JPS63176046A - 輻湊制御型パケット交換方法及びその装置 - Google Patents

Abstract

(57)【要約】本公報は電子出願前の出願データであるた
め要約のデータは記録されません。

Description

【発明の詳細な説明】 （発明の背景） ［発明の属する技術分野］ 本発明は、利用者が過度のレートで情報を伝送すること
によって生じる交換節点とリンクでの輻輳を制御するパ
ケット交換方法及びその装置に関する。

［従来技術の説明〕 パケット通信は、交換網の送信端末で情報を単独のデー
タバーストあるいは、パケットに分解する技術と、ネッ
トワークの受信端末でデータパケットから同一の情報を
再び組立てる技術を含む。

この技術に基（通信は、共通搬送波あるいは、時間分割
交換システムに特に有用である。これは、パケットの伝
送に必要とする通信路あるいは回路が各パケットがネッ
トワークを通して転送される際だけ必要とされて、それ
以外の期間は他のユーザも利用できるからである。

パケット交換は、別の魅力のある特徴をもつ、それは、
多くの応用、例えば、相互利用するデータ、バルクデー
タ、信号、パケット化された音声、画像など、に対して
総合情報伝送サービスを提供するという柔軟性である。

特殊の利用形態を最適化する特殊なネットワークを設計
する代りに、多くのサービスはネットワークへの同一の
接続を介して同時に行われる。各種のユーザ情報は、パ
ケットに変換されて、ネットワークはこれらのパケット
をユーザの間に伝送する。端末ユーザは、規定されるレ
ートの接続に束縛されない。その代ｈ、ネットワークの
接続は端末ユーザの特別な要求に順応する。また、広い
範囲のサービスに適応する一様なユーザーネットワーク
インクフェイスを作ることも可能である。種々の応用に
よって、程度の異なるサービスを要求しうろことは注意
すべきである。例えば、パケット化された音声の伝送は
対話中の関連するパケットの配達に対して、非常にきび
しい遅延要求を有する。

ネットワークの資源の有効利用は、複数ユーザのパケッ
ト化された伝送を時間分割に基いて、同一の接続手段に
おくことによって達成できる。従って一人のユーザのパ
ケットは他のユーザのバヶットの間に入り込み、−緒に
散在している。

このようなパケット網に共有しうる資源または設備の諸
元は、伝送リンク帯域幅（３４８７秒と定義され、リン
ク容量の度合を表す）、プロセッサの実時間（即ちパケ
ットを処理するためのすぐ利用できる時間）、ボートま
たはリンクとデータまたはパケットバッファを含む。多
節点の大ネットワークでは、各節点またはパケットスイ
ッチは、多くのこのようなボートあるいはリンクを調節
し、これらはユーザの端末装置あるいは他の節点まで広
がっている伝送路を終端する。各節点はそこを通過する
パケットの経路指定と処理を制御するために、プロセッ
サを有する。通常、節点に多くのバッファが装備され、
このバッファが経路指定の前または出力リンクを待つ間
、パケットを蓄積する。節点間あるいはユーザの間まで
広がる各回線は異なる端末装置の間に同時発生した複数
の呼を取扱う。ネットワークを通過する各パケットは各
節点である程度のプロセッサ実時間を消費し、ある程度
のリンク容量（パケットの大きさに比例する）を取去る
。また、処理される間、バッファも使用する。単位時間
当たりネットワークが取り扱えるパケットには最大の数
がある。この“容ｆｆ１２という概念はネットワーク内
に用意されている前記のすべての資源及びユーザによっ
て生じる特別のトラヒック混合に依存する。

多数のユーザが同時にネットワークを利用しようとする
時、一つの問題がパケット交換システムに起る。これは
パケットの経路指定のために多数の伝送路または回線が
形成されたｈ、通信設備の輻輳という問題である。設備
の輻輳とは発生するワーク数が設備の一定の時間内に処
理できるワーク数より多いという現象である。輻輳が制
御されなければ、ネットワーク内に広がっていくことは
知られている。従って、フロー／輻輳制御機構が、各々
のサービスタイプ（例えば音声）に対して期待される性
能レベルを他のサービスタイプにより生じた予測できな
いトラヒックの過負荷から保護することが望まれる。過
負荷からの保護は重要な資源の配置によって得られる。

重要な資源がトラヒックによって過負荷になる場合では
、システムの総合性能はできるだけしとやかに下がるこ
とが望ましい。重要な資源を利用とする制御は、過負荷
状態と正常負荷状態とでは違うものを要求しても良い。

パケットに輻輳が発生する主な領域は、各節点のバッフ
ァ又は、待ち行列であｈ、特にバッファが入力パケット
を蓄積できなくなる場所においてである。バッファの要
求はプロセッサの実時間及びリンクの利用と密接に関連
する。プロセッサの実時間が使い尽される場合、または
、リンク帯域幅がパケットトラヒックを処理するのに十
分でない場合は、交換節点での待ち行列は長い遅延を招
く。最後にバケットバッファは使い尽されて、結局パケ
ットのドロップとなってしまう。いくつかのフロー制御
処理、例えばエンドツーエンドウィンド方式は、輻輳制
御のために開発されて商品化されている。

フロー制御用として知られているエンドツーエンドウィ
ンド方式はネットワークの操作をネットワークの周囲か
ら厳密に観察されるとき有利である。各々の装置は、そ
れ自身と種々の他の装置との間に設立されている多数の
論理通信路を同時にもつことができる。これらの各論理
通信路に対して特定の装置はネットワーク内に存在して
いるＷ個の未応答パケットをもっても良い、例えば、装
置は最初にＷ個のパケットを所望の速さでネットワーク
に伝送できるが、少なくともそれらの未決のパケットの
一つに対して着局装置から受領応答を受取るまで待たな
ければならず。その後、初めて他のパケットを伝送でき
る。

この方式はいくつかの非常に望ましい特性を有する。フ
ロー制御機構によって生じるむだなリンク帯域幅はほと
んどない。これは、受領応答のビット数をそれと関係す
るＷ個のパケット内のビット数よりかなり少なくするこ
とができるからである。また、反復の遅延が増加すると
、受領応答、従ってトラヒック源を遅くするため、重負
荷状態では、伝送の自動抑制機能を有する。

エンドツーエンドウィンドフロー制御に欠点もある。ウ
ィンド機構それ自身は充分たくましくはない。この機構
は合意した窓の寸法に忠実である端末ユーザに依存する
。悪意のユーザは、窓の寸法を一方的に増加して、自分
に有利な性能が得られるが同時に、他のユーザに対して
は性能を下げてしまう。すべてのユーザが規定されたエ
ンドツーエンドウィンドの寸法に従っても、種々の負荷
条件に対して適切な寸法を決めることは非常に困難であ
る。一般的に、ウィンドの寸法Ｗはネットワークが軽負
荷のとき、連続伝送ができるように充分大きく選ぶが、
過負荷の場合では、パケットスイッチ内に許容できない
程大量のバッファ記憶容量を要求する。端末ユーザは、
ネットワークの輻輳状況に基いてウィンドの寸法を適度
に調節できるが、これだけは、必ずしも良い輻輳制御を
与えない。

エンドツーエンドウィンド式機構の他の欠点はすべての
合意したユーザがウィンドにもとずくエンドツーエンド
制御に従属するわけではないことである。例えば、ある
ウィンドにもとずくプロトフルの番号のついていない情
報（Ｕｎｎｕａ＋ｂｅｒｅｄ　１ｎｒｏｒＩＩｌａｔｌ
ｏｎ）の伝送、例えばＬＡＰＤ、は端末ユーザがウィン
ドの制限なしに、パケットを送出することを許す。他の
例として、パケット化された音声またはパケット化され
た音声帯域データの応用例であｈ、そこにはエンドツー
エンドウィンド方式は適用できない。

総合的な音声／データパケットネットワークにおけるフ
ロー／輻輳制御の適切な方法が提案された。それは、帯
域を接続に割当てることと、必要とされる帯域幅が利用
できるときだけ新しい接続を作ることである。

これはネットワークがユーザに、帯域幅の要求を選択し
、ユーザの伝送のパースティネス（集中発生の度あい）
を表示する機構を提供しなければならないことを意味す
る。従って、ネットワークはそれらのパラメータをそれ
ぞれのユーザに対して押しつけなければならない。

帯域配分の重要な部分は、必要な帯域幅を選択し、特定
する機構及びユーザを自分の選択に制限する機構である
。もしかすると最も簡単なアプローチはいわゆる“漏れ
やすいバケツ”法である。

接続に伝送している各ユーザ端末と関連する度数計の数
はユーザがパケットを送出するたびに増加し、それ以外
は周期的に減少する。ユーザは度数計の減少レート（こ
れは平均帯域幅を決める）としきい値（パースティネス
を表す数）を選択する。

度数計にある数値がしきい値を越えるとネットワークは
そのパケットをドロップする。

この“漏れやすいバケツ“帯域配分の提案には問題があ
る。主な問題は制御が本質的にオーブンループであるこ
とである。ユーザのパケットは、一旦しきい値が超えら
れれば、ネットワークがこのパケットを処理できても、
落されてしまう。貴重なネットワーク資源は浪費されて
しまう。そのユーザのデータに対する不必要な抑制は情
報伝送に対して長期間続く。これは後のネットワークの
輻湊の原因となる。他の問題は制限となるネットワーク
の資源がリンク帯域幅よりプロセッサの実時間である可
能性が高いことである。

（発明の概要） これらの問題及び他の問題はパケット交換ネットワーク
における輻湊を制御するための新しい方法と装置によっ
て解決できる。この方法はパケットドロッピングアルゴ
リズムを用いてネットワークを通して伝送されているマ
ークされたパケットをいくつドロップするかを決める。

マークされたパケットはデータパケットを伝送する伝送
路に沿ってネットワークのどこか１ケ所が輻湊すればド
ロップされる。パケットを監視し、マークするのに用い
られる方法は本願と同日に出願の特許願（１）の明細書
に記載されている。

（実施例の説明） 第１図を参照すれば、端末装置間の仮想回線接続を設立
するために用意されたパケット交換網２０が示されてい
る。端末２１と２２はデータパケットを顧°客の接続回
線２５と２６を通してパケットマルチプレクサ２８に伝
送する。ドツト列で表される他の端末も図示されていな
いが、データパケットをマルチプレクサ２８に伝送でき
る。端末２１と２２は、計算機端末と図示されているが
、ディジタル音声、とチオまたは、他のデータ端末であ
っても良い。互いに多重化されているパケットの出力ス
トリームは入力回線２９を通してマルチプレクサ２８か
らパケット交換網２０内の入力節点３０へ伝送される。

別の入力回線３３及びドツト列で表示される他の入力回
線もデータストリームを入力節点３０に伝送する。

これらの入力回線のあるものはマルチプレクサから始ま
ｈ、他の入力回線は高速端末装置から始まる。

典型的なパケット交換網は交換節点とリンクとからなる
非常に複雑なネットワークであるが、本発明の配置を図
示するために、５つの交換節点３０．４０．５０．６０
と７０だけを第１図に示す。第１図では節点３０だけが
顧客の端末装置からパケットを受は取る入力接点として
配置されている。他の節点のどれでもあるいはすべての
節点はオペレーティングシステムの入力節点となっても
良い。ネットワーク２０に人力接点と図示されていない
のは図面を簡潔化するためだけである。節点６０は第１
図に出力節点として示される。他の接点も出力節点であ
ってもかまわないが、図面を簡潔化するために第１図に
図示されない。出力節点６０からパケットストリームは
出力回線６１と６２及びドツト列で表されている他の回
線を通してディマルチプレクサまたはユーザの装置に伝
送される。第１図を簡潔化するために一つのディマルチ
プレクサ６３だけが示されている。出力回線６１を通し
て伝送されるデータパケットのストリームはディマルチ
プレクサ６３でユーザの識別子により分離される。従っ
てユーザの特定のパケットはそれぞれユーザ接続回線６
５．６Ｂを通してユーザ端末６７と６８に伝送される。

パケットストリームはディマルチプレクサ６３から他の
ユーザ回線と端末にも供給される。それらの他の回線と
端末は第１図にドツト列で表される。

データ交換網２０の動作を示すために、典型的なな仮想
接続は太く描いた伝送路で示される。それは端末装置２
１と端末装置６７とつなぐ伝送路である。

このような仮想接続における典型的な伝送は、双方向で
あるが、第１図に端末装置２１から網２０を介して端末
装置６７への一方向の伝送だけを示す。この仮想回線接
続はマルチプレクサ２８と入力回線２９から入力節点３
０、交換節点４０と５０、回線７２．７４と７６、出力
節点６０及び出力回線６１を通してディマルチプレクサ
６３に設置されている。

ネットワーク２０は輻輳制御が出来るように構成されて
いる。回線とスイッチはすべてのパケットに対して限界
まで妨げられず、伝送できるように多数用意されている
。ネットワーク２０内のどこでも十分発生しつる輻輳は
長期間続くならば、パケット数の増加するのを妨げる。

従って、輻輳はネットワーク内に広がってしまって、ネ
ットワークを有効に動作できないようにしていまう。

本実施例に示される有利な輻輳制御方式は、選択された
顧客のデータパケットを監視し、マークして、輻輳状態
になったら、いつ、どこかを問わずにネットワークを介
してマークされたデータパケットを以降の伝送から除去
、またはドロップする。この制御方式は連続的なパケッ
トストリームが仮想接続を通して進行するとき、ネット
ワーク内の多くの時刻と場所で個々のデータパケットを
作用するアルゴリズムによって実施される。各々の顧客
または端末ユーザはネットワークの異なる顧客に多重仮
想接続しても良い。監視及びマーキング方式は仮想回線
ごと、仮想回線群ごと、または、顧客ごとで実施できる
。

以後の説明を簡単化するために、一人の顧客につき一つ
の仮想回線しかないと仮定する。従って以後では、顧客
と仮想回線という用語は同意語となる。

第１のアルゴリズムは、顧客の帯域幅を監視してそれが
予約された帯域幅を超えると同顧客のパケットをマーク
するものである。この状況において、帯域幅は、回線帯
域幅または、プロセッサ実時間が制限付き資源であるか
否かことを区別するために、二次元の量として定義され
ても良い（単位バイト７秒、パテ１８フ秒）。予約され
た帯域幅は平均レート（寸法一定のパケットをもつユー
ザが獲得できると保障されているバイト／秒単位でのス
ループット）とパースティネス因子（ハ−スティネスの
程度は、例えば、伝送レートのピークと平均との比率及
びピーク伝送の持続時間である）よって記述される。こ
の第１のアルゴリズムは入力節点３０の受信側でも用い
られる。入力回線２９から受は取った各パケットはヘッ
ダに、パケットが属する仮想回線接続を識別する情報を
含む。

従って、種々のパケットはレジスタに蓄積されて、特定
の仮想回線と同一視される。

端末装置２１から送出されて、人力節点３０によって受
は取られたパケットヘッダからの情報は第１図の帯域幅
を監視し、及びパケットをマークする回路８０に入力さ
れる。

第２図を参照すれば、提案した帯域幅を監視し、及びパ
ケットをマークする機能を顧客ごとの基準で実行する回
路８０のブロック図が示されている。

第１図の端末２１からの発信と識別されて端末６７へ繋
がる太く描かれた線路を通して伝送されるパケットから
の情報は、アルゴリズムによって監視される。回路８０
は他の仮想接続に対して同一機能を実行するように時間
的に分割されているが、すべての監視及びマーキングは
個々の仮想接続に対して独立に行なわれる。

監視は、端末２１の顧客が端末６７まで延長されている
仮想接続を通して過度のレート（予約レートより高いレ
ート）で伝送しているかどうかを決めるアルゴリズムに
よって行なわれる。

図示された仮想接続が設置される際、顧客の端末装置２
１とネットワーク２０は仮想接続と関連する望ましい帯
域幅の割当てを協定する。帯域幅の割当ては選択、また
は予約された伝送レートと呼ばれる。この予約された伝
送レートを超える、または、それより高い、情報の伝送
は過度レートと呼ばれる。

アルゴリズム３０にあるプロセッサは予約された伝送レ
ートの割当てを長期しきい値Ｍ１短期しきい値Ｓと減少
定数Ｃに変換する。長期しきい値Ｍは、予約された伝送
レートが許容する最大のバースト寸法を調節するように
選択され、短期しきい値Ｓは許容される最大瞬時レート
によって決められる。減少定数Ｃはマークされていない
パケットの確保される平均スリープツトに関連する。こ
れらは、第２図に示されるように、間隔の終りにｃ、Ｕ
ＮＴとＴＨＲＥＳＨの値を更新するために仮想接続が設
置される際論理回路８１に入力される初期化パラメータ
である。これらは次に帯域幅を監視する及びパケットを
マークする回路８０に使用される。アキュームレータ８
２のｃ、ＵＮＴ値も最初にゼロとセットされ、アクティ
ブしきい値Ｔも初めにＳと等しいようにレジスタ８３に
セットされる。また更に、初期化では、間隔つきのパケ
ット数と関連する重み因子を表すパラメータには論理回
路８４に入力される。この論理回路８４は過度伝送レー
トで伝送されているパケットをマークする用の信号を発
生する。

各間隔の期間中に、第２図と第５図に図示されるように
、各々の到達しているパケットに含まれるバイト数はリ
ード８５を介して論理回路８４に供給される１３ＹＴＥ
Ｓを蓄積するレジスタに入力される。回路８４はこの特
定のパケットを過度伝送レートで伝送されているとマー
クすべきかどうかを決める。

このパケットがマークされるならば、マーキング信号は
リード８８に発生される。これはパケットを過度伝送レ
ートで伝送されているパケットであると識別するために
パケットのヘッダに挿入される。

パケットの伝送レートが予約された伝送レートの範囲内
にあるならば、マーキング信号は発生されず、またパケ
ットヘッダに挿入されない。

本実施例に３つの選択的なパケットをマークするアルゴ
リズムは実例により記述されている。他のアルゴリズム
も利用できる。

アルゴリズム（Ａ）と（Ｂ）に用いられるパラメータ ■−アキュームレータのｃ、ＵＮＴ値までの連続的な減
少量間の間隔；これは監視されている各仮想回線に対し
て一定の間隔であるが、仮想回路によって違うこともあ
る；　Ｉの代表的な数値は１０〜５００ミリ秒の範囲に
ある。

Ｋ−アキュームレータのｃ、ＵＮＴ値は顧客の端末から
送出された各パケットに対して、このパラメータ及びパ
ケットのＢＹＴＥＳ値で増加させる；パラメータには確
保されているスルーブツトにある１パケットつきのバイ
トペナルティを表す。この確保されているスルーブツト
は寸法を極小過ぎるパケットからネットワークに対する
保護を提供する。

保護がなければ、実時間資源を圧迫する。パラメータに
の典型的な値は０から１０００の間である。ゼロに等し
いパラメータにの値は、プロセッサ実時間が問題になら
ない場合に用いられる。

Ｃ−顧客が選択した間隔ごとのスルーブツトに関連する
減少定数。

各間隔にアキュームレータのｃ、ＵＮＴ値はこの直を引
く；すべでの伝送されるパケットがマークされないよう
な、間隔毎の顧客のバイト数。

Ｓ−各間隔のスルーブツトに関する短期あるいはドロッ
プしきい値。これを超えるとパケットはマークされる。

Ｍ−許容できる“バースト″寸法に関連する長期帯域幅
しきい値。

ＢＹＴＥＳ一人力節点が顧客の端末から受取ったパケッ
トのバイト数 ｃ、ＵＮＴ−アキュームレータの値 ＴＩＩＲＥＳＨ−可変しきい値 帯域幅を監視する及びパケットをマークするアルゴリズ
ム（Ａ） それらのアルゴリズムの一つであるアルゴリズム（Ａ）
は第３図に示され、それの図形例は第５図に示される。

アルゴリズム（Ａ）の初期化、 １、アキュームレータ変数ＣをＯとセットする。

２）シきい値変数ＴをＳとセットする。

アルゴリズム（Ａ）のステップ １、各間隔中に、顧客の端末（第３図）から各パケット
を受取ったならば ａ、バイト数変数ＢＹＴＥＳをパケットのバイト数にセ
ットする す、　ｃ、ＵＮＴの値をＴＩＩＲＥＳＨの値と比較して
、以下の動作を行う； ｃ、ＵＮＴ　＜Ｔ）ＩＲＥＳＩ＋ならば、パケットをマ
ークせずに通過させて、ｃ、ＵＮＴの値をｃ、ＵＮＴ　
＋ＢＹＴＥＳ　＋にで置換える； ｃ、ＵＮＴ≧ＴＩＩＲＥＳＩ＋ならば、パケットをマー
クして通過させて、同一のｃ、ＵＮＴ値を保つ。

２）各間隔の終りに（第４図） ａ、　ｃ、ＵＮＴの値をｃ、ＵＮＴ　−Ｃかまたは０の
いずれか大きいものに置換える。

ｂ、　ＴＨＲＢＳＨをｃ、ＵＮＴ　＋　ＳかまたはＭの
いずれか小さいものに置換える。

第５図は縦軸はバイト単位のパラメータにの値、現在の
パケットのＢＹＴＥＳ値、短期しきい値Ｓの値及び長期
しきい値Ｍの値、しきい値変数ＴＨＲＥＳ＋（の値と減
少定数Ｃを表示する。水平軸は等間隔Ｉで時間分割され
ている。間隔工は二つの時刻、例えば時刻ｔｏとｔｌ、
の間の持続時間である。水平軸に沿って数字列があるが
、それの各々は特定の到達するパケットを識別する。

パラメータには第５図に丈夫じりを有する上向きの矢印
で示される。これは仮想接続のすべてのパケットに対し
て一定の値であｈ、典型値は０〜１０００の範囲内にあ
る。このアルゴリズムに従ってパケットが到達するたび
にｃ、ＬＩＮＴはパラメータにの値で増加される。

ＢＹＴＥＳ値は第５図に空の矢じりを有する上向きの矢
印で表わされる。これは、いくつかの到達するパケット
に対して種々の値を持つ、このアルゴリズムによｈ、ｃ
、ＵＮＴはパケットが到達するたびにＢＹＴＥＳ分で増
加される。但し、パケットがマークされる場合は、例外
である。

ｃ、ＵＮＴの累算される値は第５図に水平の太線セグメ
ントで示される。

ＴＩＩＲＥＳｌｌの値は第５図に点線で表示される。

パケットが到達するとき、ｃ、ＵＮＴはＴＩＩ］？ＥＳ
Ｉ＋と比較される。ｃ、ＵＮＴがＴＩＩＲＥＳｌｌより
小さいならば、パケットはマークされなく　、ｃ、ＵＮ
Ｔは増加される。

ｃ、ＵＮＴがＴＩＩＲＥＳＩＩに等しいまたは、それよ
り大きいならば、パケットは、マークされて、ｃ、ＵＮ
Ｔは増加されない。

星印はマークすべきパケットの線（パラメータにとＢＹ
ＴＥＳを表示する）の上にある。それらのパケットは過
度伝送レートで伝送されていると判定されたものである
。

減少定数Ｃは第５図に空の矢じりを有する下向きの矢印
で示される。これは、一定の値であｈ、ｃ、ＵＮＴがゼ
ロ以下に減少されない限り各間隔Ｉの終りに現われる。

また第４図のアルゴリズムでは、ｃ、ＵＮＴとＳの値と
の和はＭの値と比較される。その和がＭより大きいなら
ば、ＴＩＩＲＥＳＨはＭとセットされる。その和がＭよ
り小さい、またはＭと等しいならば、ＴＨＲＥＳＨはｃ
、ＵＮＴとＳの値との和でセットされる。

一旦パケットをマークするかどうかが決定されて、それ
に対応してパケットのヘッダがマークされれば、パケッ
トは第１図の入力節点２０を通過して出力回線と関連す
る出力バッファに入れられる前に、出力制御装置に入る
。なお、パケットは出力回線を通じて伝送される。その
際、マーキング信号のために確保されたヘッダフィール
ドにある情報は、第１図の節点３０と連結されているパ
ケットドロッピング論理回路５３に転送される。パケッ
トドロッピング論理回路５８のより詳細なブロック図は
第６図に示される。

第６図と第７図に現在のパケットをドロップするかどう
かを決定するロジックのブロック図とアルゴリズムが示
されている。上記のパケットは第１図の入力節点３０の
出力バッファまたは第１図の交換節点４０．５０．６０
及び７０のどれかの出力バッファに入力される。

トラヒックは仮想接続沿線の節点３０．４０と６０では
怪ないし中程度であると仮定する。

しかし、交換節点５０でのトラヒックは十分激しく輻輳
状態をひき起こしている。

まず、パケットドロッピング論理回路５３と５４は第７
図のアルゴリズムを実行する。それらは軽く負荷されて
いる節点３０．４０と連結されておｈ、第６図の論理回
路５５と同様である。これらの節点では輻輳がないため
、及びテストされるとき、出力バッファが一杯でないた
め、現在のパケットはマークされたかどうかと関係せず
に、仮想接続に沿って関連する節点の出力バッファに回
されて伝送を待つ。

次にパケットは輻輳している節点５０を通る。パケット
はリード９１を通ってパケットドロッピング論理回路５
５のドロッピング回路９０に入力される。

パケットがリード９３を通って、それの識別されるパケ
ット出力バッファ９２に配置される前、そのバッファは
一杯であるかどうかチェックされる。バッファ９２が一
杯であれば、信号はり−ド９４を通ってドロッピング回
路９０に転送される。パケットがマークされたかどうか
に関係せず、出力バッファ９２が一杯であれば、パケッ
トはドロップされる。

出力バッファが一杯であるかどうかと関係せず、輻輳の
測定がなされる。パケット出力バッファ９２のパケット
数はリード９５を通って輻輳／ｉＰＩ定回路９６に入力
される。同時にプロセッサ実時間の有効性を表す信号は
リード９７を通って輻輳測定回路９Ｂに入力される。

リード９５と９７上の信号に応じて、回路９Ｂはり−ド
９８に信号を発生し、第１図の節点５０での輻輳量を表
示する。リード９８上の輻湊信号とリード９９を通って
人力されるしきい値は、ドロッピング回路９０がマーク
されたパケットをドロップするかどうかを決める。パケ
ットをドロップすべきという信号はリード１００を通っ
て交換節点５０に送出される。

パケットをドロップする信号が現われたら関連したパケ
ットはドロップされるか（マークされたパケットの場合
）または第１図の回線７６による次の伝送のために出力
バッファ９２に配置される（マークされていないパケッ
トの場合）。

上述の処置はマークされたパケットを出力バッファに入
れる前にドロップする。この処置はパケットのドロップ
がバッファへの入力で行われるため、“入力ドロッピン
グと呼ばれる。あるいは、出力バッファにスペースがあ
れば、全てのパケットをそこに入れてマークされたパケ
ットに対して“出力ドロッピングを実施しても良い。即
ち、出力パケットにあるマークされたパケットは、最終
的に待ち行列の先頭まで移動して出力の準備できたとき
、しきい値はチェックされる。その結果に応じて、パケ
ットはドロップされるかまたは伝送される。

輻湊度はマークされていないパケットを通過させるため
に必要とするある程度の資源が節点に用意されていると
保証するように選ばれたしきい値である。出力バッファ
９２に入っているパケット数とプロセッサの利用できる
実時間の量との重みをつけた和は輻湊度を測定するに用
いられる。実時間の量はパラメータにと関連している。

パラメータＫがゼロに等しいならば、実時間は問題にな
らない。その際、出力バッファにあるパケット数は輻湊
度の唯一の表示となる。

節点が輻輳しておｈ、かつパケットがマークされたもの
である場合、パケットがドロップされるため、輻輳はあ
る程度軽減できる。ドロップされるパケットは前に入力
節点３０で過度伝送レートで伝送されていたとマークさ
れたパケットである。

出力バッファが一杯ではない程度の輻輳状態はマークさ
れたパケットだけをドロップすることによって軽減でき
る。この状態では、マークされていないパケットは通過
して目的地に送出される。

従って、輻輳は顧客の協定したあるいは割当てた伝送レ
ートを超えるレートで送信する顧客のパケットをドロッ
プすることによって、だいぶ軽減される。ネットワーク
は、従って、予約された伝送レート以下で送信するすべ
ての加入者に十分サービスできる。

帯域幅を監視する及びパケットをマークする他の方法、
アルゴリズム（Ｂ） 第８図と第９図を参照すれば、そこにはマークすべきパ
ケットを決める他のアルゴリズム及びそのアルゴリズム
が受取ったパケット列に対してどのように動作するか図
示されている。一番目のステップ（マークするステップ
）だけが前述の第３図と第４図に関して説明したアルゴ
リズムと異なる。初期化及びパラメータは同一または類
似の意味をもつが、ｃ、ＵＮＴの新しい値がｃ、ＵＮＴ
値とＴＨＲＥ８＋１値と比較する前に決められる点が異
なる。ＢＹＴＥＳ値とパラメータにとの和は比較する前
にｃ、ＵＮＴに加えられる。次にＣｏυＮＴの値がＴＨ
ＲＥＳＨの値より小さいと判定される時、パケットはマ
ークされずに通過させる。

ｃ、ＵＮＴの現在値は保持される。ｃ、ＵＮＴがＴＨＲ
ＥＳＨに等しいまたはそれより大きいならば、パケット
はマークされてから通過される。

その時、ｃ、ＬＩＮＴの値は１３ＹＴＥＳとパラメータ
にとの和によって引き算される。前述のパケットをマー
クするアルゴリズム（Ａ）と同様にマークされたパケッ
トは過度伝送レートで伝送されているものと見なされる
。

アルゴリズム（Ｂ）の初期化 １、度数計変数ｃ、ＵＮＴをＯとセットする。

２）シきい値変数ＴＩＩＲＥＳＩＩをＳとセットする。

アルゴリズム（Ｂ）のステップ １、顧客の端末から各パケットを受取る各間隔に（第８
図） ａ、バイト計数変数ＢＹＴＥＳをパケットにあるバイト
数にセットする。

ｂ、　ｃ、ｔｌＮＴ　ノ値をｃ、ＵＮＴ　＋ＩＩＹＴＥ
Ｓ　＋Ｋ１．：置換える。

Ｃ，ｃ、ＵＮＴの値をＴＩＩＲＥＳｌｌの値と比較して
以下の動作を行う； ｃ、ＵＮＴ　＜　ＴＩＩＲＥＳｌｌならばパケットをマ
ークせずに通過させる。あるいは、ｃ、ＵＮＴ≧ＴＩＩ
ＲＥＳＩ＋ならば、パケットをマークして通過させて、
　ｃ、ＵＮＴ値をｃ、ＬＩＮＴ　−ｆ３ＹＴＥｓ　−Ｋ
に置換える。

２）各間隔Ｉの終りに（第４図） ａ、ｃ、ＬＩＮＴの値をｃ、ＵＮＴ　−Ｃかまたは０の
いずれか大きいものに置換える。

ｂ、　ＴＩＩＲＩＥＳＩＩをｃ、ＵＮＴ　＋　Ｓかまた
はＭの小さいものに置換える。

第９図は第８図のアルゴリズムにより監視されるパケッ
ト列の結果を示す図である。パラメータにとパケットの
ＢＹＴＥＳを表す。直線の上にある星印は過度レートパ
ケットとマークされるパケットを表示する。

特殊サービスパケットマーキング 一種の新しいサービスは顧客に提供できる。この新しい
サービスの提供は以下の事実にもとすく。

マークされたパケットが輻輳状態あるいはフルバッファ
状態に出会ったら、ネットワークはそれの場所と時間を
問わずにマークされたパケットをドロップするように構
成されている。

この新しいサービスは低価格、いいかえれば、経済的な
レートのサービスである。この経済的なレートのサービ
スを予約あるいは選択すると、顧客は伝送したメツセー
ジが輻輳に出会ったら、目的地に配達されないという恐
れがある。操作装置（顧客の端末かまたは入力節点にあ
る）は、経済的なレートサービスを利用する顧客が送出
した各パケットをマークするようになっている。

従ってマークされたパケットはパケット交換ネットワー
クを通過する際、他のマークされたパケット同様に扱わ
れる。これらのマークされた経済的なレートサービスの
パケットは輻輳点を通るならば、または、ネットワーク
のフルバッファに到着するならば、ドロップされる。す
べての経済的なレートのパケットがマークされたため、
メツセージが繁忙のトラヒック状態では配達されない確
率が高い。

軽トラヒックの時間帯では、輻輳もフルバッファもない
確率は高い。このような時間帯では、メツセージは第１
回目の試みで無事にネットワークを通過する。

この経済的なレートサービスは通信会社にも顧客にも有
利である。顧客は低レート料金により利益を受ける。通
信会社はこのサービスを利用する顧客がすいているトラ
ヒック時間帯に経済的なレートサービスのメツセージを
伝送しようとするために利益を受ける。このすいている
トラヒック時間帯に大部分の会社の装置はおいておｈ、
多くの使われていない容量を利用できる。

輻輳制御 本発明に採用されたアプローチはパケット交換網におけ
る輻輳制御に関する従来の技術に比べて、以下の利点を
有する。まずこのアプローチは顧客に情報スルーブツト
の確保されるレベル及びネットワークに依存しうる余分
の容量（ネットワークの輻輳の瞬時レベルによる）を利
用して確保されるレベルを超えるような情報スルーブツ
トを実現する機会を与える。これは顧客に確保し且つ期
待されるスルーブツトレベル、ネットワークを介して伝
送する情報の完全性及び異なるサービス程度に対してネ
ットワークの提供者に払う対応する料金などのトレード
オフの関係を有する要素に対して柔軟性を与える。

次に、このアプローチはネットワークの提供者に顧客の
需要をかなえるように重要なネットワークの資源を提供
する面においてより大きな柔軟性を与える。ネットワー
クの資源は統計的に予測されたすべての顧客のピークト
ータル需要によｈ、すべての顧客の確保される平均スル
ーブツトによるトータル需要（高いレベルの確実性をも
つ）をかなえるように提供できる。これはネットワーク
の資源を提供する際に要求される保守性を減らし、より
高い平均レベルのネットワークの資源の利用を与える。

最後に第１〜第９図に図示された輻輳制御は分散制御で
あｈ、これは入力節点でパケットを監視、マークする方
法及び輻輳しているすべての節点でマークされたパケッ
トをドロップする方法を用いる。制御は、端末装置で顧
客に採用される操作から除去される。ネットワーク中の
制御の分散はネットワークの節点間の超低遅延信号機構
に対する要求をなくする。過度レートのパケットが入力
節点でドロップされるならば、この要求は必要となる。

端末操作による制御を除去することによって他の制御方
式にある制御方式の完全な端末操作に依存しなくてよい
。制御の分散は制御に強さを与え、過度レートでパケッ
トをみだりに送出する顧客に対してネットワーク及び正
しく使用する顧客にの保証される保護を与える。

以上、過度レートで伝送されている、または、特殊の顧
客から伝送されているパケットを入力節点で受取ったと
き、マークする装置と方法及び輻輳状態の時、マークさ
れたパケットをネットワークのどの節点においてでもド
ロップする装置と方法を説明した。本明細書に記載され
る装置と方法及び他の明らかされた考えられる装置と方
法は特許請求の範囲にあると見なされる。

【図面の簡単な説明】

第１図は音声／データ／ビデオ端末の相互接続とネット
ワーク内の輻輳制御のためのパケット交換網を示す図； 第２図は顧客の伝送レートを監視するための及び顧客の
パケットをマークするための回路構成のブロック図： 第３図は伝送レートが過度となる場合、顧客の伝送レー
トを監視する及び顧客のパケットをマークするアルゴリ
ズムの流れ図； 第４図は、顧客の伝送レートを監視する度数計を周期的
に調節するため及び顧客が選択した伝送レートと関連す
る動的なしきい値を決定するためのアルゴリズムの流れ
図； 第５図は顧客からのパケットの順番に対する第３図と第
４図に示されたアルゴリズムの動作を示す図； 第６図は、ネットワーク内のマークされたパケットをド
ロップする回路構成のブロック図；第７図は、ネットワ
ークが輻輳する場合、マークされたパケットをドロップ
するアルゴリズムの流れ図； 第８図は伝送レートが過度となる場合、顧客の伝送レー
トを監視するための及び顧客のパケットをマークするた
めの他のアルゴリズムの流れ図：第９図は顧客からのパ
ケットの順番に対する第４図と第８図に示されたアルゴ
リズムの動作を示す図である。 出　願　人：アメリカン　テレフォン　アンドＦＩＧ、
２ ＦＩＧ、３ ＦＩｏ、６ ＦＩ（３，７ Ｆｌ（３，８

Claims (5)

【特許請求の範囲】
1. （１）パケット型交換網の交換節点から伝送されるマー
   クされたデータパケットをドロップする輻湊制御型パケ
   ット交換方法において、 ａ、データパケットの伝送を準備するステップ；ｂ、デ
   ータパケットがマークされているかどうかを決定するス
   テップ； ｃ、交換節点の出力での輻湊度を評価するステップ； ｄ、輻湊度が予め決められた値になっているかどうかを
   決定するステップ；及び ｅ、データパケットがマークされて、且つ輻湊度が予め
   決められた値になっているならば、データパケットを伝
   送される前に、ドロップするステップ； を含むことを特徴とする輻湊制御型パケット交換方法。
2. （２）特許請求の範囲第１項に記載の輻湊制御型パケッ
   ト交換方法において、さらに ｆ、データパケットがマークされていないならば、それ
   を出力に回すステップ； ｇ、マークされていないデータパケットと他のデータパ
   ケットとを多重化するステップ；及びｈ、多重化された
   、マークされていないデータパケットと他のデータパケ
   ットをリンクまたは末端線路を通して伝送するステップ
   ； を含むことを特徴とする輻湊制御型パケット交換方法。
3. （３）パケット交換網の交換節点から伝送されるマーク
   されたデータパケットをドロップする輻湊制御型パケッ
   ト交換方法において、 ａ、一人の顧客によって伝送されるデータパケットを分
   離するステップ； ｂ、その顧客の伝送されているデータパケットをマーク
   するステップ； ｃ、その顧客のデータパケットの一つを伝送することを
   準備するステップ； ｄ、そのデータパケットがマークされているかどうかを
   決定するステップ； ｅ、交換節点の出力での輻湊度を評価するステップ； ｆ、節点での輻湊度が予め決められた値になっているか
   どうかを決定するステップ；及び ｇ、データパケットがマークされて且つ輻湊度が予め決
   められた値になっているならば、データパケットをドロ
   ップするステップ； を含むことを特徴とする輻湊制御型パケット交換方法。
4. （４）パケット交換網の交換節点から過度レートで伝送
   されるマークされたパケットをドロップする輻湊制御型
   パケット交換方法において、 ａ、データパケットの伝送を準備するステップ；ｂ、デ
   ータパケットが、過度レートで伝送されているデータパ
   ケットであるとマークされたかどうかを決定するステッ
   プ； ｃ、交換節点の出力で輻湊度を評価するステップ； ｄ、輻湊度が予め決められた値になっているかどうかを
   決定するステップ；及び ｅ、データパケットがマークされて且つ輻湊度が予め決
   められた値になっているならば、データパケットをドロ
   ップするステップ； を含むことを特徴とする輻湊制御型パケット交換方法。
5. （５）複数の受信端末を有するパケット交換接点；少な
   くともひとつのマーキングビットを含むデータパケット
   を順次に伝送するためのそれぞれ一つの異なる受信端末
   と相互接続されている複数の通信路； パケット交換節点の輻湊度に応じて、パケット交換節点
   の輻湊度を表示する信号を発生する手段；及び 発生された輻湊信号としきい値に応じて、マーキングビ
   ットを含むパケットを消去する手段；を含むことを特徴
   とする輻湊制御型パケット交換装置。