JPH1145204A - 逆ツリー生成法を用いて網内にキャッシュを動的に複製する方法およびシステム - Google Patents
逆ツリー生成法を用いて網内にキャッシュを動的に複製する方法およびシステムInfo
- Publication number
- JPH1145204A JPH1145204A JP10160463A JP16046398A JPH1145204A JP H1145204 A JPH1145204 A JP H1145204A JP 10160463 A JP10160463 A JP 10160463A JP 16046398 A JP16046398 A JP 16046398A JP H1145204 A JPH1145204 A JP H1145204A
- Authority
- JP
- Japan
- Prior art keywords
- router
- server
- network
- cost
- region
- Prior art date
- Legal status (The legal status is an assumption and is not a legal conclusion. Google has not performed a legal analysis and makes no representation as to the accuracy of the status listed.)
- Granted
Links
Classifications
-
- H—ELECTRICITY
- H04—ELECTRIC COMMUNICATION TECHNIQUE
- H04L—TRANSMISSION OF DIGITAL INFORMATION, e.g. TELEGRAPHIC COMMUNICATION
- H04L45/00—Routing or path finding of packets in data switching networks
- H04L45/02—Topology update or discovery
-
- G—PHYSICS
- G06—COMPUTING; CALCULATING OR COUNTING
- G06F—ELECTRIC DIGITAL DATA PROCESSING
- G06F16/00—Information retrieval; Database structures therefor; File system structures therefor
- G06F16/90—Details of database functions independent of the retrieved data types
- G06F16/95—Retrieval from the web
- G06F16/957—Browsing optimisation, e.g. caching or content distillation
- G06F16/9574—Browsing optimisation, e.g. caching or content distillation of access to content, e.g. by caching
-
- H—ELECTRICITY
- H04—ELECTRIC COMMUNICATION TECHNIQUE
- H04L—TRANSMISSION OF DIGITAL INFORMATION, e.g. TELEGRAPHIC COMMUNICATION
- H04L45/00—Routing or path finding of packets in data switching networks
- H04L45/02—Topology update or discovery
- H04L45/04—Interdomain routing, e.g. hierarchical routing
Landscapes
- Engineering & Computer Science (AREA)
- Computer Networks & Wireless Communication (AREA)
- Signal Processing (AREA)
- Databases & Information Systems (AREA)
- Theoretical Computer Science (AREA)
- General Engineering & Computer Science (AREA)
- Physics & Mathematics (AREA)
- General Physics & Mathematics (AREA)
- Data Mining & Analysis (AREA)
- Information Transfer Between Computers (AREA)
- Data Exchanges In Wide-Area Networks (AREA)
- Computer And Data Communications (AREA)
- Information Retrieval, Db Structures And Fs Structures Therefor (AREA)
- Small-Scale Networks (AREA)
Abstract
(57)【要約】 （修正有）
【課題】 情報のレプリカキャッシュの網の様々な地域
への分配を使用パターンの変化に基づいて動的に最適化
する。 【解決手段】 第一の地域内の単一のサーバは、情報の
元コピーを格納する。第一の地域内のルータは、網全域
の複数のユーザから元コピーへのサービスリクエストを
受信する。レプリカキャッシュの展開を決定するため
に、この第一のルータは、網の他の地域内の他のルータ
に向けて、各地域内で観察される前記元コピーに向けら
れた全てのサービスリクエストの数を監視することを求
めるメッセージを送信する。第一のルータは、次に、必
要ならば情報のレプリカコピーを格納すべき網内の少な
くとも一つの新たなサーバを割当て、レプリカ作成メッ
セージを送信する。新たなサーバは、情報のレプリカコ
ピーを格納し、網の新たに割当てられたセットの地域内
のユーザ端末にサービスを提供する。
への分配を使用パターンの変化に基づいて動的に最適化
する。 【解決手段】 第一の地域内の単一のサーバは、情報の
元コピーを格納する。第一の地域内のルータは、網全域
の複数のユーザから元コピーへのサービスリクエストを
受信する。レプリカキャッシュの展開を決定するため
に、この第一のルータは、網の他の地域内の他のルータ
に向けて、各地域内で観察される前記元コピーに向けら
れた全てのサービスリクエストの数を監視することを求
めるメッセージを送信する。第一のルータは、次に、必
要ならば情報のレプリカコピーを格納すべき網内の少な
くとも一つの新たなサーバを割当て、レプリカ作成メッ
セージを送信する。新たなサーバは、情報のレプリカコ
ピーを格納し、網の新たに割当てられたセットの地域内
のユーザ端末にサービスを提供する。
Description
【０００１】
【発明の属する技術分野】本発明は電気通信、より詳細
には、情報のレプリカキャッシュの網の多様な地域への
分配を最適化するための方法および装置に関する。
には、情報のレプリカキャッシュの網の多様な地域への
分配を最適化するための方法および装置に関する。
【０００２】
【従来の技術】インターネット上のメッセージトラヒッ
クには生来的な冗長が存在し、このため、しばしば、バ
ックボーン網上に過剰な負荷が生成される。インターネ
ット上の幾つかのアプリケーションをキャッシュメモリ
内に複製し、ウエブ代理を提供すれば、データ転送にお
ける幾らかの不要な複製動作を軽減することが可能とな
る。マルチカースティング法の実施は、分配の効率を向
上するためのもう一つの技術である。マルチカースティ
ング法においては、送信者は、同一のドキュメント、デ
ータ、あるいはメッセージを、通常は広い地域内の分散
して存在する多数の受信者に分配する。
クには生来的な冗長が存在し、このため、しばしば、バ
ックボーン網上に過剰な負荷が生成される。インターネ
ット上の幾つかのアプリケーションをキャッシュメモリ
内に複製し、ウエブ代理を提供すれば、データ転送にお
ける幾らかの不要な複製動作を軽減することが可能とな
る。マルチカースティング法の実施は、分配の効率を向
上するためのもう一つの技術である。マルチカースティ
ング法においては、送信者は、同一のドキュメント、デ
ータ、あるいはメッセージを、通常は広い地域内の分散
して存在する多数の受信者に分配する。
【０００３】効率を向上させるために、マルチカースト
ドキュメントのコピーを各地域内の所定のサーバに配布
し、ローカル的な配布は、そのサーバに委任するような
スキームを採用すると有益であるが、このレプリカキャ
ッシュメカニズムには、効率的なツリー構築アルゴリズ
ムが必要となる。この方法の幾つかの例が、既に、レプ
リカキャッシュの静的な分配に対してインターネットプ
ロトコル内で用いられている。
ドキュメントのコピーを各地域内の所定のサーバに配布
し、ローカル的な配布は、そのサーバに委任するような
スキームを採用すると有益であるが、このレプリカキャ
ッシュメカニズムには、効率的なツリー構築アルゴリズ
ムが必要となる。この方法の幾つかの例が、既に、レプ
リカキャッシュの静的な分配に対してインターネットプ
ロトコル内で用いられている。
【０００４】
【発明が解決しようとする課題】現存のインターネット
上にキャッシュを複製する方法では解決することが不可
能な重要な問題が存在する。主な問題は、インターネッ
トトラヒックが、時間および地域の両方において、動的
に変化することである。例えば、一日の内のある時間帯
はアクティブであるが（トラヒックの量が多いが）、他
の時間帯はインアクティブ（トラヒックの量が少ない）
地域が存在する。このために、網内に複製されたキャッ
シュの役割を果たすサーバを動的に割当て／再割当てす
るための方法が必要とされている。
上にキャッシュを複製する方法では解決することが不可
能な重要な問題が存在する。主な問題は、インターネッ
トトラヒックが、時間および地域の両方において、動的
に変化することである。例えば、一日の内のある時間帯
はアクティブであるが（トラヒックの量が多いが）、他
の時間帯はインアクティブ（トラヒックの量が少ない）
地域が存在する。このために、網内に複製されたキャッ
シュの役割を果たすサーバを動的に割当て／再割当てす
るための方法が必要とされている。
【０００５】
【課題を解決するための手段】本発明の一つの用途にお
いては、網は、複数の地域を含み、各地域は一つのルー
タ、一つのサーバ、および複数のユーザ端末を持つ。各
地域内のルータは、このサーバおよび複数のユーザ端末
を網に接続する。本発明によると、情報のレプリカキャ
ッシュの網の複数の地域への分配が使用パターンの変化
に基づいて動的に最適化される。本発明のこの動作は、
ここでは逆ツリー生成と呼ばれる。最初に、第一の地域
内の単一のサーバが、情報の元コピーを格納する。この
第一の地域内のルータは、網全域の複数のユーザからの
この元コピーを格納するサーバに向けられたサービスリ
クエストメッセージを受信する。
いては、網は、複数の地域を含み、各地域は一つのルー
タ、一つのサーバ、および複数のユーザ端末を持つ。各
地域内のルータは、このサーバおよび複数のユーザ端末
を網に接続する。本発明によると、情報のレプリカキャ
ッシュの網の複数の地域への分配が使用パターンの変化
に基づいて動的に最適化される。本発明のこの動作は、
ここでは逆ツリー生成と呼ばれる。最初に、第一の地域
内の単一のサーバが、情報の元コピーを格納する。この
第一の地域内のルータは、網全域の複数のユーザからの
この元コピーを格納するサーバに向けられたサービスリ
クエストメッセージを受信する。
【０００６】このルータ内あるいはこのルータと関連す
るプロセッサは、網の他の地域内の他のルータに向け
て、それらルータに対して各地域内で観察される前記第
一のサーバ内の元コピーに向けられた全てのサービスリ
クエストの数を監視（測定）することを求める監視リク
エストメッセージを送信する。プロセッサは、このメッ
セージに応答して、他のルータからの前記第一のサーバ
に向けられたサービスリクエストの数を示す監視応答メ
ッセージを受信する。
るプロセッサは、網の他の地域内の他のルータに向け
て、それらルータに対して各地域内で観察される前記第
一のサーバ内の元コピーに向けられた全てのサービスリ
クエストの数を監視（測定）することを求める監視リク
エストメッセージを送信する。プロセッサは、このメッ
セージに応答して、他のルータからの前記第一のサーバ
に向けられたサービスリクエストの数を示す監視応答メ
ッセージを受信する。
【０００７】プロセッサは、監視応答メッセージを用い
て情報のレプリカコピーの最適な割当てを計算し、これ
に基づいて、情報のレプリカコピーを格納すべき網内の
少なくとも一つの新たなサーバを決定する。プロセッサ
は、次に、こうして割当てられた新たなサーバに向け
て、レプリカ作成メッセージを送信する。サーバは、こ
のレプリカ作成メッセージに基づいて情報のレプリカコ
ピーを格納し、網の新たな割当てられたセットの地域内
のユーザ端末にサービスを提供する。プロセッサは、さ
らに、網内の他のルータに向けて割当てメッセージを送
信する。他のルータは、この割当てメッセージに基づい
て、各自の地域からのトラヒックを、新に割当てられた
サーバ、あるいは第一のサーバのいずれかに向けて転送
する。
て情報のレプリカコピーの最適な割当てを計算し、これ
に基づいて、情報のレプリカコピーを格納すべき網内の
少なくとも一つの新たなサーバを決定する。プロセッサ
は、次に、こうして割当てられた新たなサーバに向け
て、レプリカ作成メッセージを送信する。サーバは、こ
のレプリカ作成メッセージに基づいて情報のレプリカコ
ピーを格納し、網の新たな割当てられたセットの地域内
のユーザ端末にサービスを提供する。プロセッサは、さ
らに、網内の他のルータに向けて割当てメッセージを送
信する。他のルータは、この割当てメッセージに基づい
て、各自の地域からのトラヒックを、新に割当てられた
サーバ、あるいは第一のサーバのいずれかに向けて転送
する。
【０００８】この要約（発明を解決するための手段）、
図面の簡単な説明、詳細な説明（発明の実施の形態）お
よび図面は、単に、本発明の一例を示すものであり、こ
の明細書に由来する特許によって授与される排他的な権
利の範囲を制限することを意図するものではなく、これ
ら排他的な権利の範囲は、明細書の冒頭の特許請求の範
囲によって定義されるものである。
図面の簡単な説明、詳細な説明（発明の実施の形態）お
よび図面は、単に、本発明の一例を示すものであり、こ
の明細書に由来する特許によって授与される排他的な権
利の範囲を制限することを意図するものではなく、これ
ら排他的な権利の範囲は、明細書の冒頭の特許請求の範
囲によって定義されるものである。
【０００９】
【発明の実施の形態】図１Ａ〜図１Ｅは、情報のレプリ
カキャッシュを自身のさまざまな地域に最適に分配する
ために網が自身を自動的に編成する際の一例としての網
の一連のステージを示す。本発明のこの動作は、以降、
逆ツリー生成と呼ばれる。示される一例としての網は、
インターネットバックボーン網１０のまわりに構築され
た合衆国におけるインターネット網である。図１Ａは、
網の編成における第一のステージを示す。この第一のス
テージにおいて、北東地域２０内のサーバ４０は、デー
タセットのソール（元）コピーを格納するが、これが、
網の全ての地域内のユーザによってアクセスされる。サ
ーバ４０内のこのデータセットのコピーが、元情報キャ
ッシュ“Ｐ”となる。このデータセットは、例えば、特
定のインターネットウエブサイトに対する情報を表す。
動作が安定している際は、網の全ての地域内のユーザか
らのサービスリクエストは、網のこの北東地域２０内の
ルータ３０の所に受信される。これらサービスリクエス
トは、サーバ４０内に格納されたデータセットの元キャ
ッシュ“Ｐ”へのアクセスを求める。仮に、このデータ
セットが、人気のあるウエブサイトである場合、例え
ば、New York Timesのウエブサイト“www.nytimes.com
”を表す場合は、ルータ３０は、これらサービスリク
エストを扱うために、常に極めて多忙な状態に置かれ
る。本発明は、ルータ３０上のサービスリクエストの負
荷を、自動的にデータセットの一つあるいは複数のレプ
リカを網の遠隔地域内の新たなサーバに分配し、新たな
ルーティングテーブルを網内のルータに割当てることに
よって軽減することを目指す。これら新たなルーティン
グテーブルは、遠隔地域内のユーザから発信されたサー
ビスリクエストを、これら新たなサーバに向けて転送
し、これら新たなサーバが元のサーバ４０とサービスリ
クエストの負荷を共有することとなる。
カキャッシュを自身のさまざまな地域に最適に分配する
ために網が自身を自動的に編成する際の一例としての網
の一連のステージを示す。本発明のこの動作は、以降、
逆ツリー生成と呼ばれる。示される一例としての網は、
インターネットバックボーン網１０のまわりに構築され
た合衆国におけるインターネット網である。図１Ａは、
網の編成における第一のステージを示す。この第一のス
テージにおいて、北東地域２０内のサーバ４０は、デー
タセットのソール（元）コピーを格納するが、これが、
網の全ての地域内のユーザによってアクセスされる。サ
ーバ４０内のこのデータセットのコピーが、元情報キャ
ッシュ“Ｐ”となる。このデータセットは、例えば、特
定のインターネットウエブサイトに対する情報を表す。
動作が安定している際は、網の全ての地域内のユーザか
らのサービスリクエストは、網のこの北東地域２０内の
ルータ３０の所に受信される。これらサービスリクエス
トは、サーバ４０内に格納されたデータセットの元キャ
ッシュ“Ｐ”へのアクセスを求める。仮に、このデータ
セットが、人気のあるウエブサイトである場合、例え
ば、New York Timesのウエブサイト“www.nytimes.com
”を表す場合は、ルータ３０は、これらサービスリク
エストを扱うために、常に極めて多忙な状態に置かれ
る。本発明は、ルータ３０上のサービスリクエストの負
荷を、自動的にデータセットの一つあるいは複数のレプ
リカを網の遠隔地域内の新たなサーバに分配し、新たな
ルーティングテーブルを網内のルータに割当てることに
よって軽減することを目指す。これら新たなルーティン
グテーブルは、遠隔地域内のユーザから発信されたサー
ビスリクエストを、これら新たなサーバに向けて転送
し、これら新たなサーバが元のサーバ４０とサービスリ
クエストの負荷を共有することとなる。
【００１０】図１の網１Ａは、複数の地域、すなわち：
北東地域２０、北中央地域２２、北西地域２４、南東地
域２６、南中央地域２８、および南西地域２９を含む。
各地域は、それぞれ、ルータ３０、３２、３４、３６、
３８、３９を含み、各ルータは、それぞれ、経路３
０’、３２’、３４’、３６’、３８’、３９’によっ
てバックボーン網１０に接続される。各地域は、それぞ
れ、サーバ４０、４２、４４、４６、４８、４９を含
み、各サーバは、それぞれ、自身のルータによって、経
路４０’、４２’、４４’、４６’、４８’、４９’に
接続される。各地域は、それぞれ、複数のユーザ端末５
０、５２、５４、５６、５８、５９を含み、各ユーザ端
末は、それぞれ、自身のルータによって、経路５０’、
５２’、５４’、５６’、５８’、５９’に接続され
る。各地域内において、自身のルータは、自身のサーバ
および自身の複数のユーザ端末を、それぞれ、リンク３
０’、３２’、３４’、３６’、３８’、３９’によっ
て、インターネットバックボーン網１０に結合する。図
２Ｄは、北東地域２０内のサーバ４０がデータセットの
ソール（元）コピーを元キャッシュ“Ｐ”として格納
し、これが網の全ての地域内のユーザによってアクセス
される図１Ａの網の元の編成に対する現存のルータテー
ブル３３４を示すが、現時点においては、ルータテーブ
ル３３４が、網内の各ルータ３０、３２、３４、３６、
３８、３９の所に格納されている。
北東地域２０、北中央地域２２、北西地域２４、南東地
域２６、南中央地域２８、および南西地域２９を含む。
各地域は、それぞれ、ルータ３０、３２、３４、３６、
３８、３９を含み、各ルータは、それぞれ、経路３
０’、３２’、３４’、３６’、３８’、３９’によっ
てバックボーン網１０に接続される。各地域は、それぞ
れ、サーバ４０、４２、４４、４６、４８、４９を含
み、各サーバは、それぞれ、自身のルータによって、経
路４０’、４２’、４４’、４６’、４８’、４９’に
接続される。各地域は、それぞれ、複数のユーザ端末５
０、５２、５４、５６、５８、５９を含み、各ユーザ端
末は、それぞれ、自身のルータによって、経路５０’、
５２’、５４’、５６’、５８’、５９’に接続され
る。各地域内において、自身のルータは、自身のサーバ
および自身の複数のユーザ端末を、それぞれ、リンク３
０’、３２’、３４’、３６’、３８’、３９’によっ
て、インターネットバックボーン網１０に結合する。図
２Ｄは、北東地域２０内のサーバ４０がデータセットの
ソール（元）コピーを元キャッシュ“Ｐ”として格納
し、これが網の全ての地域内のユーザによってアクセス
される図１Ａの網の元の編成に対する現存のルータテー
ブル３３４を示すが、現時点においては、ルータテーブ
ル３３４が、網内の各ルータ３０、３２、３４、３６、
３８、３９の所に格納されている。
【００１１】図１Ｂは、情報のレプリカキャッシュをこ
れら地域間に最適に分配するために自身を編成する網の
第二のステージを示す。このステージにおいては、最初
に、ルータ３０あるいはルータ３０と関連するプロセッ
サは、バックボーン網１０に接続された他の全てのルー
タ３２、３４、３６、３８、３９に向けて、他のルータ
に対して自身の地域内で発信されたがサーバ４０内の元
キャッシュに向けて転送されたサービスリクエストの数
を監視（測定）するように求める監視リクエストメッセ
ージを送信する。図２Ａは監視リクエストメッセージ２
００の一例を示すが、このメッセージが、ルータ３０に
よって、バックボーン網１０に接続された他の全てのル
ータに送られる。監視リクエストメッセージ２００は、
宛先ルータを指定するフィールド２０２、ソースルータ
を指定するフィールド２０４、および監視リクエストを
指定するフィールド２０６を含み、このような監視リク
エストメッセージが、網内の他の全てのルータ３２、３
４、３６、３８、３９に向けて一斉に送信される。
れら地域間に最適に分配するために自身を編成する網の
第二のステージを示す。このステージにおいては、最初
に、ルータ３０あるいはルータ３０と関連するプロセッ
サは、バックボーン網１０に接続された他の全てのルー
タ３２、３４、３６、３８、３９に向けて、他のルータ
に対して自身の地域内で発信されたがサーバ４０内の元
キャッシュに向けて転送されたサービスリクエストの数
を監視（測定）するように求める監視リクエストメッセ
ージを送信する。図２Ａは監視リクエストメッセージ２
００の一例を示すが、このメッセージが、ルータ３０に
よって、バックボーン網１０に接続された他の全てのル
ータに送られる。監視リクエストメッセージ２００は、
宛先ルータを指定するフィールド２０２、ソースルータ
を指定するフィールド２０４、および監視リクエストを
指定するフィールド２０６を含み、このような監視リク
エストメッセージが、網内の他の全てのルータ３２、３
４、３６、３８、３９に向けて一斉に送信される。
【００１２】図３は、ルータ３０のアーキテクチャを示
す。網内の他の全てのルータ３２、３４、３６、３８、
３９も類似するアーキテクチャを持つ。ルータ３０は、
メモリ３０２を含むが、メモリ３０２は、システムバス
３０４によって、網アダプタ３０８、ディスクドライブ
メモリ３０６、プロセッサ３１０、およびサーバインタ
フェース３１２に接続される。網アダプタ３０８は、ル
ータ３０を、経路３０’を通じて、バックボーン網１０
に接続する。サーバインタフェース３１２は、ルータ３
０を経路４０’を通じて、サーバ４０に接続する。イン
タフェース３１２は、また、ルータ３０を経路５０’を
通じて、図１Ａのユーザ（端末）５０に接続する。
す。網内の他の全てのルータ３２、３４、３６、３８、
３９も類似するアーキテクチャを持つ。ルータ３０は、
メモリ３０２を含むが、メモリ３０２は、システムバス
３０４によって、網アダプタ３０８、ディスクドライブ
メモリ３０６、プロセッサ３１０、およびサーバインタ
フェース３１２に接続される。網アダプタ３０８は、ル
ータ３０を、経路３０’を通じて、バックボーン網１０
に接続する。サーバインタフェース３１２は、ルータ３
０を経路４０’を通じて、サーバ４０に接続する。イン
タフェース３１２は、また、ルータ３０を経路５０’を
通じて、図１Ａのユーザ（端末）５０に接続する。
【００１３】図３のメモリ３０２は、サービスリクエス
トメッセージバッファ３２２を格納するが、このバッフ
ァは、バックボーン網１０からおよびローカルユーザ５
０からのサービスリクエストメッセージを受信し、これ
らリクエストメッセージは、処理のためにサーバ４０に
パスされる。図３のメモリ３０２は、さらに、サービス
応答メッセージバッファ３２４を格納するが、このバッ
ファは、サーバ４０からのサービス応答メッセージを受
信し、これらサービス応答メッセージは、バックボーン
網１０あるいはローカルユーザ５０に転送される。
トメッセージバッファ３２２を格納するが、このバッフ
ァは、バックボーン網１０からおよびローカルユーザ５
０からのサービスリクエストメッセージを受信し、これ
らリクエストメッセージは、処理のためにサーバ４０に
パスされる。図３のメモリ３０２は、さらに、サービス
応答メッセージバッファ３２４を格納するが、このバッ
ファは、サーバ４０からのサービス応答メッセージを受
信し、これらサービス応答メッセージは、バックボーン
網１０あるいはローカルユーザ５０に転送される。
【００１４】図３のメモリ３０２は、さらに、監視リク
エストメッセージバッファ３２６を格納するが、このバ
ッファは、図２Ａの監視リクエストメッセージ２００を
格納する。この監視リクエストメッセージ２００は、メ
ッセージ２００を発信するルータ３０内のバッファ３２
６内において生成（構築）され、網アダプタ３０８によ
って、他のルータ３２、３４、３６、３８、３９に送信
される。このステージが、ルータ３０がトラヒックを監
視するリクエストを他のルータに一斉に送るところを示
す図１Ｂに示される。ルータ３２、３４、３６、３８、
３９は、自身の網アダプタ３０８を通じて監視リクエス
トメッセージ２００を受信する。このメッセージは、各
ルータの監視リクエストメッセージバッファ３２６内に
緩衝された後に読み出される。監視リクエストメッセー
ジ２００は、サーバ４０内に元キャッシュ“Ｐ”として
格納されているデータセットを識別する。監視リクエス
トメッセージ２００は、宛先ルータ３２、３４、３６、
３８、３９に対して、自身が扱う全てのメッセージを監
視することで、元キャッシュ“Ｐ”として格納されてい
るデータセットへのアクセスを求めるサーバ４０に向け
て転送されたサービスリクエストの数をカウントするよ
うに要請する。監視リクエストメッセージ２００は、さ
らに、宛先ルータ３２、３４、３６、３８、３９に対し
て、トラヒック値、すなわち、ある与えられた時間期間
に渡ってのこれらサービスリクエストの累積カウントを
送り返すように要請する。
エストメッセージバッファ３２６を格納するが、このバ
ッファは、図２Ａの監視リクエストメッセージ２００を
格納する。この監視リクエストメッセージ２００は、メ
ッセージ２００を発信するルータ３０内のバッファ３２
６内において生成（構築）され、網アダプタ３０８によ
って、他のルータ３２、３４、３６、３８、３９に送信
される。このステージが、ルータ３０がトラヒックを監
視するリクエストを他のルータに一斉に送るところを示
す図１Ｂに示される。ルータ３２、３４、３６、３８、
３９は、自身の網アダプタ３０８を通じて監視リクエス
トメッセージ２００を受信する。このメッセージは、各
ルータの監視リクエストメッセージバッファ３２６内に
緩衝された後に読み出される。監視リクエストメッセー
ジ２００は、サーバ４０内に元キャッシュ“Ｐ”として
格納されているデータセットを識別する。監視リクエス
トメッセージ２００は、宛先ルータ３２、３４、３６、
３８、３９に対して、自身が扱う全てのメッセージを監
視することで、元キャッシュ“Ｐ”として格納されてい
るデータセットへのアクセスを求めるサーバ４０に向け
て転送されたサービスリクエストの数をカウントするよ
うに要請する。監視リクエストメッセージ２００は、さ
らに、宛先ルータ３２、３４、３６、３８、３９に対し
て、トラヒック値、すなわち、ある与えられた時間期間
に渡ってのこれらサービスリクエストの累積カウントを
送り返すように要請する。
【００１５】図３のメモリ３０２は、さらに、トラヒッ
ク監視プログラム３２９を格納するが、このプログラム
は、オペレーティングシステムプログラム３２０の制御
下でランし、このインストラクションはプロセッサ３１
０上で実行される。自身の網アダプタ３０８を通じて監
視リクエストメッセージ２００を受信するルータ３２、
３４、３６、３８、３９内において、このトラヒック監
視プログラム３２９は、監視リクエストメッセージバッ
ファ３２６内に緩衝された監視リクエストメッセージ２
００を読み出し、図１Ｃに示すようなトラヒック監視動
作を遂行する。各宛先ルータ３２、３４、３６、３８、
３９内において、このトラヒック監視プログラム３２９
は、自身が扱う全てのメッセージを監視し、元キャッシ
ュ“Ｐ”として格納されたデータセットへのアクセスを
求めるサーバ４０に向けて転送されたサービスリクエス
トの数をカウントする。発信ルータ３０内のトラヒック
監視プログラム３２９も、ルータ３０自身の地域２０内
のユーザ５０に対してこの監視動作を遂行する。各ルー
タ３０、３２、３４、３６、３８、３９内のトラヒック
監視プログラム３２９は、監視リクエストメッセージ２
００に応答して、トラヒック値、すなわち、ある時間期
間に渡って累積された、転送されたサービスリクエスト
のカウントをルータ３０に送り返す。図３のメモリ３０
２は、さらに、監視応答メッセージバッファ３２８を格
納するが、このバッファは、こうして送り返される監視
応答メッセージ２２０を格納する。監視応答メッセージ
２２０は、宛先ルータを指定するフィールド２２２、ソ
ースルータを指定するフィールド２２４、および監視応
答、すなわち、そのルータの所で測定されたトラヒック
値を指定するフィールド２２６を含む。この監視応答メ
ッセージ２２０が、監視リクエストメッセージ２００に
応答して、各ルータ３２、３４、３６、３８、３９によ
って発信ルータ３０に送り返される。
ク監視プログラム３２９を格納するが、このプログラム
は、オペレーティングシステムプログラム３２０の制御
下でランし、このインストラクションはプロセッサ３１
０上で実行される。自身の網アダプタ３０８を通じて監
視リクエストメッセージ２００を受信するルータ３２、
３４、３６、３８、３９内において、このトラヒック監
視プログラム３２９は、監視リクエストメッセージバッ
ファ３２６内に緩衝された監視リクエストメッセージ２
００を読み出し、図１Ｃに示すようなトラヒック監視動
作を遂行する。各宛先ルータ３２、３４、３６、３８、
３９内において、このトラヒック監視プログラム３２９
は、自身が扱う全てのメッセージを監視し、元キャッシ
ュ“Ｐ”として格納されたデータセットへのアクセスを
求めるサーバ４０に向けて転送されたサービスリクエス
トの数をカウントする。発信ルータ３０内のトラヒック
監視プログラム３２９も、ルータ３０自身の地域２０内
のユーザ５０に対してこの監視動作を遂行する。各ルー
タ３０、３２、３４、３６、３８、３９内のトラヒック
監視プログラム３２９は、監視リクエストメッセージ２
００に応答して、トラヒック値、すなわち、ある時間期
間に渡って累積された、転送されたサービスリクエスト
のカウントをルータ３０に送り返す。図３のメモリ３０
２は、さらに、監視応答メッセージバッファ３２８を格
納するが、このバッファは、こうして送り返される監視
応答メッセージ２２０を格納する。監視応答メッセージ
２２０は、宛先ルータを指定するフィールド２２２、ソ
ースルータを指定するフィールド２２４、および監視応
答、すなわち、そのルータの所で測定されたトラヒック
値を指定するフィールド２２６を含む。この監視応答メ
ッセージ２２０が、監視リクエストメッセージ２００に
応答して、各ルータ３２、３４、３６、３８、３９によ
って発信ルータ３０に送り返される。
【００１６】図３のメモリ３０２は、さらに、最適レプ
リカキャッシュ割当てプログラム３３０を格納するが、
このプログラムは、オペレーティングシステムプログラ
ム３２０の制御下でランし、このインストラクションは
プロセッサ３１０上で実行される。図１Ｄの発信ルータ
３０において、この最適レプリカキャッシュ割当てプロ
グラム３３０は、元キャッシュ“Ｐ”として格納された
データセットのレプリカの最適な分配を計算する。この
計算は、各ルータ３２、３４、３６、３８、３９によっ
て報告された各遠隔地域２２、２４、２６、２８、２９
におけるトラヒック値、並びにルータ３０によって地域
２０においてローカル的に測定されたトラヒック値に基
づいて行なわれる。この最適レプリカキャッシュ割当て
プログラム３３０については、図４に流れ図にて示され
る。
リカキャッシュ割当てプログラム３３０を格納するが、
このプログラムは、オペレーティングシステムプログラ
ム３２０の制御下でランし、このインストラクションは
プロセッサ３１０上で実行される。図１Ｄの発信ルータ
３０において、この最適レプリカキャッシュ割当てプロ
グラム３３０は、元キャッシュ“Ｐ”として格納された
データセットのレプリカの最適な分配を計算する。この
計算は、各ルータ３２、３４、３６、３８、３９によっ
て報告された各遠隔地域２２、２４、２６、２８、２９
におけるトラヒック値、並びにルータ３０によって地域
２０においてローカル的に測定されたトラヒック値に基
づいて行なわれる。この最適レプリカキャッシュ割当て
プログラム３３０については、図４に流れ図にて示され
る。
【００１７】最適レプリカキャッシュ割当てプログラム
３３０は、レプリカキャッシュを追加あるいは削除する
ことのコスト（損）／ベニフィット（益）分析を遂行す
るアルゴリズムに基づく。このコスト／ベニフィット分
析アルゴリズムについては、図５および図６に示される
第二の網に適用する例との関連で後により詳細に説明す
る。最適レプリカキャッシュ割当てプログラム３３０
は、このコスト／ベニフィット分析を網の遠隔地域から
の更新されたトラヒック監視測定値に基づいて定期的に
更新する。コスト／ベニフィット分析アルゴリズムは、
ある地域にトラヒックの棄却閾値量が累積されたか否か
を決定し、トラヒック量がこの棄却閾値を超えた場合
は、新たなサーバ上にレプリカキャッシュを設定するこ
とが正当化される。コスト／ベニフィット分析アルゴリ
ズムは、最小重みスパニングツリー分析(minimum weigh
t spanning tree analysis) あるいはSteinerツリー分
析(Steiner tree analysis)を用いてこの決定を行な
う。最適レプリカキャッシュ割当てプログラム３３０
は、次に、サービスリクエストの幾つかをこの新たなサ
ーバ上のレプリカキャッシュに向けて転送することを要
請する新たなルーティングテーブルを計算し、これを網
内の各ルータに送る。図３のメモリ３０２は、さらに、
現存のルータテーブル３３４および新たなルータテーブ
ル３３６を格納するが、現存のルータテーブル３３４の
一例が図２Ｄに示され、新たなルータテーブル３３６の
一例が図２Ｅに示される。
３３０は、レプリカキャッシュを追加あるいは削除する
ことのコスト（損）／ベニフィット（益）分析を遂行す
るアルゴリズムに基づく。このコスト／ベニフィット分
析アルゴリズムについては、図５および図６に示される
第二の網に適用する例との関連で後により詳細に説明す
る。最適レプリカキャッシュ割当てプログラム３３０
は、このコスト／ベニフィット分析を網の遠隔地域から
の更新されたトラヒック監視測定値に基づいて定期的に
更新する。コスト／ベニフィット分析アルゴリズムは、
ある地域にトラヒックの棄却閾値量が累積されたか否か
を決定し、トラヒック量がこの棄却閾値を超えた場合
は、新たなサーバ上にレプリカキャッシュを設定するこ
とが正当化される。コスト／ベニフィット分析アルゴリ
ズムは、最小重みスパニングツリー分析(minimum weigh
t spanning tree analysis) あるいはSteinerツリー分
析(Steiner tree analysis)を用いてこの決定を行な
う。最適レプリカキャッシュ割当てプログラム３３０
は、次に、サービスリクエストの幾つかをこの新たなサ
ーバ上のレプリカキャッシュに向けて転送することを要
請する新たなルーティングテーブルを計算し、これを網
内の各ルータに送る。図３のメモリ３０２は、さらに、
現存のルータテーブル３３４および新たなルータテーブ
ル３３６を格納するが、現存のルータテーブル３３４の
一例が図２Ｄに示され、新たなルータテーブル３３６の
一例が図２Ｅに示される。
【００１８】図３のメモリ３０２は、さらに、割当てメ
ッセージバッファ３３２を格納するが、ルータ３０は、
このバッファ内に、図２Ｃに示されるような割当てメッ
セージ２１０を構築（生成）する。この割当てメッセー
ジ２１０は、宛先ルータを指定するフィールド２１２、
ソースルータを指定するフィールド２１４、およびコス
ト／ベニフィット分析アルゴリズムによって計算された
新たなルーティング割当てを指定するフィールド２１６
を含む。図２Ｆには、割当てメッセージ２１０の一例が
示される。割当てメッセージ２１０のフィールド２１２
は、宛先ルータ３２、３４、３６、３８、３９へのブロ
ードカーストを指定する。フィールド２１４は、ソース
ルータをルータ３０として指定する。割当てフィールド
２１６は、図２Ｅに示される一例としての新たなルータ
テーブル３３６を指定する。この割当てメッセージ２１
０が、網内の全ての他のルータ３２、３４、３６、３
８、３９に一斉に送られる。この割当てメッセージ２１
０は、発信ルータ３０内にも使用のために格納される。
次に、図２Ｇに示されるようなレプリカ作成メッセージ
８０２が、例えば、ルータ３４に向けて、データセット
のコピーをレプリカキャッシュ“Ａ”として地域２４内
の新たなサーバ４４に提供するために送られる。このメ
ッセージ８０２のフィールド２１２は宛先ルータ３４を
指定し、フィールド２１４はソースルータをルータ３０
として指定する。同様なレプリカ作成メッセージが、ル
ータ３０から、例えば、ルータ３８に向けて、データセ
ットのコピーをレプリカキャッシュ“Ｂ”として地域２
８内の新たなサーバ４８に提供するために送られる。
ッセージバッファ３３２を格納するが、ルータ３０は、
このバッファ内に、図２Ｃに示されるような割当てメッ
セージ２１０を構築（生成）する。この割当てメッセー
ジ２１０は、宛先ルータを指定するフィールド２１２、
ソースルータを指定するフィールド２１４、およびコス
ト／ベニフィット分析アルゴリズムによって計算された
新たなルーティング割当てを指定するフィールド２１６
を含む。図２Ｆには、割当てメッセージ２１０の一例が
示される。割当てメッセージ２１０のフィールド２１２
は、宛先ルータ３２、３４、３６、３８、３９へのブロ
ードカーストを指定する。フィールド２１４は、ソース
ルータをルータ３０として指定する。割当てフィールド
２１６は、図２Ｅに示される一例としての新たなルータ
テーブル３３６を指定する。この割当てメッセージ２１
０が、網内の全ての他のルータ３２、３４、３６、３
８、３９に一斉に送られる。この割当てメッセージ２１
０は、発信ルータ３０内にも使用のために格納される。
次に、図２Ｇに示されるようなレプリカ作成メッセージ
８０２が、例えば、ルータ３４に向けて、データセット
のコピーをレプリカキャッシュ“Ａ”として地域２４内
の新たなサーバ４４に提供するために送られる。このメ
ッセージ８０２のフィールド２１２は宛先ルータ３４を
指定し、フィールド２１４はソースルータをルータ３０
として指定する。同様なレプリカ作成メッセージが、ル
ータ３０から、例えば、ルータ３８に向けて、データセ
ットのコピーをレプリカキャッシュ“Ｂ”として地域２
８内の新たなサーバ４８に提供するために送られる。
【００１９】図１Ｅは、図１Ａの網に関して本発明の逆
ツリー生成動作を遂行した後の、すなわち、ルータ３０
によって、割当てメッセージ２１０が網内の他の全ての
ルータ３２、３４、３６、３８、３９に一斉に送信され
た後の状態を示す。また、図２Ｅは、この結果として網
内に２つの追加のレプリカキャッシュが生成された図１
Ｅの網の更新された編成に対する新たなルータテーブル
を示す。レプリカキャッシュ“Ａ”は、地域２４内の新
たなサーバ４４内に格納されたデータセットの新たなコ
ピーであり、ルータ３４は、サーバ４４に向けられた全
てのサービスリクエストを扱う。サーバ４４のサービス
領域６０Ａは、北西地域２４および南西地域２９であ
る。地域２４内のルータ３４および地域２９内のルータ
３９は、図２Ｅに示すような新たなルータテーブル３３
６によって制御され、データセットへのアクセスを求め
る地域２４および２９内で発信された全てのサービスリ
クエストは、サーバ４４上のレプリカキャッシュ“Ａ”
に向けて転送される。レプリカキャッシュ“Ｂ”は、地
域２８内の新たなサーバ４８内に格納されたデータセッ
トの新たなコピーであり、ルータ３８は、サーバ４８に
向けられた全てのサービスリクエストを扱う。サーバ４
８のサービス領域６０Ｂは、北中央地域２２および南中
央地域２８である。地域２２内のルータ３２および地域
２８内のルータ３８は、図２Ｅに示すような新たなルー
タテーブル３３６によって制御され、データセットへの
アクセスを求める地域２２および２８内で発信された全
てのサービスリクエストは、サーバ４８上のレプリカキ
ャッシュ“Ｂ”に向けて転送される。元キャッシュ
“Ｐ”は、地域２０内の元のサーバ４０内に格納された
データセットの現存のコピーであり、ルータ３０は、サ
ーバ４０に向けられた全てのサービスリクエストを扱
う。サーバ４０のサービス領域６０は、北東地域２０お
よび南東地域２６である。地域２０内のルータ３０およ
び地域２６内のルータ３６は、図２Ｅに示すような新た
なルータテーブル３３６によって制御され、データセッ
トへのアクセスを求める地域２０および２６内で発信さ
れた全てのサービスリクエストは、サーバ４０上の元キ
ャッシュ“Ｐ”に向けて転送される。
ツリー生成動作を遂行した後の、すなわち、ルータ３０
によって、割当てメッセージ２１０が網内の他の全ての
ルータ３２、３４、３６、３８、３９に一斉に送信され
た後の状態を示す。また、図２Ｅは、この結果として網
内に２つの追加のレプリカキャッシュが生成された図１
Ｅの網の更新された編成に対する新たなルータテーブル
を示す。レプリカキャッシュ“Ａ”は、地域２４内の新
たなサーバ４４内に格納されたデータセットの新たなコ
ピーであり、ルータ３４は、サーバ４４に向けられた全
てのサービスリクエストを扱う。サーバ４４のサービス
領域６０Ａは、北西地域２４および南西地域２９であ
る。地域２４内のルータ３４および地域２９内のルータ
３９は、図２Ｅに示すような新たなルータテーブル３３
６によって制御され、データセットへのアクセスを求め
る地域２４および２９内で発信された全てのサービスリ
クエストは、サーバ４４上のレプリカキャッシュ“Ａ”
に向けて転送される。レプリカキャッシュ“Ｂ”は、地
域２８内の新たなサーバ４８内に格納されたデータセッ
トの新たなコピーであり、ルータ３８は、サーバ４８に
向けられた全てのサービスリクエストを扱う。サーバ４
８のサービス領域６０Ｂは、北中央地域２２および南中
央地域２８である。地域２２内のルータ３２および地域
２８内のルータ３８は、図２Ｅに示すような新たなルー
タテーブル３３６によって制御され、データセットへの
アクセスを求める地域２２および２８内で発信された全
てのサービスリクエストは、サーバ４８上のレプリカキ
ャッシュ“Ｂ”に向けて転送される。元キャッシュ
“Ｐ”は、地域２０内の元のサーバ４０内に格納された
データセットの現存のコピーであり、ルータ３０は、サ
ーバ４０に向けられた全てのサービスリクエストを扱
う。サーバ４０のサービス領域６０は、北東地域２０お
よび南東地域２６である。地域２０内のルータ３０およ
び地域２６内のルータ３６は、図２Ｅに示すような新た
なルータテーブル３３６によって制御され、データセッ
トへのアクセスを求める地域２０および２６内で発信さ
れた全てのサービスリクエストは、サーバ４０上の元キ
ャッシュ“Ｐ”に向けて転送される。
【００２０】図１Ｆは、自身を元キャッシュと変更され
たサービス領域を持つ変更されたレプリカキャッシュを
持つように定期的に再編成することで得られた結果とし
ての網の状態を示す。図１Ｅにおいて、ルータ３０は、
定期的に、バックボーン網１０に接続された全ての他の
ルータ３２、３４、３６、３８、３９に向けて、他のル
ータに対して自身の地域内から発信されたレプリカキャ
ッシュ“Ａ”、レプリカキャッシュ“Ｂ”、あるいは元
キャッシュ“Ｐ”のデータセットへのアクセスを求める
サービスリクエストの数を監視（測定）するように要請
する監視リクエストメッセージ２００を送信する。ルー
タ３２、３４、３６、３８、３９は、自身のアダプタ３
０８を介してこの監視リクエストメッセージ２００を受
信し、これを監視リクエストメッセージバッファ３２６
内に格納する。トラヒック監視プログラム３２９は、こ
うして監視リクエストメッセージバッファ３２６内に格
納された監視リクエストメッセージ２００を読み出し、
トラヒック監視動作を遂行する。各宛先ルータ３２、３
４、３６、３８、３９内で、トラヒック監視プログラム
３２９は、自身のルータが扱う全てのメッセージを監視
し、それぞれ、元キャッシュ“Ｐ”、レプリカキャッシ
ュ“Ａ”、あるいはレプリカキャッシュ“Ｂ”として格
納されているデータセットへのアクセスを求めるサーバ
４０、４４、あるいは４８に向けて転送されたサービス
リクエストの数をカウントする。発信ルータ３０は、元
キャッシュ“Ｐ”として格納されているデータセットの
レプリカの最適な分配を計算するが、この計算は、ルー
タ３２、３４、３６、３８、３９によって報告された遠
隔地域２２、２４、２６、２８、２９内のトラヒック
値、並びに、ルータ３０によって地域２０においてロー
カル的に測定されたトラヒック値に基づいて行なわれ
る。図１Ｆは、ルータ３０によって、割当てメッセージ
２１０が網内の他の全てのルータ３２、３４、３６、３
８、３９に一斉に送信された後の図１Ｅの網の状態を示
す。レプリカキャッシュ“Ａ”は、以前と同一のまま
で、地域２４内のサーバ４４内に格納されたデータセッ
トのコピーである。ただし、ここでは、サーバ４４のサ
ービス領域６０Ａ’は、変更され、北西地域２４および
北中央地域２２となる。地域２４内のルータ３４および
地域２２内のルータ３２は、新たなルータテーブルによ
って制御され、データセットへのアクセスを求める地域
２４および２２内で発信された全てのサービスリクエス
トは、サーバ４４上のレプリカキャッシュ“Ａ”に向け
て転送される。ここでは、レプリカキャッシュ“Ｂ”は
削除され、代わりに、レプリカキャッシュ“Ｃ”が、地
域２９内の新たなサーバ４９内にデータセットの新たな
コピーとして格納されている。ルータ３９は、サーバ４
９に向けられた全てのサービスリクエストを扱う。サー
バ４９のサービス領域６０Ｃは、南西地域２９および南
中央地域２８である。地域２９内のルータ３９および地
域２８内のルータ３８は、新たなルータテーブルによっ
て制御され、データセットへのアクセスを求める地域２
９および２８内で発信された全てのサービスリクエスト
は、サーバ４９上のレプリカキャッシュ“Ｃ”に向けて
転送される。元キャッシュ“Ｐ”は、地域２０内の元の
サーバ４０内に格納されているデータセットの現存のコ
ピーである。サーバ４０のサービス領域６０は、北東地
域２０および南東地域２６である。地域２０内のルータ
３０および地域２６内のルータ３６は、新たなルータテ
ーブルによって制御され、データセットへのアクセスを
求める地域２０および２６内で発信された全てのサービ
スリクエストは、サーバ４０上の元キャッシュ“Ｐ”に
向けて転送される。このようにして、網は、動的に変化
するトラヒックパターンを収容するために、自身を定期
的に、元キャッシュおよび変更されたサービス領域を持
つ変更されたレプリカキャッシュを持つように再編成す
る。
たサービス領域を持つ変更されたレプリカキャッシュを
持つように定期的に再編成することで得られた結果とし
ての網の状態を示す。図１Ｅにおいて、ルータ３０は、
定期的に、バックボーン網１０に接続された全ての他の
ルータ３２、３４、３６、３８、３９に向けて、他のル
ータに対して自身の地域内から発信されたレプリカキャ
ッシュ“Ａ”、レプリカキャッシュ“Ｂ”、あるいは元
キャッシュ“Ｐ”のデータセットへのアクセスを求める
サービスリクエストの数を監視（測定）するように要請
する監視リクエストメッセージ２００を送信する。ルー
タ３２、３４、３６、３８、３９は、自身のアダプタ３
０８を介してこの監視リクエストメッセージ２００を受
信し、これを監視リクエストメッセージバッファ３２６
内に格納する。トラヒック監視プログラム３２９は、こ
うして監視リクエストメッセージバッファ３２６内に格
納された監視リクエストメッセージ２００を読み出し、
トラヒック監視動作を遂行する。各宛先ルータ３２、３
４、３６、３８、３９内で、トラヒック監視プログラム
３２９は、自身のルータが扱う全てのメッセージを監視
し、それぞれ、元キャッシュ“Ｐ”、レプリカキャッシ
ュ“Ａ”、あるいはレプリカキャッシュ“Ｂ”として格
納されているデータセットへのアクセスを求めるサーバ
４０、４４、あるいは４８に向けて転送されたサービス
リクエストの数をカウントする。発信ルータ３０は、元
キャッシュ“Ｐ”として格納されているデータセットの
レプリカの最適な分配を計算するが、この計算は、ルー
タ３２、３４、３６、３８、３９によって報告された遠
隔地域２２、２４、２６、２８、２９内のトラヒック
値、並びに、ルータ３０によって地域２０においてロー
カル的に測定されたトラヒック値に基づいて行なわれ
る。図１Ｆは、ルータ３０によって、割当てメッセージ
２１０が網内の他の全てのルータ３２、３４、３６、３
８、３９に一斉に送信された後の図１Ｅの網の状態を示
す。レプリカキャッシュ“Ａ”は、以前と同一のまま
で、地域２４内のサーバ４４内に格納されたデータセッ
トのコピーである。ただし、ここでは、サーバ４４のサ
ービス領域６０Ａ’は、変更され、北西地域２４および
北中央地域２２となる。地域２４内のルータ３４および
地域２２内のルータ３２は、新たなルータテーブルによ
って制御され、データセットへのアクセスを求める地域
２４および２２内で発信された全てのサービスリクエス
トは、サーバ４４上のレプリカキャッシュ“Ａ”に向け
て転送される。ここでは、レプリカキャッシュ“Ｂ”は
削除され、代わりに、レプリカキャッシュ“Ｃ”が、地
域２９内の新たなサーバ４９内にデータセットの新たな
コピーとして格納されている。ルータ３９は、サーバ４
９に向けられた全てのサービスリクエストを扱う。サー
バ４９のサービス領域６０Ｃは、南西地域２９および南
中央地域２８である。地域２９内のルータ３９および地
域２８内のルータ３８は、新たなルータテーブルによっ
て制御され、データセットへのアクセスを求める地域２
９および２８内で発信された全てのサービスリクエスト
は、サーバ４９上のレプリカキャッシュ“Ｃ”に向けて
転送される。元キャッシュ“Ｐ”は、地域２０内の元の
サーバ４０内に格納されているデータセットの現存のコ
ピーである。サーバ４０のサービス領域６０は、北東地
域２０および南東地域２６である。地域２０内のルータ
３０および地域２６内のルータ３６は、新たなルータテ
ーブルによって制御され、データセットへのアクセスを
求める地域２０および２６内で発信された全てのサービ
スリクエストは、サーバ４０上の元キャッシュ“Ｐ”に
向けて転送される。このようにして、網は、動的に変化
するトラヒックパターンを収容するために、自身を定期
的に、元キャッシュおよび変更されたサービス領域を持
つ変更されたレプリカキャッシュを持つように再編成す
る。
【００２１】以下では、最適レプリカキャッシュ割当て
プログラム３３０について図４の流れ図との関連で詳細
に説明する。最適レプリカキャッシュ割当てプログラム
３３０は、コスト／ベニフィット分析アルゴリズム４１
５を用いるが、これは、一種の最小重みスパニングツリ
ー分析であり、網内の全てのルータノードを接続するリ
ンクから無向グラフが形成される。これらリンクは、網
内の全てのルータを接続し、このグラフ全体に渡るツリ
ーを形成するめたに、“スパニングツリー（全域木）”
の名称を持つ。各リンクには、単位時間当たりのリクエ
ストの数と関係するコスト値“Ｔ”を用いて重みを付け
られる。ここで、コスト値“Ｔ”は、目標サーバ上の目
標キャッシュ内に格納された与えられたサイズのデータ
セットを求めてリンク上を通過するリクエストの数を表
す。つまり、“Ｔ”の値は、リンクの単位時間当たりの
リクエストメッセージのトラヒック数を表す。全てのリ
ンクに対する単位時間当たりのリクエストメッセージの
総数は、帯域幅コストＣ［ＢＷ］として表され、現存の
キャッシュの分配の総コトスＣ［Ｔ］は、この帯域幅コ
ストＣ［ＢＷ］を要素として含む。最適レプリカキャッ
シュ割当てプログラム３３０は、総コストＣ［Ｔ］を最
小にするようなデータセットを格納するレプリカキャッ
シュの分配方法を見つけだすことを目的とし、こうし
て、コスト／ベニフィット分析アルゴリズム４１５は、
一種の最小重みスパニングツリー分析であることがわか
る。
プログラム３３０について図４の流れ図との関連で詳細
に説明する。最適レプリカキャッシュ割当てプログラム
３３０は、コスト／ベニフィット分析アルゴリズム４１
５を用いるが、これは、一種の最小重みスパニングツリ
ー分析であり、網内の全てのルータノードを接続するリ
ンクから無向グラフが形成される。これらリンクは、網
内の全てのルータを接続し、このグラフ全体に渡るツリ
ーを形成するめたに、“スパニングツリー（全域木）”
の名称を持つ。各リンクには、単位時間当たりのリクエ
ストの数と関係するコスト値“Ｔ”を用いて重みを付け
られる。ここで、コスト値“Ｔ”は、目標サーバ上の目
標キャッシュ内に格納された与えられたサイズのデータ
セットを求めてリンク上を通過するリクエストの数を表
す。つまり、“Ｔ”の値は、リンクの単位時間当たりの
リクエストメッセージのトラヒック数を表す。全てのリ
ンクに対する単位時間当たりのリクエストメッセージの
総数は、帯域幅コストＣ［ＢＷ］として表され、現存の
キャッシュの分配の総コトスＣ［Ｔ］は、この帯域幅コ
ストＣ［ＢＷ］を要素として含む。最適レプリカキャッ
シュ割当てプログラム３３０は、総コストＣ［Ｔ］を最
小にするようなデータセットを格納するレプリカキャッ
シュの分配方法を見つけだすことを目的とし、こうし
て、コスト／ベニフィット分析アルゴリズム４１５は、
一種の最小重みスパニングツリー分析であることがわか
る。
【００２２】図４のステップ４０２は、現存のキャッシ
ュの分配の総コストＣ［Ｔ］を計算することから開始さ
れる。リプリカキャッシュを格納するサーバを追加する
ことの影響を評価するためにコスト関数が定義される
が、このコスト関数は、利用される資源、および様々な
コストを考慮に入れる。これには、単一のサーバ（ある
いは一連のサーバ）がオーバロードされ、サービスを受
けることなく顧客が切断されることによって失われるオ
パチュニティコストも含まれる。
ュの分配の総コストＣ［Ｔ］を計算することから開始さ
れる。リプリカキャッシュを格納するサーバを追加する
ことの影響を評価するためにコスト関数が定義される
が、このコスト関数は、利用される資源、および様々な
コストを考慮に入れる。これには、単一のサーバ（ある
いは一連のサーバ）がオーバロードされ、サービスを受
けることなく顧客が切断されることによって失われるオ
パチュニティコストも含まれる。
【００２３】Ｃ［Ｔ］は総コストを表わし、Ｃ［ＢＷ］
は帯域幅コストを表し、Ｃ［ＳＴＯ］はベース位置の所
での格納コストを表し、Ｃ［ＲＥＰ］は単一のサーバに
おけるレプリカ作成コストを表し、Ｃ［ＯＣ］はオパチ
ュニティコストを表し、Ｃ［ＵＰ］は複製されたコピー
が陳腐化するのみ防ぐための更新と関連する更新コスト
を表すものとすると、 Ｃ［Ｔ］＝Ｃ［ＢＷ］＋Ｃ［ＳＴＯ］＋Ｃ［ＲＥＰ］＋
Ｃ［ＯＣ］＋Ｃ［ＵＰ］ となる。
は帯域幅コストを表し、Ｃ［ＳＴＯ］はベース位置の所
での格納コストを表し、Ｃ［ＲＥＰ］は単一のサーバに
おけるレプリカ作成コストを表し、Ｃ［ＯＣ］はオパチ
ュニティコストを表し、Ｃ［ＵＰ］は複製されたコピー
が陳腐化するのみ防ぐための更新と関連する更新コスト
を表すものとすると、 Ｃ［Ｔ］＝Ｃ［ＢＷ］＋Ｃ［ＳＴＯ］＋Ｃ［ＲＥＰ］＋
Ｃ［ＯＣ］＋Ｃ［ＵＰ］ となる。
【００２４】帯域幅コストＣ［ＢＷ］は、個々のリンク
上に存在する単位時間当たりのリクエストの数の関数で
あり、単位時間当たりのリクエストの数に基づいて定め
られる比例定数と各リンク上に存在する単位時間当たり
のリクエストの数の総数とを乗じた値とされる。帯域幅
コストＣ［ＢＷ］の計算は、図５に示される一例として
の網との関連で以下のように説明することができる。
上に存在する単位時間当たりのリクエストの数の関数で
あり、単位時間当たりのリクエストの数に基づいて定め
られる比例定数と各リンク上に存在する単位時間当たり
のリクエストの数の総数とを乗じた値とされる。帯域幅
コストＣ［ＢＷ］の計算は、図５に示される一例として
の網との関連で以下のように説明することができる。
【００２５】図５は、８つのユーザローカルアクセスポ
イント１、２、３、４、５、６、７、８を、ユーザがサ
ーバ４０上にソール（元）コピーの元キャッシュ“Ｐ”
として格納されているデータセットにアクセスすること
ができるように接続する８つのルータａ、ｂ、ｃ、ｄ、
ｅ、ｆ、ｇ、ｈを持つ第二の網を示す。サーバ４０は、
ルータ“ａ”によって、網内の他のルータｂ、ｃ、ｄ、
ｅ、ｆ、ｇ、ｈに接続される。ルータ“ａ”は、現在、
サーバ４０上の元キャッシュ“Ｐ”内にデータセットの
一部として格納されている１０ギガバイトファイルに向
けられたリクエストを時間当たり１０００扱っている。
本発明によると、逆ツリー生成法を用いて、網内のキャ
ッシュが使用パターンの変化に応答して自動的に再編成
される。このために、ルータ“ａ”は、定期的に、他の
ルータｂ、ｃ、ｄ、ｅ、ｆ、ｇ、ｈに向けて、各網リン
クがある期間、例えば、一時間当たりに扱うリクエスト
の数を監視（測定）することを要請する監視リクエスト
を一斉に送る。図５の第二の網に対する現存のルータテ
ーブル３３４が図７Ａに示される。
イント１、２、３、４、５、６、７、８を、ユーザがサ
ーバ４０上にソール（元）コピーの元キャッシュ“Ｐ”
として格納されているデータセットにアクセスすること
ができるように接続する８つのルータａ、ｂ、ｃ、ｄ、
ｅ、ｆ、ｇ、ｈを持つ第二の網を示す。サーバ４０は、
ルータ“ａ”によって、網内の他のルータｂ、ｃ、ｄ、
ｅ、ｆ、ｇ、ｈに接続される。ルータ“ａ”は、現在、
サーバ４０上の元キャッシュ“Ｐ”内にデータセットの
一部として格納されている１０ギガバイトファイルに向
けられたリクエストを時間当たり１０００扱っている。
本発明によると、逆ツリー生成法を用いて、網内のキャ
ッシュが使用パターンの変化に応答して自動的に再編成
される。このために、ルータ“ａ”は、定期的に、他の
ルータｂ、ｃ、ｄ、ｅ、ｆ、ｇ、ｈに向けて、各網リン
クがある期間、例えば、一時間当たりに扱うリクエスト
の数を監視（測定）することを要請する監視リクエスト
を一斉に送る。図５の第二の網に対する現存のルータテ
ーブル３３４が図７Ａに示される。
【００２６】この監視期間において、各ユーザローカル
アクセスポイントは、サーバ４０上の元キャッシュ
“Ｐ”内にデータセットの一部として格納されているこ
の１０ギガバイトファイルに向けられた量“Ｔ”に相当
するリクエストを行なうが、この量“Ｔ”は、単位時間
当たりのリクエストメッセージのトラヒック数を表す。
具体的には、ユーザローカルアクセスポイント１は、サ
ービスルータ“ｃ”によって、単位時間当たりに、Ｔ＝
１２５に相当するサーバ４０に向けられたリクエストメ
ッセージのトラヒック数を持つものと監視（測定）され
る。ユーザローカルアクセスポイント２は、サービスル
ータ“ｃ”によって、単位時間当たりに、Ｔ＝５０に相
当するサーバ４０に向けられたリクエストメッセージの
トラヒック数を持つものと測定される。ユーザローカル
アクセスポイント３は、サービスルータ“ｄ”によっ
て、単位時間当たりに、Ｔ＝２５０に相当するサーバ４
０に向けられたリクエストメッセージのトラヒック数を
持つものと測定される。ユーザローカルアクセスポイン
ト４は、サービスルータ“ｅ”によって、単位時間当た
りに、Ｔ＝２２５に相当するサーバ４０に向けられたリ
クエストメッセージのトラヒック数を持つものと測定さ
れる。ユーザローカルアクセスポイント５は、サービス
ルータ“ｆ”によって、単位時間当たりに、Ｔ＝５０に
相当するサーバ４０に向けられたリクエストメッセージ
のトラヒック数を持つものと測定される。ユーザローカ
ルアクセスポイント６は、サービスルータ“ｇ”によっ
て、単位時間当たりに、Ｔ＝５０に相当するサーバ４０
に向けられたリクエストメッセージのトラヒック数を持
つものと測定される。ユーザローカルアクセスポイント
７は、サービスルータ“ａ”によって、単位時間当たり
に、Ｔ＝５０に相当するサーバ４０に向けられたリクエ
ストメッセージのトラヒック数を持つものと測定され
る。ユーザローカルアクセスポイント８は、サービスル
ータ“ｂ”によって、単位時間当たりに、Ｔ＝２００に
相当するサーバ４０に向けられたリクエストメッセージ
のトラヒック数を持つものと測定される。
アクセスポイントは、サーバ４０上の元キャッシュ
“Ｐ”内にデータセットの一部として格納されているこ
の１０ギガバイトファイルに向けられた量“Ｔ”に相当
するリクエストを行なうが、この量“Ｔ”は、単位時間
当たりのリクエストメッセージのトラヒック数を表す。
具体的には、ユーザローカルアクセスポイント１は、サ
ービスルータ“ｃ”によって、単位時間当たりに、Ｔ＝
１２５に相当するサーバ４０に向けられたリクエストメ
ッセージのトラヒック数を持つものと監視（測定）され
る。ユーザローカルアクセスポイント２は、サービスル
ータ“ｃ”によって、単位時間当たりに、Ｔ＝５０に相
当するサーバ４０に向けられたリクエストメッセージの
トラヒック数を持つものと測定される。ユーザローカル
アクセスポイント３は、サービスルータ“ｄ”によっ
て、単位時間当たりに、Ｔ＝２５０に相当するサーバ４
０に向けられたリクエストメッセージのトラヒック数を
持つものと測定される。ユーザローカルアクセスポイン
ト４は、サービスルータ“ｅ”によって、単位時間当た
りに、Ｔ＝２２５に相当するサーバ４０に向けられたリ
クエストメッセージのトラヒック数を持つものと測定さ
れる。ユーザローカルアクセスポイント５は、サービス
ルータ“ｆ”によって、単位時間当たりに、Ｔ＝５０に
相当するサーバ４０に向けられたリクエストメッセージ
のトラヒック数を持つものと測定される。ユーザローカ
ルアクセスポイント６は、サービスルータ“ｇ”によっ
て、単位時間当たりに、Ｔ＝５０に相当するサーバ４０
に向けられたリクエストメッセージのトラヒック数を持
つものと測定される。ユーザローカルアクセスポイント
７は、サービスルータ“ａ”によって、単位時間当たり
に、Ｔ＝５０に相当するサーバ４０に向けられたリクエ
ストメッセージのトラヒック数を持つものと測定され
る。ユーザローカルアクセスポイント８は、サービスル
ータ“ｂ”によって、単位時間当たりに、Ｔ＝２００に
相当するサーバ４０に向けられたリクエストメッセージ
のトラヒック数を持つものと測定される。
【００２７】各監視期間において、各網リンクは、サー
バ４０上の元キャッシュ“Ｐ”内にデータセットの一部
として内に格納されている１０メガビットファイルに向
けられた量“Ｔ”に相当するリクエストをパスすること
を監視（観測）される。図５のルータを相互接続する１
１個の網リンクの状況は以下の通りである。ルータ
“ａ”とルータ“ｂ”を接続する網リンク“ａ−ｂ”
は、単位時間当たりに、Ｔ＝８５０に相当するサーバ４
０に向けられたリクエストメッセージのトラヒック数を
持つ。ルータ“ｂ”とルータ“ｃ”を接続する網リンク
“ｂ−ｃ”は、単位時間当たりに、Ｔ＝１７５に相当す
るサーバ４０に向けられたリクエストメッセージのトラ
ヒック数を持つ。ルータ“ｃ”とルータ“ｄ”を接続す
る網リンク“ｃ−ｄ”は、単位時間当たりに、Ｔ＝０に
相当するサーバ４０に向けられたリクエストメッセージ
のトラヒック数を持つ。ルータ“ｄ”とルータ“ｅ”を
接続する網リンク“ｄ−ｅ”は、単位時間当たりに、Ｔ
＝０に相当するサーバ４０に向けられたリクエストメッ
セージのトラヒック数を持つ。ルータ“ｅ”とルータ
“ｆ”を接続する網リンク“ｅ−ｆ”は、単位時間当た
りに、Ｔ＝０に相当するサーバ４０に向けられたリクエ
ストメッセージのトラヒック数を持つ。ルータ“ｆ”と
ルータ“ｇ”を接続する網リンク“ｆ−ｇ”は、単位時
間当たりに、Ｔ＝５０に相当するサーバ４０に向けられ
たリクエストメッセージのトラヒック数を持つ。ルータ
“ｇ”とルータ“ａ”を接続する網リンク“ｇ−ａ”
は、単位時間当たりに、Ｔ＝１００に相当するサーバ４
０に向けられたリクエストメッセージのトラヒック数を
持つ。ルータ“ｄ”とルータ“ｈ”を接続する網リンク
“ｄ−ｈ”は、単位時間当たりに、Ｔ＝２５０に相当す
るサーバ４０に向けられたリクエストメッセージのトラ
ヒック数を持つ。ルータ“ｅ”とルータ“ｈ”を接続す
る網リンク“ｅ−ｈ”は、単位時間当たりに、Ｔ＝２２
５に相当するサーバ４０に向けられたリクエストメッセ
ージのトラヒック数を持つ。ルータ“ｆ”とルータ
“ｈ”を接続する網リンク“ｆ−ｈ”は、単位時間当た
りに、Ｔ＝０に相当するサーバ４０に向けられたリクエ
ストメッセージのトラヒック数を持つ。ルータ“ｈ”と
ルータ“ｂ”を接続する網リンク“ｈ−ｂ”は、単位時
間当たりに、Ｔ＝４７５に相当するサーバ４０に向けら
れたリクエストメッセージのトラヒック数を持つ。
バ４０上の元キャッシュ“Ｐ”内にデータセットの一部
として内に格納されている１０メガビットファイルに向
けられた量“Ｔ”に相当するリクエストをパスすること
を監視（観測）される。図５のルータを相互接続する１
１個の網リンクの状況は以下の通りである。ルータ
“ａ”とルータ“ｂ”を接続する網リンク“ａ−ｂ”
は、単位時間当たりに、Ｔ＝８５０に相当するサーバ４
０に向けられたリクエストメッセージのトラヒック数を
持つ。ルータ“ｂ”とルータ“ｃ”を接続する網リンク
“ｂ−ｃ”は、単位時間当たりに、Ｔ＝１７５に相当す
るサーバ４０に向けられたリクエストメッセージのトラ
ヒック数を持つ。ルータ“ｃ”とルータ“ｄ”を接続す
る網リンク“ｃ−ｄ”は、単位時間当たりに、Ｔ＝０に
相当するサーバ４０に向けられたリクエストメッセージ
のトラヒック数を持つ。ルータ“ｄ”とルータ“ｅ”を
接続する網リンク“ｄ−ｅ”は、単位時間当たりに、Ｔ
＝０に相当するサーバ４０に向けられたリクエストメッ
セージのトラヒック数を持つ。ルータ“ｅ”とルータ
“ｆ”を接続する網リンク“ｅ−ｆ”は、単位時間当た
りに、Ｔ＝０に相当するサーバ４０に向けられたリクエ
ストメッセージのトラヒック数を持つ。ルータ“ｆ”と
ルータ“ｇ”を接続する網リンク“ｆ−ｇ”は、単位時
間当たりに、Ｔ＝５０に相当するサーバ４０に向けられ
たリクエストメッセージのトラヒック数を持つ。ルータ
“ｇ”とルータ“ａ”を接続する網リンク“ｇ−ａ”
は、単位時間当たりに、Ｔ＝１００に相当するサーバ４
０に向けられたリクエストメッセージのトラヒック数を
持つ。ルータ“ｄ”とルータ“ｈ”を接続する網リンク
“ｄ−ｈ”は、単位時間当たりに、Ｔ＝２５０に相当す
るサーバ４０に向けられたリクエストメッセージのトラ
ヒック数を持つ。ルータ“ｅ”とルータ“ｈ”を接続す
る網リンク“ｅ−ｈ”は、単位時間当たりに、Ｔ＝２２
５に相当するサーバ４０に向けられたリクエストメッセ
ージのトラヒック数を持つ。ルータ“ｆ”とルータ
“ｈ”を接続する網リンク“ｆ−ｈ”は、単位時間当た
りに、Ｔ＝０に相当するサーバ４０に向けられたリクエ
ストメッセージのトラヒック数を持つ。ルータ“ｈ”と
ルータ“ｂ”を接続する網リンク“ｈ−ｂ”は、単位時
間当たりに、Ｔ＝４７５に相当するサーバ４０に向けら
れたリクエストメッセージのトラヒック数を持つ。
【００２８】図５の網に対する帯域幅コストＣ［ＢＷ］
が、図４のステップ４０２において、単位時間当たりの
リクエスト数に基づいて定められた比例定数と、各リン
ク上の単位時間当たりのリクエストの総数との積として
計算される。この例のような単位時間当たりのリクエス
ト数に対しては、メガビット当たりのコストは、０．１
であるものと想定される。図５の１１個の網リンクに対
する“Ｔ”の値の総和は、２１２５である。このため
に、ステップ４０２において、図５の網に対しては、帯
域幅コストＣ［ＢＷ］は、２１２５として計算される
（これは、２１２５リクエストと、リクエスト当たり１
０メガビットと、メガビット当たりのコスト０．１を掛
けた値である）。
が、図４のステップ４０２において、単位時間当たりの
リクエスト数に基づいて定められた比例定数と、各リン
ク上の単位時間当たりのリクエストの総数との積として
計算される。この例のような単位時間当たりのリクエス
ト数に対しては、メガビット当たりのコストは、０．１
であるものと想定される。図５の１１個の網リンクに対
する“Ｔ”の値の総和は、２１２５である。このため
に、ステップ４０２において、図５の網に対しては、帯
域幅コストＣ［ＢＷ］は、２１２５として計算される
（これは、２１２５リクエストと、リクエスト当たり１
０メガビットと、メガビット当たりのコスト０．１を掛
けた値である）。
【００２９】次に、図４のステップ４０２において、Ｃ
［ＳＴＯ］、すなわち、ベース位置における格納コスト
が計算される。この例では、この値は、５００とされ
る。次に、図４のステップ４０２において、Ｃ［ＲＥ
Ｐ］、すなわち、単一のサーバにおけるレプリカ作成コ
ストが計算される。まだレプクカは作成されてないため
に、この値は、０である。次に、図４のステップ４０２
において、Ｃ［ＯＣ］、すなわち、オパチュニティコス
トが計算される。市場調査から、失われたヒット当たり
のオパチュニティコストは５であることが知られてい
る。また、実験的な観測によると、時間当たりに失われ
るヒットの数は１００であることが知られている。こう
して、Ｃ［ＯＣ］、すなわち、オパチュニティコストの
値は、この例では、５００となる。次に、図４のステッ
プ４０２において、Ｃ［ＰＵ］、すなわち、複製された
コピーをこれらが陳腐化しないように更新することと関
連する更新コストが計算される。ここではまだレプリカ
の作成は行なわれてないために、この値は０である。こ
うして、図４のステップ４０２において、Ｃ［Ｔ］＝Ｃ
［ＢＷ］＋Ｃ［ＳＴＯ］＋Ｃ［ＲＥＰ］＋Ｃ［ＯＣ］＋
Ｃ［ＵＰ］が、２１２５＋５００＋０＋５００＋０＝３
１２５の値を持つものとして計算される。
［ＳＴＯ］、すなわち、ベース位置における格納コスト
が計算される。この例では、この値は、５００とされ
る。次に、図４のステップ４０２において、Ｃ［ＲＥ
Ｐ］、すなわち、単一のサーバにおけるレプリカ作成コ
ストが計算される。まだレプクカは作成されてないため
に、この値は、０である。次に、図４のステップ４０２
において、Ｃ［ＯＣ］、すなわち、オパチュニティコス
トが計算される。市場調査から、失われたヒット当たり
のオパチュニティコストは５であることが知られてい
る。また、実験的な観測によると、時間当たりに失われ
るヒットの数は１００であることが知られている。こう
して、Ｃ［ＯＣ］、すなわち、オパチュニティコストの
値は、この例では、５００となる。次に、図４のステッ
プ４０２において、Ｃ［ＰＵ］、すなわち、複製された
コピーをこれらが陳腐化しないように更新することと関
連する更新コストが計算される。ここではまだレプリカ
の作成は行なわれてないために、この値は０である。こ
うして、図４のステップ４０２において、Ｃ［Ｔ］＝Ｃ
［ＢＷ］＋Ｃ［ＳＴＯ］＋Ｃ［ＲＥＰ］＋Ｃ［ＯＣ］＋
Ｃ［ＵＰ］が、２１２５＋５００＋０＋５００＋０＝３
１２５の値を持つものとして計算される。
【００３０】次に、図４のステップ４０４において、一
つあるいは複数の宛先キャッシュの所に終端するリンク
が、最も高いコストを持つリンクから最も低いコストを
持つリンクの順番に分類される。図５の一例としての網
では、こうして分類されるリンクの順番は、以下の通り
である： 網リンク“ａ−ｂ” Ｔ＝８５０ 網リンク“ｇ−ａ” Ｔ＝１００
つあるいは複数の宛先キャッシュの所に終端するリンク
が、最も高いコストを持つリンクから最も低いコストを
持つリンクの順番に分類される。図５の一例としての網
では、こうして分類されるリンクの順番は、以下の通り
である： 網リンク“ａ−ｂ” Ｔ＝８５０ 網リンク“ｇ−ａ” Ｔ＝１００
【００３１】次に、図４のステップ４０６において、ル
ープが開始される。つまり、現存のキャッシュに終端す
る各リンク“Ｉ”に対してステップ４０８および４１０
が遂行される。具体的には、ステップ４０８の入れ子ル
ープにおいて発見されたリンク“Ｉ”に寄与する各ソー
ス“Ｓ”に対して、ステップ４１０において、ソースの
深さ（そのリンクに至る経路に沿ってのセグメント数）
および重み（例えば、帯域幅寄与）が見つけられる。図
５の網の場合は、ステップ４０６は、最も高いコストを
持つリンク、すなわち、Ｔ＝８５０を持つ網リンク“ａ
−ｂ”から開始される。
ープが開始される。つまり、現存のキャッシュに終端す
る各リンク“Ｉ”に対してステップ４０８および４１０
が遂行される。具体的には、ステップ４０８の入れ子ル
ープにおいて発見されたリンク“Ｉ”に寄与する各ソー
ス“Ｓ”に対して、ステップ４１０において、ソースの
深さ（そのリンクに至る経路に沿ってのセグメント数）
および重み（例えば、帯域幅寄与）が見つけられる。図
５の網の場合は、ステップ４０６は、最も高いコストを
持つリンク、すなわち、Ｔ＝８５０を持つ網リンク“ａ
−ｂ”から開始される。
【００３２】網リンク“ａ−ｂ”へのトラヒックのソー
スは、ルータｃ、ｄ、ｅ、ｈ、およびユーザローカルア
クセスポイント８である。ステップ４０８において、入
れ子ループが開始され、網リンク“ａ−ｂ”に寄与する
各ソースに対して、ステップ４１０が遂行される。具体
的には、ルータ“ｅ”の寄与については、ステップ４１
０は、深さ（このリンクに至る経路に沿ってのセグメン
トの数）は、セグメントｅ−ｈ、セグメントｈ−ｂ、お
よびセグメントｂ−ａの３つであることを見つける。こ
のため、ステップ４１０は、ルータ“ｅ”からの寄与
は、ルータ“ｅ”からの単位時間当たりのリクエストの
数Ｔ＝２２５に、深さ値３を乗じ、６７５であると計算
する。もし、ルータ“ｅ”の網リンク“ａ−ｂ”への寄
与を削除した場合は、６７５のコストが回避されること
となる。例えば、図５においては、サーバ４７が、ルー
タ“ｅ”に接続されているが、もし、サーバ４７を元キ
ャッシュ“Ｐ”内のデータセットに対するレプリカサー
バとした場合は、６７５のコストが回避できることとな
る。ただし、このコストの回避は、サーバ４７内にデー
タセットを複製するのに要するコストと差し引き計算す
る必要がある。この差し引き計算は、後に説明されるよ
うに、ステップ４１４および４１６において遂行され
る。
スは、ルータｃ、ｄ、ｅ、ｈ、およびユーザローカルア
クセスポイント８である。ステップ４０８において、入
れ子ループが開始され、網リンク“ａ−ｂ”に寄与する
各ソースに対して、ステップ４１０が遂行される。具体
的には、ルータ“ｅ”の寄与については、ステップ４１
０は、深さ（このリンクに至る経路に沿ってのセグメン
トの数）は、セグメントｅ−ｈ、セグメントｈ−ｂ、お
よびセグメントｂ−ａの３つであることを見つける。こ
のため、ステップ４１０は、ルータ“ｅ”からの寄与
は、ルータ“ｅ”からの単位時間当たりのリクエストの
数Ｔ＝２２５に、深さ値３を乗じ、６７５であると計算
する。もし、ルータ“ｅ”の網リンク“ａ−ｂ”への寄
与を削除した場合は、６７５のコストが回避されること
となる。例えば、図５においては、サーバ４７が、ルー
タ“ｅ”に接続されているが、もし、サーバ４７を元キ
ャッシュ“Ｐ”内のデータセットに対するレプリカサー
バとした場合は、６７５のコストが回避できることとな
る。ただし、このコストの回避は、サーバ４７内にデー
タセットを複製するのに要するコストと差し引き計算す
る必要がある。この差し引き計算は、後に説明されるよ
うに、ステップ４１４および４１６において遂行され
る。
【００３３】ルータ“ｄ”の寄与については、ステップ
４１０は、深さ（リンクａ−ｂに至る経路に沿ってのセ
グメント数）は、セグメントｄ−ｈ、セグメントｈ−
ｂ、およびセグメントｂ−ａの３つであることを見つけ
る。このため、ステップ４１０は、ルータ“ｄ”からの
寄与は、ルータ“ｄ”からの単位時間当たりのリクエス
トの数Ｔ＝２５０に、深さ値３を乗じ、７５０であると
計算する。もし、ルータ“ｄ”の網リンク“ａ−ｂ”へ
の寄与が削除された場合は、７５０のコストが回避され
ることとなる。例えば、図５においては、サーバ４９
が、ルータ“ｄ”に接続されているが、もし、サーバ４
９を元キャッシュ“Ｐ”内のデータセットに対するレプ
リカサーバとした場合は、７５０のコストが回避できる
こととなる。ただし、このコストの回避は、サーバ４９
内にデータセットを複製するのに要するコストと差し引
き計算する必要がある。この差し引き計算は、後に説明
されるように、ステップ４１４および４１６において遂
行される。
４１０は、深さ（リンクａ−ｂに至る経路に沿ってのセ
グメント数）は、セグメントｄ−ｈ、セグメントｈ−
ｂ、およびセグメントｂ−ａの３つであることを見つけ
る。このため、ステップ４１０は、ルータ“ｄ”からの
寄与は、ルータ“ｄ”からの単位時間当たりのリクエス
トの数Ｔ＝２５０に、深さ値３を乗じ、７５０であると
計算する。もし、ルータ“ｄ”の網リンク“ａ−ｂ”へ
の寄与が削除された場合は、７５０のコストが回避され
ることとなる。例えば、図５においては、サーバ４９
が、ルータ“ｄ”に接続されているが、もし、サーバ４
９を元キャッシュ“Ｐ”内のデータセットに対するレプ
リカサーバとした場合は、７５０のコストが回避できる
こととなる。ただし、このコストの回避は、サーバ４９
内にデータセットを複製するのに要するコストと差し引
き計算する必要がある。この差し引き計算は、後に説明
されるように、ステップ４１４および４１６において遂
行される。
【００３４】ルータ“ｃ”の寄与については、ステップ
４１０は、深さ（リンクａ−ｂに至る経路に沿ってのセ
グメント数）は、セグメントｃ−ｂ、およびセグメント
ｂ−ａの２つであることを見つける。このため、ステッ
プ４１０は、ルータ“ｃ”からの寄与は、ルータ“ｃ”
からの単位時間当たりのリクエストの数Ｔ＝１７５に、
深さ値２を乗じ、３５０であると計算する。もし、ルー
タ“ｃ”の網リンク“ａ−ｂ”への寄与が削除された場
合は、３５０のコストが回避されることとなる。例え
ば、図５においては、サーバ４８が、ルータ“ｃ”に接
続されているが、もし、サーバ４８を元キャッシュ
“Ｐ”内のデータセットに対するレプリカサーバとした
場合は、３５０のコストが回避できることとなる。ただ
し、このコストの回避は、サーバ４８内にデータセット
を複製するのに要するコストと差し引き計算する必要が
ある。この差し引き計算は、後に説明されるように、ス
テップ４１４および４１６において遂行される。
４１０は、深さ（リンクａ−ｂに至る経路に沿ってのセ
グメント数）は、セグメントｃ−ｂ、およびセグメント
ｂ−ａの２つであることを見つける。このため、ステッ
プ４１０は、ルータ“ｃ”からの寄与は、ルータ“ｃ”
からの単位時間当たりのリクエストの数Ｔ＝１７５に、
深さ値２を乗じ、３５０であると計算する。もし、ルー
タ“ｃ”の網リンク“ａ−ｂ”への寄与が削除された場
合は、３５０のコストが回避されることとなる。例え
ば、図５においては、サーバ４８が、ルータ“ｃ”に接
続されているが、もし、サーバ４８を元キャッシュ
“Ｐ”内のデータセットに対するレプリカサーバとした
場合は、３５０のコストが回避できることとなる。ただ
し、このコストの回避は、サーバ４８内にデータセット
を複製するのに要するコストと差し引き計算する必要が
ある。この差し引き計算は、後に説明されるように、ス
テップ４１４および４１６において遂行される。
【００３５】ルータ“ｈ”の寄与については、ステップ
４１０は、深さ（リンクａ−ｂに至る経路に沿ってのセ
グメント数）は、セグメントｈ−ｂ、およびセグメント
ｂ−ａの２つであることを見つける。このため、ステッ
プ４１０は、ルータ“ｈ”からの寄与は、ルータ“ｈ”
からの単位時間当たりのリクエストの数Ｔ＝４７５に、
深さ値２を乗じ、９５０であると計算する。もし、ルー
タ“ｈ”の網リンク“ａ−ｂ”への寄与が削除された場
合は、９５０のコストが回避されることとなる。例え
ば、図５においては、サーバ４４が、ルータ“ｈ”に接
続されているが、もし、サーバ４４を元キャッシュ
“Ｐ”内のデータセットに対するレプリカサーバとした
場合は、９５０コストが回避できることとなる。ただ
し、このコストの回避は、サーバ４４内にデータセット
を複製するのに要するコストと差し引き計算する必要が
ある。この差し引き計算は、後に説明されるように、ス
テップ４１４および４１６において遂行される。
４１０は、深さ（リンクａ−ｂに至る経路に沿ってのセ
グメント数）は、セグメントｈ−ｂ、およびセグメント
ｂ−ａの２つであることを見つける。このため、ステッ
プ４１０は、ルータ“ｈ”からの寄与は、ルータ“ｈ”
からの単位時間当たりのリクエストの数Ｔ＝４７５に、
深さ値２を乗じ、９５０であると計算する。もし、ルー
タ“ｈ”の網リンク“ａ−ｂ”への寄与が削除された場
合は、９５０のコストが回避されることとなる。例え
ば、図５においては、サーバ４４が、ルータ“ｈ”に接
続されているが、もし、サーバ４４を元キャッシュ
“Ｐ”内のデータセットに対するレプリカサーバとした
場合は、９５０コストが回避できることとなる。ただ
し、このコストの回避は、サーバ４４内にデータセット
を複製するのに要するコストと差し引き計算する必要が
ある。この差し引き計算は、後に説明されるように、ス
テップ４１４および４１６において遂行される。
【００３６】ユーザローカルアクセスポイント“８”の
寄与については、ステップ４１０は、深さ（リンクａ−
ｂに至る経路に沿ってのセグメント数）は、セグメント
ｂ−ａの１つであることを見つける。このため、ステッ
プ４１０は、ユーザローカルアクセスポイント“８”か
らの寄与は、ユーザローカルアクセスポイントからの単
位時間当たりのリクエストの数Ｔ＝２００に、深さ値１
を乗じ、２００であると計算する。もし、ユーザローカ
ルアクセスポイント“８”の網リンク“ａ−ｂ”への寄
与が削除された場合は、２００のコストが回避されるこ
ととなる。例えば、図５においては、サーバ４６が、ル
ータ“ｂ”に接続されているが、もし、サーバ４６を元
キャッシュ“Ｐ”内のデータセットに対するレプリカサ
ーバとした場合は、８５０のコストが回避できることと
なる。ただし、このコストの回避は、サーバ４６内にデ
ータセットを複製するのに要するコストと差し引き計算
する必要がある。この差し引き計算は、後に説明される
ように、ステップ４１４および４１６において遂行され
る。
寄与については、ステップ４１０は、深さ（リンクａ−
ｂに至る経路に沿ってのセグメント数）は、セグメント
ｂ−ａの１つであることを見つける。このため、ステッ
プ４１０は、ユーザローカルアクセスポイント“８”か
らの寄与は、ユーザローカルアクセスポイントからの単
位時間当たりのリクエストの数Ｔ＝２００に、深さ値１
を乗じ、２００であると計算する。もし、ユーザローカ
ルアクセスポイント“８”の網リンク“ａ−ｂ”への寄
与が削除された場合は、２００のコストが回避されるこ
ととなる。例えば、図５においては、サーバ４６が、ル
ータ“ｂ”に接続されているが、もし、サーバ４６を元
キャッシュ“Ｐ”内のデータセットに対するレプリカサ
ーバとした場合は、８５０のコストが回避できることと
なる。ただし、このコストの回避は、サーバ４６内にデ
ータセットを複製するのに要するコストと差し引き計算
する必要がある。この差し引き計算は、後に説明される
ように、ステップ４１４および４１６において遂行され
る。
【００３７】図５の網に対しては、ステップ４０５にお
いて開始されたループは、次に高いコストを持つリン
ク、すなわち、Ｔ＝１００を持つ網リンク“ｇ−ａ”に
対して継続される。
いて開始されたループは、次に高いコストを持つリン
ク、すなわち、Ｔ＝１００を持つ網リンク“ｇ−ａ”に
対して継続される。
【００３８】次に、図４のステップ４１２において、ス
テップ４０６、４０８、４１０から決定された深さおよ
び重みに基づいて候補サーバノードについて評価され
る。図５の例の場合は、元キャッシュ“Ｐ”内のデータ
セットのレプリカキャッシュを格納することが可能な６
つの候補サーバが存在する。サーバ４２は、ルータ
“ｆ”によって網に接続される。サーバ４４は、ルータ
“ｈ”によって網に接続される。サーバ４６は、ルータ
“ｂ”によって網に接続される。サーバ４７は、ルータ
“ｅ”によって網に接続される。サーバ４８は、ルータ
“ｃ”によって網に接続される。サーバ４９は、ルータ
“ｄ”によって網に接続される。
テップ４０６、４０８、４１０から決定された深さおよ
び重みに基づいて候補サーバノードについて評価され
る。図５の例の場合は、元キャッシュ“Ｐ”内のデータ
セットのレプリカキャッシュを格納することが可能な６
つの候補サーバが存在する。サーバ４２は、ルータ
“ｆ”によって網に接続される。サーバ４４は、ルータ
“ｈ”によって網に接続される。サーバ４６は、ルータ
“ｂ”によって網に接続される。サーバ４７は、ルータ
“ｅ”によって網に接続される。サーバ４８は、ルータ
“ｃ”によって網に接続される。サーバ４９は、ルータ
“ｄ”によって網に接続される。
【００３９】ステップ４１２は、上のステップ４０６、
４０８、４１０によって遂行されたループの結果を用い
る。サーバ４４が、元キャッシュ“Ｐ”内のデータセッ
トに対するレプリカサーバとされた場合は、９５０のコ
ストが回避されることとなる。サーバ４６が、元キャッ
シュ“Ｐ”内のデータセットに対するレプリカサーバと
された場合は、８５０のコストが回避されることとな
る。サーバ４７が、元キャッシュ“Ｐ”内のデータセッ
トに対するレプリカサーバとされた場合は、６７５のコ
ストが回避されることとなる。サーバ４８が、元キャッ
シュ“Ｐ”内のデータセットに対するレプリカサーバと
された場合は、３５０のコストが回避されることとな
る。サーバ４９が、元キャッシュ“Ｐ”内のデータセッ
トに対するレプリカサーバとされた場合は、７５０のコ
ストが回避されることとなる。これら結果を評価するこ
とで、ステップ４１２は、レプリカキャッシュに対する
最良な候補は、ルータ“ｈ”に接続されたサーバ４４で
あることを決定する。
４０８、４１０によって遂行されたループの結果を用い
る。サーバ４４が、元キャッシュ“Ｐ”内のデータセッ
トに対するレプリカサーバとされた場合は、９５０のコ
ストが回避されることとなる。サーバ４６が、元キャッ
シュ“Ｐ”内のデータセットに対するレプリカサーバと
された場合は、８５０のコストが回避されることとな
る。サーバ４７が、元キャッシュ“Ｐ”内のデータセッ
トに対するレプリカサーバとされた場合は、６７５のコ
ストが回避されることとなる。サーバ４８が、元キャッ
シュ“Ｐ”内のデータセットに対するレプリカサーバと
された場合は、３５０のコストが回避されることとな
る。サーバ４９が、元キャッシュ“Ｐ”内のデータセッ
トに対するレプリカサーバとされた場合は、７５０のコ
ストが回避されることとなる。これら結果を評価するこ
とで、ステップ４１２は、レプリカキャッシュに対する
最良な候補は、ルータ“ｈ”に接続されたサーバ４４で
あることを決定する。
【００４０】次に、図４のステップ４１４において、ト
ライアルとしての新たな網トラヒックパターンが生成さ
れる。これは、以前は候補レプリカキャッシュサーバ付
近のルータから元キャッシュサーバに向かうように転送
されていた元キャッシュトラヒックを、候補サーバに転
送するように指定することによって行なわれる。こうし
て、ステップ４１４において、トライアルとしての新た
な網トラヒックパターンの総コストＣ［Ｔ］が計算され
る。
ライアルとしての新たな網トラヒックパターンが生成さ
れる。これは、以前は候補レプリカキャッシュサーバ付
近のルータから元キャッシュサーバに向かうように転送
されていた元キャッシュトラヒックを、候補サーバに転
送するように指定することによって行なわれる。こうし
て、ステップ４１４において、トライアルとしての新た
な網トラヒックパターンの総コストＣ［Ｔ］が計算され
る。
【００４１】図６は、図５の網を、トライアルとしての
新たな網トライアルパターンがサーバ４４上の候補レプ
リカキャッシュ“Ａ”と、サーバ４０上の元キャッシュ
“Ｐ”に転送されるように変更することによって得られ
る網の状態を示す。ステップ４１４において、以前は候
補レプリカキャッシュサーバ４４付近のルータｄ、ｅ、
ｆから元キャッシュサーバ４０に向かうように転送され
ていたキャッシュトラヒックが、候補サーバ４４に向か
うように指定される。次に、ステップ４１４において、
図６の網のこのトライアルとしての新たな網トライアル
パターンの総コストＣ［Ｔ］が計算される。
新たな網トライアルパターンがサーバ４４上の候補レプ
リカキャッシュ“Ａ”と、サーバ４０上の元キャッシュ
“Ｐ”に転送されるように変更することによって得られ
る網の状態を示す。ステップ４１４において、以前は候
補レプリカキャッシュサーバ４４付近のルータｄ、ｅ、
ｆから元キャッシュサーバ４０に向かうように転送され
ていたキャッシュトラヒックが、候補サーバ４４に向か
うように指定される。次に、ステップ４１４において、
図６の網のこのトライアルとしての新たな網トライアル
パターンの総コストＣ［Ｔ］が計算される。
【００４２】図６の網のトライアルとしての新たな網ト
ラヒックパターンを扱うルータを相互接続する１１個の
網リンクは、以下のようなトラヒックを持つ。つまり、
ルータ“ａ”と“ｂ”を接続する網リンク“ａ−ｂ”
は、サーバ４０に向かうＴ＝３７５に相当する単位時間
当たりのリクエストメッセージのトラヒック数を持ち、
ルータ“ｂ”と“ｃ”を接続する網リンク“ｂ−ｃ”
は、サーバ４０に向かうＴ＝１７５に相当する単位時間
当たりのリクエストメッセージのトラヒック数を持ち、
ルータ“ｃ”と“ｄ”を接続する網リンク“ｃ−ｄ”
は、Ｔ＝０に相当する単位時間当たりのリクエストメッ
セージのトラヒック数を持ち、ルータ“ｄ”と“ｅ”を
接続する網リンク“ｄ−ｅ”は、Ｔ＝０に相当する単位
時間当たりのリクエストメッセージのトラヒック数を持
ち、ルータ“ｅ”と“ｆ”を接続する網リンク“ｅ−
ｆ”は、Ｔ＝０に相当する単位時間当たりのリクエスト
メッセージのトラヒック数を持ち、ルータ“ｆ”と
“ｇ”を接続する網リンク“ｆ−ｇ”は、Ｔ＝０に相当
する単位時間当たりのリクエストメッセージのトラヒッ
ク数を持ち、ルータ“ｄ”と“ｈ”を接続する網リンク
“ｄ−ｈ”は、レプリカキャッシュサーバ４４に向かう
Ｔ＝２５０に相当する単位時間当たりのリクエストメッ
セージのトラヒック数を持ち、ルータ“ｅ”と“ｈ”を
接続する網リンク“ｅ−ｈ”は、レプリカキャッシュサ
ーバ４４に向かうＴ＝２２５に相当する単位時間当たり
のリクエストメッセージのトラヒック数を持ち、ルータ
“ｆ”と“ｈ”を接続する網リンク“ｆ−ｈ”は、レプ
リカキャッシュサーバ４４に向かうＴ＝５０に相当する
単位時間当たりのリクエストメッセージのトラヒック数
を持ち、ルータ“ｆ”と“ｂ”を接続する網リンク“ｈ
−ｂ”は、Ｔ＝０に相当する単位時間当たりのリクエス
トメッセージのトラヒック数を持つ。
ラヒックパターンを扱うルータを相互接続する１１個の
網リンクは、以下のようなトラヒックを持つ。つまり、
ルータ“ａ”と“ｂ”を接続する網リンク“ａ−ｂ”
は、サーバ４０に向かうＴ＝３７５に相当する単位時間
当たりのリクエストメッセージのトラヒック数を持ち、
ルータ“ｂ”と“ｃ”を接続する網リンク“ｂ−ｃ”
は、サーバ４０に向かうＴ＝１７５に相当する単位時間
当たりのリクエストメッセージのトラヒック数を持ち、
ルータ“ｃ”と“ｄ”を接続する網リンク“ｃ−ｄ”
は、Ｔ＝０に相当する単位時間当たりのリクエストメッ
セージのトラヒック数を持ち、ルータ“ｄ”と“ｅ”を
接続する網リンク“ｄ−ｅ”は、Ｔ＝０に相当する単位
時間当たりのリクエストメッセージのトラヒック数を持
ち、ルータ“ｅ”と“ｆ”を接続する網リンク“ｅ−
ｆ”は、Ｔ＝０に相当する単位時間当たりのリクエスト
メッセージのトラヒック数を持ち、ルータ“ｆ”と
“ｇ”を接続する網リンク“ｆ−ｇ”は、Ｔ＝０に相当
する単位時間当たりのリクエストメッセージのトラヒッ
ク数を持ち、ルータ“ｄ”と“ｈ”を接続する網リンク
“ｄ−ｈ”は、レプリカキャッシュサーバ４４に向かう
Ｔ＝２５０に相当する単位時間当たりのリクエストメッ
セージのトラヒック数を持ち、ルータ“ｅ”と“ｈ”を
接続する網リンク“ｅ−ｈ”は、レプリカキャッシュサ
ーバ４４に向かうＴ＝２２５に相当する単位時間当たり
のリクエストメッセージのトラヒック数を持ち、ルータ
“ｆ”と“ｈ”を接続する網リンク“ｆ−ｈ”は、レプ
リカキャッシュサーバ４４に向かうＴ＝５０に相当する
単位時間当たりのリクエストメッセージのトラヒック数
を持ち、ルータ“ｆ”と“ｂ”を接続する網リンク“ｈ
−ｂ”は、Ｔ＝０に相当する単位時間当たりのリクエス
トメッセージのトラヒック数を持つ。
【００４３】図４のステップ４１４において、図６の網
に対する帯域幅コストＣ［ＢＷ］が、単位時間当たりの
リクエスト数に基づいて定められた比例定数と、各リン
ク上の単位時間当たりのリクエストの総数の積として計
算される。この例の単位時間当たりのリクエスト数に対
しては、メガビット当たりのコストは、０．１であるも
のと想定される。図６の１１個の網リンクに対する
“Ｔ”の値の総和は、１１２５であり、こうして、ステ
ップ４１４において、図６の網に対する帯域幅コストＣ
［ＢＷ］は、１１２５であるものと計算される。
に対する帯域幅コストＣ［ＢＷ］が、単位時間当たりの
リクエスト数に基づいて定められた比例定数と、各リン
ク上の単位時間当たりのリクエストの総数の積として計
算される。この例の単位時間当たりのリクエスト数に対
しては、メガビット当たりのコストは、０．１であるも
のと想定される。図６の１１個の網リンクに対する
“Ｔ”の値の総和は、１１２５であり、こうして、ステ
ップ４１４において、図６の網に対する帯域幅コストＣ
［ＢＷ］は、１１２５であるものと計算される。
【００４４】次に、図４のステップ４１４において、Ｃ
［ＳＴＯ］、すなわち、ベース位置における格納コスト
が計算される。この例では、この値は、５００とされ
る。次に、図４のステップ４１４において、Ｃ［ＲＥ
Ｐ］、すなわち、単一のレプリカキャッシュサーバ４４
におけるレプリカ作成コストが計算される。この例で
は、メガビット当たりのレプリカ作成コスト（一日当た
り）は、５０であると想定される。１０メガビットファ
イルに対しては、これは、５００に相当するレプリカ作
成コストＣ［ＲＥＰ］となる。次に、図４のステップ４
１４において、Ｃ［ＯＣ］、すなわち、オパチュニティ
コストが計算される。レプリカキャッシュ“Ａ”を追加
することにより、データベースへのアクセスに対する全
てのユーザリクエストが満たされることが期待されるた
めに、オパチュニティコストに対するＣ［ＯＣ］の値
は、この例では、０となる。次に、図４のステップ４１
４において、Ｃ［ＵＰ］、すなわち、複製されたコピー
を、これらを陳腐化させないために更新することと関連
する更新コストが計算される。この例では、更新コスト
は、１００であると想定される。こうして、図４のステ
ップ４１４は、Ｃ［Ｔ］＝Ｃ［ＢＷ］＋Ｃ［ＳＴＯ］＋
Ｃ［ＲＥＰ］＋Ｃ［ＯＣ］＋Ｃ［ＵＰ］を、１１２５＋
５００＋５００＋０＋１００＝２２２５の値を持つもの
として計算する。
［ＳＴＯ］、すなわち、ベース位置における格納コスト
が計算される。この例では、この値は、５００とされ
る。次に、図４のステップ４１４において、Ｃ［ＲＥ
Ｐ］、すなわち、単一のレプリカキャッシュサーバ４４
におけるレプリカ作成コストが計算される。この例で
は、メガビット当たりのレプリカ作成コスト（一日当た
り）は、５０であると想定される。１０メガビットファ
イルに対しては、これは、５００に相当するレプリカ作
成コストＣ［ＲＥＰ］となる。次に、図４のステップ４
１４において、Ｃ［ＯＣ］、すなわち、オパチュニティ
コストが計算される。レプリカキャッシュ“Ａ”を追加
することにより、データベースへのアクセスに対する全
てのユーザリクエストが満たされることが期待されるた
めに、オパチュニティコストに対するＣ［ＯＣ］の値
は、この例では、０となる。次に、図４のステップ４１
４において、Ｃ［ＵＰ］、すなわち、複製されたコピー
を、これらを陳腐化させないために更新することと関連
する更新コストが計算される。この例では、更新コスト
は、１００であると想定される。こうして、図４のステ
ップ４１４は、Ｃ［Ｔ］＝Ｃ［ＢＷ］＋Ｃ［ＳＴＯ］＋
Ｃ［ＲＥＰ］＋Ｃ［ＯＣ］＋Ｃ［ＵＰ］を、１１２５＋
５００＋５００＋０＋１００＝２２２５の値を持つもの
として計算する。
【００４５】次に、図４のステップ４１６において、こ
のトライアルとしての新たな網トラヒックパターンが、
キャッシュの現存の分配より低い総コストＣ［Ｔ］を与
えるか否か決定される。図６の網に対しては、ステップ
４１６は、トライアルとしての新たなトラヒックパター
ンの総コストＣ［Ｔ］は、図５のキャッシュの現存の分
配では３１２５であるのに対して、２２２５であり、よ
り低い総コストを与えるものと決定する。こうして、ス
テップ４１６において、図６のトライアルとしての新た
な網トラヒックパターンを実際に用い、網のルータに対
する新たなルータ割当ての基礎となるべきことを決定す
る。
のトライアルとしての新たな網トラヒックパターンが、
キャッシュの現存の分配より低い総コストＣ［Ｔ］を与
えるか否か決定される。図６の網に対しては、ステップ
４１６は、トライアルとしての新たなトラヒックパター
ンの総コストＣ［Ｔ］は、図５のキャッシュの現存の分
配では３１２５であるのに対して、２２２５であり、よ
り低い総コストを与えるものと決定する。こうして、ス
テップ４１６において、図６のトライアルとしての新た
な網トラヒックパターンを実際に用い、網のルータに対
する新たなルータ割当ての基礎となるべきことを決定す
る。
【００４６】次に、図４のステップ４１８において、こ
の新たな割当てが、本発明によるグループカースティン
グの原理に基づいて、全てのルータに一斉に送信され
る。図６の一例としての網においては、ルータ“ａ”
が、図７Ｂに示すような新たなルータテーブル３３６
を、ルータｂ、ｃ、ｄ、ｅ、ｆ、ｇ、ｈに一斉に送信す
る。つまり、本発明の原理によると、宛先キャッシュの
識別を選択的に提供する単一のルータテーブル３３６
が、多数の網ルータに、ルーティング機能を遂行してい
るルータの識別に基づいて一斉に送られる。この割当て
メッセージ２１０が、図８Ａに示される。この割当てメ
ッセージ２１０は、宛先ルータを指定するフィールド２
１２、ソースルータを指定するフィールド２１４、およ
びコスト／ベニフィット分析アルゴリズム４１５によっ
て計算された新たなルーティング割当てを指定するフィ
ールド２１２を含む。次に、図８Ｂに示すようなレプリ
カ作成メッセージ８０２が、ルータ“ａ”から、例え
ば、ルータ“ｈ”に向けて、新たなサーバ４４にデータ
セットのコピーをレプリカキャッシュ“Ａ”として提供
するために送られる。この割当てメッセージ２１０のフ
ィールド２１２は、宛先ルータとしてルータ“ｈ”を指
定し、フィールド２１４は、ソースルータとしてルータ
“ａ”を指定する。
の新たな割当てが、本発明によるグループカースティン
グの原理に基づいて、全てのルータに一斉に送信され
る。図６の一例としての網においては、ルータ“ａ”
が、図７Ｂに示すような新たなルータテーブル３３６
を、ルータｂ、ｃ、ｄ、ｅ、ｆ、ｇ、ｈに一斉に送信す
る。つまり、本発明の原理によると、宛先キャッシュの
識別を選択的に提供する単一のルータテーブル３３６
が、多数の網ルータに、ルーティング機能を遂行してい
るルータの識別に基づいて一斉に送られる。この割当て
メッセージ２１０が、図８Ａに示される。この割当てメ
ッセージ２１０は、宛先ルータを指定するフィールド２
１２、ソースルータを指定するフィールド２１４、およ
びコスト／ベニフィット分析アルゴリズム４１５によっ
て計算された新たなルーティング割当てを指定するフィ
ールド２１２を含む。次に、図８Ｂに示すようなレプリ
カ作成メッセージ８０２が、ルータ“ａ”から、例え
ば、ルータ“ｈ”に向けて、新たなサーバ４４にデータ
セットのコピーをレプリカキャッシュ“Ａ”として提供
するために送られる。この割当てメッセージ２１０のフ
ィールド２１２は、宛先ルータとしてルータ“ｈ”を指
定し、フィールド２１４は、ソースルータとしてルータ
“ａ”を指定する。
【００４７】図４のステップ４１８は、次に、ステップ
４０２にループバックする。ただし、ステップ４０２へ
のループバックは、ステップ４２０において、ルータ３
０によって、新たなトラヒック監視データが受信される
まで遅延することも可能である。次に、図７Ａの元の現
存のルータテーブル３３４が破棄され、図７Ｂの新たな
ルータテーブル３３６が新たな現存のルータテーブルと
なる。このようにして、図４の最適レプリカキャッシュ
割当てプログラム３３０は、網内のトラヒックの分配を
定期的に再評価することで、網をトラヒックパターンの
変化に適応させる。
４０２にループバックする。ただし、ステップ４０２へ
のループバックは、ステップ４２０において、ルータ３
０によって、新たなトラヒック監視データが受信される
まで遅延することも可能である。次に、図７Ａの元の現
存のルータテーブル３３４が破棄され、図７Ｂの新たな
ルータテーブル３３６が新たな現存のルータテーブルと
なる。このようにして、図４の最適レプリカキャッシュ
割当てプログラム３３０は、網内のトラヒックの分配を
定期的に再評価することで、網をトラヒックパターンの
変化に適応させる。
【００４８】割当てプログラム３３０は、もはや不要と
なったレプリカキャッシュを網から削除する動作も行な
う。例えば、トラヒックパターンが、図６に示されるパ
ターンから変化したものと想定する。例えば、ユーザロ
ーカルアクセスポイント４からサーバ４４のレプリカキ
ャッシュ“Ａ”に向かう単位時間当たりのリクエストメ
ッセージのトラヒック数がＴ＝２５に変化し、ユーザロ
ーカルポイント３からサーバ４４のレプリカキャッシュ
“Ａ”に向かう単位時間当たりのリクエストメッセージ
のトラヒック数がＴ＝５０に変化したものと想定する。
ステップ４１２において、サーバ４４からレプリカキャ
ッシュ“Ａ”を削除することに対するトレードフオが計
算されるが、ステップ４１２は、レプリカキャッシュ
“Ａ”が削除された場合のリンクｈ−ｂとリンクｂ−ａ
上のトラヒックの増加は、Ｔ＝１５０であることを決定
する。ステップ４１２は、また、レプリカキャッシュ
“Ａ”の削除により、５００のレプリカ作成コストが節
約されることを決定する。このために、ステップ４１２
は、レプリカキャッシュが削除された場合は、正味で３
５０の得となることを認識する。この場合、ステップ４
１６において、レプリカキャッシュ“Ａ”を破棄するこ
とが決定され、次に、ステップ４１８において、この新
たな割当てが網内の全てのルータに一斉に送信される。
なったレプリカキャッシュを網から削除する動作も行な
う。例えば、トラヒックパターンが、図６に示されるパ
ターンから変化したものと想定する。例えば、ユーザロ
ーカルアクセスポイント４からサーバ４４のレプリカキ
ャッシュ“Ａ”に向かう単位時間当たりのリクエストメ
ッセージのトラヒック数がＴ＝２５に変化し、ユーザロ
ーカルポイント３からサーバ４４のレプリカキャッシュ
“Ａ”に向かう単位時間当たりのリクエストメッセージ
のトラヒック数がＴ＝５０に変化したものと想定する。
ステップ４１２において、サーバ４４からレプリカキャ
ッシュ“Ａ”を削除することに対するトレードフオが計
算されるが、ステップ４１２は、レプリカキャッシュ
“Ａ”が削除された場合のリンクｈ−ｂとリンクｂ−ａ
上のトラヒックの増加は、Ｔ＝１５０であることを決定
する。ステップ４１２は、また、レプリカキャッシュ
“Ａ”の削除により、５００のレプリカ作成コストが節
約されることを決定する。このために、ステップ４１２
は、レプリカキャッシュが削除された場合は、正味で３
５０の得となることを認識する。この場合、ステップ４
１６において、レプリカキャッシュ“Ａ”を破棄するこ
とが決定され、次に、ステップ４１８において、この新
たな割当てが網内の全てのルータに一斉に送信される。
【００４９】本発明によると、逆ツリー生成法を用い
て、網内のキャッシュが、使用パターンの変化に対応し
て動的に再編成される。これは、インターネットトラヒ
ックが時間および地域の両方において動的に変化するこ
とう問題を解決する。一日の内のある時間帯はアクティ
ブであるが（トラヒック数が多いが）、他の時間帯は全
くインアクティブである（トラヒック数が少ない）地域
が存在する。本発明はこの問題を、リプリカキャッシュ
作成の決定を使用パターンの変化に基づいて動的に行な
うことによって解決する。本発明は、レプリカキャッシ
ュを追加する“発芽（grow）”決定と、これらを削除す
る“刈り込み（prune ）”決定を絶えず更新する。この
ため、動的に変化するコア位置にレプリカキャッシュサ
ーバを持つ動的なツリーが得られる。つまり、結果的
に、最小の重みを持つスパニングツリーが“オン・ザ・
フライ”にて高速に構築される。レプリカキャッシュサ
ーバの所に陳腐化したデータが蓄積するのを回避するた
めに、各サーバは、サーバキャッシュ同期プロトコルな
どのプロトコルを用いて絶えず（必要に応じて）更新さ
れる。
て、網内のキャッシュが、使用パターンの変化に対応し
て動的に再編成される。これは、インターネットトラヒ
ックが時間および地域の両方において動的に変化するこ
とう問題を解決する。一日の内のある時間帯はアクティ
ブであるが（トラヒック数が多いが）、他の時間帯は全
くインアクティブである（トラヒック数が少ない）地域
が存在する。本発明はこの問題を、リプリカキャッシュ
作成の決定を使用パターンの変化に基づいて動的に行な
うことによって解決する。本発明は、レプリカキャッシ
ュを追加する“発芽（grow）”決定と、これらを削除す
る“刈り込み（prune ）”決定を絶えず更新する。この
ため、動的に変化するコア位置にレプリカキャッシュサ
ーバを持つ動的なツリーが得られる。つまり、結果的
に、最小の重みを持つスパニングツリーが“オン・ザ・
フライ”にて高速に構築される。レプリカキャッシュサ
ーバの所に陳腐化したデータが蓄積するのを回避するた
めに、各サーバは、サーバキャッシュ同期プロトコルな
どのプロトコルを用いて絶えず（必要に応じて）更新さ
れる。
【００５０】本発明の実施における一つの特徴は、ユー
ザが、ユーザに最も近い所に位置するレプリカキャッシ
ュサーバにアクセスすることである。一つの実施例にお
いては、ユーザは、最初に、ユーザの宛先ポイントに接
続され、そのアプリケーションに対するツリー構造を見
つけた後に、スパニングツリー内の最も適当なノードに
向けて接続を設定する。一つの代替の実施例において
は、各アプリケーションは、マルチカーストグループと
して扱われ、そのグループに加わることを求めるユーザ
は、対応するグループカースト能力を持つルータにルー
トされる。グループカースト（ＧＣ）は、概念的には、
マルチカーストと類似するが、ただし、反対の方向に機
能する。グループカースト（ＧＣ）ルータは、更新され
たルーティングテーブルを維持し、常時は、普通のルー
タとして機能し、新たな最小の重みのスパニングツリー
の構築が開始されるとルーティングテーブル内の項目を
更新する。
ザが、ユーザに最も近い所に位置するレプリカキャッシ
ュサーバにアクセスすることである。一つの実施例にお
いては、ユーザは、最初に、ユーザの宛先ポイントに接
続され、そのアプリケーションに対するツリー構造を見
つけた後に、スパニングツリー内の最も適当なノードに
向けて接続を設定する。一つの代替の実施例において
は、各アプリケーションは、マルチカーストグループと
して扱われ、そのグループに加わることを求めるユーザ
は、対応するグループカースト能力を持つルータにルー
トされる。グループカースト（ＧＣ）は、概念的には、
マルチカーストと類似するが、ただし、反対の方向に機
能する。グループカースト（ＧＣ）ルータは、更新され
たルーティングテーブルを維持し、常時は、普通のルー
タとして機能し、新たな最小の重みのスパニングツリー
の構築が開始されるとルーティングテーブル内の項目を
更新する。
【００５１】本発明は、レプリカキャッシュの分配を使
用パターンの変化に基づいて動的に変更するための方法
を提供する。本発明は、これを、逆ツリー生成法を用い
て達成する。本発明は、レプリカキャッシュの分配を動
的に最適化するに当たってアクセスの失敗のために失わ
れた顧客のオパチュニティコストも用いる。
用パターンの変化に基づいて動的に変更するための方法
を提供する。本発明は、これを、逆ツリー生成法を用い
て達成する。本発明は、レプリカキャッシュの分配を動
的に最適化するに当たってアクセスの失敗のために失わ
れた顧客のオパチュニティコストも用いる。
【００５２】網ルータによって遂行される監視プロセス
の追加の機能として、これらデータセット下部のアプリ
ケーションに向けられたサーバヒット情報の収集を含む
ことも可能である。これは、キャッシュ内に格納された
データセットの所有者による市場調査のために有益であ
る。本発明の他の用途として、サーバの地域差を収容す
る地域的なアプリケーションも考えられる。例えば、新
聞、公告、販売促進等の地域版をローカルサーバに掲載
することも可能である。
の追加の機能として、これらデータセット下部のアプリ
ケーションに向けられたサーバヒット情報の収集を含む
ことも可能である。これは、キャッシュ内に格納された
データセットの所有者による市場調査のために有益であ
る。本発明の他の用途として、サーバの地域差を収容す
る地域的なアプリケーションも考えられる。例えば、新
聞、公告、販売促進等の地域版をローカルサーバに掲載
することも可能である。
【００５３】本発明の様々な実施例が詳細に説明され
た。ただし、加えて、これら実施例に対する多くの修正
および変更が、本発明の範囲および精神から逸脱するこ
となく可能である。
た。ただし、加えて、これら実施例に対する多くの修正
および変更が、本発明の範囲および精神から逸脱するこ
となく可能である。
【図１Ａ】自身を、３つのサービス領域が得られるよう
に、一つの元キャッシュと、２つのレプリカキャッシュ
を持つように編成する一例としての網の一連の状態を示
す図その１である。
に、一つの元キャッシュと、２つのレプリカキャッシュ
を持つように編成する一例としての網の一連の状態を示
す図その１である。
【図１Ｂ】自身を、３つのサービス領域が得られるよう
に、一つの元キャッシュと、２つのレプリカキャッシュ
を持つように編成する一例としての網の一連の状態を示
す図その２である。
に、一つの元キャッシュと、２つのレプリカキャッシュ
を持つように編成する一例としての網の一連の状態を示
す図その２である。
【図１Ｃ】自身を、３つのサービス領域が得られるよう
に、一つの元キャッシュと、２つのレプリカキャッシュ
を持つように編成する一例としての網の一連の状態を示
す図その３である。
に、一つの元キャッシュと、２つのレプリカキャッシュ
を持つように編成する一例としての網の一連の状態を示
す図その３である。
【図１Ｄ】自身を、３つのサービス領域が得られるよう
に、一つの元キャッシュと、２つのレプリカキャッシュ
を持つように編成する一例としての網の一連の状態を示
す図その４である。
に、一つの元キャッシュと、２つのレプリカキャッシュ
を持つように編成する一例としての網の一連の状態を示
す図その４である。
【図１Ｅ】自身を、３つのサービス領域が得られるよう
に、一つの元キャッシュと、２つのレプリカキャッシュ
を持つように編成する一例としての網の一連の状態を示
す図その５である。
に、一つの元キャッシュと、２つのレプリカキャッシュ
を持つように編成する一例としての網の一連の状態を示
す図その５である。
【図１Ｆ】図Ｅの網を、自身を元キャッシュと、修正さ
れたサービス領域を持つ修正されたレプリカキャッシュ
を持つように定期的に再編成した結果として得られる網
の状態を示す図である。
れたサービス領域を持つ修正されたレプリカキャッシュ
を持つように定期的に再編成した結果として得られる網
の状態を示す図である。
【図２Ａ】図１Ａ〜１Ｅの一例としての網に対するルー
タ制御のためのメッセージフォーマットを示す図その１
である。
タ制御のためのメッセージフォーマットを示す図その１
である。
【図２Ｂ】図１Ａ〜１Ｅの一例としての網に対するルー
タ制御のためのメッセージフォーマットを示す図その２
である。
タ制御のためのメッセージフォーマットを示す図その２
である。
【図２Ｃ】図１Ａ〜１Ｅの一例としての網に対するルー
タ制御のためのメッセージフォーマットを示す図その３
である。
タ制御のためのメッセージフォーマットを示す図その３
である。
【図２Ｄ】割当てメッセージを示す図である。
【図２Ｅ】図１Ｅの一例としての網に対するレプリカ作
成メッセージを示す図である。
成メッセージを示す図である。
【図２Ｆ】一例としての割当てメッセージを示す図であ
る。
る。
【図２Ｇ】一例としてのレプリカ作成メッセージを示す
図である。
図である。
【図３】図１Ａのルータのアーキテクチャを略図にて示
す図である。
す図である。
【図４】最適レプリカキャッシュ割当てプログラムを流
れ図にて示す図である。
れ図にて示す図である。
【図５】第二の例としての網の第一のステージの編成を
示す図である。
示す図である。
【図６】図５の第二の例としての網の第二のステージの
編成を示す図である。
編成を示す図である。
【図７Ａ】図５の網編成に対するルータテーブルを示す
図である。
図である。
【図７Ｂ】図６の網編成に対するルータテーブルを示す
図である。
図である。
【図８Ａ】図６の第二の例としての網の第二のステージ
の編成に対する割当てメッセージを示す図である。
の編成に対する割当てメッセージを示す図である。
【図８Ｂ】図６の第二の例としての網の第二のステージ
の編成に対するレプリカ作成メッセージを示す図であ
る。
の編成に対するレプリカ作成メッセージを示す図であ
る。
───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (51)Int.Cl.6 識別記号 ＦＩ Ｈ０４Ｌ 12/66 (72)発明者 アドリアン エマニュエル エックバーグ ジュニヤ アメリカ合衆国 07733 ニュージャーシ イ，ホルムデル，フローラ ドライヴ 11 (72)発明者 プラヴィン クマー ジョーリ アメリカ合衆国 07747 ニュージャーシ イ，アバーデーン，ウッドマン プレイス 20 (72)発明者 ダニエル リウ アメリカ合衆国 07733 ニュージャーシ イ，ホルムデル，アルパイン ロード 42
Claims (20)
- 【請求項１】 複数の地域を含む網内で用いられる、こ
れら地域間に情報のレプリカキャッシュを分配するため
の方法であって、前記の各地域が一つのルータ、一つの
サーバ、および複数のユーザ端末を含み、前記ルータが
前記サーバおよび前記複数のユーザ端末を前記網に接続
し、この方法が：第一の地域内のプロセッサを用いて、
前記網内のユーザ端末によって前記情報を求めてなされ
たリクエストの数（測度）を測定するステップ；および
前記プロセッサが、前記リクエストの数（測度）に応答
して、少なくとも一つの他の地域内のルータに向けて、
前記情報のコピーをレプリカキャッシュとして格納する
ことを指令するメッセージを送信するステップを含むこ
とを特徴とする方法。 - 【請求項２】 さらに：前記第一の地域内の前記プロ
セッサが、前記リクエストの数に応答して、少なくとも
一つの他の地域内のルータに向けて、前記ユーザ端末に
よってなされた前記リクエストを前記レプリカキャッシ
ュに向けて転送することを指令するメッセージを送信す
るステップを含むことを特徴とする請求項１の方法。 - 【請求項３】 さらに：前記第一の地域内の前記プロセ
ッサが、前記リクエストの数に応答して、少なくとも一
つの他の地域内の前記ルータを、コスト（損）／ベニフ
ィット（益）分析を用いて選択するステップを含むこと
を特徴とする請求項１の方法。 - 【請求項４】 さらに：前記第一の地域内の前記プロセ
ッサが、前記リクエストの数に応答して、少なくとも一
つの他の地域内の前記ルータを、コスト／ベニフィット
分析を用いて選択するステップを含み、前記分析が前記
網内のキャッシュの分配の総コストを計算するステップ
を含むことを特徴とする請求項１の方法。 - 【請求項５】 さらに：前記第一の地域内の前記プロセ
ッサが、前記リクエストの数に応答して、少なくとも一
つの他の地域内の前記ルータを、コスト／ベニフィット
分析を用いて選択するステップを含み、前記分析がレプ
リカキャッシュを持たないことによって失われる機会の
コスト（オパチュニティーコスト）を計算するステップ
を含むことを特徴とする請求項１の方法。 - 【請求項６】 複数の地域を含む網内で用いられる、こ
れら地域間に情報のレプリカキャッシュを分配するため
の方法であって、前記の各地域が一つのルータ、一つの
サーバ、および複数のユーザ端末を含み、前記ルータが
前記サーバおよび前記複数のユーザ端末を前記網に接続
し、この方法が：第一の地域から他の地域内の複数のル
ータに向けて、前記他のルータに対して前記第一の地域
内の第一のサーバに向けられた前記情報の配達を求める
リクエストの数を監視（測定）することを指令する監視
リクエストメッセージを送信するステップ；監視応答メ
ッセージを前記他のルータから受信するステップ；およ
び前記応答メッセージに応答して、前記他のルータの少
なくとも一つに、前記情報のコピーをレプリカキャッシ
ュとして格納することを指令するメッセージを送信する
ステップを含むことを特徴とする方法。 - 【請求項７】 さらに：前記応答メッセージに応答し
て、少なくとも一つの他の地域内のルータに、前記第一
のサーバに向けられたリクエストを前記レプリカキャッ
シュに向けて転送することを指令するメッセージを送信
するステップを含むことを特徴とする請求項６の方法。 - 【請求項８】 さらに：前記応答メッセージに応答し
て、前記第一のサーバを、コスト／ベニフィット分析を
用いて選択するステップを含むことを特徴とする請求項
６の方法。 - 【請求項９】 さらに：前記応答メッセージに応答し
て、前記第一のサーバを、コスト／ベニフィット分析を
用いて選択するステップを含み、前記分析が前記網内の
キャッシュの分配の総コストを計算するステップを含む
ことを特徴とする請求項６の方法。 - 【請求項１０】 さらに：前記応答メッセージに応答し
て、前記第一のサーバを、コスト／ベニフィット分析を
用いて選択するステップを含み、前記分析がレプリカキ
ャッシュを持たないことによって失われる機会のコスト
（オパチュニティーコスト）を計算するステップを含む
ことを特徴とする請求項６の方法。 - 【請求項１１】 複数の地域を含む網内で用いられる、
これら地域間への情報のレプリカキャッシュの分配を最
適化するための方法であって、前記の各地域が一つのル
ータ、一つのサーバ、および複数のユーザ端末を含み、
前記ルータが前記サーバおよび前記複数のユーザ端末を
前記網に接続し、この方法が：前記網の第一の地域内の
第一のルータの所で、前記網内の複数のユーザから情報
の元コピーを格納する第一の地域内の第一のサーバに向
けられたサービスリクエストメッセージを受信するステ
ップ；前記第一のルータから、前記網内の第二の地域内
の第二のルータに向けて、前記第二のルータに対して前
記第一のサーバに向けられたサービスリクエストの数を
監視（測定）することを指令する監視リクエストメッセ
ージを送信するステップ；前記第一のルータの所で、前
記第二のルータからの前記第一のサーバに向けられたサ
ービスリクエストの数を示す監視応答メッセージを受信
するステップ；前記第一のルータの所で、前記網のもう
一つの地域内のもう一つのサーバ内に格納すべき前記情
報のレプリカコピーの最適な割当てを計算するステッ
プ；および前記第一のルータから、前記もう一つのサー
バに向けて割当てメッセージを送信するステップを含
み、このもう一つのサーバが、この割当てメッセージに
基づいて前記情報の前記レプリカコピーを格納し、前記
網のこうして割当てられた下位の複数の地域内のユーザ
端末にサービスを提供することを特徴とする方法。 - 【請求項１２】 さらに：前記計算ステップが、前記も
う一つのサーバを、コスト／ベニフィット分析を用いて
選択するステップを含むことを特徴とする請求項１１の
方法。 - 【請求項１３】 さらに：前記計算ステップが、前記も
う一つのサーバを、コスト／ベニフィット分析を用いて
選択するステップを含み、前記分析が前記網内のキャッ
シュの分配の総コストを計算するステップを含むことを
特徴とする請求項１１の方法。 - 【請求項１４】 さらに：前記計算ステップが、前記も
う一つのサーバを、コスト／ベニフィット分析を用いて
選択するステップを含み、前記分析がレプリカキャッシ
ュを持たないことによって失われる機会のコスト（オパ
チュニティーコスト）を計算するステップを含むことを
特徴とする請求項１１の方法。 - 【請求項１５】 複数の地域を含む網内で用いられる、
これら地域間への情報のレプリカキャッシュの分配を最
適化するための方法であって、前記の各地域が一つのル
ータ、一つのサーバ、および複数のユーザ端末を含み、
前記ルータが前記サーバおよび前記複数のユーザ端末を
前記網に接続し、この方法が：前記網内の複数のユーザ
から送られてくるサービスリクエストメッセージを情報
の元コピーを格納する第一の地域内の第一のサーバに転
送するステップ；前記網の第二の地域内の第二のルータ
所で、前記第一のルータから送られた前記第二のルータ
に対して前記第一のサーバに向けられたサービスリクエ
ストの数を監視（測定）するように指令する監視リクエ
ストメッセージを受信するステップ；前記第二のルータ
の所で、前記第一のサーバに向けられたサービスリクエ
ストの数を監視するステップ；前記第二のルータから、
前記第二のルータに向けて、前記第一のサーバに向けら
れたサービスリクエストの数を示す監視応答メッセージ
を送信するステップ；前記第二のルータの所で、前記第
一のルータから送られた前記網の前記第二の地域内の第
二のサーバ内に格納すべき前記情報のレプリカコピーの
最適割当てを含む割当てメッセージを受信するステッ
プ；および前記第二のサーバが前記割当てメッセージに
基づいて前記情報の前記レプリカコピーを格納し、前記
網のこうして割当てられた下位の複数の地域内のユーザ
端末にサービスを提供するステップを含むことを特徴と
する方法。 - 【請求項１６】 複数の地域を含む網内で用いられる、
これら地域間に情報のレプリカキャッシュを分配するた
めのシステムであって、前記の各地域が一つのルータ、
一つのサーバ、および複数のユーザ端末を含み、前記ル
ータが前記サーバおよび前記複数のユーザ端末を前記網
に接続し、このシステムが：第一の地域内のルータ；前
記ルータに接続された、前記網内のユーザ端末によって
前記情報を求めてなされたリクエストの数を測定するた
めのプロセッサを含み；前記第一の地域内のルータが、
前記リクエストの数に応答して、少なくとも一つの他の
地域内のルータに向けて、前記情報のコピーをレプリカ
キャッシュとして格納することを指令するメッセージを
送信することを特徴とするシステム。 - 【請求項１７】 さらに：前記第一の地域内の前記ル
ータが、前記リクエストの数に応答して、少なくとも一
つの他の地域内のルータに向けて、前記ユーザ端末によ
ってなされた前記リクエストを前記レプリカキャッシュ
に向けて転送することを指令するメッセージを送信する
ことを特徴とする請求項１６のシステム。 - 【請求項１８】 さらに：前記プロセッサが、前記リク
エストの数に応答して、少なくとも一つの他の地域内の
前記ルータを、コスト／ベニフィット分析を用いて選択
することを特徴とする請求項１６のシステム。 - 【請求項１９】 さらに：前記プロセッサが、前記リク
エストの数に応答して、少なくとも一つの他の地域内の
前記ルータを、コスト／ベニフィット分析を用いて選択
し、前記分析が前記網内のキャッシュの分配の総コスト
を計算することを特徴とする請求項１６のシステム。 - 【請求項２０】 さらに：前記プロセッサが、前記リク
エストの数に応答して、少なくとも一つの他の地域内の
前記ルータを、コスト／ベニフィット分析を用いて選択
し、前記分析がレプリカキャッシュを持たないことによ
って失われる機会のコスト（オパチュニティーコスト）
を計算することを特徴とする請求項１６のシステム。
Applications Claiming Priority (2)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| US08/871,106 US6189043B1 (en) | 1997-06-09 | 1997-06-09 | Dynamic cache replication in a internet environment through routers and servers utilizing a reverse tree generation |
| US08/871106 | 1997-06-09 |
Publications (2)
| Publication Number | Publication Date |
|---|---|
| JPH1145204A true JPH1145204A (ja) | 1999-02-16 |
| JP4344024B2 JP4344024B2 (ja) | 2009-10-14 |
Family
ID=25356745
Family Applications (1)
| Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
|---|---|---|---|
| JP16046398A Expired - Fee Related JP4344024B2 (ja) | 1997-06-09 | 1998-06-09 | 逆ツリー生成法を用いて網内にキャッシュを動的に複製する方法およびシステム |
Country Status (5)
| Country | Link |
|---|---|
| US (1) | US6189043B1 (ja) |
| EP (1) | EP0884870B1 (ja) |
| JP (1) | JP4344024B2 (ja) |
| CA (1) | CA2237831C (ja) |
| DE (1) | DE69816183T2 (ja) |
Cited By (3)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| JP2007065751A (ja) * | 2005-08-29 | 2007-03-15 | Hitachi Ltd | ストレージシステム及び記憶制御方法 |
| JP2008527538A (ja) * | 2005-01-06 | 2008-07-24 | テーベラ・インコーポレーテッド | メッセージング・システム内のキャッシング・エンジン |
| JP2012175299A (ja) * | 2011-02-18 | 2012-09-10 | Nippon Telegr & Teleph Corp <Ntt> | キャッシュ設計装置、及びキャッシュ設計方法 |
Families Citing this family (73)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| SE9702239L (sv) | 1997-06-12 | 1998-07-06 | Telia Ab | Arrangemang för lastbalansering i datornät |
| JPH1168795A (ja) * | 1997-08-26 | 1999-03-09 | Nec Corp | サーバボード方式 |
| US6976093B2 (en) | 1998-05-29 | 2005-12-13 | Yahoo! Inc. | Web server content replication |
| US7143193B1 (en) * | 1998-05-29 | 2006-11-28 | Yahoo! Inc. | Content collection |
| US7581006B1 (en) | 1998-05-29 | 2009-08-25 | Yahoo! Inc. | Web service |
| US7035943B2 (en) * | 1998-05-29 | 2006-04-25 | Yahoo! Inc. | Web server content replication |
| US6331984B1 (en) * | 1998-08-21 | 2001-12-18 | Nortel Networks Limited | Method for synchronizing network address translator (NAT) tables using the server cache synchronization protocol |
| US6178441B1 (en) * | 1998-09-21 | 2001-01-23 | International Business Machines Corporation | Method and system in a computer network for the reliable and consistent ordering of client requests |
| US6477582B1 (en) * | 1998-12-16 | 2002-11-05 | Nortel Networks Limited | Method and apparatus for conservative link selection |
| US6438606B1 (en) * | 1998-12-23 | 2002-08-20 | Cisco Technology, Inc. | Router image support device |
| DE19900636B8 (de) | 1999-01-11 | 2005-04-07 | Gailer, Peter | Datenzugriffs- und -verwaltungssystem sowie Verfahren zum Datenzugriff und zur Datenverwaltung für ein Rechnersystem sowie deren Verwendung |
| US6502175B1 (en) * | 1999-03-31 | 2002-12-31 | Lucent Technologies Inc. | Method and apparatus for locating caches in a network to optimize performance |
| EP1049028A3 (en) * | 1999-04-26 | 2001-01-31 | Sarnoff Corporation | Efficient distribution of information to the end-user |
| US6751191B1 (en) | 1999-06-29 | 2004-06-15 | Cisco Technology, Inc. | Load sharing and redundancy scheme |
| US6457011B1 (en) * | 1999-07-23 | 2002-09-24 | Microsoft Corporation | Method of updating a shared database in a computer network |
| US7349979B1 (en) * | 1999-12-02 | 2008-03-25 | Cisco Technology, Inc. | Method and apparatus for redirecting network traffic |
| US6839829B1 (en) | 2000-01-18 | 2005-01-04 | Cisco Technology, Inc. | Routing protocol based redundancy design for shared-access networks |
| US7058007B1 (en) | 2000-01-18 | 2006-06-06 | Cisco Technology, Inc. | Method for a cable modem to rapidly switch to a backup CMTS |
| US20020091855A1 (en) * | 2000-02-02 | 2002-07-11 | Yechiam Yemini | Method and apparatus for dynamically addressing and routing in a data network |
| US6735623B1 (en) * | 2000-02-09 | 2004-05-11 | Mitch Prust | Method and system for accessing a remote storage area |
| GB0005653D0 (en) * | 2000-03-09 | 2000-05-03 | Avantis Ltd | Computer network |
| US7162539B2 (en) * | 2000-03-16 | 2007-01-09 | Adara Networks, Inc. | System and method for discovering information objects and information object repositories in computer networks |
| US7395348B1 (en) * | 2000-06-05 | 2008-07-01 | Cisco Technology, Inc. | Network cache-based content routing |
| US6950853B2 (en) * | 2000-06-27 | 2005-09-27 | The Regents Of The University Of California | Multisite coordination in shared multicast trees |
| US7590558B2 (en) * | 2000-09-26 | 2009-09-15 | I2 Technologies Us, Inc. | System and method for facilitating electronic commerce transactions |
| US6708161B2 (en) | 2000-09-26 | 2004-03-16 | I2 Technologies Us, Inc. | System and method for selective database indexing |
| US20020111870A1 (en) * | 2000-09-26 | 2002-08-15 | I2 Technologies, Inc. | System and method for identifying a product |
| US7299255B2 (en) * | 2000-09-26 | 2007-11-20 | I2 Technologies Us, Inc. | System and method for migrating data in an electronic commerce system |
| US7743125B1 (en) * | 2000-11-09 | 2010-06-22 | General Electric Company | Computer multiple communications port unit |
| US7146429B2 (en) * | 2001-03-16 | 2006-12-05 | The Aerospace Corporation | Cooperative adaptive web caching routing and forwarding web content data requesting method |
| US7555561B2 (en) * | 2001-03-19 | 2009-06-30 | The Aerospace Corporation | Cooperative adaptive web caching routing and forwarding web content data broadcasting method |
| US20020184403A1 (en) * | 2001-04-06 | 2002-12-05 | Dahlin Michael D. | Methods for near-optimal bandwidth-constrained placement in a wide-area network |
| US7975042B2 (en) | 2001-05-01 | 2011-07-05 | International Business Machines Corporation | Method for adapting an internet web server to short-term changes in demand |
| US7349868B2 (en) * | 2001-05-15 | 2008-03-25 | I2 Technologies Us, Inc. | Pre-qualifying sellers during the matching phase of an electronic commerce transaction |
| US6983276B2 (en) * | 2001-05-15 | 2006-01-03 | I2 Technologies Us, Inc. | Facilitating electronic commerce transactions using buyer profiles |
| US7475030B1 (en) | 2001-05-16 | 2009-01-06 | I2 Technologies Us, Inc. | Facilitating electronic commerce transactions using a shared product data repository |
| US7881208B1 (en) | 2001-06-18 | 2011-02-01 | Cisco Technology, Inc. | Gateway load balancing protocol |
| US7263515B1 (en) * | 2001-06-18 | 2007-08-28 | I2 Technologies Us, Inc. | Content enhancement in an electronic marketplace |
| US7330829B1 (en) * | 2001-06-26 | 2008-02-12 | I2 Technologies Us, Inc. | Providing market feedback associated with electronic commerce transactions to sellers |
| US7809672B1 (en) | 2001-06-28 | 2010-10-05 | I2 Technologies Us, Inc. | Association of data with a product classification schema |
| US8086643B1 (en) | 2001-06-28 | 2011-12-27 | Jda Software Group, Inc. | Translation between product classification schemas |
| US7162453B1 (en) | 2001-06-29 | 2007-01-09 | I2 Technologies Us, Inc. | Protecting content from unauthorized reproduction |
| US7346560B1 (en) | 2001-06-29 | 2008-03-18 | I2 Technologies Us, Inc. | Protecting content from unauthorized reproduction |
| US7290059B2 (en) * | 2001-08-13 | 2007-10-30 | Intel Corporation | Apparatus and method for scalable server load balancing |
| EP1298854A1 (en) * | 2001-10-01 | 2003-04-02 | Hewlett-Packard Company | Distribution of data in a peer-to-peer network |
| US7409396B2 (en) * | 2002-02-08 | 2008-08-05 | Pitts William M | Method for creating an extensible content distribution framework |
| GB2385683A (en) * | 2002-02-22 | 2003-08-27 | Thirdspace Living Ltd | Distribution system with content replication |
| US7412424B1 (en) | 2002-03-19 | 2008-08-12 | I2 Technologies Us, Inc. | Third party certification of content in electronic commerce transactions |
| US8516114B2 (en) * | 2002-03-29 | 2013-08-20 | International Business Machines Corporation | Method and apparatus for content pre-fetching and preparation |
| JP3729265B2 (ja) * | 2002-08-22 | 2005-12-21 | 日本電気株式会社 | ネットワークシステム、スパニングツリー構成方法、スパニングツリー構成ノード、及びスパニングツリー構成プログラム |
| US7111128B2 (en) * | 2002-12-19 | 2006-09-19 | Intel Corporation | Hierarchical virtual model of a cache hierarchy in a multiprocessor system |
| US7917646B2 (en) * | 2002-12-19 | 2011-03-29 | Intel Corporation | Speculative distributed conflict resolution for a cache coherency protocol |
| US6922756B2 (en) * | 2002-12-19 | 2005-07-26 | Intel Corporation | Forward state for use in cache coherency in a multiprocessor system |
| US20040260745A1 (en) * | 2003-06-18 | 2004-12-23 | Gage Christopher A. S. | Load balancer performance using affinity modification |
| US7593346B2 (en) | 2003-07-31 | 2009-09-22 | Cisco Technology, Inc. | Distributing and balancing traffic flow in a virtual gateway |
| US8655755B2 (en) * | 2003-10-22 | 2014-02-18 | Scottrade, Inc. | System and method for the automated brokerage of financial instruments |
| US7856493B1 (en) * | 2004-03-17 | 2010-12-21 | Cisco Technology, Inc. | Method and apparatus providing device-initiated network management |
| US20050262250A1 (en) * | 2004-04-27 | 2005-11-24 | Batson Brannon J | Messaging protocol |
| US20050240734A1 (en) * | 2004-04-27 | 2005-10-27 | Batson Brannon J | Cache coherence protocol |
| US7822929B2 (en) * | 2004-04-27 | 2010-10-26 | Intel Corporation | Two-hop cache coherency protocol |
| EP1849092A4 (en) * | 2005-01-06 | 2010-01-27 | Tervela Inc | END-TO-END-PUBLISH / SUBSCRIBE MIDDLEWARE ARCHITECTURE |
| US8010644B1 (en) * | 2005-02-23 | 2011-08-30 | Sprint Communications Company L.P. | Method and system for deploying a network monitoring service within a communication network |
| US7395381B2 (en) * | 2005-03-18 | 2008-07-01 | Intel Corporation | Method and an apparatus to reduce network utilization in a multiprocessor system |
| US8589530B2 (en) * | 2005-03-28 | 2013-11-19 | Riverbed Technology, Inc. | Method and system for managing a distributed network of network monitoring devices |
| JP4635682B2 (ja) * | 2005-03-29 | 2011-02-23 | ブラザー工業株式会社 | 情報処理装置、情報処理方法及び情報処理用プログラム |
| US20060224773A1 (en) * | 2005-03-31 | 2006-10-05 | International Business Machines Corporation | Systems and methods for content-aware load balancing |
| US7849165B2 (en) | 2005-04-21 | 2010-12-07 | Fiducci Thomas E | Data backup, storage, transfer, and retrieval system, method and computer program product |
| US8126990B2 (en) | 2005-04-21 | 2012-02-28 | Fiducci Thomas E | Data backup and transfer system, method and computer program product |
| JP2007128371A (ja) * | 2005-11-04 | 2007-05-24 | Fujitsu Ltd | コンテンツ検索システム |
| US20070147376A1 (en) * | 2005-12-22 | 2007-06-28 | Sun Microsystems, Inc. | Router-assisted DDoS protection by tunneling replicas |
| CN101764833B (zh) * | 2008-12-24 | 2013-01-23 | 中国移动通信集团公司 | 一种资源节点信息通知方法及网络实体装置 |
| CN101778005B (zh) * | 2010-03-05 | 2014-03-12 | 中兴通讯股份有限公司 | 复杂网络配置方法和系统 |
| CN109558990B (zh) * | 2018-12-15 | 2022-11-08 | 国网福建省电力有限公司 | 一种基于斯坦纳树模型的配电网防灾骨干网架规划方法 |
Family Cites Families (23)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| US5475842A (en) * | 1993-08-11 | 1995-12-12 | Xerox Corporation | Method of compilation optimization using an N-dimensional template for relocated and replicated alignment of arrays in data-parallel programs for reduced data communication during execution |
| US5450313A (en) * | 1994-03-24 | 1995-09-12 | Xerox Corporation | Generating local addresses and communication sets for data-parallel programs |
| US5495419A (en) * | 1994-04-19 | 1996-02-27 | Lsi Logic Corporation | Integrated circuit physical design automation system utilizing optimization process decomposition and parallel processing |
| US5535195A (en) | 1994-05-06 | 1996-07-09 | Motorola, Inc. | Method for efficient aggregation of link metrics |
| US5608649A (en) | 1994-05-16 | 1997-03-04 | Gopinath; Bhaskarpillai | Directly programmable networks |
| DE69429983T2 (de) | 1994-05-25 | 2002-10-17 | International Business Machines Corp., Armonk | Datenübertragungsnetz und Verfahren zum Betreiben des Netzes |
| US5581753A (en) * | 1994-09-28 | 1996-12-03 | Xerox Corporation | Method for providing session consistency guarantees |
| US5758257A (en) * | 1994-11-29 | 1998-05-26 | Herz; Frederick | System and method for scheduling broadcast of and access to video programs and other data using customer profiles |
| US5774668A (en) * | 1995-06-07 | 1998-06-30 | Microsoft Corporation | System for on-line service in which gateway computer uses service map which includes loading condition of servers broadcasted by application servers for load balancing |
| US6181867B1 (en) * | 1995-06-07 | 2001-01-30 | Intervu, Inc. | Video storage and retrieval system |
| US6097882A (en) * | 1995-06-30 | 2000-08-01 | Digital Equipment Corporation | Method and apparatus of improving network performance and network availability in a client-server network by transparently replicating a network service |
| US5771355A (en) * | 1995-12-21 | 1998-06-23 | Intel Corporation | Transmitting electronic mail by either reference or value at file-replication points to minimize costs |
| US5903723A (en) * | 1995-12-21 | 1999-05-11 | Intel Corporation | Method and apparatus for transmitting electronic mail attachments with attachment references |
| US5781901A (en) * | 1995-12-21 | 1998-07-14 | Intel Corporation | Transmitting electronic mail attachment over a network using a e-mail page |
| US5864854A (en) * | 1996-01-05 | 1999-01-26 | Lsi Logic Corporation | System and method for maintaining a shared cache look-up table |
| US5805824A (en) * | 1996-02-28 | 1998-09-08 | Hyper-G Software Forchungs-Und Entwicklungsgesellschaft M.B.H. | Method of propagating data through a distributed information system |
| US5854899A (en) * | 1996-05-09 | 1998-12-29 | Bay Networks, Inc. | Method and apparatus for managing virtual circuits and routing packets in a network/subnetwork environment |
| US6061332A (en) * | 1996-06-25 | 2000-05-09 | Mci Communications Corporation | System and method for the automated configuration of network elements in a telecommunications network |
| US5920697A (en) * | 1996-07-11 | 1999-07-06 | Microsoft Corporation | Method of automatic updating and use of routing information by programmable and manual routing information configuration based on least lost routing |
| US6052718A (en) * | 1997-01-07 | 2000-04-18 | Sightpath, Inc | Replica routing |
| US5924116A (en) * | 1997-04-02 | 1999-07-13 | International Business Machines Corporation | Collaborative caching of a requested object by a lower level node as a function of the caching status of the object at a higher level node |
| US6011782A (en) * | 1997-05-08 | 2000-01-04 | At&T Corp. | Method for managing multicast addresses for transmitting and receiving multimedia conferencing information on an internet protocol (IP) network |
| US6070191A (en) * | 1997-10-17 | 2000-05-30 | Lucent Technologies Inc. | Data distribution techniques for load-balanced fault-tolerant web access |
-
1997
- 1997-06-09 US US08/871,106 patent/US6189043B1/en not_active Expired - Lifetime
-
1998
- 1998-05-19 CA CA002237831A patent/CA2237831C/en not_active Expired - Fee Related
- 1998-05-21 EP EP98304028A patent/EP0884870B1/en not_active Expired - Lifetime
- 1998-05-21 DE DE69816183T patent/DE69816183T2/de not_active Expired - Fee Related
- 1998-06-09 JP JP16046398A patent/JP4344024B2/ja not_active Expired - Fee Related
Cited By (5)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| JP2008527538A (ja) * | 2005-01-06 | 2008-07-24 | テーベラ・インコーポレーテッド | メッセージング・システム内のキャッシング・エンジン |
| US8321578B2 (en) | 2005-01-06 | 2012-11-27 | Tervela, Inc. | Systems and methods for network virtualization |
| US9253243B2 (en) | 2005-01-06 | 2016-02-02 | Tervela, Inc. | Systems and methods for network virtualization |
| JP2007065751A (ja) * | 2005-08-29 | 2007-03-15 | Hitachi Ltd | ストレージシステム及び記憶制御方法 |
| JP2012175299A (ja) * | 2011-02-18 | 2012-09-10 | Nippon Telegr & Teleph Corp <Ntt> | キャッシュ設計装置、及びキャッシュ設計方法 |
Also Published As
| Publication number | Publication date |
|---|---|
| EP0884870A2 (en) | 1998-12-16 |
| US6189043B1 (en) | 2001-02-13 |
| CA2237831C (en) | 2002-07-30 |
| EP0884870B1 (en) | 2003-07-09 |
| JP4344024B2 (ja) | 2009-10-14 |
| EP0884870A3 (en) | 1999-12-01 |
| CA2237831A1 (en) | 1998-12-09 |
| DE69816183D1 (de) | 2003-08-14 |
| DE69816183T2 (de) | 2004-06-03 |
Similar Documents
| Publication | Publication Date | Title |
|---|---|---|
| JPH1145204A (ja) | 逆ツリー生成法を用いて網内にキャッシュを動的に複製する方法およびシステム | |
| US6687731B1 (en) | Arrangement for load sharing in computer networks | |
| CN106790324B (zh) | 内容分发方法、虚拟服务器管理方法、云平台和系统 | |
| US6484204B1 (en) | System and method for allocating requests for objects and managing replicas of objects on a network | |
| JP3167893B2 (ja) | ネットワーク資源ロケーショントラフィックを減少させる方法及び装置 | |
| Tewari et al. | Beyond hierarchies: Design considerations for distributed caching on the internet | |
| US8291046B2 (en) | Shared content delivery infrastructure with rendezvous based on load balancing and network conditions | |
| KR100473671B1 (ko) | 협동 캐시 서버의 부하 조정 방법 | |
| US8060613B2 (en) | Resource invalidation in a content delivery network | |
| US7343422B2 (en) | System and method for using uniform resource locators to map application layer content names to network layer anycast addresses | |
| CA2282456A1 (en) | Data caching on the internet | |
| CN104022911A (zh) | 一种融合型内容分发网络的内容路由管理方法 | |
| JP2003122658A (ja) | データ配送方法 | |
| Liu et al. | A novel cache replacement scheme against cache pollution attack in content-centric networks | |
| JP2003271440A (ja) | コンテンツ配信管理システム | |
| Presti et al. | Dynamic replica placement in content delivery networks | |
| CN107302571A (zh) | 基于果蝇算法的信息中心网络路由和缓存管理方法 | |
| JP2002524945A (ja) | コンピュータネットワークにおける負荷管理の方法と装置 | |
| Epifâneo et al. | Cathode: A consistency-aware data placement algorithm for the edge | |
| Kant et al. | A performance model for peer to peer file-sharing services | |
| Cheng et al. | A Forwarding Strategy Based on Recommendation Algorithm in Named Data Networking | |
| JP2003167775A (ja) | 負荷分散システムおよび負荷分散装置 | |
| CN114650296B (zh) | 一种信息中心网络副本选择方法 | |
| JP2000172551A (ja) | データ配置方法及びシステム及びデータ配置プログラムを格納した記憶媒体 | |
| Epifˆanio | Cathode: A consistency-aware data placement algorithm for the edge |
Legal Events
| Date | Code | Title | Description |
|---|---|---|---|
| A621 | Written request for application examination |
Free format text: JAPANESE INTERMEDIATE CODE: A621 Effective date: 20050524 |
|
| A131 | Notification of reasons for refusal |
Free format text: JAPANESE INTERMEDIATE CODE: A131 Effective date: 20080716 |
|
| A601 | Written request for extension of time |
Free format text: JAPANESE INTERMEDIATE CODE: A601 Effective date: 20081016 |
|
| A602 | Written permission of extension of time |
Free format text: JAPANESE INTERMEDIATE CODE: A602 Effective date: 20081021 |
|
| A521 | Request for written amendment filed |
Free format text: JAPANESE INTERMEDIATE CODE: A523 Effective date: 20090116 |
|
| A131 | Notification of reasons for refusal |
Free format text: JAPANESE INTERMEDIATE CODE: A131 Effective date: 20090212 |
|
| A601 | Written request for extension of time |
Free format text: JAPANESE INTERMEDIATE CODE: A601 Effective date: 20090512 |
|
| A602 | Written permission of extension of time |
Free format text: JAPANESE INTERMEDIATE CODE: A602 Effective date: 20090515 |
|
| A521 | Request for written amendment filed |
Free format text: JAPANESE INTERMEDIATE CODE: A523 Effective date: 20090602 |
|
| TRDD | Decision of grant or rejection written | ||
| A01 | Written decision to grant a patent or to grant a registration (utility model) |
Free format text: JAPANESE INTERMEDIATE CODE: A01 Effective date: 20090617 |
|
| A01 | Written decision to grant a patent or to grant a registration (utility model) |
Free format text: JAPANESE INTERMEDIATE CODE: A01 |
|
| A61 | First payment of annual fees (during grant procedure) |
Free format text: JAPANESE INTERMEDIATE CODE: A61 Effective date: 20090710 |
|
| FPAY | Renewal fee payment (event date is renewal date of database) |
Free format text: PAYMENT UNTIL: 20120717 Year of fee payment: 3 |
|
| R150 | Certificate of patent or registration of utility model |
Free format text: JAPANESE INTERMEDIATE CODE: R150 |
|
| FPAY | Renewal fee payment (event date is renewal date of database) |
Free format text: PAYMENT UNTIL: 20130717 Year of fee payment: 4 |
|
| R250 | Receipt of annual fees |
Free format text: JAPANESE INTERMEDIATE CODE: R250 |
|
| LAPS | Cancellation because of no payment of annual fees |