および他のすべての変数
を再初期設定する。判断ステップ５９と判断ステップ６
０の判定で、これら２つのタイマのどちらかが満了して
いない場合には、判断ステップ５８に再進入して、前に
送信したサンプル・セルの肯定応答の受信の待機を継続
する。図７の流れ図によれば、次のサンプル・セルを送
信するには、最小の非予約データ・バーストの送信か、
肯定応答の受信か、タイムアウト期間の満了のうちの遅
いものを待たなければならないことに留意されたい。上
で述べた、サンプリング・セルの個数を最小にすること
によるネットワーク機構の効率的な使用は、図７の流れ
図によって実施される。判断ステップ５８によって判定
される、前のサンプル・セルの肯定応答の受信は、その
肯定応答の処理を必要とする（図３のサンプル肯定応答
プロセッサ２６）。この処理は、図８の流れ図で行われ
る。
【００５８】図８には、監視され適応式に制御される非
予約トラフィックのソースで行われる肯定応答処理の流
れ図が示されている。図８の左上から始まるこの流れ図
は、４つの分岐７０、７１、７２および７３に別れる
が、これらは、図９に関連して説明する肯定応答にコー
ド化された４つの輻輳状態に対応する。これら４つの輻
輳状態は、コード「００」（所望の範囲内として許容で
きる輻輳）、「０１」（目標レベル未満の輻輳）、「１
０」（軽微な輻輳）および「１１」（深刻な輻輳）に対
応する。分岐７０（ＣＳ＝００）では、速度ＳＴＡＴＥ
が許容可能であるから、何も行われない。分岐７１で
は、ＳＴＡＴＥを１つ増分して、図６のテーブルの次の
値にデータ伝送速度を増やす。分岐７２（ＣＳ＝１０）
では、速度状態に、ＳＴＡＴＥの現在値とＳＴＡＴＥ
（Ｓ）の許容可能最大値のうちの小さい方と定数ＤＥ１
（上で述べたように、０．９などの小さい減少係数）の
積に等しい値をセットする。これは、ＳＴＡＴＥの現在
値から小さい減少係数ＤＥ１だけ減らされたＳＴＡＴＥ
の値をもたらす。分岐７３（ＣＳ＝１１）では、速度状
態に、ＳＴＡＴＥの現在値とＳＴＡＴＥ（Ｓ）の許容可
能最大値のうちの小さい方と定数ＤＥ２（上で述べたよ
うに、０．４などの大きい減少係数）の積に等しい値を
セットする。これは、ＳＴＡＴＥの現在値から大きい減
少係数ＤＥ２だけ減らされたＳＴＡＴＥの値をもたら
す。分岐７０、７１、７２および７３のすべてが、ステ
ップ７４に進み、ここで、ＳＴＡＴＥの値に、分岐７０
ないし７３で計算された値と「１」のうちの大きい方の
値がセットされる。すなわち、ＳＴＡＴＥの値が、値
「１」未満まで減少することは許容されない。
予約トラフィックのソースで行われる肯定応答処理の流
れ図が示されている。図８の左上から始まるこの流れ図
は、４つの分岐７０、７１、７２および７３に別れる
が、これらは、図９に関連して説明する肯定応答にコー
ド化された４つの輻輳状態に対応する。これら４つの輻
輳状態は、コード「００」（所望の範囲内として許容で
きる輻輳）、「０１」（目標レベル未満の輻輳）、「１
０」（軽微な輻輳）および「１１」（深刻な輻輳）に対
応する。分岐７０（ＣＳ＝００）では、速度ＳＴＡＴＥ
が許容可能であるから、何も行われない。分岐７１で
は、ＳＴＡＴＥを１つ増分して、図６のテーブルの次の
値にデータ伝送速度を増やす。分岐７２（ＣＳ＝１０）
では、速度状態に、ＳＴＡＴＥの現在値とＳＴＡＴＥ
（Ｓ）の許容可能最大値のうちの小さい方と定数ＤＥ１
（上で述べたように、０．９などの小さい減少係数）の
積に等しい値をセットする。これは、ＳＴＡＴＥの現在
値から小さい減少係数ＤＥ１だけ減らされたＳＴＡＴＥ
の値をもたらす。分岐７３（ＣＳ＝１１）では、速度状
態に、ＳＴＡＴＥの現在値とＳＴＡＴＥ（Ｓ）の許容可
能最大値のうちの小さい方と定数ＤＥ２（上で述べたよ
うに、０．４などの大きい減少係数）の積に等しい値を
セットする。これは、ＳＴＡＴＥの現在値から大きい減
少係数ＤＥ２だけ減らされたＳＴＡＴＥの値をもたら
す。分岐７０、７１、７２および７３のすべてが、ステ
ップ７４に進み、ここで、ＳＴＡＴＥの値に、分岐７０
ないし７３で計算された値と「１」のうちの大きい方の
値がセットされる。すなわち、ＳＴＡＴＥの値が、値
「１」未満まで減少することは許容されない。
【００５９】上で述べたようにＳＴＡＴＥの新しい値を
計算した後に、判断ステップ７５に進んで、計算された
ＳＴＡＴＥの新しい値がどの値の範囲に含まれるかを判
定する。図５からわかるように、速度Ｒ（ｉ）の値の可
能な範囲は、上限値曲線６０と下限値曲線６２の間のダ
ンピング領域、上限値曲線６０の上の減少領域および下
限値曲線６２の下の増加領域に分割される。増加領域
は、判断ステップ７５で、ＳＴＡＴＥの値がＬ未満であ
る場合に検出される。その場合、ステップ７６に進ん
で、カウントＵＤを１つ増分する。ＵＤは、ＳＴＡＴＥ
の値がＬ未満になった時以降に送信されたデータ・セル
の個数であることを想起されたい。その後、判断ステッ
プ７７に進んで、ＵＤの値が値ＵＤ＿ＴＨを超えたかど
うかを判定する。ＵＤ＿ＴＨは、これを超えた時に、Ｓ
ＴＡＴＥの最近の値を含むように所望のダンピング領域
がスケーリングされる閾値である。ステップ７８で、速
度テーブル（図６）の第２列の速度値のそれぞれを固定
値（ＡＤＪ）で割ることによって、この再スケーリング
を達成する。この速度の減少によって、速度値のすべて
が減少して、新たに計算されたＳＴＡＴＥ値をまたぐよ
うになる。ステップ７９で、Ｌの値を１つ増分して、ダ
ンピング領域（図５）の新しい下限を正しく表すように
する。その後、処理は図７に戻って、新しいサンプル・
セルの送信のトリガをかけ、将来のデータ伝送に新しい
速度値を使用する。
計算した後に、判断ステップ７５に進んで、計算された
ＳＴＡＴＥの新しい値がどの値の範囲に含まれるかを判
定する。図５からわかるように、速度Ｒ（ｉ）の値の可
能な範囲は、上限値曲線６０と下限値曲線６２の間のダ
ンピング領域、上限値曲線６０の上の減少領域および下
限値曲線６２の下の増加領域に分割される。増加領域
は、判断ステップ７５で、ＳＴＡＴＥの値がＬ未満であ
る場合に検出される。その場合、ステップ７６に進ん
で、カウントＵＤを１つ増分する。ＵＤは、ＳＴＡＴＥ
の値がＬ未満になった時以降に送信されたデータ・セル
の個数であることを想起されたい。その後、判断ステッ
プ７７に進んで、ＵＤの値が値ＵＤ＿ＴＨを超えたかど
うかを判定する。ＵＤ＿ＴＨは、これを超えた時に、Ｓ
ＴＡＴＥの最近の値を含むように所望のダンピング領域
がスケーリングされる閾値である。ステップ７８で、速
度テーブル（図６）の第２列の速度値のそれぞれを固定
値（ＡＤＪ）で割ることによって、この再スケーリング
を達成する。この速度の減少によって、速度値のすべて
が減少して、新たに計算されたＳＴＡＴＥ値をまたぐよ
うになる。ステップ７９で、Ｌの値を１つ増分して、ダ
ンピング領域（図５）の新しい下限を正しく表すように
する。その後、処理は図７に戻って、新しいサンプル・
セルの送信のトリガをかけ、将来のデータ伝送に新しい
速度値を使用する。
【００６０】判断ステップ７５に戻って、ＳＴＡＴＥの
値がＬに等しい場合、すなわち、ＳＴＡＴＥ値がダンピ
ング領域の下限に等しい場合、ステップ８１に進んで、
ＵＤの値を０にリセットし、ダンピング領域未満のサン
プリング・セルの個数をリセットしなければならないこ
とを示す。ＳＴＡＴＥの値がＬとＤＲの合計より大きい
場合、すなわち、ＳＴＡＴＥの値がダンピング領域を超
える場合には、ステップ８２に進んで、データ速度の値
を上向きに再スケーリングし、これによってＳＴＡＴＥ
の新しい値に対応する。この再スケーリングは、ステッ
プ７８で使用されたものと同一の係数ＡＤＪを用いて行
われるが、この係数は、除算ではなく乗算によって、図
６のテーブルの第２列のデータ速度の値を増やすのに使
用される。ステップ８２でデータ速度を再スケーリング
した後に、ステップ８３に進んで、ＳＴＡＴＥの値に最
大値Ｓをセットし、Ｌの値を１つ増分する。その後、処
理は図７に戻って、新しいサンプル・セルを送信し、新
しい速度を使用する。
値がＬに等しい場合、すなわち、ＳＴＡＴＥ値がダンピ
ング領域の下限に等しい場合、ステップ８１に進んで、
ＵＤの値を０にリセットし、ダンピング領域未満のサン
プリング・セルの個数をリセットしなければならないこ
とを示す。ＳＴＡＴＥの値がＬとＤＲの合計より大きい
場合、すなわち、ＳＴＡＴＥの値がダンピング領域を超
える場合には、ステップ８２に進んで、データ速度の値
を上向きに再スケーリングし、これによってＳＴＡＴＥ
の新しい値に対応する。この再スケーリングは、ステッ
プ７８で使用されたものと同一の係数ＡＤＪを用いて行
われるが、この係数は、除算ではなく乗算によって、図
６のテーブルの第２列のデータ速度の値を増やすのに使
用される。ステップ８２でデータ速度を再スケーリング
した後に、ステップ８３に進んで、ＳＴＡＴＥの値に最
大値Ｓをセットし、Ｌの値を１つ増分する。その後、処
理は図７に戻って、新しいサンプル・セルを送信し、新
しい速度を使用する。
【００６１】図９は、図３のサンプル・パケット・アナ
ライザ２４およびサンプル肯定応答ジェネレータ２５の
遠隔宛先ノードで行われる処理の流れ図である。開始ス
テップ９０から開始して、ステップ９１に進んで、遠隔
宛先ノードで変数を初期設定する。たとえば、前のネッ
トワーク遅延Ｑ１と現在のネットワーク遅延Ｑ２の値
は、そのノードに置かれるネットワーク・トポロジ・デ
ータ・ベース４５（図２）のデータから計算されたラウ
ンド・トリップ通過時間の値に初期設定される。サンプ
ル・セル送信時刻およびサンプル・セル受信時刻は、ど
ちらも０に初期設定される。その後、ステップ９２に進
んで、次のサンプル・セルの到着を待つ。接続のいずれ
かを介する最初のサンプル・セルには、図９の遠隔端末
で使用される、図７のステップ５１で計算されたＤ１、
Ｄ２およびＤ３の値が含まれる。サンプル・セルが到着
した時に、ステップ９３に進んで、式（１）を使用して
遅延を推定する。ステップ９３で遅延推定が使用可能に
なったならば、この推定を、判断ステップ９４、９５、
９６および９７に連続して適用して、上で述べたよう
に、ネットワークの輻輳状況を判定する。たとえば、判
断ステップ９４では、遅延推定Ｑ2がＤ１以下であるか
どうかを判定する。そうである場合、輻輳状況は「０
１」であり、ネットワーク内の輻輳が、好ましいレベル
未満であることが示され、したがって非予約データ速度
を増やさなければならないことが示される。この輻輳状
況コードを含む肯定応答セルが、図９のステップ９８か
ら送信される。
ライザ２４およびサンプル肯定応答ジェネレータ２５の
遠隔宛先ノードで行われる処理の流れ図である。開始ス
テップ９０から開始して、ステップ９１に進んで、遠隔
宛先ノードで変数を初期設定する。たとえば、前のネッ
トワーク遅延Ｑ１と現在のネットワーク遅延Ｑ２の値
は、そのノードに置かれるネットワーク・トポロジ・デ
ータ・ベース４５（図２）のデータから計算されたラウ
ンド・トリップ通過時間の値に初期設定される。サンプ
ル・セル送信時刻およびサンプル・セル受信時刻は、ど
ちらも０に初期設定される。その後、ステップ９２に進
んで、次のサンプル・セルの到着を待つ。接続のいずれ
かを介する最初のサンプル・セルには、図９の遠隔端末
で使用される、図７のステップ５１で計算されたＤ１、
Ｄ２およびＤ３の値が含まれる。サンプル・セルが到着
した時に、ステップ９３に進んで、式（１）を使用して
遅延を推定する。ステップ９３で遅延推定が使用可能に
なったならば、この推定を、判断ステップ９４、９５、
９６および９７に連続して適用して、上で述べたよう
に、ネットワークの輻輳状況を判定する。たとえば、判
断ステップ９４では、遅延推定Ｑ2がＤ１以下であるか
どうかを判定する。そうである場合、輻輳状況は「０
１」であり、ネットワーク内の輻輳が、好ましいレベル
未満であることが示され、したがって非予約データ速度
を増やさなければならないことが示される。この輻輳状
況コードを含む肯定応答セルが、図９のステップ９８か
ら送信される。
【００６２】その一方で、判断ステップ９５では、推定
遅延がＤ１とＤ２の間にあり、ネットワーク遅延が所望
の範囲内であることが示されるかどうかを判定する。こ
の輻輳状況のコード「００」が、ステップ９８で生成さ
れる肯定応答セルに符号化される。判断ステップ９６の
判定で、推定遅延がＤ２とＤ３の間であり、軽微な輻輳
がネットワーク内で発生していることが示される場合、
輻輳コード「１０」が、ステップ９８で生成される肯定
応答セルに符号化される。最後に、判断ステップ９７の
判定で、推定遅延がＤ３を超え、ネットワーク内で深刻
な輻輳が発生していることが示される場合、輻輳コード
「１１」が、ステップ９８で生成される肯定応答セルに
符号化される。図８に関連して述べたように、これらの
輻輳状態は、ソース・ノードでＳＴＡＴＥ変数を処理す
るのに使用される。ステップ９８で肯定応答セルを送信
したならば、ステップ９２に再進入して、次のサンプル
・セルを待つ。
遅延がＤ１とＤ２の間にあり、ネットワーク遅延が所望
の範囲内であることが示されるかどうかを判定する。こ
の輻輳状況のコード「００」が、ステップ９８で生成さ
れる肯定応答セルに符号化される。判断ステップ９６の
判定で、推定遅延がＤ２とＤ３の間であり、軽微な輻輳
がネットワーク内で発生していることが示される場合、
輻輳コード「１０」が、ステップ９８で生成される肯定
応答セルに符号化される。最後に、判断ステップ９７の
判定で、推定遅延がＤ３を超え、ネットワーク内で深刻
な輻輳が発生していることが示される場合、輻輳コード
「１１」が、ステップ９８で生成される肯定応答セルに
符号化される。図８に関連して述べたように、これらの
輻輳状態は、ソース・ノードでＳＴＡＴＥ変数を処理す
るのに使用される。ステップ９８で肯定応答セルを送信
したならば、ステップ９２に再進入して、次のサンプル
・セルを待つ。
【００６３】図９の流れ図によって、本発明のアルゴリ
ズムのうち、接続の宛先ノードで必要な部分が実施され
ることがわかる。図７、図８および図９の処理が、図１
のネットワークを介する非予約接続のそれぞれについて
実施されなければならないことは明白である。図６ない
し図９の処理は、もちろん、適当な専用回路を設計する
ことによって実施できる。しかし、好ましい実施例で
は、図３ないし図５の処理が、パケット伝送ネットワー
クまたはセル伝送ネットワーク内のユーザ・ステーショ
ンの制御に通常使用されるタイプの汎用コンピュータを
プログラミングすることによって実施される。このよう
なプログラミングは、ネットワーク・ノード制御の技術
を有する者には明白であり、付録の擬似コードに完全に
開示される。
ズムのうち、接続の宛先ノードで必要な部分が実施され
ることがわかる。図７、図８および図９の処理が、図１
のネットワークを介する非予約接続のそれぞれについて
実施されなければならないことは明白である。図６ない
し図９の処理は、もちろん、適当な専用回路を設計する
ことによって実施できる。しかし、好ましい実施例で
は、図３ないし図５の処理が、パケット伝送ネットワー
クまたはセル伝送ネットワーク内のユーザ・ステーショ
ンの制御に通常使用されるタイプの汎用コンピュータを
プログラミングすることによって実施される。このよう
なプログラミングは、ネットワーク・ノード制御の技術
を有する者には明白であり、付録の擬似コードに完全に
開示される。
【００６４】 付録 速度変更の擬似コード PROCEDURE RATE_CHANGE_POLICY ADJ = テーブル調節係数、ただし ADJ > 1. DE1, DE2 = 減少係数１および減少係数２、ただし DE2 > DE1. DR = ダンピング領域のサイズ. S = 速度テーブルのサイズ. STATE = 速度テーブルR内の現在の許容速度を指す指標. L = ダンピング領域の下限. UD = STATEがL未満の間に送信されたサンプリング・セルの数. UD_TH = UDの閾値. X(t) = 時刻tでの許容速度. 初期設定 L = S; 初期レベル UD = 0; UD_TH = 2 × L; UDが作用する閾値 STATE = 1 X(t) = R(STATE); 初期速度 Case of ACKNOWLEDGMENT INCREASE: STATE = STATE + 1 NO CHANGE: Do nothing SLIGHT CONGESTION: STATE = [DE1 × min(STATE, S)] SERIOUS CONGESTION: STATE = [DE2 × min(STATE, S)] endcase; ACKNOWLEDGMENT Case of STATE >L: UD = UD + 1 if UD > UD_TH R(i) = R(i)/ADJ, for i = 1, 2, ..., S L = L - 1 endif < L + DR: R(i) = R(i) × ADJ, for i = 1, 2, ..., S STATE = S, L = L + 1 ELSE: UD = 0 endcase; STATE X(t) = R(min(STATE, S)) END RATE_CHANGE_POLICY
【００６５】まとめとして、本発明の構成に関して以下
の事項を開示する。
の事項を開示する。
【００６６】（１）伝送リンクによって相互接続された
複数の伝送ノードと、定義済みのサービス品質レベルの
予約データ経路を必要とするデータ・ストリームと最善
努力伝送経路を必要とするデータ・ストリームとを含む
データ・ストリームをネットワーク上に送信するための
複数のユーザ・アプリケーションと、前記保証された定
義済みのサービス品質レベルを有する、前記ユーザ・ア
プリケーションの対の間の前記ネットワークを介する予
約データ経路を選択するための手段と、前記予約データ
経路が部分的に遊休状態である時の間に前記最善努力伝
送経路上に最善努力データを送信するための手段と、前
記予約データ経路上のデータとの干渉を防ぐため、前記
ネットワークへの前記最善努力データのアクセスを制御
するための手段とを含み、前記最善努力データのアクセ
スを制御するための前記手段が、前記ネットワーク内の
輻輳のレベルを検出するための手段と、前記輻輳のレベ
ルに応答して、前記最善努力データの速度を制御するた
めのテーブル駆動式の手段と、前記最善努力データの前
記速度の過度な変更に応答して、前記テーブル駆動式手
段内の値を乗除算によって変更するための手段とを含む
ことを特徴とするパケット伝送ネットワーク。 （２）前記ネットワーク内の輻輳を検出するための前記
手段が、前記ネットワーク内の待ち行列化遅延の絶対値
を推定するための手段を含むことを特徴とする、上記
（１）に記載のパケット伝送ネットワーク。 （３）さらに、前記最善努力データの連続するセルの間
にスペーサを挿入するための手段を含む、上記（１）に
記載のパケット伝送ネットワーク。 （４）前記スペーサの長さが、タイムアウト関数、肯定
応答または最善努力トラフィックの最小バーストの送信
のうちで最初に発生するものに応答することを特徴とす
る、上記（３）に記載のパケット伝送ネットワーク。 （５）前記ネットワーク内の輻輳を判定するための前記
手段が、それぞれが出発の時刻を含むタイム・スタンプ
を有する一連のテスト・サンプルを、前記ネットワーク
を介して送信するための手段と、前記ネットワークを介
する総遅延を判定するため連続するテスト・サンプルを
比較するための手段と、接続の持続時間にわたって、前
記ネットワークを介する前記総遅延の最小値を判定する
ための手段とを含むことを特徴とする、上記（１）に記
載のパケット伝送ネットワーク。 （６）前記速度が低い値である時に、第１の小さい値だ
け前記最善努力データの前記速度を下げるための手段
と、前記速度が前記低い値より高い値の時に、前記第１
の値より大きい第２の値だけ前記最善努力データの前記
速度を下げるための手段とをさらに含む、上記（１）に
記載のパケット伝送ネットワーク。 （７）前記ネットワーク内で現在使用可能な帯域幅の公
平な共用値に前記最善努力データの前記速度を初期設定
するための手段をさらに含む、上記（１）に記載のパケ
ット伝送ネットワーク。 （８）パケット伝送ネットワーク上で最大のデータを送
信するための方法において、伝送リンクによって複数の
伝送ノードを相互接続するステップと、保証されたレベ
ルの伝送品質を必要とする予約経路データ・ストリーム
と最善努力によって使用可能なレベルの伝送品質だけを
必要とする最善努力データ・ストリームを含むデータ・
ストリームを、前記ネットワーク上の複数のユーザ・ア
プリケーションから送信するステップと、保証されたレ
ベルのサービス品質を有する、前記ユーザ・アプリケー
ションの対の間の前記ネットワークを介する予約データ
経路を選択するステップと、前記予約データ経路が部分
的に遊休状態である時の間に前記ネットワーク上に最善
努力データを送信するステップと、前記予約データ形路
上のデータとの干渉を防ぐために、前記ネットワークへ
の前記最善努力データのアクセスを制御するステップと
を含み、前記最善努力データのアクセスを制御する前記
ステップが、前記ネットワーク内の輻輳のレベルを検出
するステップと、前記輻輳のレベルに応答して、前記最
善努力データの速度を、参照テーブルによって制御する
ステップと、前記最善努力データの前記速度の過度な変
更に応答して、テーブル駆動手段内の値を乗除算によっ
て変更するステップとを含むことを特徴とする方法。 （９）前記ネットワーク内の輻輳を検出する前記ステッ
プが、前記ネットワーク内の待ち行列化遅延の絶対値を
推定するステップを含むことを特徴とする、上記（８）
に記載の方法。 （１０）前記最善努力データの連続するセルの間にスペ
ーサを挿入するステップをさらに含む、上記（８）に記
載の方法。 （１１）前記スペーサを挿入するステップが、タイムア
ウト関数、肯定応答または最善努力トラフィックの最小
バーストの送信のうちで最初に発生するものに応答して
前記スペーサの長さを選択するステップを含むことを特
徴とする、上記（１０）に記載の方法。 （１２）前記ネットワーク内の輻輳を判定する前記ステ
ップが、それぞれが出発の時刻を含むタイム・スタンプ
を有する一連のテスト・サンプルを、前記ネットワーク
を介して送信するステップと、前記ネットワークを介す
る総遅延を判定するため連続するテスト・サンプルを比
較するステップと、接続の持続時間の間、前記ネットワ
ークを介する前記総遅延の最小値を判定するステップと
を含むことを特徴とする、上記（８）に記載の方法。 （１３）前記速度が低い値である時に、第１の小さい値
だけ前記最善努力データの前記速度を下げるステップ
と、前記速度が前記低い値より高い値の時に、前記第１
の値より大きい第２の値だけ前記最善努力データの前記
速度を下げるステップとをさらに含む、上記（８）に記
載の方法。 （１４）前記ネットワーク内で現在使用可能な帯域幅の
公平な共用値に前記最善努力データの前記速度を初期設
定するステップをさらに含む、上記（８）に記載の方
法。 （１５）どの時点でも、瞬間的に変更可能な使用可能伝
送容量を有するパケット・ネットワーク・アクセス・シ
ステムにおいて、前記ネットワーク内の輻輳のレベルを
検出するための手段と、前記輻輳のレベルに応答して、
前記ネットワークへのデータ伝送の速度を制御するため
の手段と、初期設定の時点で前記ネットワーク上で使用
可能な伝送容量の公平な共用状態で前記ネットワークへ
のデータ伝送の前記速度を初期設定するための手段とを
含む、パケット・ネットワーク・アクセス・システム。 （１６）前記ネットワーク内の輻輳のレベルを検出する
ための前記手段が、前記ネットワーク内の待ち行列化遅
延の絶対値を推定するための手段を含むことを特徴とす
る、上記（１５）に記載のパケット・ネットワーク・ア
クセス・システム。 （１７）前記ネットワークへのデータ伝送の速度を制御
するための前記手段が、前記ネットワーク上に送信され
る前記データの連続するセルの間にタイミング・スペー
サを挿入するための手段を含むことを特徴とする、上記
（１５）に記載のパケット・ネットワーク・アクセス・
システム。 （１８）前記スペーサの長さが、タイムアウト関数、肯
定応答または前記データの最小バーストの送信のうちで
最初に発生するものに応答することを特徴とする、上記
（１７）に記載のパケット・ネットワーク・アクセス・
システム。 （１９）前記ネットワーク内の輻輳を判定するための前
記手段が、それぞれが出発の時刻を含むタイム・スタン
プを有する一連のテスト・サンプルを、前記ネットワー
クを介して送信するための手段と、前記ネットワークを
介する総遅延を判定するため連続するテスト・サンプル
を比較するための手段と、接続の持続時間にわたって、
前記ネットワークを介する前記総遅延の最小値を判定す
るための手段とを含むことを特徴とする、上記（１５）
に記載のパケット・ネットワーク・アクセス・システ
ム。 （２０）前記伝送の速度が低い値である時に、第１の小
さい値だけ前記伝送の速度を下げるための手段と、前記
伝送の速度が前記低い値より高い値の時に、前記第１の
値より大きい第２の値だけ前記伝送の速度を下げるため
の手段とをさらに含む、上記（１５）に記載のパケット
・ネットワーク・アクセス・システム。 （２１）どの時点でも、瞬間的に変更可能な使用可能伝
送容量を有するパケット・ネットワーク用のパケット・
ネットワーク・アクセス方法において、前記ネットワー
ク内の輻輳のレベルを検出するステップと、前記輻輳の
レベルに応答して、前記ネットワークへのデータ伝送の
速度を制御するステップと、初期設定の時点で前記ネッ
トワーク上で使用可能な伝送容量の公平な共用状態で前
記ネットワークへのデータ伝送の前記速度を初期設定す
るステップとを含む、パケット・ネットワーク・アクセ
ス方法。 （２２）前記ネットワーク内の輻輳のレベルを検出する
前記ステップが、前記ネットワーク内の待ち行列化遅延
の絶対値を推定するステップを含むことを特徴とする、
上記（２１）に記載のパケット・ネットワーク・アクセ
ス方法。 （２３）前記ネットワークへのデータ伝送の速度を制御
する前記ステップが、前記ネットワーク上に送信される
前記データの連続するセルの間にタイミング・スペーサ
を挿入するステップを含むことを特徴とする、上記（２
１）に記載のパケット・ネットワーク・アクセス方法。 （２４）前記スペーサの長さが、タイムアウト関数、肯
定応答または前記データの最小バーストの送信のうちで
最初に発生するものに応答するようにするステップをさ
らに含むことを特徴とする、上記（２３）に記載のパケ
ット・ネットワーク・アクセス方法。 （２５）前記ネットワーク内の輻輳を判定する前記ステ
ップが、それぞれが出発の時刻を含むタイム・スタンプ
を有する一連のテスト・サンプルを、前記ネットワーク
を介して送信するステップと、前記ネットワークを介す
る総遅延を判定するため連続するテスト・サンプルを比
較するステップと、接続の持続時間にわたって、前記ネ
ットワークを介する前記総遅延の最小値を判定するステ
ップとを含むことを特徴とする、上記（２１）に記載の
パケット・ネットワーク・アクセス方法。 （２６）前記伝送の速度が低い値である時に、第１の小
さい値だけ前記伝送の速度を下げるステップと、前記伝
送の速度が前記低い値より高い値の時に、前記第１の値
より大きい第２の値だけ前記伝送の速度を下げるステッ
プとをさらに含む、上記（２１）に記載のパケット・ネ
ットワーク・アクセス方法。
複数の伝送ノードと、定義済みのサービス品質レベルの
予約データ経路を必要とするデータ・ストリームと最善
努力伝送経路を必要とするデータ・ストリームとを含む
データ・ストリームをネットワーク上に送信するための
複数のユーザ・アプリケーションと、前記保証された定
義済みのサービス品質レベルを有する、前記ユーザ・ア
プリケーションの対の間の前記ネットワークを介する予
約データ経路を選択するための手段と、前記予約データ
経路が部分的に遊休状態である時の間に前記最善努力伝
送経路上に最善努力データを送信するための手段と、前
記予約データ経路上のデータとの干渉を防ぐため、前記
ネットワークへの前記最善努力データのアクセスを制御
するための手段とを含み、前記最善努力データのアクセ
スを制御するための前記手段が、前記ネットワーク内の
輻輳のレベルを検出するための手段と、前記輻輳のレベ
ルに応答して、前記最善努力データの速度を制御するた
めのテーブル駆動式の手段と、前記最善努力データの前
記速度の過度な変更に応答して、前記テーブル駆動式手
段内の値を乗除算によって変更するための手段とを含む
ことを特徴とするパケット伝送ネットワーク。 （２）前記ネットワーク内の輻輳を検出するための前記
手段が、前記ネットワーク内の待ち行列化遅延の絶対値
を推定するための手段を含むことを特徴とする、上記
（１）に記載のパケット伝送ネットワーク。 （３）さらに、前記最善努力データの連続するセルの間
にスペーサを挿入するための手段を含む、上記（１）に
記載のパケット伝送ネットワーク。 （４）前記スペーサの長さが、タイムアウト関数、肯定
応答または最善努力トラフィックの最小バーストの送信
のうちで最初に発生するものに応答することを特徴とす
る、上記（３）に記載のパケット伝送ネットワーク。 （５）前記ネットワーク内の輻輳を判定するための前記
手段が、それぞれが出発の時刻を含むタイム・スタンプ
を有する一連のテスト・サンプルを、前記ネットワーク
を介して送信するための手段と、前記ネットワークを介
する総遅延を判定するため連続するテスト・サンプルを
比較するための手段と、接続の持続時間にわたって、前
記ネットワークを介する前記総遅延の最小値を判定する
ための手段とを含むことを特徴とする、上記（１）に記
載のパケット伝送ネットワーク。 （６）前記速度が低い値である時に、第１の小さい値だ
け前記最善努力データの前記速度を下げるための手段
と、前記速度が前記低い値より高い値の時に、前記第１
の値より大きい第２の値だけ前記最善努力データの前記
速度を下げるための手段とをさらに含む、上記（１）に
記載のパケット伝送ネットワーク。 （７）前記ネットワーク内で現在使用可能な帯域幅の公
平な共用値に前記最善努力データの前記速度を初期設定
するための手段をさらに含む、上記（１）に記載のパケ
ット伝送ネットワーク。 （８）パケット伝送ネットワーク上で最大のデータを送
信するための方法において、伝送リンクによって複数の
伝送ノードを相互接続するステップと、保証されたレベ
ルの伝送品質を必要とする予約経路データ・ストリーム
と最善努力によって使用可能なレベルの伝送品質だけを
必要とする最善努力データ・ストリームを含むデータ・
ストリームを、前記ネットワーク上の複数のユーザ・ア
プリケーションから送信するステップと、保証されたレ
ベルのサービス品質を有する、前記ユーザ・アプリケー
ションの対の間の前記ネットワークを介する予約データ
経路を選択するステップと、前記予約データ経路が部分
的に遊休状態である時の間に前記ネットワーク上に最善
努力データを送信するステップと、前記予約データ形路
上のデータとの干渉を防ぐために、前記ネットワークへ
の前記最善努力データのアクセスを制御するステップと
を含み、前記最善努力データのアクセスを制御する前記
ステップが、前記ネットワーク内の輻輳のレベルを検出
するステップと、前記輻輳のレベルに応答して、前記最
善努力データの速度を、参照テーブルによって制御する
ステップと、前記最善努力データの前記速度の過度な変
更に応答して、テーブル駆動手段内の値を乗除算によっ
て変更するステップとを含むことを特徴とする方法。 （９）前記ネットワーク内の輻輳を検出する前記ステッ
プが、前記ネットワーク内の待ち行列化遅延の絶対値を
推定するステップを含むことを特徴とする、上記（８）
に記載の方法。 （１０）前記最善努力データの連続するセルの間にスペ
ーサを挿入するステップをさらに含む、上記（８）に記
載の方法。 （１１）前記スペーサを挿入するステップが、タイムア
ウト関数、肯定応答または最善努力トラフィックの最小
バーストの送信のうちで最初に発生するものに応答して
前記スペーサの長さを選択するステップを含むことを特
徴とする、上記（１０）に記載の方法。 （１２）前記ネットワーク内の輻輳を判定する前記ステ
ップが、それぞれが出発の時刻を含むタイム・スタンプ
を有する一連のテスト・サンプルを、前記ネットワーク
を介して送信するステップと、前記ネットワークを介す
る総遅延を判定するため連続するテスト・サンプルを比
較するステップと、接続の持続時間の間、前記ネットワ
ークを介する前記総遅延の最小値を判定するステップと
を含むことを特徴とする、上記（８）に記載の方法。 （１３）前記速度が低い値である時に、第１の小さい値
だけ前記最善努力データの前記速度を下げるステップ
と、前記速度が前記低い値より高い値の時に、前記第１
の値より大きい第２の値だけ前記最善努力データの前記
速度を下げるステップとをさらに含む、上記（８）に記
載の方法。 （１４）前記ネットワーク内で現在使用可能な帯域幅の
公平な共用値に前記最善努力データの前記速度を初期設
定するステップをさらに含む、上記（８）に記載の方
法。 （１５）どの時点でも、瞬間的に変更可能な使用可能伝
送容量を有するパケット・ネットワーク・アクセス・シ
ステムにおいて、前記ネットワーク内の輻輳のレベルを
検出するための手段と、前記輻輳のレベルに応答して、
前記ネットワークへのデータ伝送の速度を制御するため
の手段と、初期設定の時点で前記ネットワーク上で使用
可能な伝送容量の公平な共用状態で前記ネットワークへ
のデータ伝送の前記速度を初期設定するための手段とを
含む、パケット・ネットワーク・アクセス・システム。 （１６）前記ネットワーク内の輻輳のレベルを検出する
ための前記手段が、前記ネットワーク内の待ち行列化遅
延の絶対値を推定するための手段を含むことを特徴とす
る、上記（１５）に記載のパケット・ネットワーク・ア
クセス・システム。 （１７）前記ネットワークへのデータ伝送の速度を制御
するための前記手段が、前記ネットワーク上に送信され
る前記データの連続するセルの間にタイミング・スペー
サを挿入するための手段を含むことを特徴とする、上記
（１５）に記載のパケット・ネットワーク・アクセス・
システム。 （１８）前記スペーサの長さが、タイムアウト関数、肯
定応答または前記データの最小バーストの送信のうちで
最初に発生するものに応答することを特徴とする、上記
（１７）に記載のパケット・ネットワーク・アクセス・
システム。 （１９）前記ネットワーク内の輻輳を判定するための前
記手段が、それぞれが出発の時刻を含むタイム・スタン
プを有する一連のテスト・サンプルを、前記ネットワー
クを介して送信するための手段と、前記ネットワークを
介する総遅延を判定するため連続するテスト・サンプル
を比較するための手段と、接続の持続時間にわたって、
前記ネットワークを介する前記総遅延の最小値を判定す
るための手段とを含むことを特徴とする、上記（１５）
に記載のパケット・ネットワーク・アクセス・システ
ム。 （２０）前記伝送の速度が低い値である時に、第１の小
さい値だけ前記伝送の速度を下げるための手段と、前記
伝送の速度が前記低い値より高い値の時に、前記第１の
値より大きい第２の値だけ前記伝送の速度を下げるため
の手段とをさらに含む、上記（１５）に記載のパケット
・ネットワーク・アクセス・システム。 （２１）どの時点でも、瞬間的に変更可能な使用可能伝
送容量を有するパケット・ネットワーク用のパケット・
ネットワーク・アクセス方法において、前記ネットワー
ク内の輻輳のレベルを検出するステップと、前記輻輳の
レベルに応答して、前記ネットワークへのデータ伝送の
速度を制御するステップと、初期設定の時点で前記ネッ
トワーク上で使用可能な伝送容量の公平な共用状態で前
記ネットワークへのデータ伝送の前記速度を初期設定す
るステップとを含む、パケット・ネットワーク・アクセ
ス方法。 （２２）前記ネットワーク内の輻輳のレベルを検出する
前記ステップが、前記ネットワーク内の待ち行列化遅延
の絶対値を推定するステップを含むことを特徴とする、
上記（２１）に記載のパケット・ネットワーク・アクセ
ス方法。 （２３）前記ネットワークへのデータ伝送の速度を制御
する前記ステップが、前記ネットワーク上に送信される
前記データの連続するセルの間にタイミング・スペーサ
を挿入するステップを含むことを特徴とする、上記（２
１）に記載のパケット・ネットワーク・アクセス方法。 （２４）前記スペーサの長さが、タイムアウト関数、肯
定応答または前記データの最小バーストの送信のうちで
最初に発生するものに応答するようにするステップをさ
らに含むことを特徴とする、上記（２３）に記載のパケ
ット・ネットワーク・アクセス方法。 （２５）前記ネットワーク内の輻輳を判定する前記ステ
ップが、それぞれが出発の時刻を含むタイム・スタンプ
を有する一連のテスト・サンプルを、前記ネットワーク
を介して送信するステップと、前記ネットワークを介す
る総遅延を判定するため連続するテスト・サンプルを比
較するステップと、接続の持続時間にわたって、前記ネ
ットワークを介する前記総遅延の最小値を判定するステ
ップとを含むことを特徴とする、上記（２１）に記載の
パケット・ネットワーク・アクセス方法。 （２６）前記伝送の速度が低い値である時に、第１の小
さい値だけ前記伝送の速度を下げるステップと、前記伝
送の速度が前記低い値より高い値の時に、前記第１の値
より大きい第２の値だけ前記伝送の速度を下げるステッ
プとをさらに含む、上記（２１）に記載のパケット・ネ
ットワーク・アクセス方法。
【図１】本発明による拡張速度ベース適応式輻輳制御を
使用できる、パケット通信ネットワークの全般的なブロ
ック図である。
使用できる、パケット通信ネットワークの全般的なブロ
ック図である。
【図２】本発明によるネットワーク・アクセス機構を実
施でき、パケットが各パケットの宛先への経路に沿って
転送される際のネットワークへの入口点となることがで
きる、図１のネットワークの通常の末端ノードの詳細な
ブロック図である。
施でき、パケットが各パケットの宛先への経路に沿って
転送される際のネットワークへの入口点となることがで
きる、図１のネットワークの通常の末端ノードの詳細な
ブロック図である。
【図３】本発明による拡張速度ベース・ネットワーク輻
輳制御システムの全般的なブロック図である。
輳制御システムの全般的なブロック図である。
【図４】本発明の速度ベース輻輳制御システムの理解に
有用な、図１のネットワークを介するサンプル・パケッ
トの連続送信のグラフ図である。
有用な、図１のネットワークを介するサンプル・パケッ
トの連続送信のグラフ図である。
【図５】本発明による速度ベース輻輳制御システムの理
解に有用な、可能な伝送速度成長曲線のグラフ図であ
る。
解に有用な、可能な伝送速度成長曲線のグラフ図であ
る。
【図６】本発明と共に使用することができる速度テーブ
ルの図である。
ルの図である。
【図７】本発明によるサンプリング・ポリシーを示す、
非予約データ・ソースのソース・ステーションでのサン
プル・セルの処理の流れ図である。
非予約データ・ソースのソース・ステーションでのサン
プル・セルの処理の流れ図である。
【図８】本発明による速度状態処理の流れ図である。
【図９】本発明による非予約データ宛先でのサンプル・
パケットの処理の全般的な流れ図である。
パケットの処理の全般的な流れ図である。
１０ パケット通信ネットワーク １１ ネットワーク・ノード １２ 末端ノード １７ 予約データ・ソース １８ 予約ユーザ／非予約ユーザ ２０ 非予約データ・パケット・ソース ２１ 適応式進入制御回路 ２２ ネットワーク入口バッファ ２３ ネットワーク ２４ サンプル・パケット・アナライザ ２５ サンプル肯定応答ジェネレータ ２６ サンプル肯定応答プロセッサ ２７ テスト・サンプル・パケット・ジェネレータ ２８ 速度テーブル ２９ ネットワーク入口バッファ
───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (72)発明者 ラップ・ティー・フィニュ アメリカ合衆国27502 ノースカロライナ 州アペックス タトベリー・プレース 124 (72)発明者 ケン・ヴァン・ウー アメリカ合衆国27513 ノースカロライナ 州ケアリー トリリンガム・レーン 219 (72)発明者 ライフ・オー・オンヴラル アメリカ合衆国27513 ノースカロライナ 州ケアリー ヒースリッジ・レーン 309 (72)発明者 レヴェント・ガン アメリカ合衆国01748 マサチュセッツ州 ホープキントン ノース・ミル・ストリー ト 71 (72)発明者 ボウチュン・リン アメリカ合衆国27513 ノースカロライナ 州ケアリー プレストン・パインズ・ドラ イブ 202
Claims (26)
- 【請求項１】伝送リンクによって相互接続された複数の
伝送ノードと、 定義済みのサービス品質レベルの予約データ経路を必要
とするデータ・ストリームと最善努力伝送経路を必要と
するデータ・ストリームとを含むデータ・ストリームを
ネットワーク上に送信するための複数のユーザ・アプリ
ケーションと、 前記保証された定義済みのサービス品質レベルを有す
る、前記ユーザ・アプリケーションの対の間の前記ネッ
トワークを介する予約データ経路を選択するための手段
と、 前記予約データ経路が部分的に遊休状態である時の間に
前記最善努力伝送経路上に最善努力データを送信するた
めの手段と、 前記予約データ経路上のデータとの干渉を防ぐため、前
記ネットワークへの前記最善努力データのアクセスを制
御するための手段とを含み、 前記最善努力データのアクセスを制御するための前記手
段が、 前記ネットワーク内の輻輳のレベルを検出するための手
段と、 前記輻輳のレベルに応答して、前記最善努力データの速
度を制御するためのテーブル駆動式の手段と、 前記最善努力データの前記速度の過度な変更に応答し
て、前記テーブル駆動式手段内の値を乗除算によって変
更するための手段とを含むことを特徴とするパケット伝
送ネットワーク。 - 【請求項２】前記ネットワーク内の輻輳を検出するため
の前記手段が、前記ネットワーク内の待ち行列化遅延の
絶対値を推定するための手段を含むことを特徴とする、
請求項１に記載のパケット伝送ネットワーク。 - 【請求項３】さらに、前記最善努力データの連続するセ
ルの間にスペーサを挿入するための手段を含む、請求項
１に記載のパケット伝送ネットワーク。 - 【請求項４】前記スペーサの長さが、タイムアウト関
数、肯定応答または最善努力トラフィックの最小バース
トの送信のうちで最初に発生するものに応答することを
特徴とする、請求項３に記載のパケット伝送ネットワー
ク。 - 【請求項５】前記ネットワーク内の輻輳を判定するため
の前記手段が、 それぞれが出発の時刻を含むタイム・スタンプを有する
一連のテスト・サンプルを、前記ネットワークを介して
送信するための手段と、 前記ネットワークを介する総遅延を判定するため連続す
るテスト・サンプルを比較するための手段と、 接続の持続時間にわたって、前記ネットワークを介する
前記総遅延の最小値を判定するための手段とを含むこと
を特徴とする、請求項１に記載のパケット伝送ネットワ
ーク。 - 【請求項６】前記速度が低い値である時に、第１の小さ
い値だけ前記最善努力データの前記速度を下げるための
手段と、 前記速度が前記低い値より高い値の時に、前記第１の値
より大きい第２の値だけ前記最善努力データの前記速度
を下げるための手段とをさらに含む、請求項１に記載の
パケット伝送ネットワーク。 - 【請求項７】前記ネットワーク内で現在使用可能な帯域
幅の公平な共用値に前記最善努力データの前記速度を初
期設定するための手段をさらに含む、請求項１に記載の
パケット伝送ネットワーク。 - 【請求項８】パケット伝送ネットワーク上で最大のデー
タを送信するための方法において、 伝送リンクによって複数の伝送ノードを相互接続するス
テップと、 保証されたレベルの伝送品質を必要とする予約経路デー
タ・ストリームと最善努力によって使用可能なレベルの
伝送品質だけを必要とする最善努力データ・ストリーム
を含むデータ・ストリームを、前記ネットワーク上の複
数のユーザ・アプリケーションから送信するステップ
と、 保証されたレベルのサービス品質を有する、前記ユーザ
・アプリケーションの対の間の前記ネットワークを介す
る予約データ経路を選択するステップと、 前記予約データ経路が部分的に遊休状態である時の間に
前記ネットワーク上に最善努力データを送信するステッ
プと、 前記予約データ形路上のデータとの干渉を防ぐために、
前記ネットワークへの前記最善努力データのアクセスを
制御するステップとを含み、 前記最善努力データのアクセスを制御する前記ステップ
が、 前記ネットワーク内の輻輳のレベルを検出するステップ
と、 前記輻輳のレベルに応答して、前記最善努力データの速
度を、参照テーブルによって制御するステップと、 前記最善努力データの前記速度の過度な変更に応答し
て、テーブル駆動手段内の値を乗除算によって変更する
ステップとを含むことを特徴とする方法。 - 【請求項９】前記ネットワーク内の輻輳を検出する前記
ステップが、前記ネットワーク内の待ち行列化遅延の絶
対値を推定するステップを含むことを特徴とする、請求
項８に記載の方法。 - 【請求項１０】前記最善努力データの連続するセルの間
にスペーサを挿入するステップをさらに含む、請求項８
に記載の方法。 - 【請求項１１】前記スペーサを挿入するステップが、タ
イムアウト関数、肯定応答または最善努力トラフィック
の最小バーストの送信のうちで最初に発生するものに応
答して前記スペーサの長さを選択するステップを含むこ
とを特徴とする、請求項１０に記載の方法。 - 【請求項１２】前記ネットワーク内の輻輳を判定する前
記ステップが、 それぞれが出発の時刻を含むタイム・スタンプを有する
一連のテスト・サンプルを、前記ネットワークを介して
送信するステップと、 前記ネットワークを介する総遅延を判定するため連続す
るテスト・サンプルを比較するステップと、 接続の持続時間の間、前記ネットワークを介する前記総
遅延の最小値を判定するステップとを含むことを特徴と
する、請求項８に記載の方法。 - 【請求項１３】前記速度が低い値である時に、第１の小
さい値だけ前記最善努力データの前記速度を下げるステ
ップと、 前記速度が前記低い値より高い値の時に、前記第１の値
より大きい第２の値だけ前記最善努力データの前記速度
を下げるステップとをさらに含む、請求項８に記載の方
法。 - 【請求項１４】前記ネットワーク内で現在使用可能な帯
域幅の公平な共用値に前記最善努力データの前記速度を
初期設定するステップをさらに含む、請求項８に記載の
方法。 - 【請求項１５】どの時点でも、瞬間的に変更可能な使用
可能伝送容量を有するパケット・ネットワーク・アクセ
ス・システムにおいて、 前記ネットワーク内の輻輳のレベルを検出するための手
段と、 前記輻輳のレベルに応答して、前記ネットワークへのデ
ータ伝送の速度を制御するための手段と、 初期設定の時点で前記ネットワーク上で使用可能な伝送
容量の公平な共用状態で前記ネットワークへのデータ伝
送の前記速度を初期設定するための手段とを含む、パケ
ット・ネットワーク・アクセス・システム。 - 【請求項１６】前記ネットワーク内の輻輳のレベルを検
出するための前記手段が、前記ネットワーク内の待ち行
列化遅延の絶対値を推定するための手段を含むことを特
徴とする、請求項１５に記載のパケット・ネットワーク
・アクセス・システム。 - 【請求項１７】前記ネットワークへのデータ伝送の速度
を制御するための前記手段が、前記ネットワーク上に送
信される前記データの連続するセルの間にタイミング・
スペーサを挿入するための手段を含むことを特徴とす
る、請求項１５に記載のパケット・ネットワーク・アク
セス・システム。 - 【請求項１８】前記スペーサの長さが、タイムアウト関
数、肯定応答または前記データの最小バーストの送信の
うちで最初に発生するものに応答することを特徴とす
る、請求項１７に記載のパケット・ネットワーク・アク
セス・システム。 - 【請求項１９】前記ネットワーク内の輻輳を判定するた
めの前記手段が、 それぞれが出発の時刻を含むタイム・スタンプを有する
一連のテスト・サンプルを、前記ネットワークを介して
送信するための手段と、 前記ネットワークを介する総遅延を判定するため連続す
るテスト・サンプルを比較するための手段と、 接続の持続時間にわたって、前記ネットワークを介する
前記総遅延の最小値を判定するための手段とを含むこと
を特徴とする、請求項１５に記載のパケット・ネットワ
ーク・アクセス・システム。 - 【請求項２０】前記伝送の速度が低い値である時に、第
１の小さい値だけ前記伝送の速度を下げるための手段
と、 前記伝送の速度が前記低い値より高い値の時に、前記第
１の値より大きい第２の値だけ前記伝送の速度を下げる
ための手段とをさらに含む、請求項１５に記載のパケッ
ト・ネットワーク・アクセス・システム。 - 【請求項２１】どの時点でも、瞬間的に変更可能な使用
可能伝送容量を有するパケット・ネットワーク用のパケ
ット・ネットワーク・アクセス方法において、 前記ネットワーク内の輻輳のレベルを検出するステップ
と、 前記輻輳のレベルに応答して、前記ネットワークへのデ
ータ伝送の速度を制御するステップと、 初期設定の時点で前記ネットワーク上で使用可能な伝送
容量の公平な共用状態で前記ネットワークへのデータ伝
送の前記速度を初期設定するステップとを含む、パケッ
ト・ネットワーク・アクセス方法。 - 【請求項２２】前記ネットワーク内の輻輳のレベルを検
出する前記ステップが、前記ネットワーク内の待ち行列
化遅延の絶対値を推定するステップを含むことを特徴と
する、請求項２１に記載のパケット・ネットワーク・ア
クセス方法。 - 【請求項２３】前記ネットワークへのデータ伝送の速度
を制御する前記ステップが、前記ネットワーク上に送信
される前記データの連続するセルの間にタイミング・ス
ペーサを挿入するステップを含むことを特徴とする、請
求項２１に記載のパケット・ネットワーク・アクセス方
法。 - 【請求項２４】前記スペーサの長さが、タイムアウト関
数、肯定応答または前記データの最小バーストの送信の
うちで最初に発生するものに応答するようにするステッ
プをさらに含むことを特徴とする、請求項２３に記載の
パケット・ネットワーク・アクセス方法。 - 【請求項２５】前記ネットワーク内の輻輳を判定する前
記ステップが、 それぞれが出発の時刻を含むタイム・スタンプを有する
一連のテスト・サンプルを、前記ネットワークを介して
送信するステップと、 前記ネットワークを介する総遅延を判定するため連続す
るテスト・サンプルを比較するステップと、 接続の持続時間にわたって、前記ネットワークを介する
前記総遅延の最小値を判定するステップとを含むことを
特徴とする、請求項２１に記載のパケット・ネットワー
ク・アクセス方法。 - 【請求項２６】前記伝送の速度が低い値である時に、第
１の小さい値だけ前記伝送の速度を下げるステップと、 前記伝送の速度が前記低い値より高い値の時に、前記第
１の値より大きい第２の値だけ前記伝送の速度を下げる
ステップとをさらに含む、請求項２１に記載のパケット
・ネットワーク・アクセス方法。
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