KR100235689B1 - 고속 패킷 스위칭 네트워크내 개선된 동적 대역폭 예측 및 적응 에 관한 방법 및 장치 - Google Patents

Abstract

본발명은 신호 근원지(the signal source)의 평균 비트율(mean bit rate)과 접속의 손실 확률(the loss probability)을 연속적으로 모니터링(monitors)하는 동족 대역폭 조정 메카니즘(a dynamic bandwidth adjustment mechanism)을 포함하는 패킷 교환 네트워크에 대한 액세스를 적용 시키기 위한 방법 및 시스템에 관한 것이다, 이들 값들은 노이즈(noise)을 제거하기 위해 필터링되며, 이값은 사전 정의된 허용 적응 영역(a pre-defined acceptable region)내에 있는 평균 비트율과 손실확률 평면 내에 해당하는지 검사하는 데 사용된다. 이 영역 외부에 해당하는 값에 의해 대역폭 적응 조치가 개시되며, 결과적으로 새로운 접속 대역폭이 획득되고, 적응 메카니즘에 대한 새로운 파라미터가 결정된다.

Description

고속 패킷 스위칭 네트워크내 개선된 동적 대역폭 예측 및 적용에 관한 방법 및 장치

본발명은 고속 전송 네크워크(high speed transmission networks)내 트래픽관리 (traffic mamagement)관한 것으로서, 특히 네크워크 내에서 트래픽을 모니터링하고 트래픽을 필터링하며 예약된 대역폭(reserved bandwidth)을 동적으로 조정하기 위한 방법 및 시스템에 관한 것이다.

[기술 및 시장 경향]

일반적 원격통신(telecommunication)특히, 패킷 스위칭 네트워크(packet swit ching networks)는 많은 요소에 의해 그 발전이 추진되며, 그 중에서도 기술과 응용은 특히 중요한 요소이다.

통신 기술은 최근 몇 년 동안 다음과 같은 중요한 발전을 이루었다.

■ 새로운 전송 매체, 특히 광섬유의 발전. 현재는 매우 낮은 비트 에러율(bit error rate)로 고속 전송(high speed rate)이 이루어질 수있다

■ 전용 및 공용 원격통신(private and public telecommunications networks)네트워크에서 디지탈 기술을 사용하는 것이 보편화 됨.

통신 용량(communication capacity)의 증가에 의해 보다 값 싼 요금이 가능해졌으며, 대용량 대역폭이 경제적으로 더욱 더 매력적으로 여겨지게 되었다.

한편, 이들 새롭게 부상한 기술에 따라 이전에는 불가능하였던 다수의 잠재적인 (potential) 애플리케이션들이 이제 실현이 가능해지고 경제적 매력을 갖게 되었다. 이러한 상황에서, 세가지의 원천적인 요구들이 사용자에 의해 제기되었다.

■ 종래의 어플리케이션의 개선

■ 통신 네크워크의 최적화

■ 새로운 어플리케이션의 실행

[고속 패킷 스위칭 네트워크]

현재의 데이터 전송은 어플리케이션에 특정한 초점한 맞추어, 고객 트래픽프로파일(traffic profile)내 기본적 천이(shift)를 통합함으로써 발전하고 있다. 위크스테이션의 발전, 근거리 통신망의 상호 접속, 워크스테이션과 수퍼컴퓨터간의 분산처리, 새로운 에플리케이션, 다양하며 종종 상층되는 다수의 구조-계층 구조 대 동등 구조(peer to peer), 광역 네크워크 대 근거리 네트워크, 음성 대 데이터-들의 통합에 의해 촉진됨으로써 데이터 프로파일은 대역폭을 더 많이 소비하게 되고 버스티(bursty)한 특성을 가지며 비결정적(non-deterministic)으로 되고 더 큰 접속을 요구한다. 상기에 기초하여, 호스트, 상업용과 공업용 위크스테이션, 터미날 및 중간 파일 서버(servers)에 소형으로 부착된 채널중 근거리 통신망, 음성, 비디오 및 트래픽을 고속 네크워크를 통해 전송할 수 있는 분산 컴퓨팅 애플리케이션을 지원하려는 강한 요청이 있다. 고속 다중-프로토콜 네트워크의 전망(vision)은 고속패킷 스위칭 네크워크 구조의 원동력으로서, 이러한 구조에서는 노드와 링크의 공통세트(a common set)를 통해 데이터, 음성 및 비디오 정보가 디지털로 인코드되고, 소형 패키킷으로 세분되어 전송된다.

이들 새로운 네크워크 구조에 대해 고속 회선 상에서 혼합형 트래픽 스트림들을 효율적으로 전송한다는 것은 성능 및 자원 소모에 관한 일련의 요건을 의미하며, 이는 다음과 같이 요약될 수 있다.

■ 광범위한 접속성(connectivity) 옵션들을 지원하기 위한 상당한 우연성

■ 매우 많은 처리량을 매우 짧은 패킷 프로세싱 시간(processing time)

■ 효율적인 흐름 및 과잉밀집 제어(flow and congestion control)

[접속성]

고속 네트워크에 있어서, 노드는 전체적인 접속성(total connectivity)을 제공하여야 한다. 이는 시스템 공급자(vendor)혹은 프로토콜에 관계없이 사용자 장치를 부착하고, 최종 사용자가 임의의 다른 장치와 통신할 수 있는 기능을 포함한다. 네트워크는 데이터, 음성, 비디오, 팩스, 그래픽, 혹은 이미지 등을 포함한 임의의 타입(type)의 트래픽을 지원해야만 한다. 노드들은 모든 공통의 전송 설비들을 이용할 수 있어야 하며, 다수 프로토콜에 적합하여야 한다. 필요한 모든 변환들은 자동적으로 이루어지고 최종 사용자에게 투명(transparent)해야만 한다.

[처리량 및 프로세싱 시간]

고속 패킷 스위칭 네크워크의 핵심 요건중 하나는 실시간 운송 조건(real time delivery constraints)을 만족시키며, 음성과량을를 전송(transport)하는 데 필수적인 높은 노드당 처리량을 달성하기 위해 종단간(end-to-end)지연을 감소시키는 것이다. 링크 속도의 증가는 통신 노드들의 처리속도의 증가와 비례 하지 않기 때문에, 고속 네트워크에 대한 근본적인 과제는 각 노드내 패킷 프로세싱 시간을 최소화하는 것이다. 프로세싱 시간을 최소화하며 고속/저 에러율 기술을 최대한 이용하기 위해, 새로운 고 대역폭 네크워크 구조에 의해 제공되는 대부분의 전송 및 제어 기능들은 각각의 종단 단위로 수행된다. 흐름 제어, 특정한 경로 선택 및 대역폭 관리 프로세스는 네트워크의 액세스 포인트(the access point)에 의해 관리되며, 결과적으로 중간 노드의 감지(aware ness)와 기능을 모두 감소시킨다.

[과잉밀집 및 흐름 제어]

통신 네트워크들은 효율적인 패킷 전송을 보장하기 위해 스스로 사용할 수 있는 제한된 자원을 갖는다. 효율적인 대역폭 관리는 네트워크를 완전히 이용하기 위해 필수적이다. 바이트당 전송 비용이 매년 계속해서 떨어지고 있기는 하지만, 대역폭에 대한 요구가 중가함으로써 전송 비용은 여전히 미래의 원격통신 네트워크를 운용하는 데 있어서 주 비용이 될 가능성 있다. 따라서, 흐름 및 과잉밀집 제어 프로세서, 대역폭 예약 메카리즘, 네트워크 대역폭을 관리하기 위한 경로지정 알고리즘을 설계하는 데 상당한 노력이 기울여져 왔다.

이상적인 네트워크는 이 네트워크에 제공되는 트래픽에 정비례하는 유용한 트래픽을 네트워크가 최대 전송 용량에 도달할 때까지 전송할 수 있어야 한다. 이러한 한계 이외에도, 네트워크는 요구의 종류에 상관없이 자신의 최대 용량으로 동작할수 있어여 한다. 실제로, 동작은 몇가지 이유 때문에 이상과는 차이가 있으며, 이 이유들은 모두 과부하된 환경에서의 자원의 비효율적인 할당과 관련되어 있다.

만족스러운 동작을 위해, 네트워크는 과잉밀집을 회피하도록 구현되어야만 한다, 가장 간단한 솔루션은 네트워크 동작이 과잉밀집과은 거리가 있는 동작 영역내에 위치 되도록 충분히 큰 사이즈(over-sizing)의 장치로 구성하는 것이다. 통상적으로, 이 솔루션은 비용이라는 결정적인 이유로 채택되지 않기 때문에 몇가지 예방적인 척도를 적용할 필요가 있으며, 그 중에서도 주요한 것으로는

■ 수신자는 수신하기에는 적합한 속도로 호출 가입자(calling subscriber)의 출력 데이터 속도(emitting date rate)를 조절하기 위한 흐름 제어와,

■ 자원의 과부하를 회피하기 위해 네트워크내 존재하는 패킷 수를 전역적으로 제한하기 위한 부하 조절과,

■ 특정 자원에 지역적 과잉밀집에 회피하기 위해 네트워크 내의 모든 링크들로 트래픽을 공정하게 분산시키기 위한 부하 균형 등이 있다

[과잉밀집 제어]

[트래픽 특성]

패킷 통신 네트워크에서 과잉밀집을 회피하고 충분한 트래픽 흐름을 보장하기 위해, 패킷 진행에 기초하여 패킷 근원지의 네트워크에 대한 엑세스를 제어하는 것이 일반적이다. 트래픽 액세스를 성공적으로 제어하기 위해,트래픽을 전달하기 에 적합한 대역폭을 제공하도록 먼저 트래픽을 정확하게 특성화하는 것이 필수적이다. 근원지 대역폭 요구를 정확하게 판단할수 있는 간단한 측정법이 더비 등(Derby et al)에 의한“A Method for Capturing Traffic Behavior with Simple Measutements”이란 명칭의 미국 특허 제 5,274,625 호에 개시되었다. 이 출원에서 트래픽을 특성화하는데 사용된 파라미터는 다음과 같다.

■ R, 매초당 비트 단위인 인입 트래픽(incoming traffic)의 피크 비트율.

■ m, 매초당 비트 단위인 인입 트래픽의 평균 비트율.

■ b, 초 단위인 트래픽의 평균 버스트 지속기간,

그러나, 실제 버스트 지속기간을 사용하기 보다는, 지수 치환(exponential substitution)으로 지칭되는 기법이 계산에 사용되며, 트래픽 전형적인 (a well behaved)지수적으로 분산된 온/오프 프로세스이면, 등가 버스트 지속기간은 동일한 패킷 손실 확률을 나타낸다. 이와 같은 지수적 프로세스와 상당한 차이가 있는 트래픽에 있어, 이 등가 버스트 지속기간이 실제 트래픽의 특성을 훨씬 정확하게 나타내므로, 동일한 전송 설비 상에서 고밀도의 트래픽 전송이 가능하게 된다.

[리키 버킷(leaky bucket)]

측정된 파라미터들은 실제 트래픽 동작이 초기의 가정들과 현저히 다를 때 신호 근원지의 네트워크에 대한 액세스르 제어하는데 사용된다. 리키 버킷 메카니즘은 트래픽은 초기의 가정을 벗어날 때 네트워크에 대한 액세스를 제어하기 위한 한 가지 기법이지만, 이 트래픽이 이 초기 가정들에 내에 남아 있는 경우에도 네트워크에 대한 투명한 액세스를 허용한다. 이와 같은 리키 버킷 메카니즘이 아마디 등(Ahmadi et al)에 의한 “Rate-based Congestion Control in Packet Communications Networks”라는 명칭의 미국 특허 제 5,311,513호에 개시되어 있다. 보다 상세히 설명하면, 이 어플리케이션의 리키 버킷 메카니즘은 주어진 시간에 전송된 레드 패킷 수(the number of red packets)를 최소한으로 하면서 고정된 시간 주기 내에 전송될 수 있는 우선 순위가 낮은 패킷 수를 제한함으로써, 우선 순위가 낮은 패킷에 의해 네트워크가 포화 상태로 되는 것을 방지한다. 이와 같은 리키 버킷 제어 메카니즘은 패킷 네트워크의 우선 순위가 낮은 처리량(throughput)을 최적화한다. 물론, 우선 순위가 높은 트래픽은 리키 버킷 메카니즘에서 조금도 지연되지 않고 전송된다.

[트래픽 모니터링]

상기 기술된 메카니즘들은 상기 트래픽이 합리적으로 잘 동작하고 초기에 가정된 트래픽 파라미터들의 부근 내에 있는 경우에만 트래픽을 제어하는데 적합하다. 그러나, 트래픽 관리 시스템은 잘 동작하지 않고 초기에 가정된 트래픽 파라미터로부터 일탈된 트래픽을 처리하도록 구성되어야 한다. 이와 같은 일탈이 어느 정도의 시간 동안 유지된다면, 새로운 트래픽 파라미터들은 수용하 기 위해 새로운 접속대역폭이 그 접속에 할당되어야 한다. 트래픽 동작의 급격한 변화에 제어 시스템을 이와 같이 적용시키면 트래픽 동작의 과도적 변화들을 보다 장시간의 변화들과 분리하기 위해 트래픽 측정값을 필터링하고, 초기에 가정된 트래픽 파라미터가 유지 될 수 있는 영역과 새로운 접속 대역폭이 요구되어야 하는 영역을 합리적으로 판단해야 하는 문제들이 존재한다. 실제로 트래픽에 대해 지나치게 큰 대역폭이 할당되면 접속 자원이 낭비되고, 지나치게 작은 대역폭이 할당되면 과도한 패킷 손실이 발생된다. 부수적인 문제들로는 적용 프로세스를 용이하게 구현할수 있는가 하는 문제와 구현시 합당한 정도의 연산 요건이 요구되는가에 관한 문제들을 포함한다.

[대역폭 측정 및 적용]

더비 등(Derby et al)에 의한“Dynamic Bandwidth Estimation and Adaption for Packet Communication Networks”이라는 명칭의 미국 특허 제 5,359,593 호에는 적응이 요구되지 않고 외부에 대해서는 새로운 대역폭 할당이 요구되어야 하는 영역을 정의함으로써 트래픽 파라미터에서의 변화에 대한 트래픽 제어 시스템의 동적 적응이 개시된다. 특히, 대역폭이 요건이 조정된다.

■ 원하는 최대 패킷 손실 확률이 초과하거나 또는 해당 접속 상의 트래픽이 전송 설비를 공유하는 다른 접속에 부당하게 간섭하기 시작하는 것으로 측정되면 상향(upward).

■ 모든 접속에 대해 임의의 서비스 품질(quality of service)의 보증을 위반하지 않으면서도 접속 사용자 및 네트워크 균형에 대해 현저한 대역폭 절약이 실현될 수 있으면 하향(downward).

적응 영역에 대한 이러한 한계들은 유효 평균 버스트 지속기간 b와 유효 평균 비트율 m의 값으로 변환된다. 측정된 유효 평균 버스트 지속기간과 유효 평균 비트율은 필터링되어, 이 필터링된값들이 통계적으로 신뢰할수 있는지, 즉, 결과적으로 사전 선택된 신뢰 레벨(confidence level)을 보증하기에 충분한 횟수의 원시 측정(raw mea surement)이 관여되었는지 보증한다. 이 원시 측정의 최소 횟수는 원시 측정을 수집하는 데 요구되며, 트래픽의 평균 비트율로 주어지는 시간의 양을 결정한다. 이 측정 시간은 리키 버킷에 대한 인입 데이터 스트림의 통제와 이 인입 트래픽 상의 리키 버킷의 영향의 측정하는 데 사용될 수있다. 인입 트래픽 상의 리키 버킷의 영향의 측정은 리키 버킷이 제공된 트래픽내 변동, 즉, 패킷손실 확률을 얼마나 잘 처리하는지에 대한 척도를 허용한다. 트래픽 파라미터들이 원하는 적응 영역밖에 해당할 때, 새로운 접속은 트래픽 파라미터내 변화를 수용하기 위해 다른 대역폭으로 새로운 접소깅 요구된다.

더비 등(Derby et al)에의한 “Dynamic Bandwidth Estimation and Adaption for Packet Communication Networks”이라는 명칭의 미국 특허 제 5,359,593 호에 개시된 적용 메카리즘은 제공된 트래픽 변동들이 사소하고 느릴 때 연속적으로 합리적 트래픽 관리 방안을 보장한다. 그러나, 이 메카니즘은 트래픽 변동들이 더욱 현저하고 빠를 때 몇 가지 한계들을 나타낸다. 이때 적응 메카니즘은 수렴을 위해보다 긴 시간을 필요로 하며 결과적으로 네트워크 상의 대역폭의 예약 초과(over reservation) 혹은 예약 미달(under reservation)을 나타나게 된다,

적응 메카니즘의 두 번째 한계는 실제 통상으로 그러하듯이 단일 프로세서에 의해 한 개를 초과하는 접속이 모니터링될 때 나타난다. 몇몇 접속들은 주어진 시간 주기 내에 다른 접속들보다 많은 대역폭 적응을 요구할 수 있다. 프로세서의 제한된 프로세싱 능력으로 인해 공정성이 상실될 수 있으며, 이는 다른 접속들에 치명적이다.

본 발명의 목적은 크고 빠른 트래픽 변동에 대해 대역폭을 동적으로 예측하고 적응시키기 위한 미국 특허 제 5,359,593 호에 개시된 메카니즘을 개선하기 위한 것이다.

본발명은 근원지 노드로부터 목적지 노드로 디지털 트래픽 전송하기 위한 전송 링크와 상호 접속된 다수의 노드를 포함하는 패킷 스위칭 통신 네크워크에 대한 동적인 적응 액세스 방법 및 시스템에 관한 것이다.

이 방법은,

■ 상기 근원지 노드로부터의 트래픽의 평균 비트율 mn을 측정하는 단계와,

■ 리키 버킷 제어 회로에 의해 상기 근원지 노드로부터 네트워크 내로 상기 트래픽의 흐름을 제어하는 단계와,

■ 상기 리키 버킷 제어 회로에 의해 상기 네트워크 내로 도입된 패킷의 손실 확률을 측정하는 단 계와,

■ 상기 동시 발생한 평균 비트율과 손실 확률 측정의 값에 대한 적응 영역을 정의하는 단계와,

■ 상기 적응 영역밖에 해당하는 상기 평균 비트율과 손실 확률 측정의 쌍에 응답하여, 상기 근원지 노드와 상기 목적지 노드간 접속에 할당된 대역폭을 변경하는 단계를 포함하며,

여기서 상기 적응 영역을 정의하는 단계는,

■ 다음의 관계식을 만족하는 상기 평균 비트율 m_n과 상기 패킷 손실 확률ζ_n의 값에 대한 경계를 결정하는데 단계를 포함한다.

여기서,

은 상기 손실 확률 측정치 부근의 크기 영역값의 오더(order)를 갖는 상수이며,

γ는 접속에 할당된 대역폭의 양이고,

상기 접속에 할당된 대역폭을 변경하는 단계는,

■ 다음의 경우 대역폭의 양γ를 증가시키는 단계와

■ 다음의 경우 대역폭의 양 γ를 감소시키는 단계,

및

를 포함한다.

제1도는 본 발명에 따른 동적 트래픽 관리 메카리즘의 개략적 표현을 도시한 도면.

제2도는 본 발명에서 제시된 노드들을 포함하는 통상적인 고속 패킷 스위칭 네트워크의 모델을 도시한 도면.

제3도는 본 발명에 따른 고속 노드를 상술한 도면.

제4도는 본 발명에 따른 적응 영역의 평균 비트율/유효 버스트 지속기간 평면내에서, 새로운 접속 피라미터가 기존의접속에 대해 요구된 영역 이외의 적응 영역을 도해적으로 나타낸 도면

제5도는 제4도에 도시된 적응 영역을 사용하여 대역폭을 동적으로 적응시키기 위한 프로세스 플로우챠트를 도시한 도면.

제6도는 본 발명에 따른 감독 모듈(the supervision module)에 의해 구현된 흐름 제어를 도해적으로 나타낸 도면.

제7도는 본 명의 동적 트래픽 관리 메카리즘을 사용하여 초기의 접속과 동적으로 변화된 접속들을 설정하는데 사용될 수 있는 접속 요구 메시지를 도시한 도면.

* 도면의 주요부분에 대한 부호의 설명

101 : 토폴로지 데이터베이스 102 : 경로 선택 제어기

103 : 접속 에이전트 104 : 예측 및 적응 모듈

105 : m 필터 106 : 평균 비트율 측정

107 : 리키 버킷 모듈 108 : 레드 표시 확률 측정

109 : ζ필터 114 : 감독 모듈

[고속 통신]

제2도에 도시된 바와 같이, 통상적인 통신 시스템의 모델은 전용 회선, 서비스가 제공된 캐리어, 혹은 공용 데이터 네트워크를 사용하여 고성능 네트워크(200)를 통해 통신하는 소정의 사용자 네트워크(212)로 구성된다. 각각의 사용자 네트워크는 통신 프로세서와, 상업용 서버(213)로서 사용하는 대용량 컴퓨터, LAN(근거리 통신망 : Local Area Networks)(214)상에 부착된 위크스테이션 혹은 개인용 컴퓨터를 사용하는 사용자 그룹, 애플리케이션 서버(215), PBX(사설 구내 교환설비 : Private Branch eXchange)(216)혹은 비디오 서버(217)와 상호 접속하는 링크(211)의 세트로서 기술될 수 있다. 상이한 설정(different establishments)으로 산개된(dispersed) 이들 사용자 네트워크는 광대역 전송 설비들을 통해 접속될 필요가 있고, 상이한 방안들이 데이터 전송을 조직하기 위해 사용될 수있다. 소정의 구조들은 각각의 네트워크 노드에서 데이터 무결성(integrity)에 대해 체크를 수행하므로 전송이 느려진다. 다른 구조들은 본질적으로 고속 데이터 전송를 추구하며, 이것을 위해 노드 내의 전송, 경로지정, 스위칭 기법은 패킷 흐름이 가능한 가장 높은 속도로 그 최종 목적지까지 도달할 수 있게 프로세스하도록 최적화 된다.

본 발명은 본질적으로 후자의 카테고리에 속하며, 특히 이하 기술되는 고속 패킷 스위칭 네트워크 구조에 관한 것이다.

[고성능 패킷 스위칭 네트워크]

제2도의 개괄도의 여덟 개의 노드(210 내지 208)들을 포함하는 고속 패킷 스위칭 전송 시스템을 도시한 도면으로서, 각각의 노드는 트렁크(Trunks)(209)로 지칭되는 고속 통신 선로에 의해 상호 접속된다. 사용자에 의한 고속 네트워크로의 액세스(210)는 주변에 위치한 액세스 노드(202 내지 205)들을 통해 실현한다. 이들 액세스 노드들은 한 이상의 포트(ports)를 포함하며, 이들은 제각기 네트워크에 대한 표준 인터페이스를 지원하는 외부 장치를 부착하고 다른 외부 장치로부터의 사용자 데이터 흐름을 네트워크 간에 전송하는 데 필요한 변환을 수행하는 액세스 포인트(access point)를 제공한다. 예를 들어, 액세스 노드(202)는 세 개의 포트를 통해 사설 구내 교환설비(pbx), 애플리케이션 서버, 허브와 제각기 인터페이스하며, 인접한 중계 노드(transit nodes)(201, 206, 208)들에 의해 네트워크를 통해 통신한다.

[스위칭 노드]

각각의 네트워크 노드(201 내지 208)는 인입 데이터 패킷들이 선택적으로 발신 트렁크 상에서 인접 중계노드로 경로지정 되는 포인트(Routing Point)를 포함한다. 이와 같은 경로지정 결정들은 데이터 패킷의 해더(header)내의 포함된 정보에 따라 행해진다. 기본적인 패킷의 경로지정 기능외에도, 네트워크 노드들은 또한 다음과 같은 부수적인 서비스를 제공한다.

■ 해당 노드에서 발신된 패킷에 대한 지정 경로의 결정

■ 네트워크 사용자와 자원에 관한 정보의 검색(retrieve) 및 갱신과 같은 디렉트리 서비스(directory services)

■ 링크 이용 정보를 포함하는 물리적 네트워크 토풀로지(the physical network topology)에 대한 지속적인 관찰

■ 네트워크의 엑세스 포인트에서 자원의 예약

각각의 포트는 다수의 사용자 프로세싱 장치에 접속되며, 각각의 사용자 장치는 제각기 또다른 사용자 시스템으로 전송될 디지털 데이터의 근원지 혹은 또다른 사용자 시스템으로부터 수신된 디지텔 데이터를 소비하기 위한 데이터 싱크(data sink)중 하나, 또는 통상적으로 이들 모두를 포함한다. 사용자 프로토콜을 해석하고, 사용자 데이터를 패킷 네트워크(200)상에 전송하기에 적합하게 포맷된 패킷으로 번역(translation)하고 이들 패킷을 경로지정 하기 위한 헤더를 생성하는 일은 포트에서 작동하는 액세스 에이전트(an Access Agent)에 의해 수행된다. 이 헤더는 제어 필드 및 경로지정 필드로 구성된다.

■ 경로지정 필드(Routing Fields)는 패킷을 네트워크(200)을 통해 주소 지정된 목적지 노드로 경로지정하기 위해 필요한 모든 정보를 포함한다. 이들 필드는 지정된 경로지정 모드(routing mode)에 따라 소정의 포맷을 구비할 수 있다.(접속 지향형 모드 혹은 비접속 경로지정 모드).

■ 제어 필드(Control Fields)는 다른 것들 보다도, 경로지정 필드를 해석하는데 사용되는 인코드된 프로토콜의 식별 정보를 포함한다.

[경로지정 포인트]

제3도는 제2도에 도시된 네트워크 노드(201 내지 208)에서 발견될 수 있는 것 같은 통상적인 경로지정 포인트(300)의 개략적인 블록도를 도시한다. 경로지정 포인트(a Routing Point)는 경로지정 포인트에 도달하는 패킷이 인입하는 고속 패킷 스위치(302)를 포함한다. 다음과 같은 패킷들이 수신된다.

■ 트렁크 어댑더(Trunk Adapters)(304)를 경유하며 고속 전송 링크(303) 상의 다른 노드들로부터

■ 포트(301)로 지정되는 애플리케이션 어댑터를 경유하며 사용자로부터

패킷 해더내 정보를 이용하여, 어댑터(304,301)는 어느 패킷이 스위치(302)에 의해 노드를 떠나 국부적 사용자 네트워크(307) 혹은 전송 링크(303)로 경로지정될지를 결정한다. 어댑터(301과 304)는 스위치(302)상에 이들 패킷이 도달하기 전에 혹은 도달한후 패킷를 큐(queue)로서 저장하기 위한 큐 회로(queueing circuit)를 포함한다.

루트 제어기(the Route Controlller)(305)는 사용자에 의해 지정된 주어진 세트의 서비스를 만족하거나 혹은 통신 경로를 설정하는데 사용되는 네트워크 자원의양을 최소화하도록 네트워크(200)를 통한 최적 경로를 계산하다. 이어서, 루트 제어기(305)는 경로지정 포인트에서 생성되는 패킷의 헤더를 구축한다. 최적화 기준(the optimization criterion)은 중간 노드의 갯수, 접속 요구의 특성, 경로내 트렁크의 용량 및 활용도, 이 접속에 대해 지정된 서비스 품질 등을 포함한다.

경로지정에 필수적인 모든 정보 및 노드와 상기 노드에 접속된 전송 링크에 대한 모든 정보는 네트워크 토폴로지 데이터베이스(Network Topology Database)(306)내에 포함한다. 정상상태(steady state)조건하에서, 모든 경로지정 포인트는 네트워크에 대해 동일하게 관찰한다. 네트위크 토폴로지 저보는 새로운 링크가 활성화되었을 때, 새로운 노드가 네트워크에 추가되었을 때, 링크 혹은 노드가 제거(drop)되거나 또는 링크 로드가 상당히 변화되었을 때 갱신된다. 이와 같은 정보는 자원이 부착된 네트워크 노드에서 발신되며, 제어 메시지에 의해 다른 모든 경로 서버와 교환되어 경로 선택에 필요한 최신 토플로지 정보를 재공한다(이러한 데이터베이스의 갱신은 네트워크의 최종 사용자 사이에서 교환되는 데이터 패킷과 배우 유사한 패킷으로 전달된다.) 계속적인 갱신을 통해 네트워크 토폴로지가 모든 노드에서 현재 상태로 유지된다는 사실을 인해 최종 사용자의 논리적 접속을 손상(disrupt)하지 않고도 동적 네트워크 재구성(recon figuration)이 가능하게 된다.

패킷 경로지정 포인트에 대한 인입 전송 링크는 근거리 사용자 네트워크(210)내 외부 장치로부터의 링크 혹은 인접한 네트워크 노드로부터 링(트렁크)를 포함할 수 있다. 어느 경우에는 상기 경로지정 포인트은 동일한 방식으로 동작하며, 각각의 데이터 패킷을 수신하여 패킷 헤더내 정보가 지시하는 바에 따라 또다른 경로지정 포인트로 전송한다. 고속 패킷 스위칭 네트워크는 단일 패킷의 지속기간을 제외하고는 해당 통신 경로에 대해 어떠한 전송설비 혹은 노드 설비로 전용하는 일 없이 임의의 두 최종 사용자 간의 통신이 이루어지도록 한다. 이러한 방법으로, 각각의 통신 경로에 대해 전용 전송 링크을 사용할 때 가능했던 것보다 현저히 많은 트래픽을 전송하도록 패킷 네트워크의 통신 설비의 활용이 최적화된다.

[네트워크 제어 기능]

네트워크 제어 기능들은 물리적 네크워크의 자원을 제어, 할당, 및 관리하는 것이다. 각각의 경로지정 포인트는 경로 제어기(305)내 전술한 기능(the foregoing functions)들의 세트를 구비하여, 사용자 애플리케이션 간의 접속 설정과 유지를 용이하게 하는데 이것을 사용한다. 특히, 네트워크 제어 기능들은 다음을 포함하다.

■ 디렉토리 서비스

·네트워크 사용자와 네트워크 자원에 대한 정보를 검색 및 유지

■ 대역폭 관리

·대역폭 예약 및 유지 메시지를 처리

·링크 상의 현재 예약 수준을 모니터링

■ 경로 선택

·접속 요건 및 현재 링크 사용 레벨을 고려하여 각각의 새로운 접속에 대한 최상 경로를 선택

■ 제어 시장 트리(Control Spanning Tree)

·네트워크 노드 사이의 경로지정 트리를 설정 및 유지

·링크 사용을 포함한 제어 정보를 (병렬로) 분배하기 위해 이를 사용

·새로운 네트워크 구성 혹은 링크/노드 실패(failure)를 갖는 노드의 토폴로지 데이터베이스를 갱신

■ 토폴로지 갱신

·모든 노드 내에서 확장 트리를 사용하여 논리적 네트워크와 물리적 네트워크(링크 사용 정보 포함)에 대한 정보를 분배 및 유지

■ 과잉밀집 제어(congestion control)

·호출 설정시에 설정된 네트워크의 사용자와 네트워크 간의 대역폭 예약동의를 실행.

·접속이 유지되는 동안 필요하면 실제 대역폭을 평가하고 예약을 조정

[과잉밀집 제어]

네트워크 제어 기능은 일정 수준의 서비스 품질을 제공하며, 요구가 있을시 네트워크를 통해 설정된 모든 트랜스포트 접속에 대한 대역폭 보증을 제공한다. 지정된 대역폭으로 트랜스포트 접속이 설정됐을 때, 네트워크 접속 개시자 (initiator)사이의 상호 작용은 이 접속에 대해 보증된 대역폭이 예약되거나 혹은 네트워크 자원의 부족 때문에 접속이 차단되든지 하나가 된다. 설정 완료되고 전송이 시작되면, 과잉밀집 제어 매카니즘은 자신의 버스트를 제어하며 링크에 대한 소정의 장기 평균 비트율을 보증함으로써 네트워크로 들어가는 트래픽이 할당된 대역폭 내에 있는 것을 보증한다. 접속 설정시 접속이 필요한 대역폭을 규정할 때, 접속은 자체적인 과잉밀집 제어 메카니즘을 필요로 하며, 자체적인 네트워크 접속이 할당된다.

기본적인 방어적 과잉밀집 제어 방안(strategy)은 제한된 지연과 중간 노드내에서 매우 작은 가능성(10^-6오더)을 갖는 패킷 손실로 네트워크를 통과할 수 있는 트래픽의 예약된 레벨을 사용자에 보증하는 각 접속의 액세스 노드에서 리키 버킷 동작으로 구성된다. 패킷 손실이 낮거나 전혀 없게 하는 가정 용이한 방법은 사용자 접속의 전체 대역폭을 예약하는 방법일 것이다. 그러나, 버스트 특성를 갖는(bursty) 사용자 트래픽에 대해, 이러한 접근법은 네트워크 전체에 걸쳐 상당한 양의 대역폭을 낭비할수 있다. 그러므로, 한가지 접근법은 사용자가 필요로 하는 “등가 용량”에 해당하는 대역폭 양을 예약하는 것이다.

기본적인 아이디어는 예약 메카니즘이 근원지 특성에 관한 지식과 네트워크 상태에 관한 지식으로부터 예약의 레벨을 추출하는 것이다. 이 예약 레벨은 사용자에 의해 요구된 평균 대역폭 접속의 최대 용량 사이의 소정의 값으로 된다. 다수 버스트 접속에 있어, 이 예약 레벨은 낮은 버스트 접속에 대해 동일한 버림 확률(the same discard probability)을 보증하기 위한 것보다 높은 레벨이 필요하다.

대부분의 트래픽은 대역폭이 예약된 접속 상에서 흐르기 떼문에, 필요한 대역폭을 스스로 예측할 수 없는 사용자를 위해 필요한 대역폭을 예측하는 것이 필수적이다. 예를 들어, LAN 서버로부터 네트워크 진입하는 트래픽에 대해 필요한 대역폭을 정의하는 것이 사용자에게는 매우 어려운 것일 수 있다. 그러므로, 사용자 트래픽과 링크의 활용도를 예측하며, 사용자 대역폭 요건에 있어 검출된 변화에 대해 리키 버킷 파라미터을 언제 어떻게 변화시킬지를 결정하기 위해 어떤 수치를 측정하고 어떤 필터를 사용할지를 결정하기 위해 상당한 연구가 행해졌다. 과잉밀집 제어 메카니즘은 사용자 트래픽 스트림을 모니터링하며, 사용자 요구의 증가로 손실 확률을 보증하거나 혹은 사용자 요구의 감소로 대역폭을 더욱 효율적으로 사용할 필요가 있을 때, 예약된 대역폭 변화시킨다. 이 시점에서, 대역폭을 현저하게 변화시키게 되면 네트워크 간에 새로운 경로 선택 및 대역폭 유지 운용 흐름이 필요하게 되고, 빈번하게 변화시키면 네트워크 쓰레싱 조건(a network thrashing condition)을 야기할 우려가 있음을 주지하여야 한다.

[접속요구]

패킷을 네트워크를 상에 전송하기 위해, 근원지 노드로부터 목적지 네트워크를통해 패킷을 전송하기 위한 알맞은 경로 또는 알맞은 루트(route)를 계산할 필요가 있다. 이 루트 상의 임의의 링크에 오버로드(overload)를 방지하기 위해, 상기 루트는 새로운 접속을 보증하는 알고리즘에 일치하도록 계산된다. 이와 같은 알고리즘 중 하나가 아마디 등(Ahmadi et al)에 의한 ＂Mathod and Apparatus for Optimum Path Selection in Packet Transmission Networks＂ 라는 명칭의 미국 특허 제 5,233,604 호에 개시 되었다. 이와 같은 루트가 계산되고 나면, 계산된 루트에 따라, 새로운 접속을 반영하도록 해당 루트를 따라 각각의 링크의 대역폭 점유를 갱신하여 네트워크 상에 접속 요구 메시지가 개시된다.

제7도는 이전에 계산된 루트에 따라 근원지 노드로부터 목적지 노드로 도착될 수 있는 접속 요구 메시지를 도시한 도면이다. 접속 요구 메시지는 경로지정 필드(700)를 포함하며, 경로지정 필드(700)는 이전에 계산된 루트에 따라 접속 요구 메시지를 전송하는데 필요한 정보를 포함한다. 또한 새로운 패킷 근원지의 중요한 통계적 특성을 특성화하고 이러한 새로운 근원지가 상기 루트의 각각의 링크 상에서 이전에 존재하는 신호와 통계적으로 다중화되도록 하는 접속요구 백터(701)가 접속 요구 메시지 내에 포함된다. 이하 상세히 기술되는 바와 같이 , 상기 접속 요구 백터는 상기 패킷 근원지를 적절하게 특성화하는데 필수적인 파라미터를 상대적으로 적게 포함한다. 아마디 등 (Ahmadi et al)에 의한 ＂Rate-based Congestion in Packet Communications Networks＂ 라는 명칭의 미국 특허 제 5,311,513호에 기술된 바와 같이, 이들 파라미터들은 다음을 포함할 수 있다.

■ R : 근원지에 대한 최대 비트율

■ m : 상기 비트율의 평균

■ b : 상기 근원지로부터의 패킷의 등가 버스트 지속기간

접속 요구 백테내 값들은 각각의 루트의 링크를 검사하여 새로운 접속이 실제로 해당 링크에 의해 지월될수 있는지를 결정하고 , 새로운 접속의 부가를 반영하는 링크에 대한 링크 점유 거리(link occupancy metric)를 각각의 링크에 대해 별도로 갱신하는데 사용된다. 상기 루트가 계산되기 때문에 링크 점유가 변화되면, 접속은 루트를 따라 임의의 노드에서 거절될 수 있고, 근원지 노드는 이 거절을 통보 받을 수 있다. 마지막으로, 제어 필드(702)는 접속을 설정하는데 사용된 부가적인 정보를 포함하지만, 이는 본 발명에 해당되지 않으므로 본 명세서에서는 더 이상 논의되지 않을 것이다. 접속이 거절될 때, 제7도와 동일한 포맷을 갖는 접속 제거 메시지는 제거될 접속 루트를 따라 전송된다. 그러면, 각 링크의 링크 점유는 제거된 접속에 대한 거리를 치환함으로서 이접속의 제거를 반영하도록 갱신된다.

[근원지 대역폭 관리]

네트워크(200)에 적용될 사용자 트래픽의 각각의 근원지에 대해 제1도에 도시된 근원지 대역폭 관리 시스템이 제공된다. 이들 대역폭 관리 시스템 액세스 노기드에 내에 위치되고, 이와 같은 시스템 중 하나는 두 개의 통신 사용자 사이의 각 전송 방향에 대해 제공된다. 이와 같은 시스템은 고정 배선된 회로 소자(hard-wired circuit compo nents) 로서 실현될수 있지만, 바람직한 실시에는 프로그램된 컴퓨터를 사용하는데, 이는 개선을 수용하고 트래픽 패턴 내의 변화를 반영하도록 더욱 쉽게 변형되기 때문이다.

제1도에 도시된 근원지 대역폭 관리의 더욱 상세한 설명를 하기 전에, 다음의 변수들이 정의될 것이다.

■ R : 비트당 초 단위인, 접속을 개시 하기 위해 사용자 근원지에 의해 요구되는 입력 트래픽의 최대 비트율.

■ m : 비트당 초 단위인, 접속을 개시하거나 적응시키기 위해 사용자 근원지에 의해 요구되는 입력 트래픽의 평균 비트율.

■ b : 초단위인, 접속을 개시하거나 적응시키기 위해 사용자 근원지에 의해 요구되는 입력 트래픽의 평균 버스트 지속기간.

■ t : m과 ζ필터(105와 109) 모두의 샘플링 주기. 필터들은 측정값을 수신하며, 매 t초마다 필터된 출력

과

을 예측 및 적용 모듈(104)로 보고한다.

■ m_n: 지속기간 t의 n번째 샘플링 주기에 대한 입력 트래픽의 평균 비트율의 원시 측정값.

■ ξn : 지속기간 t의 n번째 샘플링 주기 동안 리키 버킷 모듈(107)내에서 관찰되는 레드 표시 확률(the red marking probability)의 측정값.

■

: 제1도의 비트율 m 필터(105)에 의해 필터링된, n번째 샘플링 주기의 끝에서 입력 트래픽에 대한 평균 비트율 m의 필터링된 값.

■

: 제1도의 레드 표시 확률 ζ 필터(109) 의해 필터링된, n번째 샘플링 주기의 끝에서 리키 버킷에 대한 레드 표기 확률 ζn의 필터링된 값.

■ γ : 제1도의 리키 버킷 모듈 내에서 현재 사용되는 그린 토큰 생성률(the green token generation rate). 그린 토큰 생성률은 그린으로 표시된 패킷들이 네트워크로 전송될수 있는 비율을 결정한다.γ(등가 용량)의 대역폭 양은 이 접속을 위해 네트워크 내에 예약되었다고 가정하다.

■ M : 제1도의 리키 버킷 모듈내 그린 토큰 풀(the green token pool)의 최대 사이즈. 그린 토큰 풀의 사이즈는 네트워크 내로 전성되는 그린 패킷의 길이을 결정한다.

[접속 에이언트 모듈(Connecstion Agent Module)]

제1도에 도시된 바와 같이, 제2도와 관련하여 네트워크(200)을 통해 새로운 접속이 설정될 때, 패킷 근원지에 의해 트래픽 특성들의 초기 예측이 이루어진다. 이예측은 링크(112)상의 서비스 품질(the quality-of-service : qos)요건과 함께 링크(113)에 제1도의 대역폭 관리 시스템으로 도달한다, 이와 같은 서비스 품질 요건들은 다음을 포함한다.

■ 허용 가능한 손실 확률들,

■ 허용 가능한 지연들,

■ 실시간 전달 요건들,…

접속 에이전트(103)는 이들 접속 요건들을 경로 선택 제어기(102)상으로 전달한다. 경로 선택제어기는 이들 요구들을 토폴로지 데이터베이스(101) 내에 저장된 최신의 네트워크 설명과 함께 이들 모두의 요구를 만족시키는 네트워크(200)를 통해 대역폭(등가 용량)γ와 접속 경로 계산에 이용한다. 최적 경로 선택 제어기 중 하나가 아마디 등(Ahmaadi et al)에 의한 ＂Method and Apparatus for Optimum Path Selection in Packet Transmisson Networks＂ 라는 명칭의 미국 특허 제 5,233,604호에 기술되었다. 접속 경로가 계산된 후 제안된 접속 경로는 제7도에 도시된 메시지와 같은 접속 요구 메시지로 인코드되어 링크(110)상의 대역폭 요구로서 네트워크(200)내로 도달한다. 제7도의 대역폭 요구 메시지는 계산된 접속 경로를 횡단(traverse)하며, 루트에 따른 각 노드에서 다음 접속 링크 내에 접속 요구를 만족시키기 위해 요구된 대역폭을 예약하는데 사용된다.

■ 계산된 경로에 따라 충분히 대역폭이 각 접속의 링크에서 이용 가능하면, 목적지 노드는 상기 요구를 수신하며, 새로운 접속의 수용을 다시 전송한다.

■ 루트를 따라 임의의 링크에서, 트래픽 패턴의 변화 때문에 불충분한 대역폭이 이용가능하면, 접속 요구의 거부가 근원지 종단 노드로 다시 전송된다.

이들 대역폭 응답들은 긍정이건 부정이건 링크(111)상의 접속 에이전트(103)로 다시 전달된다.

■ 접속이 거절되면, 사용자 근원지가 통지되며, 접속에서 나중에 또다른 시도가 행해질 수 있다.

■ 접속이 허용되면, 리키 버킷 모듈(107)이 활성화되어 사용자 트래픽의 액세스를 제어하기 위해 적절한 파라미터가 제공된다. 그러면, 사용자는 트래픽의 도입을 시작한다.

[리키 버킷 모듈]

근원지 대역폭 관리 시스템은 입력 링크 상의 사용자 트래픽이 인가되는 리키 모듈(107)을 포함한다. 리키 버킷 모듈(107)의 출력은 제2도위해네트워크(200)로 인가된다. 리키 버킷 모듈(107)에 있어서, 패킷들은 통상적으로 “레드”와 “그린”으로 지칭되는 적어도 두 개의 다른 우선 순위 부류들 중 하나로 네트워크에 도달하며, 이 경우 그린이 상위 우선 순위를 갖는다.

■ 그린 패킷들은 네트워크 내에서 허용 가능한 지연의 레벨과 손실 확률에 기초하여 사전 규정된 서비스의 등급(a pre-specified grade of service)으로 보증된다.

■ 레드 패킷들은 동일한 보증을 갖지 않고, 과잉밀집이 발생할 때 그린 패킷들에 앞서 제거된다.

리키 버킷 메카니즘에 있어 최적으로 패킷들을 표시하기 위한 방안들은 아마디 등 (Ahmadi et al)에 의한 “Rate-based Congestion Control in Packet Communications Networks”명칭의 미국 특허 제 5,311,513호에 개시되었다. 리키 버킷 모듈(107)의 기능은 트래픽이 네트워크(200)로 진입하기 전에 트래픽을 쉐이프(shape)하는 것이다. 초기에 제공된 통계적 기술(statistical description)과 부합되지 않은 사용자 패킷들은 레드로 표시되거나 혹은 제거된다. 자신의 피크율R, 평균율m, 및 평균 버스트 지속기간 b에 의해 특성화되는 접속에 있어, 해당 접속에 대한 대역폭 요구가 이접속에 대해 네트워크 내에 실제로 예약된 대역폭의 양을 초과하지 않는 것을 제어하기 위해 리키 버킷 모듈(107)내에서 4개의 파라미터가 계산되고 사용된다.

■ γ : 그린 토큰 생성율

이 값은 수학식 1에 의해 결정된다.

[수학식 1]

여기서, X는 접속의 경로에 따라 각 트렁크 어댑터(304) 상에서 이용 가능한 버퍼 스페이스의 양(비트단위).

ε은 네트워크내 목적지의 최대 패킷 손실 확률이다.

(ρ는 근원지의 활용도를 표시)

간단히 하기 위해, 모든 버퍼 사이즈는 동일하며(X), 각각의 링크에 대한 목적지 최대 패킷 손실 확률들은 동일하다(ε)고 가정한다.

■ M : 최대 그린 풀 사이즈

이 값은 수학식 2에 의해 결정된다.

[수학식 2]

여기서,

ζ_T는 목적지의 레드 표시 확률(전술된 실시예에서, ζ_T=0.01)이며,

최대-패킷은 네트워크 액세스에서 패킷의 최대 사이즈를 나타낸다.

■ γ_R: 레드 토큰 발생율

이 값 γ_R는 그린 토큰 발생율의 부분으로 설정(set)된다. 전술된 실시예에 있어서, 이 부분은 10%로 설정된다. γ은 수학식 3에 의해 주어진다.

[수학식 3]

γ_R=0.1×γ

■ M_R: 최대 레드 폴 사이즈

이 값은 수학식 4에 의해 결정한다.

[수학식 4]

■ M_R=M

접속이 설정되었을 때, 대역폭 양γ은 접속 에이전트 모듈(103)에 의해 네트워크 내에 예약되며, 리키 버킷 파라미터들이 초기화된다.

■ 그린 토큰 풀은 수학식은 2에 의해 주어진 것과 같이 자신이 최대값으로 설정되며, 수학식 1에 의 의해 주어진 비율γ로 연속적으로 갱신(refrsh)된다. 풀은 매초 γ비트를 수신한다.

■ 마찬가지로, 레드 토큰풀은 수학식 4에 의해 주어진 것과 같이 자신의 최대값 M_R로 세트되며, 수학식 3에 의해 주어진 비율 γR과 같이 연속족으로 갱신된다.

각각의 새로운 인입 패킷에 있어, 상기 리키 버킷 모듈(107)은 자신의 그린 풀 내에서 충분한 그린 토큰이 있는지를 검사한다. 결과가 긍정이면, 이 패킷은 ＂그린＂으로 표식되어 바로 네트워크로 전송된다. 또한 상기 리키버킷 모듈(107)은 레드 풀이 충분한 토큰들은 포함하는지를 조사한다. 결과가 긍정이면, 이 패킷은 제거될 수 있는(＂레드＂)것으로 표시되어 네트워크로 전송된다. 그렇지 않을 경우, 패킷은 제거되거나 혹은 주기 동안 상기 패킷을 전송될 수 있도록 하는 충분한 그린 혹은 래드 토큰을 풀이 포함하도록 허용하는 옵션적인 공간이 된다.

그러나, 트래픽 특성들이 초기에 협약된 값 내에 남아있으면, 래드 표시 메카니즘은 약속된 손실 확률을 보증하는 것으로 충분히 제한 된다. 인원 트래픽의 특성이 협약된 값에서 상당히 벗어나면, 예측 및 적용 모듈(104)은 정정 동작을 취하고, 이하 기술되는 바와 같이 대역폭 예약을 증가 혹은 감소시키기 위해 호출된다.

[예측 및 적응 모듈]

접속이 허용됐을때 상기 리키 버킷 모듈(107)이 활성화되어 사용자는 트래픽의 도입을 시작한다. 동시에, 예측 및 적응 모듈(104)은 접속의 유지 동안 발생된 인입 트래픽의 특성 내에 어떠한 상당한 변화가 있는지를 판단하기 위해 인입 트래픽의 모니터링을 시작한다. 모니터링을 시작하면, 예측 및 적응 모듈(104)은 새로운 대역폭 할당을 요구하도록 접속 에이전트에 통지하고, 이접속에 대해 필요한 새로운 트래픽 파라미터를 접속 에이전트에 제공한다. 전술한 바와 같이, 접속 에이전트(103)는상기 접속에 대한 대역폭 조정을 요구함으로써 링크(110)상에 새로운 대역폭 요구를 발생시킨다. 조정이 허용되면, 리키 버킷 파라미터들은 새로운 트래픽 특성들로 갱신되며, 예측 및 적응 모듈(104)은 인입 트래픽의 모니터링을 계속하지만 이경우의 인입 트래픽은 새로운 특성을 가진다.

새로운 접속이 요구되기보다는 새로운 대역폭 할당만이 요구됨을 주지해야 한다. 따라서 기존의 접속을 해체하고 새로운 접속을 설정하는 데 따라 발생하는 오버헤드(the overhead)를 절약할 수 있다. 요구된 부가적인 대역폭이 이용 가능하지 않은 경우에는 접속은 근원지 노드 측의 전송자와의 최초의 협약에 따라 해체 되거나 혹은 낮은 우선 순위가 주어질 수 있다.

[대역폭 측정 및 필러링]

제1도를 참조하면, 측정 모듈(106)내에서 인입 트래픽의 평균 비트율M_n을측정하는 것을 간단하다. 카운터는 샘플링 주기 t 동안 수시된 비트의 수를 카운트(counts)하며, 이 수를 길이 t로 나눈다. 마찬가지로 래드 표시 확률ζ_n은 주기 t동안 전송된 패킷은 총 수로 나눠어진 샘플링 주기 t동안 레드로 표시된 패킷의 총 수와 동일하다. 이들 원시 데이터는 매t초마다 m필터(015)와 ζ필터(109)로 제각기 전달된다. m필터와 ζ필터(105 및 109)의 기능은 평균 비트율 m_n과 레드 표시 확률 ζ_n내의 과도적인 변화들을 제거하는 것이다. 필터들(105 및 109)은 매t초마다 각각의 평균 비트율과 레드 표시 확률들의 예측을 보고한다. 필터(105)혹은 (109)는 현재의 원시 측정값의 필터된 값의 예측값인 이전의 모든 측정값들을 매핑(maps)한다. X₁X₂....X_n을 원시 측정값들로 놓고,

을 예측값들로 놓자(여기서X는m 혹은 ζ중의 하나). 본 발명의 진술한 실시예에 있어서, 필터(105)와 (109)의 매팅은 임의의 함수일 수 있지만, 이 매핑은 지수함수적이다. n번째 예측

은 다음과 같이 주어진다.

여기서, 필터 파라미터 a는 0과 1사이(0＜a＜1)에 있고 상기 식에서 두항의 상대적 신뢰도(relative reliability)를 결정한다. a의 값은 m필터(105)에 대해 상수 0.8를 설정된다. ζ필터(109)에 관하여 ,a의 값은 필터링된 값 ξ_n보다 원시값 ξ_n이 더 큰 값인지를 따라,

이면. a=0.8(공칭값)이고,

이외의 경우에는 a=a_s이며, 여기서 a_s는 다음에 설명되는 바와 같이 링크(116)상의 감독 모듈(the Supervision module)(114)에 의해 재공된 파라미터이다.

평균 비트율와 레드 표시 확률의 필터링된 값인

과

는 매 t초 마다 한 번씩 예측 및 적응 이 모듈(104)내에서 결정된다. 이들 필터링된 값들은 허용 가능한 값들과 비교되어 적응이 필요한지, 즉, 새로운 접속 요구가 보증되는지의 여부가 예측 적용 모듈(104)내에서 결정된다. 이 비교는 제4도에 도식적으로 개시된 적응 영역과 관련하여 기술될 것이다.

[적응 영역]

제4도는 전술된 모듈 (106),(105),(108), 및 (109)에 의해 네트워크 포트에서 예측되는 평균 비트율 및/또는 레드 표시 확률 ζ의 변화에 응답하여 접속 대역폭을 적응하는데 사용된 영역들을 도시한다. 제4도는 이차원 평면 내의 3개의 영역을 포함한다.

■ 상향 조정 영역(adjust-up region)(602)은 다음에 의해 정의된다.

여기서 ζ_H는 상수이며, 이는 바람직한 실시예에서 5.10^-2이다.

영역(602)는 두 개의 부영역(sub-area)로 더 나뉜다.

·

·

■ 하향 조정 영역(adjust-down region)(601)은 다음에 의해 정의된다

여기서 바람직한 실시예에 있어서 ξ_L은 10^-2의 값을 가지는 상수이다. 영역(601)은 두 개의 하부영역으로 더 나뉜다.

·

·

여기서, 바람직한 실시예에 있어서, β는 0.3의 값을 가지는 상수이다.

[동적 대역폭 적응]

매t 마다, 예측 및 적응 모듈(104)능 필터링된 값들인

과

의 위치를 검사하고, 적응 영역에 따라 상향 조정 혹은 하향 조정 또는 접속 대역폭을 적응시키지 않는 것 중 하나를 결정한다. 이결정은 제5도에 도시된 알고리즘에 따라 행해진다.

■ (501) : 검사에 의해 좌표점(

,

)이 평면 상에서 어디에 있는지 판단한다.

·(512) : 점이 ＂조정하지 않음＂ 영역(604)내에 있으면, 적응이 시도되지 않고 알고리즘은 종료된다.

·(505) : 점이 ＂상향 조정＂ 영역(602)내에 있으면, 제2검사에 의해(505) 하부 영역중 한 영역 내에 점(

,

)위치한다.

·(507) : 이점이 하부 영역(602a)내에 있으면, 버스트 파라미터 b의 새로운 값은 더비 등(Derby et al)에 의한 ＂Dynamic Bandwidth Estimation and Adaptation for Packet Communications Networks＂ 라는 명칭의 미국, 특허 제 5,359,593호에 개시된 지수 치환 방법에 의해 예측된다. b는 수학식 5에 의해 주어진다.

[수학식5]

·(506) : 이점이 하부 영역(602b)내에 있으면, 버스트 파라미터 b의 새로운 값이 계산된다.

b=b_max

여기서, b_max는 이 실시예에 의해 지원되는 최대 버스트 사이즈이다. 바람직한 실시예에서 b_max = 10ms이다

·(502) : 점이 ＂하향조정＂ 영역(601) 내에 있으면, 카운터 n_low가 증가되며 검사된다(503).

·(512) : 바람직한 실시예에서 카운터의 갱신된 값이 5로 정해진 상수 N_Low보다 작으면, 일고리즘은 종료한다. 카운터의 증가(502)와 검사(503)는 과도 상태(trans cient state)동안 너무 신속한 하향 조정 결정을 방지한다.

·(504) : 이점이 n_low주기 t동안 ＂하향조정＂ 영역(601)내에 있으면, 검사(504)에 의해 두 개의 하부영역(601a)또는 (601b) 중 한 영역 내에 점의 위치를 결정한다.

·(508) : 점이 하부 영역(601a) 내에 있으면, 버스트 파라미터 b의 새로운 값이 계산된다.

여기서, c는〉 1인 상수이다(바람직한 실시예에서 c=2)..

·(507) : 점이 하부 영역(601b)내에 있으면, 수학식 5에 의해 버스트의 파라미터 b의 새로운 값이 계산된다.

■ (509) : 버스트 파라미터 b의 새로운 값이 (506),(507), 혹은 (508)에 의해 결정되면, 그린 토큰 생성을 γ의 새로운 값이 계산된다.

■ (510) : 이때, 제4도의 영역들이 계산된다

·하향조정 영역(601)의 상위 경졔(the upper boundary)(603)와 ＂상향조정＂ 영역 (602)의 중간 경졔(the medium boundary)(605)는 γ의 새로운 값으로 설정되며,

＂하향조정＂ 영역(601)의 중간 경제는 β.m으로 설정된다

■ (511) : 제7도의 대역폭 요구 메시지는 링크(110)상에서 네트워크로 전송되며, 접속에 대해 예약된 대역폭을 조정하기 위해 경로 상의 모든 노드로 전달된다.

[다수의 접속에 대한 적응 제어 및 공정성]

상기 전술한 알고리즘은 더비 등 (Derby et al)에 의한 ＂Dynamic Bandwidth Esti mation and Adaption for Packet Communications Networks＂ 라는 명칭의 미국특허 제5,359,593호에 개시된 대용량 및 고속 트래픽 변동의 방법과 시스템에 대한 개선방안이다. 특히, 본 발명은 두 개 중요한 특징을 지원한다. 이들은,

■ 자신의 프로세싱 용량이 주어진 경우, 프로세서에 의해 적용될 수 있는 접속의 수에 대한 전역적 제어 및

■ 접속 사이의 공정성이다.

이들 특징들은 제1도에 도시된 바 같이 동적 트래픽 관리 메카리즘이 상부에 구현된 감독 모듈(114)의 덕택으로 지원된다.

[적응 제어]

접속의 수에 대한 전역 제어는 다음과 같이 구현된다. 각각의 샘플링 주기t에서, 감독 모듈(114)은 링크(115.1), (115.2),...,(115.N)상에서 n개의 대역폭 요구를 수신한다. 이때 n은 다음의 식을 만족한다.

0 ≤n ≤N

여기서 N는 프로세서에 의해 서비스(served)되는 접속의 총 수이다.

최종주기에서 대역폭 요구의 평균 수

는 필터링 동작에 의해 예측된다.

=0.99

+0.01n

이어서, 필터링 된값

는 사전 설정된 임계값과 비교된다. N₀를 프로세서의 프로세싱 용량(초당 적응의 수)으로 놓으면, 다음의 검사가 수행된다.

■

〈0.25N₀이면 a_s=0.4이다. 필터 계수 a_s는 ζ필터에 의해 예측된 바와 같이 평균 레드 표시 확률의 빠른 변동들을 가능하게 하는 루스한 값(loose value)으로 이완된다.

■ 0.25N₀〈

〈0.5N₀이면, a_s=0.6이다. a_s는 레드 표시확률

의 변동을 느리게 하는 루스한 값으로 설정된다.

■ 0.5N₀〈

〈0.75N₀이면, a_s=0.8이다. a_s는 자신의 공칭값으로 설정된다.

■ 0.75N₀〈

이면, a_s=0.95이다. a_s는 실질적으로 평균 레드 표시확률

을 확정(freezes)함으로써, 제4도의 평면내 변위가 매우 느리도록 만드는 타이트 한값 (tight value)으로 설정된다.

계수 a_s는 자신의 특성을 튜닝(tuning)하기 위해 선로(116)를 통해 레드 표시 확률 ζ필터(109)로 전송된다. 이동작은 접속들 간의 공정성을 증가시킨다. 사실상, 단위 시간당 대역폭 조정의 수의 관점에서 한접속이 다른 접속보다 더 많은 요구를 하면, 감독 모듈(114)에 의해 계산된 계수 a_s는 증가하므로, 제4도의 하향 조정 영역(601)내의 접속의 궤적(trajectory)은 많은 시간을 소모할 것이며, 따라서 초당 대역폭 적응의 평균 횟수를 N₀에 수렴하도록 할 것이다.

제6도는 감독 모듈의 원리를 도식적으로 설명하며, 대역폭 요구의 평균수

의 시간적인 변동을 도시한다. 4개의 영역들이 상기 알고리즘에 따라 필터 파라미터 a_s를 제어하기 위해 정의된다.

■ 영역 (801), 매우 타이트한 필터 계수 a_s

■ 영역 (802), 타이트 필터 계수 a_s

■ 영역 (803), 공칭필터 계수 a_s

■ 영역 (804), 루스한 필터 계수 a_s

[적응 공정성]

접속들 간의 공정성은 다음과 같이 구현된다. 어댑더에 의해 지원되는 각각의 접속 i에 대해 (0 ≤i≤N),프로세서는 이 접속의 현재의 동작 상태(behavior)를 반영하는 공정성 변수를 F_i를 유지한다. 이 공정성은 다음에 의해 접속 설정시 초기화 된다.

각 샘플링 t주기에서, 프로세서는 매접속(i=1, ..., N)에 대해 다음의 동작을 수행한다.

■ 첫째로, 공정성 변수 F_i가 쟁신된다.

· 접속 i가 새로운 대역폭 요구를 하지 않으면 F_i= 0.99F_i이거나 혹은

· 접속 i가 새로운 대역폭 요구를 하면 F_i= 0.99F_i+ 0.01 이다.

■ 둘째로, 공정송 변수 F_i가 검사된다. δ가 바람직한 실시예에서 1인 상수일 때 F_i＞δ/N₀이면 접속 i는 자신이 대역폭 요구를 하더라도 카운터 F_i가 제한값 δ/N₀이하로 감소될 때까지 더 이상공정한 접속으로 간주되지 않으며 적응되어서는 안되는 것으로 간주된다.

이 메카미즘은 단일 접속이 보통 접속의 공정한 공유당 프로세서를 호출할 수 있는 1/N₀보다 상당히 큰 프로세서 계산 용량의 부분을 사용할 수 없도록 하여 접속들 간의 공정성을 보증한다. 프로세서 자원을 초과 예약(overbook)하기 위해서는 1보다 상당히 큰 δ의 값을 사용할수 있다.

본 발명은 신호 근원지(the signal source)의 평균 비트율(mean bit rate)과 접속의 손실 확률(the loss probability)을 연속적으로 모니터링(monitors)하는 동적 대역폭 조정 메카니즘(a dynamic bandwidth adjustment mechanism)을 포함하는 패킷 스위칭 네트워크로에 대한 액세스를 적응시키기 위한 방법 및 시스템에 관한 것이다, 이들 값들은 노이즈(noise)를 제거하기 위해 필터링되며, 이 값은 사전 정의된 적응영역(a pre-defined acceptable region)내에 있는 평균 비트율과 손실확률 평균 내에 해당하는지 검사하는 데 사용된다. 이 영역 외부에 해당하는 값에 의해 대역폭 적용 조치가 개시되며, 결과적으로 새로운 접속 대역폭이 획득되고 적용 메카니즘에 대한 새로운 파라미터가 결정된다.

Claims (8)

1. 근원지 노드로부터 목적지 노드로 디지털 트래픽을 전송하기 위해 근원지 노드와 목적이 노드의 전송 링크(209)들로 상호 접속된 다수의 노드(201..208)들은 포함하는 패킷 스위칭 통신 네트워크(200)에 대한 액세스를 동적으로 적응시키는 방법에 있어서,

   ①상기 근원지 노드로부터의 신호의 평균 비트율을 mn을 측정(106)하는 단계와,

   ②상기 근원지 노드로부터 네트워크 내로 리키 버킷 제어 회로에 의해 상기 트래픽의 흐름을 제어(107)하는 단계와,

   ③상기 리키 버킷 제어 회로에 의해 상기 네트워크 내로 도입된 패킷의 손실 확률ζ_n를 측정(108)하는 단계와,

   ④상기 동시적인 평균 비트율과 손실 확률 측정값에 대해 적응 영역를 정의하는 단계와,

   ⑤상기 적응 영역밖에 해당하는 상기 평균 비트율과 손실 확률 측정값의 쌍에 응답하여, 상기 근원지 노드와 상기 목적지 노드 사이의 접속에 할당된 대역폭을 변경하는 단계를 포함하며,

   상기 적응영역을 정의하는 단계는,

   다음의 관계식

   

   을 만족시키도록 상기 평균 비트율 mn과 상기 패킷 손실 확률 ξ_n의 값에 대한 경계를 결정하는단계 - 여기서,

   ξ_Hξ_L은 상기 손실 확률 측정값 부근의 크기 범위 값을 갖는 상수이고,

   ξ_L〈ξ_H,

   γ는 접속 할당된 대역폭의 양임-을 포함하고,

   접속에 할당된 대역폭을 변경하는 단계는

   ·ξ_n〈ξ_H일 때(602), 할당된 대역폭의 양γ를 증가시키고,

   ·ξ_n〈ξ_L와m_n〈γ일 때(601),할당된 대역폭의 양을 감소시키는 단계를 포함하는 패킷 스위칭 통신 네트워크에 대한 액세스의 동적 적응 방법.
2. 제1항에 있어서,

   상기 평균 비트율을 측정(106) 하는 단계는,

   상기 다수의 평균 비트율 측정값을 필터링(105) 하는 단계를 더 포함하며,

   상기 손실 확률을 측정(108) 하는 단계는,

   상기 다수의 손실 확률 측정값을 필터링(109) 하는 단계를 더 포함하는 패킷 스위칭 통신 네트워크에 대한 액세스의 동적 적용방법.
3. 제1항 또는 제2항에 있어서,

   상기접 속에 할당된 대역폭을 변형하는 단계는,

   접속 상의 신호에 대한 새로운 평균 버스트(burst) 지속기간 b를 결정하는 단계-상기 접속에 할당된 대역폭은 버스트 지속기가의 증가 함수임-를 포함하는 패킷 스위칭 통신 네트워크에 대한 액세스의 동적 적응 방법.
4. 제2항 또는 제3항에 있어서,

   상기 적응영역을 정의하는 단계는,

   다음의 관계식,

   

   

   을 만족시키도록 상기 평균 비트율 m_n과 상기 패킷 손실확률ξ_n의 값에 대한 경계를 결정하는 단계-여기서 , β는 상수이고, m은 현재의 대역폭 할당에 사용된 평균 비트율 값임-를 포함하고, 상기 새로운 평균 버스트 지속기간을 결정하는 단계는,

   ㉠

   

   이고

   

   일 때(602b),

   b =b_max (여기서 b_max는 상수),

   ㉡

   

   와

   

   일 때(602a),

   

   ㉢

   

   ,

   

   이고,

   

   일 때(602a),

   

   (여기서, c는 〉1인 상수)

   ㉣

   

   ,

   

   이고,

   

   일 때(601b),

   

   (여기서, R은 초당 비트 단위(bit per second)로서, 근원지 노드에서 신호의 최대 비트율,

   

   은 평균 비트율의 필터링된 값,

   

   은 레드 표시 확률의 필터링된 값,

   γ은 접속에 할당된 등가 용량,

   M은 리키 버킷내 그린 토큰 풀의 최대 사이즈)

   로 계산하는 단계르 포함하는 패킷 스위칭 통신 네트워크에 대한 액세스의 동적 적용 방법.
5. 제2항에 있어서

   상기 새로운 버스트 지속시간을 결정하는 단계는 다음의 식,

   

   

   을 계산하는 단계

   (여기서, x는 네트워크 접속의 경하로를 따라서 임의의 링크 상에서 사용 가능한 버퍼 스페이스(비트 단위)의 양이며,

   

   이고

   ε는 목적지의 최대 패킷 손실 확률이고,

   

   를 더 포함하는 패킷 스위칭 통신 네트워크에 대한 엑세스의 동적 적응 방법.
6. 제1항 내지 제5항 중어느 한항에 있어서,

   상기 접속에 할당된 대역폭의 양γ을 감소하는 단계는

   

   인 경우 사전 결정된 시간의 주기 후에 트리거되는 패킷 스위칭 통신 네트워크에 대한 액세스의 동적 적용 방법.
7. 제1항 내지 제6항 중 어느 한 항의 방법에 따라, 전송 링크(209)로 상호 접속된 다수의 노드(201..208)들을 포함하는 패킷 스위칭 통신 네트워크(200)에 대한 액세스를 적용시키는 방법을 실행하는 수단을 포함하는 통신 노드(300).
8. 제7항에 따르는 다수의 노드(201..208)들을 상호 접속하기 위한 다수의 전송 링크를 포함하는 패킷 스위칭 통신 네트워크(200).

Images