KR20000076720A - 패킷 서버 내에서의 이용 방법 - Google Patents

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Abstract

레이어 2 터널링 프로토콜(L2TP) 제어 메세지들에서 서로다른 서비스 품질(QoS) 요구를 갖는 협정 터널을 지원하는데 사용하기위한 새로운 속성값 쌍(AVP)들이 규정된다. 상기 협정을 거친 터널들을 이용하여 서로 다른 서비스 품질 요구를 갖는 착신/발신 호출들을 받아들이거나 거절하기 위한 예시적인 허가 제어 절차들이 기술된다.

Description

레이어 2 터널링 프로토콜 네트워크에서 서비스 품질 제공{PROVIDING QUALITY OF SERVICE IN LAYER TWO TUNNELING PROTOCOL NETWORKS}
본원과 동일자로 출원되어 함께 계류중이며 공동으로 양도된 발명자가 처아(Chuah)인 발명의 명칭 "보장 서비스를 제공하는 RSVP-기반 터널 프로토콜"의 미국 특허출원번호 제 09/259,170 호에 관련 주제가 개시되어 있다.
본 발명은 일반적으로 통신에 관한 것으로서, 특히 패킷 통신 시스템에 관한 것이다.
과거에, 인터넷을 이용한 모든 데이터 트래픽은 동등하게 취급되었으며 "최상의"장치를 이용하여 전송되었다. 그러나, 시간이 지나면서 인터넷을 통한 실시간 어플리케이션들(예를 들어, 음성/화상 회의 장비들, 게임 어플리케이션들 등)에 대한 지원 필요성은 어떠한 형태의 차별화된 서비스의 제공을 요구하였다. 이와 같이, 당업자들은 인터넷 유저들에게 서비스 품질(Quality of Service : QoS)을 제공하기 위한 새로운 프로토콜들을 규정하고 있다. 예를 들어, 1998년 12월 에스 브레이크 등에 의해 REC2475에 발표된 논문 "차별화된 서비스들을 위한 아키텍춰(An Architecture for Differentiated Services,"는 특정한 QoS를 나타내는 코드 포인트를 전달하기 위한 인터넷 프로토콜(IP) 헤더의 서비스 타입(TOS) 바이트 내에 6비트를 규정한다. 유사하게, 1998년 11월 제이콥슨 등에 의해 draft-ietf-diffserv-phb-ef-01.txt에 발표된 논문 "신속 전송 PHB(An Expedited Forwarding PHB)"는 유저로 하여금 ATM에서의 일정 비트율(CBR) 서비스와 같은 서로 다른게 구성된 비율의 서비스에 기명(subscribe)할 수 있게 하는 하나의 특정한 코드 포인트(code point)를 기술한다. 그리고, 1998년 12월 제이 헤인아넨 등에 의해 draft-ietf-diffserv-af-01.txt에 발표된 논문 "보장 전송 PHB 그룹(Assured Forwarding PHB Group)"은 ATM에서의 실시간/비 실시간 가변 비트 비율(VBR) 서비스와 유사한 다른 형태의 서비스들을 기술한다.
통신 수단으로서 인터넷을 이용하는 한 예는 "가상 사설 네트워크"(virtual private network : VPN)로 일컬어지는 것을 제공하기 위하여 워크 그룹들을 함께 결합하는 개선된 데이터 백본(backbone)이다. VPN의 한 어플리케이션은 피고용인들이 예컨대 집에서 인터넷을 통하여 기업 데이터 네트워크에 원격 억세스할 수 있는 기업 환경에 있다. VPN은 공중 시설을 이용하는 것임에도 불구하고, 원격 유저가 폐쇄된 유저 그룹에 참여할 수 있도록 보안성 및 인증을 제공한다. 실제로, VPN의 이용은 WIN과 같은 매체를 기업 및 그의 피고용인들에게 제공한다. (비록 기업 네트워크 역시 직접 원격 억세스를 제공할 수도 있지만, 예를 들어 유저가 기업 네트워크에 직접 다이얼링도 제공하기는 하지만, VPN을 이용하게 되면 경제적인 잇점을 얻을 수 있다.)
VPN을 제공하기 위하여, 예컨대 "포인트 간 터널링 프로토콜(PPTP)" 및 "레이어 2 전송(L2F) 프로토콜"과 같은 터널링 프로토콜들이 이용된다. 일반적으로 말해서, 터널링 프로토콜은 하나의 패킷을 다른 패킷내에 배열함으로써 공중 네트워크를 통한 사설 데이터 스트림의 생성을 가능하게 한다. VPN의 환경에서, 한 IP 패킷이 다른 IP 패킷 내에 배열된다. 산업 표준을 개발하고자 하는 시도에서, 인터넷 공학 태스크 포스(IETE)가 PPTP와 L2F의 혼성인 "레이어 2 터널링 프로토콜"(L2TP)을 개발하고 있다(예로써, 케이 햄제흐, 티 호출라, 엠 리틀우드, 지 신그 폴, 제이 타루드, 에이 제이 발렌시아, 더블유 베르딘에 의해 1998년 3월 인터넷 드래프트(Internet Draft)에 발표된 레이어 2 터널링 프로토콜(Layer Two Tunneling Protocol "L2TP"를 참조바람).
원격 유저를 위한, VPN로의 전형적인 억세스 형태는 VPN 서비스를 제공하는 "인터넷 서비스 제공자"(ISP)로의 "평이하고 구식인 전화 서비스"(POTS) 접속을 통하는 것이다. 예를 들어, 한 유저가 아날로그 모뎀을 개인용 컴퓨터, 또는 등가물에 합체시키고, 본 원에서는 "가정" ISP라 언급되는 특정 ISP를 갖는 고객 계좌를 갖는다. (또한, 유저의 개인용 컴퓨터는 상기 터널링 프로토콜들 중 하나를 지원하도록 적절하게 구성된느 것으로 가정한다.) 유저는 가정 ISP로 데이터를 간단히 호출함으로써, 예를 들어 "가정" ISP와 관련된 전화 번호를 다이얼한 다음 VPN에 "로그인" 함으로써 VPN을 억세스한다.
상기에서 알 수 있는 바와 같이, L2TP에서 두 개의 VPN 서비스 제공자들 간에 다수의 호출들을 전달하기 위한 터널이 형성된다. 불행히도, 상기 L2TP 프로토콜은(차별적인 서비스로서 또한 알려진) "서비스 품질(QoS)" 문제를 해결하지 못한다. 이와 같이, 일부 유저들은 예컨대 어떤 호출을 위한 보장된 최소 대역폭과 같은 QoS 보장이 없는 L2TP의 채택을 꺼릴 수도 있다. 결과적으로, 당업자들은, 터널이 형성된 후 오로지 단일 코드 포인트값만을 이용하여 호출 당 QoS가 협정될 수 있도록 하기위해 변형된 L2TP를 제시해왔다(예로써, 1998년 7월 draft-ietf-pppext-12tp-ds-02.txt@http://www.ietf.org에 발표된 "레이어 2 터널링 프로토콜'L2TP' IP 차별 서비스 확장(Layer Two Tunneling Protocol 'L2TP' IP Differential Services Extension)을 참조바람).
불행히도, 단일 코드 포인트값을 이용하여 호출 당 QoS를 제공하는 것은 상기 문제에 대한 완전한 해결책이 아니다. 특히, 이러한 호출 당 QoS를 갖는 호출 허용 제어를 수행하는 데에 있어서 미리 규정된 고정 데이터의 이용을 필요로 한다. 또한, 만일 QoS가 L2TP 피어에 의해 제공되지 못한다면, 호출은 거부된다. 따라서, 본 발명의 원리에 따라, 서로 다른 QoS 요구를 갖는 L2TP 터널들을 먼저 협정하는 방법 및 장치가 제공된다.
본 발명의 한 실시예에서, L2TP 제어 메세지들에서 사용을 위한 새로운 속성값 쌍(AVP)들이 규정된다(L2TP에서 규정된 바와 같이, AVP들은 또한 제어 신호를 특정화하는 데에도 이용된다). 이러한 새로운 AVP들은 서로다른 QoS 요구들이 부여된 터널 협정을 지원한다. 예컨대, 가상 다이얼-업 서비스가 인터넷 서비스 제공자(ISP)를 통해 제공된다. 서비스 제공 ISP는, 예를 들어 사설 인트라넷에 억세스를 제공하는 네트워크 서버로의 터널을 협정한다. 결과적으로, 특별한 QoS를 지원하는 터널을 통하여 사설 네트워크로의 원격 억세스를 가능하게 하는 가상 사설 네트워크(VPN) 서비스가 제공된다.
새로운 AVP들은 터널들이 두개의 피어들 사이에 셋업될 서로 다른 지연, 패킷 손실, 및 대역폭 보장을 갖도록 하는 트래픽 파라미터들을 포함한다. 이와 같이, AVP들은 서로 다른 지연 요구등을 갖는 데이터 세션들을 지원한다. 또한, 가령 프로모터블/디모터블(promotable/demotable) 비트들과 같은 부가적인 비트들이 규정되어, 하나의 종점(endpoint)이 특정한 조건하에서 터널의 QoS를 증가 또는 감소시킬 수 있게 한다. 이와 같이, 만일 초기의 QoS가 L2TP 피어에 의해 제공될 수 없으면, 피어는 호출을 거부하지 않으면서 더 낮거나 또는 더 높은 QoS를 제공할 수 있게 된다.
본 발명의 특성에 따라, 협정된 터널들을 이용하여 다른 서비스 품질 요구를갖는 발신/착신 호출들을 수용 또는 거절하기 위한 예시적인 허용 제어 절차가 개시된다.
도 1은 본 발명의 원리에 따른 통신 시스템을 보여주는 도면,
도 2 및 도 3은 도 1의 통신 시스템에서 이용되는 예시적인 방법의 플로우 챠트,
도 4는 본 발명의 원리에 따라 터널을 협정하기 위한 제어 메세지 트랜잭션을 예시한 도면,
도 5 및 도 6은 본 발명의 원리에 따라 이용되는 새로운 속성값 쌍 L2TP 메세지를 예시한 도면,
도 7은 본 발명의 원리에 따라 이용되는 새로운 L2TP 제어 메세지를 예시한 도면,
도 8 및 도 9는 본 발명의 원리에 따라 L2TP 피어(peer) 통신에서의 다른 제어 메세지 트랜잭션을 예시한 도면,
도 10은 호출 허가 제어를 실행하는 데에 이용되는 예시적인 방법의 플로우 챠트,
도 11은 네트워크 억세스 서버의 예시적인 하이 레벨 블록도,
도 12는 본 발명의 원리에 따른 다른 통신 시스템을 보여주는 도면.
도면의 주요 부분에 대한 부호의 설명
105 : PC 110 : PSTN
130 : 인터넷 135 : LNS
155 : LAC 160 : 로컬 네트워크
165 : 라우터 650 : 프로세서
660 : 메모리 665 : 통신 인터페이스(들)
하기의 설명은 크게 두 부분으로 나누어진다. 첫 번째 부분은 특정한 QoS를 갖는 터널의 협정을 설명한다. 두 번째 부분은 협정된 터널들로의 호출 허용 제어를 설명한다.
터널 협정(Tunnel Negotiation)
도 1은 본 발명의 원리에 따른 예시적인 통신 시스템(100)을 도시한다. 발명개념이 없는 널리 공지된 요소들에 대해서는 상세히 설명하지 않는다. 예를 들어, 개인용 컴퓨터(PC)(105)는 인터넷에 접속하기 위하여 공중 교환 전화망(PSTN)(110)을 통해 ISP A로 다이얼-업 억세스를 하는 데이터 통신 설비(미도시)를 포함한다. 마찬가지로, 통신 시스템(100)의 요소들 간의 실선은 개별적인 종점들 간의 널리 공지된 통신 설비들, 예를 들어 PC(105)와 PSTN(110) 사이의 접속은 국부 루프 접속을 나타내며, ISP A와 인터넷(130) 사이의 접속은 동기 광 네트워크(SONET) 등에서의 비동기 전송 모드(ATM)에 의해 지원된다. 또한, 본 원을 읽는 사람은 상기 L2TP 프로토콜, 신속 전송 서비스 및 보장 전송 서비스와 친숙하다고 가정한다.
이 점에서, 하기의 정의들을 가정한다.
mL2TP - 케이 햄제흐, 티 호출라, 엠 리틀우드, 지 신그 폴, 제이 타루드, 에이 제이 발렌시아, 더블유 베르딘에 의해 1998년 3월 인터넷 드래프트에 발표된 레이어 2 터널링 프로토콜 "L2TP"에서 정의된 L2TP 프로토콜 및 본 원에서 설명되는 변형들이고;
LAC - mL2TP 억세스 제어, 즉 mL2TP를 지원하는 네트워크 억세스 서버(NAS)이며;
LNS - mL2TP를 지원하는 네트워크 서버(NS)
(상기 정의들은 발명적인 개념의 예시적인 설명을 단순화하기 위하여 이용된다. 이와 같이, 그리고 당업자들이 인식할 수 있는 바 있는 본 발명 개념은 상기 내용에만 한정되지 않으며 어떠한 터널 프로토콜 및 이와 관련된 처리 설비에도 적용될 수 있다.)
도 1로부터 알 수 있는 바와 같이, 통신 시스템(100)은 ISP A 네트워크로 나타낸 ISP A를 포함한다. 후자는 종래에 공지된 포인트-오브-프레즌스(POP) 라우터(미도시)를 포함하는 LAC(155)("서비스 제공 LAC"으로 또한 언급됨)과, 국부 네트워크(160), 및 라우터(165)를 구비한다. ISP A는 원격에 위치한 피고용인이 다른 기능들 중에서 라우팅 및 파이어월(firewall) 성능을 제공하는 LNS(135)를 통해 예시적인 기업 네트워크를 억세스하는 VPN 서비스를 제공한다. (기업 네트워크는, 예를 들어 LNS(135)의 배후에서 적절하게 보호되는 국부 영역 네트워크들(미도시)의 집합으로 가정한다.) 발명적인 개념에 따라, 그리고 하기에서 또한 설명되는 바와 같이, 소정의 QoS를 제공하기 위하여 ISP A 네트워크와 LNS(135)의 사이에 터널이 협정된다.
이제, 도2 에 관하여 설명하기로 하는데, 도 2는 PC(110)에 위치하는 원격 유저에게 VPN 서비스를 제공하기 위한, 본 발명의 원리에 따른 방법의 예시적인 하이-레벨 플로우 챠트를 보여준다. (LAC(155) 및 다른 개별적인 서버들은 본 원에서는 설명되지 않는 종래의 프로그래밍 기술들을 이용하여 하기 방법들을 수행할 수 있도록 적절하게 프로그램된것으로 전제한다.) 단계(205)에서, 원격 유저는 PSTN(110)을 통해 ISP A로 PPP(포인트 간 프로토콜) 접속을 개시한다. 단계(210)에서, LAC(155)은(예를 들어, 미리 규정한 "유저 이름"과 "패스워드"를 이용하여) 유저를 부분적으로 인증한 다음,(도 1의 점선으로 나타낸 ) 접속을 받아들인다. (변형예로서, DNIS(다이얼된 번호 확인 서비스), CLID(호출 라인 확인), 또는 다른 동등한 형태의 확인이 이용될 수 있다.) 명백하게, 만일 LAC(155)가 유저를 인증하지 못한다면, 접속은 받아들여지지 않을 것이다(이 단계는 도시되지 않았음).
(배경 기술로서, 그리고 종래에 공지된 바와 같이, 원격 유저가 새로운 PPP 세션을 셋업하기를 원할 때, PC(100)는 서비스 제공 LAC에 PPP LCP(링크 제어 프로토콜) Config Request를 입력한다. 서비스제공 LAC은 발명 개념에 따라 LAN 서버와의 어떠한 통신을 시작하기 전에 유저의 설비에 의해 종래 기술에서와 같이 PPP LCP와 PPP PAP/CHAP 페이즈를 완료한다. (안전한 콘딧(Conduits)을 위하여, IETF는 PPP 접속에 있어서의 보안성을 위하여 두 개의 프로토콜, 즉 패스워드 인증 프로토콜(PAP)과 도전-핸드쉐이크(Challenge-Handshake) 인증 프로토콜(CHAP)을 정의한다(예로써, IETF Request for Comment(RFC) 133 "PPP 인증 프로토콜들"을 참조바람).)
단계(215)에서, LAC(155)는 원격 유저가 VPN 서비스의 이용을 요구하는 지를 협정한다. (이러한 선택은, 예를 들어 특정한 "유저 이름들"과 바로 관련되고/또는 예를 들어 LAC(155)으로부터 제공되는 팝-업(pop-up)"하이퍼텍스트 전송 프로토콜"(http)을 통하여 전송되는 유저로부터의 개별적인 요구와 관련된다. 만일 원격 유저가 가상 다이얼-업 서비스를 요구하지 않는 다면, LAC(155)은 단계(220)에서 표준 인터넷 억세스를 제공한다. 그러나, 만일 원격 유저가 VPN을 이용하기를 원한다면, LAC(155)은 단계(225)(하기에서 설명됨)에서 관련된 LNS를 확인한다.
LAC(155)은 우선순위가 가 관계하는, 예를 들어 특정한 LNS를 갖는 유저 ID인 VPN 테이블을 저장한다. 이러한 테이블의 일부가 하기에서 표 1로 도시된다. 본 예에서, PC(110)에 결합된 원격 유저는 명명 "g.h.i.j"로 예시적으로 표현되는 인터넷 프로토콜(IP) 어드레스를 갖는 LNS(135)와 결합한다.
(변형예로서, 등가적인 구조물, 또는 동작들이 이용될 수 있다는 것을 주목하자.) 예를 들어, 서비스제공 LAC은 또한 가정 반경 서버(Home Radius Server)를 갖는 반경 억세스 요청/응답 메세지(Radius Access Request/Response messages)에 의해 이러한 기능을 수행할 수 있다.
단계(230)에서, LAC(155)은 그 자신과 LNS(135)의 사이에 터널이 존재하는 지를 확인한다. 이와 같이, LAC(155)은 터널 확인(Tid) 값, 현재 그 터널을 이용하는 호출들의 결합된 호출 확인자(Cid), 및 결합된 LNS IP 어드레스로 표현되는 현재 터널들의 테이들을 유지하며, 이는 하기에 표 2로서 예시된다.
만일 LAC(155)와 LNS(135)의 사이에 현재 어떠한 터널 접속도 존재하지 않는 다면,(하기에 설명되는) 발명적인 개념에 따라 단계(235)에서 터널이 협정된다. LAC(155)와 LNS(135) 사이에 터널이 존재하면, 단계(240)에서 LAC(155)는(하기에 설명되는) 모든 호출 허용 제어를 수행하고, 만일 호출이 받아들여진다면, 새로운 Cid를 할당하고, 표 2를 갱신하며, 국부 네트워크(160), 라우터(165), 및 인터넷(130)을 통해 VPN 요청을 LNS(135)로 전송함으로써 LNS(135)에 의해 세션을 개시한다. 이러한 요청에서, LAC(155)은 유저 확인 정보를 LNS(135)으로 전달한다. (만일 호출이 받아들여지지 않는 다면, 들어오는 호출은 연결이 끊기게 된다.)
이제 도 3을 참조하면, LNS(135)는 단계(305)에서 요청을 수신한다. 단계(310)에서, LNS(135)는(적어도 순간 동안에는) PPP 접속을 받아들인다. 단계(315)에서, LNS(135)는(예를 들어, 상기에서 주목한 바 있는 미리정한 "유저 이름"과 "패스워드"를 이용하여) 원격 유저의 인증을 수행한다. (변형예로서, 서비스 제공 LAC와 같은, DNIS, CLID 또는 확인할 수 있는 다른 형태의 등가물이 이용될 수도 있다.) 만일 LNS(135)가 유저를 인증하지 못한다면, 접속은 받아들여지지 않으며, LNS(135)는 단계(320)에서 요청을 거절한다. (이 경우, LAC(155)은 유사하게 에러 메세지를 다시 원격 유저에게 전달해야 한다.)) 반대로, 만일 LNS(135)가 유저를 인증한다면, LNS(135)는(도 2에서 점선으로 나타낸) 접속을 받아들이며 단계(330)에서 VPN 세션을 형성한다.
LNS(135)에 의한 VPN 세션은 발명적인 개념없이 종래 기술에 의해 형성된다. 예시적으로, 서비스제공 LAC는 원격 유저에 의해 각각 형성된 VPN 세션에 대한 각각의 통신 방향에 대하여 하기의 접속 테이블을 유지한다고 가정하자.
이 표는 접속 번호에 의해, 서비스제공 LAC IP 어드레스,(관련된 홉(hop)에 대한 관련된 터널 ID와 호출 ID 값들을 갖는) 관련된 LNS IP 어드레스, 및 이 호출에 대하여 유저 할당된 IP 어드레스를 리스트한다. 이와 같이, 새로운 VPN 세션을 형성함에 있어서, LAC(155)은 새로운 Cid를 할당한 다음 표 3을 갱신(예를 들어, 새로운 접속 추가)한다.
이때, 연결관계는 포인트 간 PPP 세션이며, 이의 종점들은(PC(110)로 표시된) 한쪽 단부 상에서의 원격 유저의 네트워킹 어플리케이션에 있고, LNS(135) PPP 내로의 이러한 접속의 종료는 다른 단부 상에 지원된다. (필요한 경우, 서비스제공 LAC 뿐 아니라 LNS에서 계산이 수행될 수 있다. 즉, 각 요소는 패킷들, 옥텟(octets) 및 접속 시간 및 정지 시간을 계산할 수 있음을 주목하자.)
상기 설명된 가상 다이얼 업 서비스를 지원함에 있어서, 그리고 발명적인 개념에 따라서, L2TP(mL2TP) 형태의 프로토콜이 이용되는데 이는 하기에서 더 설명된다. L2TP에서 처럼, 소정의 터널 상에서 동작하는 mL2TP의 두 개의 병렬 성분들 즉, 각 LAC-LNS 쌍 사이의 제어 메세지와, 동일한 LAC-LNS 쌍 사이의 페이로드 패킷들이 있다. 후자는 LAC-LNS 쌍 사이의 유저 세션을 위하여 mL2TP 인캡슐레이티드 PPP 패킷들을 전송하는데 이용된다. L2TP에서 처럼, Nr(다음 수신) 및 Ns(다음 송신) 필드들은 제어 메세지들 내에는 항상 존재하지만, 페이로드 패킷들 내에는 선택적으로 존재한다. 제어 메세지들 및 페이로드 메세지들은 다른 시퀀스 번호 상태를 이용한다. 상기-언급된 LAC/LNS 쌍의 개요에 있어서,(Nr, Ns)의 유지 및 이용에 관계되는 한 L2TP 드래프트 프로토콜 정의에는 어떠한 변화도 없다.
상기 주목한 바와 같이, 그리고 발명적인 개념에 따라서, 서비스제공 LAC와 LNS의 사이에서 PPP 터널링이 발생하기 전에, 특별한 QoS를 제공할 수 있도록 도 2의 단계(235)에서와 같이 터널이 협정된다. 이러한 협정을 하는 동안, mL2TP 제어 메세지가 서비스제공 LAC와 LNS의 사이에서 교환된다. 이와 같이,(하기에서 설명되는) 새로운 속성 값의 쌍들(AVPs)(하기에서 설명됨)은 두 개의 mL2TP 피어들이 서로 다른 서비스 품질 요구를 갖는 터널들을 셋업 또는 협정할 수 있도록 L2TP 제어 메세지들에서의 이용을 위하여 정의된다(이에 따라 mL2TP 제어 메세지가 됨). 이와 같이, 터널을 형성하기 위한 부가적인 QoS 협정이 아닌, L2TP 터널 셋업 절차들은 변경되지 않음을 알아야 할 것이다.
터널 협정을 수행하기 위하여, 두 개의 mL2TP 피어들(여기서는 LAC와 LNS로 표시됨) 사이에서 이루어지는 예시적인 제어 메세지 트랜잭션이 도 4에 도시된다. (다시 말해서, 새로운 AVP들을 포함하지 않고, 제어 메세지 트랜잭션은 L2TP 에서 특정화된다.) 도 4로부터 알 수 있는 바와 같이, LAC(본 원에서는 "터널 개시기"로서 언급됨)은 QoS_Req AVP(하기에 설명)를 포함하는 시작 제어 접속 요구(SCCRQ) 메세지를 LNS(본 원에서는 "터널 종료기"로서 언급됨)로 전송한다. 이에 응답하여, LNS는 QoS_Grant AVP(하기에 설명됨)를 포함하는 시작 제어 접속 응답(SCCRP) 메세지를 LAC에 전송한다. LAC는 LNS에 시작 제어 접속 연결(SCCCN) 메세지를 확인시킨다.
도 5를 참조하면, QoS_Req AVP의 예시적인 포맷이 도시된다. 이러한 AVP의 처음 두 비트는(L2TP로 정의되는)"10"의 비트 패턴, 비트 위치 2 내지 5, 새로운 파라미터들 P, M, D 및 L에 대한 전송 값들을 미리정하며, 여기서 P는 프로모터블 비트를 나타내고, M은 디모터블 비트를 나타내며, D는 지연 부류 비트(delay class bit)를 나타내고, 그리고 L은 손실 부류 비트(loss class bit)를 나타낸다. D 비트는 요청된 터널이 지연 부류들 만을 지원할 경우에만 이용된다. 다시 말해, 만일 D비트가 SSCRQ 메세지내에 셋업된다면, 차별화된 코드 포인트 값중 지연 비트들 만이 고려된다(하기에 설명됨). 마찬가지로, L 비트는 요청된 터널이 손실 부류들을 지원할 경우에 이용된다. 즉, L 비트가 터널 SSCRQ 메세지 내에 셋업된다면, 코드 포인트 중 단지 손실 비트들 만이 고려된다. P와 M 비트들은 호출 당 토대로 이용되며 터널 협정 동안에는 무시된다. P와 M 비트들이 제로 값을 나타낼 때, mL2TP 피어는 단지 선택된 차별화 코드 포인트 값 만이 세션들의 데이터 채널 내의 IP 패킷들에 대해 이용된다는 것을 나타낸다. P가 셋업될 때에는, 요청된 것이 호출에 대하여 유효하지 않을 경우 mL2TP 피어가 상위의 서비스 레벨을 갖는 차별화된 서비스 코드 포인트 값을 권할 수 있음을 의미한다. M 비트가 셋업될 때에는, 요청된 것이 호출에 대하여 유효하지 않을 경우 mL2TP 피어가 하위의 서비스 레벨을 갖는 차별화된 서비스 코드 포인트값을 권할 수 있음을 의미한다. 이와 같이, ISPs에 의해 차별화된 서비스가 제공된다. 예를 들어, 유저는 지연 우선 부류 1에 대해서는 y 달러를 지연 우선 부류 2에 대해서는 x 달러를 지불하는 서비스를 받을 수 있다(＄y〉＄x). 유저가 호출을 할 때 마다, mL2TP 피어는 터널 내에서 유저의 요청을 허용하기 위한 지연 우선 부류 2를 제공하기 위한 충분한 자원들이 있는 지를 협정한다. 충분한 자원이 있다면, mL2TP 피어는(유저의 요청을 지연 우선 부류 1을 제공하는 다른 터널에 넣을 수 있는 충분한 자원들이 있는 지를 확인하기 위하여) 코드 포인트를 다음의 상위 레벨로 진행시킬 수 있다.
하기의 P. M. D, 그리고 L 비트들은 10 비트 길이 필드이며, 이에 대한 값은 AVP의 크기이다. 길이 필드 이후에는, 두 개의 바이트 벤더 특정 ID(여기서는 루슨트 id(Lucentid)를 나타내는 데이터를 이송하고, 이것이 QoS 메세지임을 나타내기 위한 것으로 예시적으로 도시됨)가 있다. (변형예로서, 이는 그것이 터널 QoS 메세지임을 나타내는 미리정한 mL2TP AVP 코드로 대체될 수 있다.) 벤더 특정 ID의 뒤에는 두 개의 바이트 L2TP 속성 타입 필드가 따라오며, 여기서는 1로 세트된다. 속성 타입 필드의 뒤에는, 차별화된 서비스 코드 포인트 값(2 비트 길이)이 있으며, 이는 차별화된 서비스의 특정한 부류를 지원하는 터널의 셋업을 원한다는 것을 나타내기 위하여 mL2TP 피어(여기서는 LNS)에 의해 이용된다.
차별화된 서비스 코드 포인트의 값들은 상기 언급된 바 있는 보장 전송(AF) 서비스에서의 코드 포인트들을 정의하는 방법과 유사한 방법으로 정의된다. 단지 예로서, i=1,2,3,4이며 j=1,2,3이다. 이와 같이, 4개의 터널들의 부류가 있으며, 이들은 각각, 하기의 표에서와 같이 차별화된 서비스 코드 포인트들 Aix, I=1,2,3,4를 갖는 다른 지연 우선 부류를 지원한다.
"X"는 "don't care"상태, 즉 이진 제로 또는 이진 1의 값이 될 수 있음을 나타낸다. 두 바이트들 간의 하이픈(-)은 단지 읽기를 쉽게 하기 위한 것이다. 차별화된 서비스 코드 포인트들 Aij를 갖는 개별적인 세션들은 차별화된 서비스 코드 포인트 Aix를 지원하는 터널로 맵핑된다.
마찬가지로, mL2TP 피어는 3개의 터널들의 부류로 셋업될 수 있으며, 이들은 각각 차별화된 서비스 코드 포인트들 Axj, j=1,2,3을 갖는 다른 손실 우선 부류를 지원한다.
(변형예로서, 두 개의 L2TP 피어들은 차별화된 서비스 코드 포인트 Aij에 대하여 명확하게 하나의 채널을 셋업하고 차별화된 서비스 코드 포인트 Aij를 요청하는 개별적인 세션들 만을 허용할 수도 있다.)
따라서, AF 서비스에 있어서, 예컨대 001xxx 또는 xxx010과 같은 차별화된 서비스 코드 포인트 값들이 터널들에 수용가능해진다. 적절한 트래픽 공학에 있어서, 두 개의 mL2TP 피어가 AF 서비스를 지원하는 각 터널에 대한 비율을 특정해야할 필요가 있다. 이러한 사양으로, L2TP 피어들은 언제 데이터 세션을 허용/거절할 것인지를 협정할 수 있다. 이들은 또한 별개로 형성된 터널들 간에 유효 자원들(대역폭 및 버퍼들)을 어떻게 공유할 것인지를 협정할 수 있다.
이와 유사하게, 이전에 언급된 신속 전송(EF) 서비스에 있어서, QoS_Req AVP는 EF 코드 포인트(즉, 차별화된 서비스 코드 포인트 값)와 요청된 평균비율을 포함한다.
평균 비율 필드, 허용 가능한 버스트 크기 필드, 초과 버스트 크기 필드, 피크 비율 필드 및 손실/지연 요구 필드는, 정량적인 지연/손실 보장을 갖는 터널들을 제공할 뿐 아니라 호출 허용 가능성을 개선(대역폭 다중화를 증가)시키는 데에 이용되는 트래픽 파라미터들을 나타낸다. 특히, 평균 비율 필드 값은 터널에 대하여 초당 요구되는 평균 비트들을 나타낸다. 허용 가능한 버스트 크기 필드 값 요청은 송신기가 피크율로 패킷들을 얼마 동안 전송하는 지를 나타낸다. 초과 버스트 크기(선택적) 필드 값 요청은 송신기가 허용가능한 버스트 크기를 얼마 동안 초과하는 지를 나타낸다. 피크 필드 값 요청은, 예를 들어 초당 비트들에 있어서의 요청된 피크 비율을 나타낸다. 손실/지연 요구 필드 값 요청은 패킷 손실(상기 언급된 L 비트 필드가 셋업됨) 또는 지연 손실(상기 언급된 D 비트 필드가 셋업됨)을 나타낸다. 패킷 손실에 대하여, 이러한 값은, 예를 들어 ㎳ 단위의 허용가능한 지연을 나타낸다.
상기 부가적인 트래픽 파라미터들은 중요하다. 예를 들어서, 만일 허용가능한 버스트 크기가 고려되지 않는 다면, 대역폭 관리는 제한된다. 부가적인 예증으로서, 다음을 고려해 보자. 만일, 대역폭 R을 가지고 있는 AF 부류 Aij를 지원하며 현재는 대역폭 R1을 갖는 데이터 세션을 지원하는 채널이 있다면, 새로운 데이터 세션에 대한 요청은 또한 R2의 필요 대역폭을 갖는 AF 부류 Aij를 요구하게 되어, 남아있는 유효 대역폭(Re)를 Re = R-(R1+R2)로 감소시킨다. 그러나, 만일 두 개의 세션들이 함께 고려된다면, 단지 Rg 만을 특정해야 할 것이며, 여기서 Rg≤R1+R2)이고 Rg〉r1+r2이며, r1및 r2는 각각 데이터 세션 1 및 2에 대한 평균 비율이다.
도 6은 SCCRP 메세지 내에서의 터널 종료기(예를 들어, 도 1의 LNS(135))에 의해 전송된 QoS_Grant AVP에 대한 예시적인 포맷을 보여준다. QoS_Grant AVP 필드는(상기 설명된) QoS_Request AVP의 것들과 상보적이다. 이러한 경우, 어떠한 PMDL 비트들도 없으며, 응답 서버는 "수여 비율(Granted Rate)"및 보장 손실/지연 값을 나타낸다. 수여 비율은 요청된 비율 보다 더 작을 수도 있다. 터널 종료기는 필요한 경우 역 트래픽을 위하여 SCCRP 내에 다른 QoS_Req AVP를 포함할 수 있음을 주목하자. 터널 개시기로부터의 응답은 SCCCN 메세지 내의 QoS_Grant AVP 내에 포함된다.
더 많은 데이터 세션들이 허용됨에 따라, 기존 터널들에 대한 트래픽 파라미터들을 튜닝할 필요가 있다. 기존 터널들에 대한 트래픽 파라미터들의 재협정(renegotiating) 과정은 터널 튜닝 과정으로서 언급된다. 또한, 더 나은 대역폭 다중화 이득을 얻기 위해서는, 일부 미리 구성된 터널들을 분해하고(이러한 터널들 상에 지지되어) 기존 데이터 세션들은 다른 터널로 이동될 필요가 있다. 이러한 과정은 터널 재할당으로서 언급된다. 이상적으로는, 이들 두 개의 과정들이 함께 발생해야 하지만, 거의 드물다는 것을 주목하자. 이와 같이, 발명적인 개념에 따라, 새로운 L2TP 메세지들을 존재하는 터널의 재협정 또는 튜닝에 이용할 수 있게 된다. 이러한 새로운 L2TP 메세지들은 "터널 갱신" 또는 "터널 확인"메세지이다. 예를 들어, "터널 갱신"메세지는 기존 터널에 대하여 새롭게 요청된 트래픽 파라미터들을 다른 mL2TP 피어에 알리기 위하여 하나의 mL2TP에 의해 이용된다. 나머지 mL2TP 피어는 "터널 확인"메세지를 이용하여 응답한다. "터널 갱신"및 "터널 확인"메세지들은 각각 QoS_Request와 QoS_Grant AVP들과 같은 동일한 포맷을 이용하므로 여기에서는 도시하지 않았다.
도 7은 새로운 터널 재할당 메세지에 대한 예시적은 포맷을 나타낸다. "터널 갱신"메세지와 마찬가지로, 터널 재할당 메세지는 터널 튜닝/재협정 메커니즘의 지원을 선택하는 경우에만 이용된다. 이 메세지는 하나의 mL2TP 피어가 다른 mL2TP 피어에게 특정한 데이터 세션이 다른 터널로 이동되었음을 알리는 데에 이용된다. 이 mL2TP 메세지는(구 또는 현재의) 터널 id,(구 또는 현재의) 호출 id, 새로운 터널 id, 및 새로운 호출 id를 포함한다. 비트 위치들 T 및 L은 규정된 L2TP와 같다.
일단 터널이 특정한 QoS를 가지고 셋업되면, 호출 당(또는 개별적인 세션)토대로 QoS가 고려될 필요가 있다. 개별적인 세션에 대하여, LAC 또는 LNS는 유저로부터 들어오고 나가는 호출의 셋업 요청을 수신한다. LAC 또는 LNS는 유저의 우선화 규정 프로파일에 입각하여 적절한 트래픽 파라미터들과 QoS(코드 포인트들)을 협정한다. LAC 또는 LNS는 유저 로그인 이름에 입각하여 상기의 파라미터들을 얻기 위해, 종래에 공지되어 있는 인증 허가 및 계산(AAA) 서버와 통신한다. 예를 들어, 유저는 특정 속도의(EF 코드 포인트를 갖는) 가상의 임대 라인 서비스를 받을 수도 있다. 이와 같이, 각 세션에 대하여 특정된 트래픽 파라미터들, 예를 들어 평균비율, 허용가능한/초과 버스트 크기, 피크비율 등은 허용 제어 목적에 이용된다. 이러한 정보는 다른 mL2TP 피어들이 특정한 부류의 서비스를 지원하는 터널에 대해 유효한 자원들의 트랙을 유지할 수 있게 한다. 따라서, QoS_Req AVP는 Incoming-Call-Request(ICRQ) 또는 Outgoing-Call-Request(OCRQ)메세지 내에 존재한다. 이렇게 되면, QoS_Grant AVP는 해당하는 Incoming-Call-Reply(ICRP)와 Outing-Call-Reply(OCRP) 메세지 내에 존재한다. 이들 제어 메세지 트랜잭션은 도 8 및 9에 예시된다. 또한, 업스트림 또는 다운스트림 방향으로 다른 트래픽 파라미터들을 갖는 것이 바람직하다면, 역방향에 대한 QoS_Req AVP는 또한 ICRP 및 OCRP 메세지 내에 존재한다는 것을 주목하자. 만일 QoS_Req AVP가 ICRP 및 OCRP 메세지 내에 존재한다면, QoS_Grant AVP는 Incoming_Call-Connected(ICCN) 및 Outgoing-Call-Connected(OCCN) 메세지들 내에 존재한다. ICRQ 또는 OCRQ 내의 QoS_Req AVP의 존재는 어떠한 mL2TP 피어가 특정한 데이터 세션의 모든 데이터 패킷에 대하여 특정하게 차별화된 서비스 코드 포인트를 이용하기를 원한다는 것을 나타낸다. 만일 mL2TP 피어가 자원들의 부족으로 인하여 그 코드 포인트를 받아들이지 않는 다면, 그 mL2TP 피어는 상기 언급된 프로모터블/디모터블 비트들이 세트된 경우 변형적인 코드 포인트를 권할 수 있다. 그렇지 않으며, mL2TP 피어는 호출 요청을 거절한다. 따라서, QoS_Grant AVP 내에서 발견되는 값은 mL2TP 피어가 받아들이려고 하는 값임을 나타낸다.
호출 허용
본 장에서는, 기존(협정되거나 또는 그렇지 않은) 터널 접속들을 관리하는 데에 있어서 mL2TP에 의해 이용되는 일반적인 호출 허용 제어 알고리즘이 제시된다. 이러한 일반적인 호출 허용 제어 알고리즘은 두 개의 예: 즉 서로 다른 다른 지연 요구를 갖는 터널들(본 원에서는 "지연-기반 터널들"로서 언급됨)과 다른 손실 요구를 갖는 터널들(본 원에서는 "손실-기반 터널들"로서 언급됨)에 의해 설명된다.
지연-기반 터널들에 대하여, 터널 보장이 하기의 방정식을 만족시키는 지연을 가정한다:
d=(b+C)/R+D
여기서, d는 새로운 호출(또는 세션)에 의해 요청되는 지연이며, b는 버스트 크기이고, R은 터널에 대하여 특정된 대역폭이며, C와 D는 다음과 같이 정의된다.
플로우의 불안정한 지연은 트래픽 기술(r, b)을 따르며(여기서 r은 평균율이고 b는 버스트 크기이고), R이 r 정도 되는 한 b/R에 의해 한정되는 대역폭 R을 갖는 라인에 의해 충족된다. 전형적인 패킷들이라는 사실을 가정하면, 두 개의 부가적인 에러 교정 용어: C 및 D가 정의되며, 이들은 불안정한 모델로부터의 최대 편차를 기술한다. 예를 들어, 만일 최대 전송 유닛(MTU)의 크기가 512 바이트이고, b의 값이 1500 바이트라면, 패킷들의 정수 숫자가 처리되어야 하기 때문에 C는 3×512, 또는 1500 바이트가 된다. 유사하게, 만일 실행시 서비스 내에(다른 메세지들의 처리로 인한) 예비 갭들(occasional gaps)을 가지고 있다면, D는 데이터그램이 서비스시 갭에 있는 동안 손실할 수 있는 시간을 계산할 수 있도록 충분히 커야 할 필요가 있다(예를 들어 D는 ㎳ 단위로 표현된다).
이러한 첫 번째 예를 설명하기 위하여, 터널들은(예를 들어 상기 표 2에 나타낸 바와 같이) 그들이 보장할 수 있는 지연의 증가순으로 배열되며, 각 터널은 파라미터들(bT,RT,CT,DT)로 구성되며, 여기서 bT는 허용가능한 버스트 크기이고, RT는 터널에 대하여 특정된 총 대역폭이며, CT및 DT는 패킷 특성에 의해 조정되며, 어깨 글자 T는 터널 id이다.
각각 지연 보장 di T와, 요구(b,r,p,d)를 갖는 새로운 데이터 세션을 구비하는 N 개의 채널들을 가정하면, 하기의 알고리즘이 새로운 데이터 세션을 허용 또는 거절할 뿐 아니라 새로운 데이터 세션으로부터 트래픽을 전달하기 위한 적절한 터널을 협정하는 데에 이용되며, 여기에서 r은 평균비율이고, p는 피크비율이며, 그리고 d는 새로운 데이터 세션에 의해 요청된 지연이다.
다음과 같은 정의들이 이용된다:
Bu,i= 그 터널에 대하여 허용된 모든 세션들의 허용가능한 버스트 크기의 합이고;
Ru,i= 허용된 모든 세션들(또는 호출들)에 대한 di T의 지연을 지원하는 데에 필요한 비율이며;
Ro,i= 그 터널에 대하여 허용된 모든 세션들의 평균비율의 합이고; 즉, Ro,i=Σk=1 nirk이며, 여기서 ni는 터널 내로 허용된 데이터 세션들의 수이며;
(b,r,p,d)= 지연 손실 호출 요구 벡터로서, 허용가능한 버스트 크기 b와, 평균비율인 r, 피크율인 p, 및 그 데이터 세션의 지연 요구인 d를 포함하고;
(b,r,p,pl)= 손실 가능 호출 요청 벡터로서, 허용가능한 버스트 크기 b와, 평균율인 r, 피크율인 p, 및 그 데이터 세션의 손실 가능 요구인 pl을 포함하며;
(RT,BT,dT)= 지연 손실 터널 이용 벡터로서, 그 터널에 대하여 예약된 총 대역폭인 RT와, 그 터널에 대하여 허용가능한 총 버스트 크기인 BT와, 그리고 그 터널에 대한 지연 요구인 dT를 포함하고;
(RT,BT,PLT)= 손실 가능 터널 이용 벡터로서, 그 터널에 대하여 예약된 총 대역폭인 RT와, 그 터널에 대하여 허용가능한 총 버스트 크기인 BT와, 그리고 그 터널 세션의 손실 가능 요구인 PLT를 포함한다.
또한, 호출 허용 제어 알고리즘의 일반적인 플로우 챠트를 보여주는 도 10을 참조하자. 설명의 목적을 위하여, 도 1의 LNS(155)가 이러한 모든 호출 허용 제어 알고리즘을 수행한다고 가정하자. (그러나, LAC 또는 LNS 또한 이를 수행할 수 있다.)
도 10의 단계(705)는 과정의 시작을 의미한다. 단계(705)에서 새로운 호출이 허용될 필요가 있다고 협정 되면, LNS(155)는 단계(710)을 실행한다. 상기에서 주목한 바와 같이, LNS(155)는 지연의 증가순으로 배열되며(들어오는 호출의 후보들인) 터널들의 테이블을 유지한다고 가정하자. d 보다 작은 di T를 갖는 터널 i에 대하여, LNS(155)는 단계(710)에서 다음을 계산한다:
Bnew,i= Bu,i+b
Rnew,i=(Bnew,i+ C)/(d - D); 그리고
δ= Rnew,i- Ru,i
여기서, Bnew,i는 새로운 호출이 허용되는 경우 터널 i에 대하여 새롭게 요청되는 버스트 크기이며, Rnew,i는 이러한 새로운 데이터 세션이 허용되는 경우 모든 세션들을 지원하는 데에 필요한 대역폭이고, δ는 신 대역폭과 구 대역폭 사이의 차이이다. 단계(715)에서, LNS(155)는 새로운 대역폭 Rnew,i이 모든 터널들에 대한 평균비율의 합 Ro,i와 r 보다 작은 지를 확인한다. 만일 그렇다면, LNS(155)는 단계(720)에서 δ=r 로 세트시킨다. 만일 그렇지 않으면, LNS(155)는 단계(725)로 바로 진행한다. 단계(725)에서, LNS(155)는 다음과 같은 계산을 수행한다:
Rnew,i= Ru,i+ δ
Re = Ri T- Rnew,i그리고
Be = Bi T- Bnew,i
여기서, Re는 그 터널에 대하여 남아있는 대역폭이고, Be는 그 터널에 이용가능한 남아있는 버스트 크기이다(예를 들어, 이는 남아있는 버퍼 공간의 함수로 맵될 수 있다).
단계(730)에서, LNC(155)는 "적합한 터널들(feasible tunnels)"의 세트를 선택한다. 즉, Re≥0, Bnew≤Bi T, 그리고 di T≤d인 터널들을 선택한다. 단계(740)에서, LNS(155)는 최소 Re를 제공하는 적합한 터널들의 세트로부터 그 터널을 선택다. 만일 이러한 터널이 하나 이상 있다면, LNC(155)는, 또한 가장 작은 Be를 제공하는 터널을 고른다. 이러한 접근은 호출들이 터널 내에 "최대 패킹(maximal packing)"될 수 있게 한다.
변형예로서, LNC(155)는 터널내로 호출들을 "최소 패킹(minimal packing)"할 수 있다. 만일 이러한 터널이 하나 이상 있다면, LNC(155)는 가장 큰 Be를 제공하는 터널을 선택한다.
유사하게, LNC(155)는 "최소 대역폭"접근에 따라 터널 내로 호출들을 허용할 수 있다. 이 경우, 단계(740)에서, LNC(155)는 가장작은 δ를 제공하는 적합한 터널들의 세트로부터 그 터널을 선택한다. 만일 이러한 터널이 하나 이상 있다면, LNC(155)는, 또한 가장 작은 Re를 제공하는 터널을 선택한다.
상기 주목한 바와 같이, 손실-기반 터널들에 대한 유사한 호출 허용 제어 기술이 또한 제시된다. 이 기술은 상기 언급된 바 있는 지연-기반 터널들에 대한 호출 허용 제어 기술과 유사하며, 도 10에 도시한 일반적인 호출 허용 제어 알고리즘을 이용한다. 설명의 목적을 위하여, 도 1의 LNS(155)가 이러한 호출 허용 제어 알고리즘을 수행한다고 가정한다.
또한, 터널들은(예를 들어, 상기의 표 2에서와 같이) 그들이 보장할 수 있는 손실 가능성이 증가하는 순으로 배열되며, 각각의 터널은 파라미터들(bT,RT,PLT)로 구성된다고 가정하며, 여기서 bT는 허용가능한 버스트 크기이고, RT는 그 터널에 대하여 특정된 평균 대역폭이며, 그리고 PLT는 그 터널이 보장할 수 있는 손실 가능성이다.
하기의 함수가 정의된다:
R=f(b,r,p,pl)
여기서, f는 피크율 p, 평균율 r, 및 버스트 크기 b를 갖는 주어진 트래픽의 손실 가능성 pl을 보장할 수 있도록 특정될 필요가 있는 대역폭을 제공하는 함수이다. 예시적인 함수는 Proceedings of NetInterOp98에서 엠씨 춰하, 더블유 마트라기, 및 에스 드라비다에 의해 발표된 논문 "무선 인터넷 억세스 시스템의 용량 측정(Capacity Evaluation of a Wireless Internet Access System)"에 개시된다.
또한, 도 1의 단계(705)는 과정의 시작을 의미한다. 단계(705)에서, 새로운 호출이 허용될 필요가 있다고 협정되면, LNS(155)는 단계(710)를 실행한다. 상기 주목한 바와 같이, LNS(155)는 그들이 보장할 수 있는 손실 가능성의 증가 순으로 배열되며(들어오는 호출에 대한 손실 후보들인) 터널들의 테이블을 유지한다. p보다 작은 Pi T를 갖는 각 터널 i에 대하여, LNS(155)는 단계(710)에서 다음을 계산한다.
Bnew,i= Bu,i+ b
Rnew,i=(Bnew,i+ C)/(d - D); 그리고
δ= Rnew,i- Ru,i
여기서, Bnew,i는 새로운 호출이 허용되는 경우 터널 i에 대하여 새롭게 요구되는 버스트 크기이며, Rnew,i는 이러한 새로운 데이터 세션이 허용되는 경우 모든 세션들을 지원하는 데에 필요한 대역폭이고, δ는 신 대역폭과 구 대역폭 사이의 차이이다. 단계(715)에서, LNS(155)는 새로운 대역폭 Rnew,i이 모든 터널들에 대한 평균율의 합 Ro,i와 r 보다 작은 지를 확인한다. 만일 그렇다면, LNS(155)는 단계(720)에서 δ=r 로 세트시킨다. 만일 그렇지 않으면, LNS(155)는 단계(725)로 바로 진행한다. 단계(725)에서, LNS(155)는 다음과 같은 계산을 수행한다:
Rnew,i= Ru,i+ δ
Re = Ri T- Rnew,i그리고
Be = Bi T- Bnew,i
여기서, Re는 그 터널에 대한 남아있는 대역폭이고, Be는 그 터널에 이용가능한 남아있는 버스트 크기이다(예를 들어, 이는 남아있는 버퍼 공간의 함수로 맵될 수 있다).
단계(730)에서, LNC(155)는 "적합한 터널들"의 세트를 선택한다. 즉, Re≥0, Bnew≤Bi T, 그리고 Pi T≤pl인 터널들을 선택한다. 단계(740)에서, LNS(155)는 최소 Re를 제공하는 적합한 터널들의 세트로부터 그 터널을 선택한다. 만일 이러한 터널이 하나 이상 있다면, LNC(155)는, 또한 가장 작은 Be를 제공하는 터널을 선택한다. 이러한 접근은 터널내로의 호출들의 "최대 패킹"을 제공한다.
유사하게, LNC(155)는 "최소 대역폭"접근에 따라 터널 내로 호출들을 허용할 수 있다. 이 경우, 단계(740)에서, LNC(155)는 가장작은 δ를 제공하는 적합한 터널들의 세트로부터 그 터널을 선택한다. 만일 이러한 터널이 하나 이상 있다면, LNC(155)는, 또한 가장 작은 Re를 제공하는 터널을 선택한다.
상기로부터 알 수 있는 바와 같이, L2TP로의 적응성있는 서비스 품질의 확장이 설명되었다. 이러한 접근은 L2TP 피어가 최종 유저에게 차별화된 서비스 구조로 정량적인 지연/손실 보장을 제공할 수 있게 한다. 또한, L2TP 피어들에 의해 사용되는 새로운 호출 허용 제어 알고리즘이 설명되었다.
도 11을 간단히 참조하면, 본 발명의 원리에 따른 대표적인 NAS(L2TP) DML 하이-레벨 블록도가 도시된다. ANS는 저장된-프로그램-제어 기반 프로세서 구조물이며, 프로세서(650),(예를 들어, QoS 등에 관련된 상기 언급된 새로운 AVP 메세지들과 통신하기 위한) 메모리(660), 및 경로(666)에 의해 표시된 하나 또는 그 이상의 통신 설비들을 결합하기 위한 통신 인터페이스(들)(665)을 포함한다.
상기의 설명은 단지 본 발명의 원리를 예시한 것이므로, 당업자들에게 있어서, 본 원에서 명백하게 설명되지는 않았지만 본 발명의 원리를 구현하고 본 발명의 원리 및 범위내에 있는 많은 변형 구성들을 고안해낼 수 있음은 자명하다. 예를 들어, 본 발명 개념은 LNS로의 서비스제공 LAC의 환경에서 기술되기는 하였지만, 예를 들어 1998년 5월 5일 춰아 등에 의해 "멀티-호프 포인트-투-포인트"란 명칭으로 출원되어 본 원과 함께 계류중이며 본 원과 함께 양도된 미국 특허 출원 제 09/074745호 에서 설명된 것과 같은 멀티-호프 터널들에 적용가능하다. 또한, 본 발명 개념은 L2TP의 관점에서 설명되기는 하였지만, 터널에 대한 상기 QoS 협정(및 이후의 호출 할당)은 도 12에 나타낸 인증 허가 및 계산(AAA) 서버들에 의해 동등하게 수행될 수 있다. 도 12의 통신 시스템은, 각각 AAA 서버와 통신하는 NAS 및 NS를 제외하고는 도 1의 통신 시스템과 유사하다. 이렇게 되면, 해당하는 AAA 서버들은 상기 설명된 바 있는 적절하게 변형된 AVPs를 이용하여 터널 QoS를 협정한다.

Claims (21)

  1. 한 패킷 터널이 다른 패킷 서버와 구성될 필요가 있는 지를 협정하는 단계와,
    상기 패킷 터널에 대한 특별한 서비스 품질(QoS)이 레이어 2 터널링 프로토콜(L2TP) 기반 프로토콜을 이용하여 상기 패킷 서버들 사이에서 협정될 수 있도록, 상기 패킷 터널을 구성하는 단계를 구비하는 것을 특징으로 하는 패킷 서버 내에서의 이용 방법.
  2. 제 1 항에 있어서,
    상기 구성 단계는 상기 패킷 터널에 대한 요청 QoS를 나타내는 QoS 파라미터들을 포함하는 QoS 요청 메세지를 상기 다른 패킷 서버로 전송하는 단계를 포함하는 것을 특징으로 하는 방법.
  3. 제 1 항에 있어서,
    상기 패킷 터널에 대하여 요청된 QoS를 나타내는 QoS 파라미터들을 포함하는 QoS 요청 메세지를 다른 패킷 서버로 전송하는 단계를 포함하도록 상기 형성된 패킷 터널로의 호출을 허용하는 단계를 더 구비하며, 상기 QoS 파라미터들은 상기 다른 패킷 서버들이 요청된 QoS 보다 호출에 대하여 더 높은 QoS를 권할 수 있게 하는 프로모터블 비트를 포함하는 것을 특징으로 하는 방법.
  4. 제 1 항에 있어서,
    상기 호출에 대하여 요청된 QoS를 나타내는 QoS 파라미터들을 포함하는 QoS 요청 메세지를 상기 다른 패킷 서버로 전송하는 단계를 포함하도록 상기 형성된 패킷 터널로의 호출을 허용하는 단계를 더 구비하며, 상기 QoS 파라미터들은 상기 다른 패킷 서버들이 요청된 QoS 보다 호출에 대하여 더 낮은 QoS를 권할 수 있게 하는 디모터블 비트를 포함하는 것을 특징으로 하는 방법.
  5. 제 2 항에 있어서,
    상기 QoS 파라미터들이 상기 패킷 터널이 지연 부류들만을 지원하게 됨을 특정화하는 지연 부류 비트를 포함하는 것을 특징으로 하는 방법.
  6. 제 2 항에 있어서,
    상기 QoS 파라미터들이 상기 패킷 터널이 손실 부류들만을 지원하게 됨을 특정화하는 손실 가능성 비트를 포함하는 것을 특징으로 하는 방법.
  7. 제 2 항에 있어서,
    상기 QoS 파라미터들이 요청 비율 필드, 하용가능한 버스트 크기 필드, 초과 버스트 크기 필드, 및 피크 비율 필드를 포함하는 것을 특징으로 하는 방법.
  8. 제 2 항에 있어서,
    상기 QoS 파라미터들이 상기 패킷 터널에 대한 패킷 손실의 양 또는 패킷 지연의 양을 나타내는 손실/지연 필드를 포함하는 것을 특징으로 하는 방법.
  9. 제 2 항에 있어서,
    상기 QoS 요청 메세지는 레이어 2 터널링 프로토콜(L2TP) 시작 제어 접속 요청(SCCRQ) 메세지의 일부인 것을 특징으로 하는 방법.
  10. 제 2 항에 있어서,
    상기 형성 단계는 상기 다른 패킷 서버로부터, 상기 패킷 터널에 대하여 허가된 QoS를 나타내는 허가된 QoS 파라미터들을 포함하는 QoS 허가 메세지를 수신하는 단계를 포함하는 것을 특징으로 하는 방법.
  11. 제 10 항에 있어서,
    상기 QoS 파라미터는 허가 비율 필드, 허용가능한 버스트 크기 필드, 초과 버스트 크기 필드, 및 피크 비율율 필드를 포함하는 것을 특징으로 하는 방법.
  12. 제 10 항에 있어서,
    상기 QoS 파라미터들은 상기 패킷 터널에 대한 패킷 손실의 양 또는 패킷 지연의 양을 나타내는 보장 손실/지연 필드를 포함하는 것을 특징으로 하는 방법.
  13. 제 10 항에 있어서,
    상기 QoS 허가 메세지는 레이어 2 터널링 프로토콜(L2TP) 시작 제어 접속 응답(SCCRP) 메세지의 일부인 것을 특징으로 하는 방법.
  14. 제 1 항에 있어서,
    터널 갱신 및 터널 확인 메세지들을 교환함으로써 상기 형성된 터널을 튜닝하는 단계를 더 구비하며, 상기 튜닝 단계는 상기 형성된 터널에 대하여 이전에 협정된 QoS 파라미터를 변경하는 것을 특징으로 하는 방법.
  15. 제 1 항에 있어서,
    상기 형성된 터널에 의해 지원되는 적어도 하나의 호출이 다른 터널로 이동될 수 있도록, 상기 형성된 터널을 재할당하는 단계를 더 구비하는 것을 특징으로 하는 방법.
  16. 제 1 항에 있어서,
    상기 다른 패킷 서버에 의해 상기 호출에 대한 QoS를 먼저 협정함으로써, 상기 형성된 패킷 터널을 이용할 수 있게 호출을 허용하는 단계를 더 구비하는 것을 특징으로 하는 방법.
  17. 제 1 항에 있어서,
    상기 형성된 패킷 터널에 새로운 호출을 허용하는 데에 이용되는 호출 제어 허용 방법을 더 구비하며, 이 방법은,
    상기 각 형성된 패킷 터널에 대하여, 상기 각 형성된 패킷 터널의 이용을 나타내는 터널 이용 벡터를 협정하는 단계와,
    새로운 호출에 대하여 호출 요청 벡터를 협정하는 단계와,
    적어도 상기 터널 이용 벡터들 및 호출 요청 벡터의 함수에 의해 새로운 대역폭을 협정하는 단계와,
    상기 새로운 대역폭이 상기 형성된 모든 패킷 터널들에 대한 평균비율과 상기 새로운 호출에 대한 비율의 합 이하인 경우에는, 상기 새로운 호출을 지원하기 위한 적합한 터널들 세트를 선택하는 단계와, 그리고
    상기 새로운 호출을 지원하기 위하여, 터널 선택 기준 함수에 의해 상기 적합한 터널들 세트로부터 상기 형성된 패킷 터널을 선택하는 단계를 구비하는 것을 특징으로 하는 방법.
  18. 제 17 항에 있어서,
    상기 터널 선택 기준은 상기 호출들을 상기 터널 내로 최대한으로 팩킹하는 것을 특징으로 하는 방법.
  19. 제 17 항에 있어서,
    상기 터널 선택 기준은 상기 호출들을 상기 터널 내로 최소한으로 팩킹하는 것을 특징으로 하는 방법.
  20. 제 17 항에 있어서,
    상기 터널 선택 기준은 최소 대역폭 접근을 따르는 것을 특징으로 하는 방법.
  21. 제 1 항에 있어서,
    상기 패킷 서버는 인터넷 프로토콜(IP)과 통신하며, 상기 형성된 터널을 이용하여 상기 패킷 서버로 포인트 간 프로토콜의 억세스를 제공하는 단계를 더 구비하는 것을 특징으로 하는 방법.
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