KR100564474B1 - 수신기 개시 송신 레이트 증가 방법 - Google Patents

Abstract

TCP(Transport Control Protocol)를 이용하여 네트워크를 거쳐서 송신기로부터 수신기로 전송되는 데이터 패킷의 수신기 개시 송신 레이트(receiver-initiated sending rate)를 증가시키는 방법으로서, 송신기로부터 수신기로 수신된 데이터 패킷에 대한 응신(acknowledgement)을 전송하는 단계와, 응신당 최대 1 세그먼트 크기로 통지 윈도우(advertised window)를 증가시키는 단계를 포함하되, 상기 응신에는 허용 송신 비트 레이트를 나타내는 통지 윈도우가 포함된다.

Description

수신기 개시 송신 레이트 증가 방법{OPTIMISED RECEIVER-INITIATED SENDING RATE INCREMENT}

도 1은 서버에서 신규 송신 비트 레이트를 개시하는 단계를 도시한 흐름도.

도면의 주요 부분에 대한 부호의 설명

100, 200, 400, 500, 700, 900 : 실행 블록

300, 600, 800 : 질문 블록

본 발명은 패킷 데이터 전송에 관한 것으로서, 특히 TCP(Transmission Control Protocol)를 이용하여 IP(Internet Protocol) 네트워크를 거쳐서 데이터를 전송하는 것에 관한 것이다. TCP는 통합된 적체(congestion) 및 흐름 제어 메카니즘으로 네트워크의 안정성을 제공한다. 또한, TCP 및 IP 네트워크에 대한 정보는, 예를 들어, US 6,298,041B1에 개시되어 있다.

일반적으로 TCP 송신 레이트는 송신기에 의해서 제어되지만, 수신기가 사용된 링크 및 비트 레이트에 대해 어느 정도 알고 있는 경우, 어느 정도 까지는 수신기에서 송신기의 데이터 송신 레이트를 제어하는 것이 바람직하게 되는 시나리오 및 환경이 있다. 이러한 메카니즘을 지원하기 위해서는, 송신기의 비트 레이트를 제어 또는 제한하는 RTT(Round Trip Time)값에 대해 수신기가 알고 있어야 한다. 그 결과, 송신기는 자체적으로 가용 비트 레이트에 대한 검사를 행할 필요가 없게 되는데, 그럴 경우 대개 패킷 손실이 초래되고, 수신기의 정보보다도 덜 정확하게 된다.

TCP 송신기에서의 송신 비트 레이트는 적체 윈도우(congestion window)라 불리우는 슬라이딩 윈도우에 의해서 제어된다. 송신기는 데이터를 전송하고 누적 응신(cumulative acknowledgements)을 수신한다. 미결 데이터(outstanding data)는 이미 송신기에서 전송했지만 그에 대한 응신을 수신하지 못한 데이터이다. 송신기에는 적체 윈도우의 현재값과 동일한 미결 데이터량을 가질 수 있다. 통상적으로 데이터는 그것이 전송된 후에 1 RTT에 응신을 받기 때문에, 허용 송신 비트 레이트 B_send는 RTT 및 적체 윈도우 크기 cwnd라 할 때, B_send=cwnd/RTT로서 산출할 수 있다. 이들 값의 예로서, RTT=100㎳ 및 B_send=64Kbit/s를 들 수 있다.

서버에서의 적체 윈도우는 수집된 네트워크 정보에 따라 동적으로 조절되는데, 예를 들어, 패킷 손실의 경우, TCP 송신기는 네트워크 적체라고 추측하여 윈도우를 축소한다. 패킷 손실이 없는 경우에는, 조금씩 규칙적으로 윈도우가 증가된다. 그러나, TCP가 데이터 패킷의 전송을 제어하는데 사용하는 윈도우는 최소의 적체 윈도우로서, 수신기에 의해서 신호되는 다른 윈도우 크기 awnd인 통지 윈도우(advertised window)라 불리운다. 이것은 대개 TCP의 흐름 제어 특징, 즉, 고속 TCP 송신기가 수신기가 소비할 수 있는 데이터보다 많은 데이터를 전송하지 않도록 보장하는 데에 사용된다.

결론적으로, 수신기는 통합된 흐름 제어를 이용하는 것과 RTT 및 최대 송신 비트 레이트로부터 산출된 값을 갖는 통지 윈도우를 전송하는 것에 의해, TCP 접속의 송신기의 송신 레이트의 상한을 제한할 수 있다. 다시 말해, 수신기는 서버로 최대 송신 비트 레이트를 알릴 수 있다. 이 최대 송신 비트 레이트를 증가시킬 때, 수신기는 최대 송신 비트 레이트가 너무 빨리 증가하지 않도록 송신기의 행태를 예견해야 하며, 최대 송신 비트 레이트가 너무 빨리 증가하면 라우트(route) 상에 버퍼 오버플로우를 초래할 수도 있는, TCP 송신기에서 전송된 데이터 패킷의 버스트(burst)가 개시될 것이다.

한편, 수신기가 통지 윈도우를 너무 느리게 증가시키면, 송신기도 마찬가지로 송신 레이트를 느리게 증가시킬 것이고, 그 결과 링크 용량의 활용성이 떨어질 것이다.

따라서, TCP 송신기에서 송신 레이트를 최적으로 증가시키도록 통지 윈도우를 증가시키는 최적화된 방법이 필요하다.

가능한한 빠르게 비트 레이트를 최적값으로 증가시키고 동시에 후술하는 청구항 1에서와 같이 허용 링크 자원을 충분히 활용할 수 있는 최적화된 수신기 개시 송신 레이트의 증가 방법을 제공한다. 본 방법의 바람직한 실시예는 여러 종속항이 된다. 본 발명의 방법은 통지 윈도우를 응신당 최대 1 세그먼트 크기로 증가시킨다. 따라서, 송신 비트 레이트는 전송 라우트에서 버퍼 오버플로우를 초래할 수 있는 패킷의 버스트를 발생시키지 않고 신규 값으로 조절될 수 있다. 그 결과 수신기는 송신기의 비트 레이트를 부드러우면서도 매우 빠르게 증가시킬 수 있다. 실제, 송신기는 통지 윈도우에 의해서 허용되는 것보다 많은 데이터를 전송하지 않을 것이고 한번에 1 패킷 이상을 생성하지 않을 것이다.

바람직한 실시예에 따르면, 일정한 간격으로 응신을 전송함으로써, 송신기에서의 비트 레이트 증가가 더욱 부드럽게 되고 전송된 패킷이 균일하게 분배된다.

보다 바람직한 실시예에 따르면, 송신기로 전송하기 전에 응신을 큐(queue)에 저장한다. 그 결과, 도래하는 데이터 패킷은 바로 응신되는 것이 아니라, 충분한 응신(enough acknowledgements)이 큐 내에서 이용 가능한 한 일정한 간격으로 전송된다.

또 다른 바람직한 실시예에 따르면, 다음 정규 시간 간격에서 큐 내에 사전 결정된 수보다 작은 응신이 존재하면, 세그먼트의 일부에 대한 응신만 송신기로 전송한다. 이것은, 충분한 응신이 이용 가능하지 않은 경우 전체 세크먼트에 응신하지 않고 추가적인 응신을 생성하는 효과가 있다. 그러나, 송신기는 그 응신을 이 용함으로써 통지 윈도우를 조절하고, 이에 따라 송신 비트 레이트를 증가시킬 수 있다.

본 방법은 바람직하게, 응신의 전송이 완료되어야 할 최대 기간을 결정하는 단계를 더 포함한다. 이는 TCP 송신기에서 재전송 타임 아웃에 이를 정도로 응신이 과도하게 지연되어 전송되는 것을 방지한다.

본 발명의 더욱 바람직한 실시예에 따르면, 응신 완료에 대한 최대 기간이 만료되었을 때, 그 세그먼트의 잔여 부분에 대한 응신이 최종적으로 전송된다.

이하, 첨부된 도면을 참조하여 본 발명을 보다 상세히 설명한다.

본 발명을 설명하기 위해서, 이하에서는 송신기와 송신기 사이의 접속은 TCP 접속이라 가정하며, 송신기의 비트 레이트 B_old는 다음 수학식 1에 따라서 통지 윈도우 awnd에 의해서 제한된다.

수신기는 예를들어, 이동망 내에서의 무선 자원 제어가 신규 무선 베어러(bearer)를 세트업하거나 현재까지 링크를 공유한 다른 데이터 흐름이 완료되었기 때문에, 이 접속용으로 사용할 수 있는 링크 용량이 B_old로부터 B_new까지 증가된다는 정보를 획득한다. 수신기는 수학식 2에 따라서 신규 통지창을 산출한다.

도 1을 참조하면, 제 1 단계(100)은 MSS가 접속 세트업에서 협상된 최대 세그먼트 크기라 할 때, 수학식 3에 따라서 신규 응신 간격 ACK_space를 산출하거나 수학식 4에 따라서 신규 응신 공간 ACK_space를 산출하는 것이다.

여기서, awnd_new는 세그먼트의 수로 주어진다. 모든 도래 데이터 패킷은 바로 응신되지 않고, 대신에 응신이 ACK 큐 내에 저장된다. 단계(100)에서 타이머가 설정되면, 수신기는 단계(200)에서 도시된 바와 같이 다음 ACK_space 시간이 만료될 때까지 대기한다. 주의할 점은, 송신기가 가능한 한 신규 비트 레이트로 전송을 시작하는 것이 바람직하므로, 단계(100)에서의 타이머는 이전 응신이 전송된 시간에 따라 첫번째 응신에 대해 비교적 작은값 또는 심지어 0으로 설정되어야 한다. 그 결과, 응신은 패킷 버스트를 방지하기 위해서 ACK_space 변수에 따라 간격을 둘 것이다.

이 시점에서, 응신이 전송되어야 하고 흐름도는 ACK 큐 내에 1개보다 많은 응신이 있는지의 여부를 확인하는 질문(300)으로 계속된다. 큐 내에 응신이 없는 경우, 알고리즘은 신규 응신이 생성될 때까지 이 지점에서 일시 중단된다.

ACK 큐 내에 응신이 1개보다 많이 존재하면, 블록(400)에 도시된 바와 같이 응신이 전송되고 awnd 값이 갱신되며, ACK_sapce 타이머가 새로이 개시된다. 이러 한 상황에서는, 서버의 송신 비트 레이트를 부드럽게 증가시키는데 흐름 제어 커맨드로서 사용될 충분한 응신이 큐 내에 존재한다.

반면, 큐 내에 응신이 단 1개만 존재하면, 절차는 도면의 블록(500)으로 도시된 단계로 계속된다. 파라미터 original_ack_no는 도래하는 완료 데이터 패킷에 응신하기 위한 세그먼트의 응신 수를 나타낸다. 즉, 원 응신 패킷(original acknowledgement packet)의 응신 수 필드이다. 파라미터 last_ack_no는 전송된 최종 세그먼트 ack_no를 포함한다. 블록(500)의 단계에서, 통지 윈도우 awnd 및 최종 통지된 awnd_last는 각기 1 세그먼트씩 증가된다. 또한, 응신 수 ack_no 및 최종 응신 수 last_ack_no는 각기 1바이트씩 증가된다. 또한, 응신 ACK의 전송이 완료되어야 하는 최대 기간을 규정하는 split_ack 타이머를 규정할 필요가 있다. 따라서, 이 타이머는 송신기에서의 재전송 타임 아웃을 야기할 수도 있는 완료 ACK의 과도한 전송 지연을 방지하도록 설정되어야 한다.

이어서, 응신이 생성된다. 생성이란 원 응신의 헤더 필드 중 일부가 현재 산출된 것으로 변경되어야 함을 의미한다. 변수 통지 윈도우 awnd 및 응신 수 ack_no는 TCP 헤더에 적절하게 설정되어야 한다. 나머지 변수는 단지 알고리즘 내에서 계산을 위해 단지 로컬하게 유지될 뿐이다. 이들 변경의 결과, 헤더 체크섬도 산출 및 설정되어야 할 것이다. 최종 단계에서, 응신이 전송된다. 이 응신은 세그먼트 전체에 대한 것이 아니라 단지 그 일부에 대한 것이라는 점에 유의해야 하며, 본 실시예에서는 1 바이트이다. 그러므로, 이 응신으로는 송신기가 추가 데이터 패킷을 송신할 수 있는 것은 아니다. 신규 데이터 패킷의 전송을 트리거하는 통지 윈도우(이 경우 1씩 증가함)를 (각각의 응신으로서)포함한다. 그러나, 데이터 패킷은 응신 자체에 의해서 트리거되는 것이 아니라 증가된 통지 윈도우로 인한 것이라는 점에 중점을 두어야 한다. 마지막으로, 블록(500)의 최종 단계는 응신이 전송되었을 때 ACK_space 타이머를 개시하는 것이다.

흐름도의 다음 질의(600)은 ACK_space 타이머와 split_ACK 타이머 중 어느 하나가 도달했는지를 판정한다. split_ACK 타이머가 도달된 경우, 세그먼트 전체에 대한 응신의 완료를 위한 최대 기간이 경과되었으므로, 흐름은 블록(700)으로 계속된다. 따라서, 원 응신수를 갖는 응신이 전송되고, 파라미터 last_ack_no 및 통지 윈도우 값은 갱신된다. 이 응신은, TCP 세그먼트 전체에 대해 응신되었으므로, 신규 데이터 패킷의 전송을 트리거한다.

한편, 질의(600)에서 ACK_space 타이머가 도달되었다고 판정되면, 질의(800)은 다른 응신이 응신 큐내에서 이용 가능한 지를 판정한다. 이용 가능 하다면, 절차는 단계(700)으로 계속된다. 그렇지 않으면, 블록(900)으로 진행한다. 블록 (900)에서 split_ACK 타이머가 개시될 필요가 없다는 점을 제외하고 블록(500)과 동일한 단계가 수행된다. 따라서, 블록(900)에서, 또 다른 응신이 상응하는 ack_no 및 awnd 값을 갖는 세그먼트의 다음 바이트가 전송된다. 흐름은 상술한 바와 같은 질문(600)으로 계속된다.

결국, 통지 윈도우의 값이 항상 변경될 때마다, awnd에 대한 새로운 목표값에 도달되는 지를 비교한 다는 점에 유의하여야 한다. 그렇다면, 통지 윈도우가 그 최종 목표값에 도달되었으므로 알고리즘은 종료된다.

상술한 알고리즘을 이용하면, 수신기는, 응신을 수신한 후, 증가된 통지 윈도우 값이 송신기에서 수신되므로, 송신기가 즉시 신규 데이터 레이트에 따라서 송신을 개시하는 것을 보장한다. 또한, 송신기는 통지 윈도우에 의해서 허용된 것보다 많은 데이터를 전송하지 않아, 어떠한 패킷 버스트로 발생되지 않을 것이다.

따라서, 본 알고리즘은, 라우트를 따라 버퍼 오버플로우의 위험을 발생시키지 않고, 수신기가 송신기의 비트 레이트를 부드럽고 빠르게 증가시킬 수 있게 한다. 동시에, 가용 링크 용량을 충분히 활용한다.

Claims (8)

1. TCP(Transport Control Protocol)를 이용하여 네트워크를 거쳐서 송신기로부터 수신기로 전송되는 데이터 패킷의 수신기 개시 송신 레이트를 증가시키는 방법에 있어서,

   수신된 데이터 패킷에 대한 응신(acknowledgement)―상기 응신에는 허용 송신 비트 레이트를 나타내는 통지 윈도우(advertised window)가 포함됨―을 일정 시간 간격으로 상기 수신기로부터 상기 송신기로 전송하는 단계와,

   상기 송신기로 전송 전에 상기 응신을 큐(queue)내에 저장하는 단계와,

   다음 일정 시간 간격에서 상기 큐 내에 사전 설정된 수보다 적은 응신이 있으면, 세그먼트의 일부에 대한 응신을 상기 송신기로 전송하는 단계와,

   응신당 최대 1 세그먼트 크기 만큼 상기 통지 윈도우를 증가시키는 단계

   를 포함하는 수신기 개시 송신 레이트 증가 방법.
2. 삭제
3. 삭제
4. 삭제
5. 제 1 항에 있어서,

   데이터 세그먼트에 대한 응신의 전송이 완료되어야 할 최대 기간을 결정하는 단계를 더 포함하는 수신기 개시 송신 레이트 증가 방법.
6. 제 5 항에 있어서,

   늦어도 응신의 완료에 대한 상기 최대 기간이 경과되었을 때에, 상기 세그먼트의 잔여 부분에 대한 응신을 전송하는 단계를 더 포함하는 수신기 개시 송신 레이트 증가 방법.
7. 제 6 항에 있어서,

   상기 세그먼트의 일부에 대한 상기 응신은 1 세그먼트 만큼 그 통지 윈도우를 증가시키나, 나머지 부분 또는 전체 세그먼트에 대한 상기 응신은 상기 통지 윈도우를 증가시키지 않으며, 양 응신은 다음 데이터 패킷의 트리거를 가능하게 하는 수신기 개시 송신 레이트 증가 방법.
8. 제 1 항, 제 5 항 내지 제 7 항 중 어느 한 항에 있어서,

   상기 응신은 시간 간격을 갖고 전송되며, 이 시간 간격은 최대 세그먼트 크기 및 새로운 송신 비트 레이트에 근거하여 결정되는 수신기 개시 송신 레이트 증가 방법.

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