KR100235690B1 - 고속 패킷 스위칭 네트워크내 개선된 동적 대역폭 예측 및 적응에 관한 방법 및 장치 - Google Patents

고속 패킷 스위칭 네트워크내 개선된 동적 대역폭 예측 및 적응에 관한 방법 및 장치 Download PDF

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포만 제프리 엘
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Abstract

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 네트워크에 대한 액세스를 적응 시키기 위한 방법 및 시스템에 관한 것이다. 이들 값들은 노이즈(noise)를 제거하기 위해 필터링되며, 이 값은 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. 더욱이, 이 메카니즘은 자신의 처리 용량이 주어진 경우 단일 프로세서에 의해 적응될 수 있는 접속의 수를 제어한다. 이 제어 메카니즘은 통상적으로 단일 접속이 프로세서 용량의 상당 부분을 사용하는 것을 방지함으로써 접속들 간의 공정성을 보증한다.

Description

고속 패킷 스위칭 네트워크내 개선된 동적 대역폭 예측 및 적응에 관한 방법 및 장치
본 발명은 고속 전송 네트워크(high speed transmission networks)내 트래픽 관리(traffic management)에 관한 것으로서, 특히 네트워크 내에서 트래픽을 모니터링하고 트래픽 측정의 값을 필터링하며 접속에 할당된 대역폭을 동적으로 조정하기 위한 방법 및 시스템에 관한 것이다.
[기술 및 시장 경향]
일반적으로 원격통신(telecommunication) 특히, 패킷 스위칭 네트워크(packet switching 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 광 섬유의 발전. 현재는 매우 낮은 비트 에러율(bit error rate)로 고속 전송(high speed rate)이 이루어질 수 있다.
전용 및 공용 원격통신(private and public telecommunications networks)네트워크에서 디지털 기술을 사용하는 것이 보편화 됨.
통신 용량(communication capacity)의 증가에 의해 보다 값 싼 요금이 가능해졌으며, 대용량 대역폭은 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, 세 가지의 원천적인 요구들이 사용자에 의해 제기되었다.
종래의 어플리케이션의 개선
통신 네트워크의 최적화
새로운 어플리케이션의 실행
[고속 패킷 스위칭 네트워크]
현재의 데이터 전송은 어플리케이션에 특정한 초점을 맞추며, 고객 트래픽 프로파일(traffic profile)내 기본적 천이(shift)를 통합함으로써 발전하고 있다. 워크스테이션의 발전, 근거리 통신망의 상호 접속, 워크스테이션과 수퍼컴퓨터 간의 분사처리, 새로운 애플리케이션, 다양하며 종종 상충되는 다수의 구조 ― 계층 구조 대동등 구조(peer to peer), 광역 네트워크 대 근거리 네트워크, 음성 대 데이터 ― 들의 통합에 의해 촉진됨으로써 데이터 프로파일은 대역폭을 더 많이 소비하게 되고 버스티(bursty)한 특성을 가지며, 비결정식(non-deterministic)으로 되고 더 큰 접속성을 요구한다. 상기에 기초하여 호스트, 상업용과 공업용 워크스테이션, 터미널 및 중간 파일 서버(servers)에 소형으로 부착된 채널중 근거리 통신망, 음성, 비디오, 및 트래픽을 고속 네트워크를 통해 전송할 수 있는 분산 컴퓨팅 애플리케이션을 지원하려는 강한 요청이 있다. 고속 다중-프로토콜 네트워크의 전망(vision)은 고속 패킷 스위칭 네트워크 구조의 원동력으로서, 이러한 구조에서는 노드와 링크의 공통세트(a common set)를 통해 데이터, 음성, 및 비디오 정보가 디지털로 인코드되고, 소형 패킷으로 세분되어 전송된다.
이들 새로운 네트워크 구조에 대해 고속 회선 상에서 혼합형 트래픽 스트림들의 효율적으로 전송한다는 것은 성능 및 자원 소모에 관한 일련의 요건을 의미하며, 이는 다음과 같이 요약될 수 있다.
광범위한 접속성(connectivity) 옵션들을 지원하기 위한 상당한 유연성
매우 많은 처리량 및 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 포함하는 임의의 타입(type)의 트래픽을 지원해야만 한다. 노드들은 모든 공통의 전송 설비들을 이용할 수 있어야 하며, 다수의 프로토콜에 적합하여야 한다. 필요한 모든 변환들은 자동적으로 이루어지고, 최종 사용자에게 투명(transparent)해야만 한다.
[처리량 및 프로세싱 시간]
고속 패킷 스위칭 네트워크의 핵심 요건 중 하나는 실시간 운송 조건(real time delivery constraints)을 만족시키며, 음성과 비디오를 전송(transport)하는 데 필수적인 높은 노드당 처리량을 달성하기 위해 종단간(end-to-end) 지연을 감소시키는 것이다. 링크 속도의 증가는 통신 노드들의 처리 속도의 증가와 비례하지 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 네트워크 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(awareness)와 기능을 모두 감소시킨다.
[과잉밀집 및 흐름 제어]
통신 네트워크들은 효율적인 패킷 전송을 보장 하기 위해 스스로 사용할 수 있는 제한된 자원을 갖는다. 효율적인 대역폭 관리는 고속 네트워크를 완전히 이용하기 위해 필수적이다. 바이트당 전송 비용이 매년 계속해서 떨어지고 있기는 하지만, 대역폭에 대한 요구가 증가함으로써 전송 비용은 여전히 미래의 원격통신 네트워크를 운용하는 데 있어서 주 비용이 될 가능성이 있다. 따라서, 흐름 및 과잉밀집 제어 프로세스, 대역폭 예약 메카니즘, 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 동작할 수 있어야 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 과잉밀집과는 거리가 있는 동작 영역 내에 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
수신자가 수신하기에 적합한 속도로 호출 가입자(calling subscriber)의 출력 데이터 속도(emitting data rate)를 조절하기 위한 흐름 제어와,
자원의 과부하를 회피하기 위해 네트워크내 존재하는 패킷 수를 전역적으로 제한하기 위한 부하 조절과,
특정 자원에 지역적 과잉밀집을 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 액세스를 제어하는 것이 일반적이다. 트래픽 액세스를 성공적으로 제어하기 위해, 트래픽을 전달하기에 적합한 대역폭을 제공하도록 먼저 트래픽을 정확하게 특성화하는 것이 필수적이다. 근원지의 대역폭 요구를 정화하게 판단할 수 있는 간단한 측정법이 더비 등(Derby et al)에 의한 ＂A Method for Capturing Traffic Behavior with Simple Measurements ＂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, 트래픽이 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 액세스를 제어하는데 사용된다. 리키 버킷 메카니즘은 트래픽이 초기의 가정을 벗어날 때 네트워크에 대한 엑세스를 제어하기 위한 한 가지 기법이지만, 이 트래픽이 이 초기 가정들 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 5,311,513 호에 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 파라미터들을 수용하기 위해 새로운 접속 대역폭이 그 접속에 할당되어야 한다. 트래픽 동작의 급격한 변화에 제어 시스템을 이와 같이 적응시키면 트래픽 동작의 과도적 변화들을 보다 장시간의 변화들과 분리하기 위해 트래픽 측정값을 필터링하고, 초기에 가정된 트래픽 파라미터가 유지될 수 있는 영역과 새로운 접속 대역폭이 요구되어야 하는 영역을 합리적으로 판단해야 하는 문제들이 존재한다. 실제 트래픽에 대해 지나치게 큰 대역폭이 할당되면 접속 자원이 낭비되고, 지나치게 작은 대역폭이 할당되면 과동한 패킷 손실이 발생하게 된다. 부수적인 문제들로는 적응 프로세스를 용이하게 구현할 수 있는가하는 문제와 구현시 합당한 정도의 연산 요건이 요구되는가에 관한 문제들을 포함한다.
[대역폭 측정 및 적응]
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, 대역폭 요건이 조정된다.
원하는 최대 패킷 손실 확률이 초과되거나 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).
적응영역에 대한 이러한 한계들은 유효 평균 버스트 지속기간 b와 유효 평균 비트율 m의 값으로 변화된다. 측정된 유효 평균 버스트 지속기간과 유효 평균 비트율은 필터링되어, 이 필터링된 값들이 통계적으로 신뢰할 수 있는지, 즉, 결과적으로 사전 선택된 신뢰 레벨(confidence level)을 보증하기에 충분한 횟수의 원시 측정(raw measurement)이 관여되었는지 보증한다. 이 원시 측정의 최소 횟수는 원시 측정을 수집하는데 요구되며, 트래픽의 평균 비트율로 주어진은 시간의 양을 결정한다. 이 측정 시간은 리키 버킷에 대한 인입 데이터 스트림의 통계와 이 인입 트래픽 상의 리키 버킷의 영향을 측정하는데 사용될 수 있다. 인입 트래픽 상의 리키 버킷의 영향의 측정은 리키 버킷이 제공된 트래픽내 변동, 즉, 패킷 손실 확률을 얼마나 잘 처리하는지에 대한 척도를 허용한다. 트래픽 파라미터들이 원하는 적응 영역밖에 해당할 때, 새로운 접속은 트래픽 파라미터내 변화를 수용하기 위해 다른 대역폭으로 새로운 접속이 요구된다.
더비 등(Derby et al)에 의한 ＂Dynamic Bandwidth Estimation and Adaption for Packet Communication Networks＂이라는 명칭의 미국 특허 제 5,359,593 호에 개시된 적응 메카니즘은 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 위해 보다 긴 시간을 필요로하며 결과적으로 네트워크 상의 대역폭의 예약 초과(over reservation) 혹은 예약 미달(under reservation)을 나타내게 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.
본 발명의 또다른 목적은 다수의 접속의 적응을 제어하고, 동일한 프로세서에 의해 지원된 모든 접속 사이의 공정성을 보증하기 위한 것이다.
본 발명은 각각의 노드가 다수의 링크를 프로세싱하기 위해 하나 이상의 링크 프로세서를 포함하는, 근원지 노드로부터 목적지 노드로 디지털 트래픽을 전송하기 위한 전송 링크와 상호 접속된 다수의 노드를 포함하는 패킷 스위칭 통신 네트워크에 대한 동적인 적응 액세스 방법 및 시스템에 관한 것으로서,
상기 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 단계와,
상기 손실 확률 측정값을 필터링하는 단계와,
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 노드로부터 접속에 할당된 대역폭의 변경을 요구하는 단계를 포함하여,
상기 대역폭의 변경을 요구하는 단계는,
근원지 노드 내에서 각각의 링크 프로세서에 대한 대역폭 변경 요구의 평균 횟수를 측정하는 단계와,
근원지 노드 내의 동일한 프로세서에 의해 처리된 모든 접속에 대해 상기 대역폭 변경 요구의 평균 횟수에 따라서 손실 확률 측정 로우 패스 필터의 대역폭을 적응시키는 단계를 더 포함한다.
제1도는 본 발명에 따른 동적 트래픽 관리 메카니즘의 개략적 표현을 도시한 도면.
제2도는 본 발명에 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 파라미터가 기존의 접속에 대해 요구된 영역 이외의 적응 영역의 도형적 표현을 도시한 도면.
제5도는 제4도에 도시된 적응 영역을 사용하여 대역폭을 동적으로 적응하기 위한 프로세스의 플로우챠트를 도시한 도면.
제6도는 본 발명에 따른 감독 모듈(the Supervision module)에 의해 구현된 흐름 제어의 도형적 표현을 도시한 도면.
제7도는 본 발명의 동적 트래픽 관리 메카니즘을 사용하여 초기의 접속과 동적으로 변환된 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 : 이미지 필터 114 : 감독 모듈
[고속 통신]
도 2에 도시된 바와 같이, 통상적인 통신 시스템의 모델은 전용 회선, 서비스가 제공된 캐리어, 혹은 공용데이터 네트워크를 사용하여 고성능 네트워크(200)를 통해 통신하는 소정의 사용자 네트워크(212)로 구성된다. 각각의 사용자 네트워크는 통신 프로세서들과, 상업용 서버(213)로서 사용된 대용량 컴퓨터, LAN(근거리 통신망 ; Local Area Networks)(214) 상에 부착된 워크스테이션 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 수 있다. 소정의 구조들은 각각의 네트워크 노드에서 데이터 무결성(integrity)에 대해 체크를 수행하므로 전송이 느려진다. 다른 구조들은 본질적으로 고속 데이터 전송을 추구하며, 이것을 위해 노드 내의 전송, 경로지정, 스위칭 기법은 패킷 흐름이 가능한 가장 높은 속도로 그 최종 목적지까지 도달할 수 있게 프로세스하도록 최적화된다.
본 발명은 본질적으로 후자의 카테고리에 속하며, 특히 이하 기술되는 고속 패킷 스위칭 네트워크 구조에 관한 것이다.
[고성능 패킷 스위칭 네트워크]
도 2의 개괄도는 여덟 개의 노드(201 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 실현된다. 이들 액세스 노드들은 하나 이상의 포트(ports)를 포함하여, 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 중계 노드로 경로지정 되는 경로지정 포인트(Routing Point)를 포함한다. 이와 같은 경로지정 결정들은 데이터 패킷의 헤더(header) 내에 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 디렉토리 서비스(directory services)
링크 이용 정보를 포함하는 물리적 네트워크 토폴로지(the physical network topology)에 대한 지속적인 관찰
네트워크의 액세스 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 디지털 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)를 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 해석하는 데 사용되는 인코드된 프로토콜의 식별을 포함한다.
[경로지정 포인트]
도3은 도2에 도시된 네트워크 노드(201 내지 208)에서 발견될 수 있는 것과 같은 통상적인 경로지정 포인트(300)의 개략적인 블록도를 도시한다. 경로지정 포인트(a Routing Point)는 경로지정 포인트에 도달하는 패킷이 인입되는 고속 패킷 스위치(302)를 포함한다. 다음과 같은 패킷들이 수신된다.
트렁크 어댑터(Trunk Adapters)(304)를 경유하여 고속 전송 링크(303) 상의 다른 노드들로부터
포트(301)로 지칭되는 애플리케이션 어댑터를 경유하여 사용자로부터
패킷 헤더내 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 도달한 후 패킷을 큐(queue)로서 저장하기 위한 큐 회로(queueing circuit)를 포함한다.
루트 제어기(the Route Controller)(305)는 사용자에 의해 지정된 주어진 세트의 서비스를 만족하거나 혹은 통신경로를 설정하는데 사용되는 네트워크 자원의 양을 최소화하도록 네트워크(200)를 통한 최적 경로를 계산한다. 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 포함된다. 정상상태(steady state) 조건하에서, 모든 경로지정 포인트는 네트워크에 대해 동일하게 관찰한다. 네트워크 토폴로지 정보는 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 토폴로지 정보를 제공한다(이러한 데이터베이스의 갱신은 네트워크의 최종 사용자 사이에서 교환되는 데이터 패킷과 매우 유사한 패킷으로 전달된다). 계속적인 갱신을 통해 네트워크 토폴로지가 모든 노드에서 현재 상태로 유지된다는 사실로 인해 최종 사용자의 논리적 접속을 손상(disrupt)하지 않고도 동적 네트워크 재구성(reconfiguration)이 가능하게 된다.
패킷 경로지정 포인트에 대한 인입 전송 링크는 근거리 사용자 네트워크(210)내 외부 장치로부터의 링크 혹은 인접한 네트워크 노드로부터의 링크(트렁크)를 포함할 수 있다. 어느 경우에도 상기 경로지정 포인트는 동일한 방식으로 동작하며, 각각의 데이터 패킷을 수신하여 패킷 헤더내 정보가 지시하는 바에 따라 또다른 경로지정 포인트로 전송한다. 고속 패킷 스위칭 네트워크는 단일 패킷의 지속 기간을 제외하고는 해당 통신 경로에 대해 어떠한 전송 설비 혹은 노드 설비도 전용하는 일 없이 임의의 두 최종 사용자 간의 통신이 이루어지도록 한다. 이러한 방법으로, 각각의 통신 경로에 대해 전용 전송 링크를 사용할 때 가능했던 것보다 현저히 많은 트래픽을 전송하도록 패킷 네트워크의 통신 설비의 활용이 최적화된다.
[네트워크 제어 기능]
네트워크 제어 기능들은 물리적 네트워크의 자원을 제어, 할당, 및 관리하는 것이다. 각각의 경로지정 포인트는 경로 제어기(305)내 전술한 기능(the foregoing functions)들의 세트를 구비하며, 사용자 애플리케이션 간의 접속 설정과 유지를 용이하게 하는 데 이것을 사용한다. 특히, 네트워크 제어 기능들은 다음을 포함한다.
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 신장 트리(Control Spanning Tree)
네트워크 노드 사이의 경로지정 트리를 설정 및 유지
링크 사용을 포함하는 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 애역폭 예약 동의를 실행.
접속이 유지되는 동안 필요하면 실제 대역폭을 평가하고 예약을 조정
[과잉밀집 제어]
네트워크 제어 기능은 일정 수준의 서비스 품질을 제공하며, 요구 있을시 네트워크를 통해 설정된 모든 트랜스포트 접속에 대한 대역폭 보증을 제공한다. 지정된 대역폭으로 트랜스포트 접속이 설정됐을 때, 네트워크와 접속 개시자(initiator)사이의 상호 작용은 이 접속에 대해 보증된 대역폭이 예약되거나 혹은 네트워크 자원의 부족 때문에 접속이 차단되든지 하나가 된다. 설정이 완료되고 전송이 시작되면, 과잉밀집 제어 메카니즘은 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 사용자에게 보증하는 각 접속의 액세스 노드에서 리키 버킷 동작으로 구성된다. 패킷 손실이 낮거나 전혀 없게 하는 가장 용이한 방법은 사용자 접속의 전체 대역폭을 예약하는 방법일 것이다. 그러나, 버스트 특성을 갖는(bursty) 사용자 트래픽에 대해, 이러한 접근법은 네트워크 전체에 걸쳐 상당한 양의 대역폭을 낭비할 수 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 대역폭과 접속의 최대 용량이 사이의 소정의 값으로 된다. 다수의 버스트 접속에 있어, 이 예약 레벨은 낮은 버스트 접속에 대해 동일한 버림확률(the same discard probability)을 보증하기 위한 것보다 높은 레벨이 필요하다.
대부분의 트래픽은 대역폭이 예약된 접속 상에서 흐르기 때문에, 필요한 대역폭을 스스로 예측할 수 없는 사용자를 위해 필요한 대역폭을 예측하는 것이 필수적이다. 예를 들어, LAN 서버로부터 네트워크로 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 피라미터를 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 대역폭으로 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.
[접속 요구]
패킷을 네트워크 상으로 전송하기 위해, 근원지 노드로부터 목적지 노드까지 네트워크를 통해 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 Network＂라는 명칭의 미국 특허 제 5,233,604 호에 개시되었다. 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.
도 7은 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 상에 이전에 존재하는 신호와 통계적으로 다중화되도록 하는 접속 요구 벡터(701)가 접속 요구 메시지 내에 포함된다. 이하 상세히 기술되는 바와 같이, 상기 접속 요구 벡터는 상기 패킷 근원지를 적절하게 특성화하는 데 필수적인 파라미터를 상대적으로 적게 포함한다. 아마디 등(Ahmadi et al)에 의한 ＂Rate-based Congestion in Packet Communication Networks＂라는 명칭의 미국 특허 제 5,311,513 호에 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 벡터내 값들은 각각의 루트의 링크를 검사하여 새로운 접속이 실제로 해당 링크에 의해 지원될 수 있는지를 결정하고, 새로운 접속의 부가를 반영하는 링크에 대한 링크 점유 거리(link occupancy metric)를 각각의 링크에 대해 분리적으로 갱신하는 데 사용된다. 상기 루트가 계산되기 때문에 링크 점유가 변화되면, 접속은 루트를 따라 임의의 노드에서 거절될 수 있고, 근원지 노드는 이 거절을 통보받을 수 있다. 마지막으로, 제어필드(702)는 접속을 설정하는 데 사용된 부가적인 정보를 포함하지만, 이는 본 발명에 해당되지 않으므로 본 명세서에서는 더 이상 논의되지 않을 것이다. 접속이 거절될 때, 도7과 동일한 포맷을 갖는 접속제거 메시지는 제거될 접속 루트를 따라 전송된다. 그러면, 각 링크의 링크 점유는 제거된 접속에 대한 거리를 치환함으로써 이 접속의 제거를 반영하도록 갱신된다.
[근원지 대역폭 관리]
네트워크(200)에 적용될 사용자 트래픽의 각각의 근원지에 대해 도1에 도시된 근원지 대역폭 관리 시스템이 제공된다. 이들 대역폭 관리 시스템은 액세스 노드들 내에 위치되고, 이와 같은 시스템 중 하나는 두개의 통신 사용자 사이의 각 전송 방향에 대해 제공된다. 이와 같은 시스템은 고정 배선된 회로 소자(hard-wired circuit components)로서 실현될 수 있지만, 바람직한 실시예는 프로그램된 컴퓨터를 사용하는데, 이는 개선을 수용하고 트래픽 패턴 내의 변화를 반영하도록 더욱 쉽게 변형되기 때문이다.
도 1에 도시된 근원지 대역폭 관리의 더욱 상세한 설명을 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 : 초 단위인, 접속을 개시하거나 적응시키기 위해 사용자 근원지에 의해 요구되는 입력 트래픽의 평균 버스트 지속기간.
t : m과
Figure kpo00002
필터(105와 109) 모두의 샘플링 주기. 필터들은 측정값을 수신하며, 매 t초마다 필터된 출력
Figure kpo00003
과
Figure kpo00004
을 예측 및 적응 모듈(104)로 보고한다.
mn: 지속기간 t의 n번째 샘플링 주기에 대한 입력 트래픽의 평균 비트율의 원시 측정값.
Figure kpo00005
: 지속기간 t의 n번째 샘플링 주기 동안 리키 버킷 모듈(107)내에서 관찰되는 레드 표시 확률(the red marking probability)의 원시 측정값.
Figure kpo00006
: 도 1의 비트율 m 필터(105)에 의해 필터링됨으로써, n번째 샘플링 주기의 끝에서 입력 트래픽에 대한 평균 비트율 m의 필터링된 값.
Figure kpo00007
: 도1의 레드 표시 확률
Figure kpo00008
필터(109)에 의해 필터링됨으로써, n번째 샘플링 주기의 끝에서 리키 버킷에 대한 레드 표시 확률
Figure kpo00009
의 필터링된 값.
Figure kpo00010
: 도 1의 리키 버킷 모듈 내에서 현재 사용되는 그린 토큰 생성률(the green token generation rate). 그린 토큰 생성률은 그린으로 표시된 패킷들이 네트워크로 전송될 수 있는 비율을 결정한다. γ(등가 용량)의 대역폭 양은 이 접속을 위해 네트워크 내에 예약되었다고 가정한다.
M : 도 1의 리키 버킷 모듈내 그린 토큰 풀(the green token pool)의 최대 사이즈. 그린 토큰 풀의 사이즈는 네트워크 내로 전송되는 그린 패킷의 길이를 결정한다.
[접속 에이전트 모듈(Connection Agent Module)]
도1에 도시된 바와 같이, 도2와 관련하여 네트워크(200)를 통해 새로운 접속이 설정될 때, 패킷 근원지에 의해 트래픽 특성들의 초기 예측이 이루어진다. 이 예측은 링크(112) 상의 서비스 품질(the quality-of-service ; QOS) 요건과 함께 링크(113)에 도1의 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 선택 제어기는 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(Ahmadi et al)에 의한 ＂Method and Apparatus for Optimum Path Selection in Packet Transmission Networks＂라는 명칭의 미국 특허 제 5,233,604 호에 기술되었다. 접속 경로가 계산된 후, 제안된 접속 경로는 도7에 도시된 메시지와 같은 접속 요구 메시지로 인코드되어 링크(110) 상의 대역폭 요구로서 네트워크(200)내로 도달한다. 도7의 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 충분한 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 버킷 모듈(107)을 포함한다. 리키 버킷 모듈(107)의 출력은 도2의 네트워크(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 Communication Networks＂라는 명칭의 미국 특허 제 5,311,513 호에 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 부합하지 않는 사용자 패킷들은 레드로 표시되거나 혹은 제거된다. 자신의 피크율 R, 평균율 m, 및 평균 버스트 지속기간 b에 의해 특성화되는 접속에 있어, 해당 접속에 대한 대역폭 요구가 이 접속에 대해 네트워크 내에 실제로 예약된 대역폭의 양을 초과하지 않는 것을 제어하기 위해 리키 버킷 모듈(107) 내에서 4 개의 파라미터가 계산되고 사용된다.
Figure kpo00011
: 그린 토큰 생성율
이 값은 수학식1에 의해 결정된다.
Figure kpo00012
여기서, X는 접속의 경로에 따라 각 트렁크 어댑터(304) 상에서 이용 가능한 버퍼 스페이스의 양(비트 단위).
Figure kpo00013
은 네트워크내 목적지의 최대 패킷 손실 확률이다.
Figure kpo00014
Figure kpo00015
(p는 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 수학식2에 의해 결정된다.
Figure kpo00016
여기서,
Figure kpo00017
는 목적지의 레드 표시 확률(전술된 실시예에서,
Figure kpo00018
=0.01)이며, 최대_패킷은 네트워크 액세스에서 패킷의 최대 사이즈를 나타낸다.
Figure kpo00019
: 레드 토큰 발생율
이 값
Figure kpo00020
는 그린 토큰 발생율의 부분으로 설정(set)된다. 전술된 실시예에 있어서, 이 부분은 10%로 설정된다. γ은 수학식3에 의해 주어진다.
Figure kpo00021
MR: 최대 레드 풀 사이즈
이 값은 수학식4에 의해 결정된다.
Figure kpo00022
접속이 설정되었을 때, 대역폭 양 γ은 접속 에이전트 모듈(103)에 의해 네트워크 내에 예약되며, 리키 버킷 파라미터들이 초기화된다.
그린 토큰 풀은 수학식2에 의해 주어진 것과 같이 자신의 최대값으로 설정되며, 수학식 1에 의해 주어진 비율 γ로 연속적으로 갱신(refresh)된다. 풀은 매초 γ비트를 수신한다.
마찬가지로, 레드 토큰 풀은 수학식4에 의해 주어진 것과 같이 자신의 최대값 MR로 세트되며, 수학식3에 의해 주어진 비율
Figure kpo00023
과 같이 연속적으로 갱신된다.
각각의 새로운 인입 패킷에 있어, 상기 리키 버킷 모듈(107)은 자신의 그린 풀 내에 충분한 그린 토큰이 있는지를 검사한다. 결과가 긍정이면, 이 패킷은 ＂그린＂으로 표식되어 바로 네트워크로 전송된다. 또한, 상기 리키 버킷 모듈(107)은 레드 풀이 충분한 토큰들을 포함하는지를 조사한다. 결과가 긍정이면, 이 패킷은 제거될 수 있는(＂레드＂)것으로 표식되어 네트워크로 전송된다. 그렇지 않을 경우, 패킷은 제거되거나 혹은 주기 동안 상기 패킷을 전송될 수 있도록 하는 충분한 그린 혹은 레드 토큰을 풀이 포함하도록 허용하는 옵션적인 공간이 된다.
그러나, 트래픽 특성들이 초기에 협약된 값 내에 남아있으면, 레드 표시 메카니즘은 약속된 손실 확률을 보증하는 것으로 충분히 제한된다. 인입 트래픽의 특성들이 협약된 값에서 상당히 벗어나면, 예측 및 적응 모듈(104)은 정정 동작을 취하고, 이하 기술되는 바와 같이 대역폭 예약을 증가 혹은 감소시키기 위해 호출된다.
[예측 및 적응 모듈]
접속이 허용됐을 때, 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 시작하며, 예측 및 적응 모듈(104)은 새로운 대역폭 할당을 요구하도록 접속 에이전트에 통지하고, 이 접속에 대해 필요한 새로운 트래픽 파라미터를 접속 에이전트에 제공한다. 전술한 바와 같이, 접속 에이전트(103)는 상기 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, 이 경우의 인입 트래픽은 새로운 특성을 가진다.
새로운 접속이 요구되기보다는 새로운 대역폭 할당만이 요구됨을 주지해야 한다. 따라서 기존의 접속을 해제하고 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 해제되거나 혹은 낮은 우선 순위가 주어질 수 있다.
[대역폭 측정 및 필터]
도 1을 참조하면, 측정 모듈(106) 내에서 인입 트래픽의 평균 비트율 mn을 측정하는 것은 간단하다. 카운터는 샘플링 주기 t동안 수신된 비트의 수를 카운트(counts)하며, 이 수를 길이 t로 나눈다. 마찬가지로, 레드 표시 확률
Figure kpo00024
은 주기 t동안 전송된 패킷의 총 수로 나뉘어진 샘플링 주기 t동안 레드로 표시된 패킷의 총 수와 동일하다. 이들 원시 데이터는 매 t 초마다 m 필터(105)와
Figure kpo00025
필터(109)로 제각기 전달된다. m 필터와
Figure kpo00026
필터(105 및 109)의 기능은 평균 비트율 mn과 레드 표시 확률
Figure kpo00027
내의 과도적인 변화들을 제거하는 것이다. 필터들(105 및 109)은 매 t초마다 각각의 평균 비트율과 레드 표시 확률들의 예측을 보고한다. 필터(105) 혹은 (109)는 현재의 원시 측정값과 필터된 값의 예측값인 이전의 모든 측정값들을 매핑(maps)한다. X1, X2,...,Xn,을 원시 측정값들로 놓고,
Figure kpo00028
을 예측값들로 놓자(여기서 X는 m 혹은
Figure kpo00029
중의 하나). 본 발명의 전술한 실시예에 있어서, 필터 (105)와 (109)의 매핑은 임의의 함수일 수 있지만, 이 매핑은 지수 함수적이다. n번째 예측
Figure kpo00030
은 다음과 같이 주어진다.
Figure kpo00031
여기서, 필터 파라미터 α는 0과 1 사이(0 ＜α＜ 1)에 있고, 상기 식에서 두항의 상대적 신뢰도(relative reliability)를 결정한다. α의 값은 m 필터(105)에 대해 상수 0.8로 설정된다.
Figure kpo00032
필터(109)에 관하여, α의 값은 필터링된 값
Figure kpo00033
보다 원시값
Figure kpo00034
이 더 큰 값인지에 따라,
Figure kpo00035
이면, α = 0.8(공칭값)이고, 이 외의 경우에는
Figure kpo00036
이며, 여기서 αS는 다음에 설명되는 바와 같이 링크(116) 상의 감독 모듈(the Supervision module)(114)에 의해 제공된 파라미터이다.
평균 비트율과 레드 표시 확률의 필터링된 값인
Figure kpo00037
과
Figure kpo00038
는 매 t 초 마다 한 번 씩 예측 및 적응 모듈(104)로 전달된다. 이들 필터된 값들은 허용 가능한 값들과 비교되어 적응이 필요한지, 즉, 새로운 접속 요구가 보증되는지의 여부가 예측 및 적응 모듈(104) 내에서 결정된다. 이 비교는 도4에 도식적으로 개시된 적응 영역과 관련하여 기술될 것이다.
[적응 영역]
도 4는 전술된 모듈(106), (105), (108), 및 (109)에 의해 네트워크 포트에서 예측되는 평균 비트율 및/또는 레드 표시 확률
Figure kpo00039
의 변화에 응답하여 접속 대역폭을 적응하는데 사용된 영역들을 도시한다. 도4는 이차원 평면 내의 3개의 영역을 포함한다.
상향 조정 영역(adjust-up region)(602)은 다음에 의해 정의된다.
Figure kpo00040
여기서,
Figure kpo00041
는 상수이며, 이는 바람직한 실시예에서 5.10-2이다.
영역(602)는 두 개의 부영역(sub-area)으로 더 나뉜다.
Figure kpo00042
Figure kpo00043
하향 조정 영역(adjust-down region)(601)은 다음에 의해 정의된다.
Figure kpo00044
Figure kpo00045
여기서, 바람직한 실시예에 있어서,
Figure kpo00046
은 10-2의 값을 가지는 상수이다. 영역(601)은 두 개의 하부 영역으로 더 나뉜다.
Figure kpo00047
Figure kpo00048
여기서, 바람직한 실시예에 있어서, β는 0.3의 값을 가지는 상수이다.
[동적 대역폭 적응]
매 t 초마다, 예측 및 적응 모듈(104)은 필터링된 값들인
Figure kpo00049
과
Figure kpo00050
의 위치를 검사하고, 적응 영역에 따라 상향 조정 혹은 하향 조정 또는 접속 대역폭을 적응시키지 않는 것 중 하나를 결정한다. 이 결정은 도5에 도시된 알고리즘에 따라 행해진다.
(501) : 검사에 의해 좌표점(
Figure kpo00051
)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, 제 2 검사에 의해(505) 하부 영역 중 한 영역 내에 점(
Figure kpo00052
)이 위치한다.
(507) : 이 점이 하부영역(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 5,359,593 호에 개시된 지수 치환 방법에 의해 예측된다. b는 수학식 5에 의해 주어진다.
Figure kpo00053
(506) : 이 점이 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 = 10ms 이다.
(502) : 점이 ＂하향 조정＂영역(601) 내에 있으면, 카운터 n_Low가 증가되며 검사된다(503).
(512) : 바람직한 실시예에서 카운터의 갱신된 값이 5로 정해진 상수 N_Low보다 작으면, 알고리즘은 종료된다. 카운터의 증가(502)와 검사(503)는 과도상태(transcient state) 동안 너무 신속한 하향 조정 결정을 방지한다.
(504) : 이 점이 N_Low 주기 t 동안 ＂하향 조정＂ 영역(601) 내에 있으면, 검사(504)에 의해 두 개의 하부 영역 (601a) 또는 (601b) 중 한 영역내에 점의 위치를 결정한다.
(508) : 점이 하부 영역(601a) 내에 있으면, 버스트 파라미터 b의 새로운 값이 계산된다.
Figure kpo00054
여기서, c는 ＞ 1인 상수이다(바람직한 실시예에서 c = 2).
(507) : 점이 하부 영역(601b) 내에 있으면, 수학식5에 의해 버스트의 파라미터 b의 새로운 값이 계산된다.
(509) : 버스트 파라미터 b의 새로운 값이 (506), (507), 혹은 (508)에 의해 결정되면, 그린 토큰 생성율 γ의 새로운 값이 계산된다.
Figure kpo00055
(510) : 이때, 도4의 영역들이 계산된다.
＂하향 조정＂ 영역(601)의 상위 경계(the upper boundary)(603)와 ＂상향 조정＂ 영역(602)의 중간 경계(the medium boundary)(605)는 γ의 새로운 값으로 설정되며,
＂하향 조정＂ 영역(601)의 중간 경계는
Figure kpo00056
으로 설정된다.
(511) : 도7의 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 Estimation and Adaption for Packet Communication Networks＂라는 명칭의 미국 특허 제 5,359,593 호에 개시된 대용량 및 고속 트래픽 변동의 방법과 시스템에 대한 개선방안이다. 특히, 본 발명은 두 개의 중요한 특징을 지원한다. 이들은,
자신의 프로세싱 용량이 주어진 경우, 프로세서에 의해 적응될 수 있는 접속의 수에 대한 전역적 제어 및,
접속 사이의 공정성이다.
이들 특징들은 도1에 도시된 바와 같이 동적 트래픽 관리 메카니즘의 상부에 구현된 감독 모듈(114)의 덕택으로 지원된다.
[적응 제어]
접속의 수에 대한 전역 제어는 다음과 같이 구현된다. 각각의 샘플링 주기 t에서, 감독 모듈(114)은 링크 (115.1),(115.2), ..., (115.N) 상에서 n 개의 대역폭 요구를 수신한다. 이때 n은 다음의 식을 만족한다.
Figure kpo00057
여기서, N은 프로세서에 의해 서비스(served)되는 접속의 총 수이다.
최종 주기에서 대역폭 요구의 평균 수
Figure kpo00058
는 필터링 동작에 의해 예측된다.
Figure kpo00059
이어서, 필터링 된 값
Figure kpo00060
는 사전 설정된 임계값과 비교된다. N0를 프로세서의 프로세싱 용량(초당 적응의 수)으로 놓으면, 다음의 검사가 수행된다.
Figure kpo00061
이면,
Figure kpo00062
= 0.4 이다. 필터 계수
Figure kpo00063
는
Figure kpo00064
필터에 의해 예측된 바와 같이 평균 레드 표시 확률의 빠른 변동들을 가능하게 하는 루스한 값(loose value)로 이완된다.
Figure kpo00065
이면,
Figure kpo00066
= 0.6 이다.
Figure kpo00067
는 레드 표시 확률
Figure kpo00068
의 변동을 느리게 하는 루스한 값으로 설정된다.
Figure kpo00069
이면,
Figure kpo00070
= 0.8 이다.
Figure kpo00071
는 자신의 공칭값으로 설정된다.
Figure kpo00072
이다.
Figure kpo00073
는 실질적으로 평균 레드 표시 확률
Figure kpo00074
을 확정(freezes)함으로써, 도4의 평면내 변위가 매우 느리도록 만드는 타이트한 값(tight value)으로 설정된다.
계수
Figure kpo00075
는 자신의 특성을 튜닝(tuning)하기 위해 선로(116)를 통해 레드 표시 확률
Figure kpo00076
필터(109)로 전송된다. 이 동작은 접속들 간의 공정성을 증가시킨다. 사실상, 단위 시간당 대역폭 조정의 수의 관점에서 한 접속이 다른 접속보다 더 많은 요구를 하면, 감독 모듈(114)에 의해 계산된 계수
Figure kpo00077
는 증가하므로, 도4의 하향 조정 영역(601)내의 접속의 궤적(trajectory)은 많은 시간을 소모할 것이며, 따라서 초당 대역폭 적응의 평균 횟수를 N0에 수렴하도록 할 것이다.
도 6은 감독 모듈의 원리를 도식적으로 설명하며, 대역폭 요구의 평균 수
Figure kpo00078
의 시간적인 변동을 도시한다. 4개의 영역들이 상기 알고리즘에 따라 필터 파라미터
Figure kpo00079
를 제어하기 위해 정의된다.
영역 (801), 매우 타이트한 필터 계수
Figure kpo00080
영역 (802), 타이트한 필터 계수
Figure kpo00081
영역 (803), 공칭 필터 계수
Figure kpo00082
영역 (804), 루스한 필터 계수
Figure kpo00083
[적응 공정성]
접속들 간의 공정성은 다음과 같이 구현된다. 어댑터에 의해 지원되는 각각의 접속 i에 대해(0≤i≤N), 프로세서는 이 접속의 현재의 동작 상태(behavior)를 반영하는 공정성 변수 Fi를 유지한다. 이 공정성은 다음에 의해 접속 설정시 초기화 된다.
Figure kpo00084
각 샘플링 주기 t에서, 프로세서는 매 접속(i= 1, ..., N)에 대해 다음의 동작을 수행한다.
첫째로, 공정성 변수 Fi가 갱신된다.
접속 i가 새로운 대역폭 요구를 하지 않으면 Fi= 0.99Fi이거나, 혹은
접속 i가 새로운 대역폭 요구를 하면 Fi= 0.99Fi+ 0.01 이다.
둘째로, 공정성 변수 Fi가 검사된다. δ가 바람직한 실시예에서 1인 상수일 때, Fi＞δ/N0이면, 접속 i는 자신이 대역폭 요구를 하더라도 카운터 Fi가 제한값 δ/N0이하로 감소될 때까지 더 이상 공정한 접속으로 간주되지 않으며 적응되어서는 안되는 것으로 간주된다.
이 메카니즘은 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 사용할 수 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 네트워크에 대한 액세스를 적응 시키기 위한 방법 및 시스템에 관한 것이다. 이들 값들은 노이즈(noise)를 제거하기 위해 필터링되며, 이 값은 사전 정의된 허용 적응 영역(a pre-defined acceptable region) 내에 있는 평균 비트율과 손실 확률 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. 더욱이, 이 메카니즘은 자신의 처리 용량이 주어진 경우 단일 프로세서에 의해 적응될 수 있는 접속의 수를 제어한다. 이 제어 메카니즘은 통상적으로 단일 접속이 프로세서 용량의 상당 부분을 사용하는 것을 방지함으로써 접속들 간의 공정성을 보증한다.

Claims (6)

  1. 각각의 노드가 다수의 링크를 프로세싱하기 위해 하나 이상의 링크 프로세서를 포함하는 경우, 근원지 노드로부터 목적지 노드로 디지털 트래픽을 전송하기 위해 근원지 노드와 목적지 노드의 전송 링크(209)들로 상호 접속된 다수의 노드(201..208)들을 포함하는 패킷 스위칭 통신 네트워크(200)에 대한 액세스를 동적으로 적응시키는 방법에 있어서,
    상기 방법은,
    ① 상기 근원지 노드로부터의 트래픽의 평균 비트율을 측정(106)하는 단계와,
    ② 상기 근원지 노드로부터 네트워크 내로 리키 버킷 제어 회로에 의해 상기 트래픽의 흐름을 제어(107)하는 단계와,
    ③ 상기 리키 버킷 제어 회로에 의해 상기 네트워크 내로 도입된 패킷의 손실 확률을 측정(108)하는 단계와,
    ④ 상기 손실 확률 측정의 값을 필터링(109)하는 단계와,
    ⑤ 상기 동시 발생한 평균 비트율과 손실 확률 측정의 값에 대한 적응 영역을 정의하는 단계와,
    ⑥ 상기 적응 영역밖에 해당하는 상기 평균 비트율과 손실 확률 측정값의 쌍에 응답하여, 상기 근원지 노드로부터 접속에 할당된 대역폭의 변경을 요구하는 단계를 포함하며,
    상기 대역폭의 변경을 요구하는 단계는,
    근원지 노드 내에서 각각의 링크 프로세서에 대한 대역폭 변경 요구의 평균 횟수를 측정하는 단계와,
    근원지 노드 내의 동일한 프로세서에 의해 처리된 모든 접속에 대해 상기 대역폭 변경 요구의 평균 횟수에 따른 손실 확률 측정 로우 패스 필터(low pass filter)의 대역폭을 적응시키는 단계를 포함하는 패킷 스위칭 통신 네트워크에 대한 액세스의 동적 적응 방법.
  2. 제1항에 있어서, 상기 대역폭 변경 요구의 평군 횟수를 측정하는 단계는, 상기 대역폭 변경 요구의 평균 횟수 측정의 값을 필터링하는 단계를 더 포함하는 패킷 스위칭 통신 네트워크에 대한 액세스의 동적 적응 방법.
  3. 제1항 또는 제2항에 있어서, 동일한 프로세서에 대해 요구되는 대역폭 변경의 평균 횟수가 점점 증가할수록, 로우 패스 필터(109)의 대역폭이 점점 감소하는 패킷 스위칭 통신 네트워크에 대한 액세스의 동적 적응 방법.
  4. 제1항 내지 제3항 중 어느 한 항에 있어서, 접속이 자신에게 할당된 대역폭의 변경을 빈번히 요구할수록 링크 프로세서는 상기 요구에 대한 우선 순위를 작게 부여하며, 접속이 자신에게 할당된 대역폭의 변경을 적게 요구할수록 링크 프로세서는 상기 요구에 대한 우선 순위를 크게 부여하는 패킷 스위칭 통신 네트워크에 대한 액세스의 동적 적응 방법.
  5. 제1항 내지 제4항 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 적응시키는 방법을 실행하는 수단을 포함하는 통신 노드(300).
  6. 제5항에 따르는 다수의 노드(201..208)들을 상호 접속하기 위한 다수의 전송 링크를 포함하는 패킷 스위칭 통신 네트워크(200).
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