KR20060064661A

KR20060064661A - 통신 네트워크 내의 상이한 트래픽 클래스에 대한 플렉시블승인 제어

Info

Publication number: KR20060064661A
Application number: KR1020067004387A
Authority: KR
Inventors: 자니 락카코피; 오베 스트란드베르그; 주카 브이. 산로렌
Original assignee: 노키아 코포레이션
Priority date: 2003-09-01
Filing date: 2004-09-01
Publication date: 2006-06-13
Also published as: WO2005022848A1; US20050050246A1; GB0320469D0; EP1665673A1; CN1868181A

Abstract

연결 승인을 제어하는 방법으로서, a) 복수의 클래스를 제공하는 단계와; b) 적어도 하나의 클래스에 대해 일부분의 대역폭을 예약(reserving)하는 단계와; c) 상기 대역폭의 각 부분이 예약된 상기 클래스들중 적어도 하나로 사용 관련 정보를 결정하는 단계와; 그리고 d) 상기 사용이 결정된 상기 적어도 하나의 클래스와는 다른 적어도 하나의 클래스에 대한 승인을 제어하는 단계를 포함하며, 여기서, 상기 승인은 상기 결정된 사용 관련 정보를 고려하는 것을 특징으로 하는 연결 승인 제어방법이 개시된다.

Description

통신 네트워크 내의 상이한 트래픽 클래스에 대한 플렉시블 승인 제어{FLEXIBLE ADMISSION CONTROL FOR DIFFERENT TRAFFIC CLASSES IN A COMMUNICATION NETWORK}

본 발명은 승인 제어 방법에 관한 것이고, 특히 승인 제어로 한정된 것은 아니고 차동 서비스 메커니즘(Differentiated Services mechanism)에 의해 제공되는 서비스 품질을 갖는 패킷 교환 네트워크에서 가중치 관리를 스케줄링하는 방법에 관한 것이다.

많은 액세스 네트워크에서의 라스트 마일(last mile)은 예를 들어 임대된 라인과 같은 협대역 링크로 구성된다. 차동 서비스(DiffServ)는 가장 효율적인 방식으로 이러한 링크를 사용하도록 할 수 있다. DiffServ는 인터넷 트래픽이 다양한 타입의 애플리케이션 및 특정 비지니스 요건을 지원하도록 상이한 서비스 클래스를 제공한다. 다른 해결책은 스케일링가능한 것으로 여겨지지 않는다.

예를 들어, DiffServ는 참조로서 본 명세서에 편입되고, 1998년 12월 Request For Comments 2475) IETF 인터넷 엔지니어링 태스크 포스 문서)에 "An Architecture for Differentiated Services"라는 제목으로 S. Blake, D. Black, M. Carlson, E.Davies, Z. Wang 및 W. Weiss에 의해 게재된 문서에 기술되어 있다. DiffServ는 서비스 레벨 협약(Service Level Agreements, SLAs)을 통해 관리된다. 만일 이러한 네트워크가 본 명세서에 참조로서 편입되고, 2000년 3월 텔아비브 이스라엘에서 IEEE Infocom 2000 회보 pp. 1233-1242에 L.Breslau, S.Jamin 및 S. Shenker에 의해 "Comments on the Performance of Measurement-based Admission Control Algorithms"라는 제목으로 발표된 문서에서 논의된 바와 같이 동적 승인 제어를 갖지 못한다면, 협대역 액세스 네트워크는 매우 혼잡하게 되거나 (승인 제어가 전혀 없음) 충분히 이용되지 못하게 된다(너무 엄격한 파라미터 기반 승인 제어).

DiffServ 기반 네트워크에서의 승인 제어는 대역폭 브로커 (예를 들어 본 명세서에 참조로서 편입되고, 1999년 7월 Request For Comments FRC 2638 (IETF 문서)에 "A Two-bit Differentiated Services Architecture for the Internet"이라는 명칭으로 K.Nichols, V.Jacobson (시스코 시스템즈) 및 L.Zhang (유씨엘에이)에 의해 발표된 문서, 및 1998년 8월에 루리아(Lulea) 기술 대학의 컴퓨터 과학 및 전기 공학부, 컴퓨터 통신과의 박사학윈 논문으로 Schelen에 의해 "Quality of Service Agents in the Internet"이라는 제목으로 발표된 논문 참조)를 이용하여 수행될 수 있다.

IETF RFC 2638에서, Nichos 등은 특정 도메인 내의 모든 자원 정보를 갖는 대역폭 브로커 에이전트(Bandwidth Broker agent) 개념을 도입했다. 대역폭 브로커는 승인 제어 결정에서 협의될 수 있다. RFC 2638에 부가하여, 본 명세서에 참조로서 편입된 QBone 대역폭 브로커 보고 협의회(Bandwidth Broker Advisory Council) 홈페이지 (QBone Bandwidth Broker Advisory Council home page, 2003년 6월)는 대역폭 브로커에 대한 정보를 제공한다.

그의 논문에서 O.Schelen은 대역폭 브로커에 대한 승인 제어 방법을 제공하는데, 여기에서 클라이언트는 서비스 품질 (즉, 대역폭 브로커) 에이전트를 통과하는 임의의 2지점 사이에 예약(reservation)을 할 수 있다. 각각의 라우팅 도메인은 자신의 라우팅 도메인 내의 각각의 링크 상의 예약된 자원에 대한 정보를 유지하는 자신의 서비스 품질 에이전트를 갖는다. 대역폭 브로커는 OSPF(open shortest path first routing protocol) (개방 최단 경로 제 1 라우팅 프로토콜)을 청취함으로써 도메인 토폴로지를 인지한다(J.T. Moy, OSPF : 본 명세서에 참조로서 편입되고 인터넷 라우팅 프로토콜에 대한 분석(Anatomy of an Internet Routing Protocol), 제 3차 인쇄, Addson-Wesley, 해석(reading), MA 1998년 ISBN 0-201-63472-4 참조). 메시지 및 링크 대역폭은 단순한 네트워크 관리 프로토콜(Simple Network Management Protocol, SNMP)를 통해 얻어진다. 상이한 소스로부터 동일한 목적지까지의 예약은 이들의 경로가 목적지를 향해 통합되기 때문에 집합된다. 대역폭 브로커는 네트워크 에지에서의 폴리스(police) 지점을 설정할 임무를 맡는다.

Schelen이 선 예약(advance reservation)을 지원하기 위한 그의 방법을 설계했기 때문에, 변수-기반 승인 제어(parameter-base admission control, PBAC)는 측정-기반 승인 제어에 대해 선택된다. 나아가, PBAC는 하드 개런티(hard guarantee)를 제공하는데, 이는 가상의 대여된 라인에 대해 매우 바람직하다. 오늘날의 DiffServ 프레임워크에서, 가상의 대여된 라인은 예를 들어, 본 명세서에 참조로서 편입된, Request For Comments 3246 (Obsoletes RFC 2598)에 "An Expedited Forwarding PHB"라는 제목으로 B.Davie, A.Charny, J.C.R. Bennett, K.Benson, J.Y.Le Boudec, W.Courtney, S.Davari, V.Firoiu 및 D.Stiliadis에 의해 발표된 논문 및 2002년 3월자 IETF 문서에 기술된 바와 같은, 신속한 포워딩(Expedited Forwarding, EF) 집합체(aggregate)를 의미할 수 있다.

노키아의 IP RAN (인터넷 프로토콜 무선 액세스 네트워크)에서, ITRM (IP Transport Resource Manager)(IP 트랜스포트 자원 관리자)는 트랜스포트 네트워크 로딩 레벨에 관한 정보 (대역폭 제한치)를 제공함으로써 CAC(connection admission control) (연결 승인 제어)를 지원한다. 현재의 ITRM SFS 시스템은 실시간(RT) 무선 액세스 베어러(radio access bearer, RAB)에 대한 특정 CAC 알고리즘 개런티 대역폭을 특징으로 한다. 이러한 RT RAB는 정상적인 또는 스트리밍 3G (소위 제 3 세대) 트래픽 클래스에 속한다. IP RAN에서, 대화식(conversational) Iu 및 모든 Iur' 트래픽은 EF로 매핑되고, 반면에 스트리밍 Iu는 AF4에 매핑된다.

ITRM SFS에서, AF4 스케줄링 가중치는 "엄격한 우선순위-양식(strict priority-fashion)"으로 구성된다고 가정된다. 이는 AFR 스케줄링 가중치 대 다른 AF 가중치의 비율이 0.99:0.01에 근접한다는 것을 의미한다. 현재의 ITRM SFS CAC 알고리즘과 함께, 이는 대화식 및 스트리밍 트래픽 클래스에 대해 보증된 대역폭을 보장할 것이다. 그러나 (AF3, AF2 및 AF1에 매핑된) 3G 대화형 트래픽 클래스에 속한 일부 비-실시간 (NRT) 연결은 "엄격한 우선순위-유형" AF4 가중치에 의해 유발된 지연 및 지터에 의해 악영향을 받을 수 있다.

"엄격한-우선순위-유형: AF4 가중치를 요구하지 않는 (대역폭 브로커에 대한) CAC 알고리즘은 2002년 7월-8월 미국 보스턴 SPIE ITCom 2002의 회보에 "Simple Measurement-Based Admission control for DiffServ Access Networks"라는 제목으로 J.Lakkakorpi에 의해 제안되었다.

신속한 포워딩(EF)은 퍼 홉 행동(per hop behavior, PHB)이다. PHB는 DiffServ 구조 내의 기본적인 빌딩 블록(building block)이다. EF는 EF 집합체가 특정 구성 비율에서 서비스되는 것을 보장함으로써 낮은 지연, 낮은 지터 및 낮은 손실 서비스를 위한 빌딩 블록을 제공하기 위한 것이다. EF는 EF 트래픽이 소정의 출력 인터페이스에서 서비스되는 비율이, 상기 인터페이스에 대해 제공된 비-EF 트래픽의 로드에 관계없이, 적어도 적당한 한정된 간격에 따른 상기 구성된 비율(R)이 되도록 한다.

보증된 포워딩(AF) PHB는 4개의 독립적으로 포워딩된 AF 클래스인 IP 패킷의 전달을 제공한다. 각각의 AF 클래스 내에서, IP 패킷은 3개의 상이한 드롭 우선순위(drop precedence) 중 하나로 할당될 수 있다. 보증된 포워딩(AF) PHB 그룹은 공급자 DiffServ 도메인이 고객 DiffServ 도메인으로부터 수신된 IP 패킷에 대한 상이한 포워딩 보증 레벨을 제공하기 위한 수단이다. 4개의 AF 클래스가 정의되는데, 여기에서 각각의 AF 클래스는 특정한 포워딩 자원(버퍼 공간 및 대역폭)이 할당된 각각의 DiffServ 노드 내에 있다. AF PHB 그룹에 의해 제공된 서비스를 사용하고자 하는 IP 패킷은 고객이 가입된 서비스에 따라 이들 AF 클래스들 중 하나 이상으로 고객 또는 공급자 DiffServ 도메인에 의해 할당된다.

각각의 AF 클래스 내에서, IP 패킷은 3개의 가능한 드롭 우선순위 값 중 하나로써 (DiffServ 도메인의 고객 또는 공급자에 의해 다시) 마크된다. 혼잡한 경우에, 패킷의 드롭 우선순위는 AF 클래스 내의 패킷의 상대적인 중요도를 결정한다.

혼합한 DiffServ 노드는 바람직하게는 더 높은 드롭 우선순위 값을 갖는 패킷을 폐기함으로써 더 낮은 드롭 우선순위 값을 갖는 패킷이 손실되지 않도록 한다.

따라서 DiffServ 노드에서, IP 패킷의 포워딩 보정 레벨은 (1) 얼마나 많은 포워딩 자원이 패킷이 속한 AF 클래스에 할당되었는지, (2) 현재의 AF 클래스의 로드가 무엇인지, 그리고 상기 클래스 내에서 혼잡한 경우, (3) 패킷의 드롭 우선순위가 무엇인지에 의존한다.

예를 들어, 만일 공급자 DiffServ 도메인의 입구(ingress)에서의 트래픽 상황 행동이 DiffServ 노드 내의 AF 클래스가 단지 최하 드롭 우선순위 값을 갖는 패킷에 의해 천천히 로드되고 2개의 최하 드롭 우선순위 값을 갖는 패킷에 의해 오버로드되지 않는다는 것을 보증한다면, AF 클래스는 가입된 프로파일 내에 있는 (즉, 최하 드롭 우선순위 값으로 마크된) 패킷에 대해 높은 포워딩 보증 레벨을 제공할 수 있고 초과 트래픽에 대해 2개까지의 더 낮은 포워딩 보증 레벨을 제공할 수 있다.

공지된 방법은 몇가지 문제점이 있다. 첫째, 정상적인 (엄격한 우선순위 유형과 비교하여) 스케줄링 가중치의 사용 문제 및 둘째, 버스티(bursty) 연결 도달 문제이다.

특히, 엄격한 우선순위 스케줄링의 사용은 스트리밍 클래스 (AF4)를 선호한다. 부효과(side effect)는 (AF3에서와 같은) 대화형 클래스가 더 긴 트랜스 포트 지연을 인식할 것이라는 것이다. 이는 (게임에서와 같은) 대화형 클래스가 낮은 지연으로부터 이익을 볼 수 있는 반면 스트리밍은 지연에 대해 그렇게 엄격한 요건을 갖지 않기 때문에 좋지 않다. 엄격한 우선순위 스케줄링에 대한 이유는 우순순위에 있어서 스트리밍 클래스가 필요한 고수율을 처리하기에 충분한 대역폭(BW)을 얻을 수 있기 때문이다. 그러나 스케줄링을 통한 BW의 할당은 또한 더 높은 우선순위 클래스일수록 더 낮은 지연을 가지고서 나란히 간다.

주목할 것은, AF3로 의도된 서비스가 AF4 클래스에서의 스트리밍보다 더 많은 지연을 대처할 수 없다는 것이다. 따라서, 지연은 만일 지연 수지(delay budget)가 (아마도 트랜스포트 네트워크 설계 때문에) 충분하지 않다면 AF3에 대해 더 작아야 한다.

본 발명의 일실시예는 전술한 문제점 중 하나 이상을 해결하는 것을 목적으로 한다.

본 발명의 양상은 첨부된 청구범위에서 알 수 있다.

본 발명을 더 잘 이해하고 본 발명이 어떻게 실시될 수 있는 지를 더 잘 이해하기 위해, 이제 첨부 도면을 예를 들어 설명할 것이다.

도 1은 대역폭 브로커, 다른 CAC 에이전트 및 이의 라우팅 도메인을 도시하 고;

도 2는 로드/예약 제한치 계층을 도시하고;

도 3은 EF1, AF1 및 AF2 연결에 대한 승인 결정을 갖는 플렉시블 CAC 알고리즘의 예를 도시하고;

도 4는 액세스 네트워크 토폴로지의 예를 도시하고;

도 5는 EF, AF1 및 AF2에 대한 공동 승인 비율에 대한 시뮬레이션 결과를 도시하고;

도 6은 평균 EF, AF1 및 AF2 로드에 대한 시뮬레이션 결과를 도시하고;

도 7은 AF1 병목 링크 지연에 대한 시뮬레이션 결과를 도시하고;

도 8은 AF2 병목 링크 지연에 대한 시뮬레이션 결과를 도시하고;

도 9는 AF1 패킷 손실에 대한 시뮬레이션 결과를 도시하고;

도 10은 AF2 TCP 수율에 대한 시뮬레이션 결과를 도시하고;

도 11은 AF3 TCP 수율에 대한 시뮬레이션 결과를 도시하고;

도 12는 적응형 AF1 및 AF2 가중치를 도시하고;

도 13은 적응형 EF 및 RT 예약 제한치를 도시하며;

도 14는 본 발명을 구현하는 방법의 흐름도를 도시한다.

본 발명의 실시예는 대화형 트래픽에 대한 더 양호한 레이턴시(latency)를 제공하는 동시에 스트리밍 트래픽에 대한 보증된 대역폭을 제공하기 위해 IP RAN에서 사용될 수 있는 방법을 제공한다. 본 발명의 실시예는 더 통상적인 변수-승인 제어(PBAC)에 부가하여 사용되지 않은 측정-기반 승인 제어(MBAC)를 가능하게 한다. 수정된 대역폭 브로커 프레임워크에 대한 2개의 연결 승인 제어 방법: 단순한 CAC 및 플렉시블 CAC가 이제 기술된다. 양 방법은 "MBAC 모드"에서 사용될 대 병목 링크 사용의 견지에서 매우 효율적인 것으로 판명되었다. 2개의 문제점-정상적인 (엄격한 우선순위 유형에 대해) 스케줄링 가중치의 사용 및 버스티 연결 도달이 해결된다. 전자는 적응형 스케줄링 가중치를 사용하여 처리될 수 있고 후자는 적응형 예약 제한치로써 해결될 수 있다.

평균 비트율이 상응하는 요구된 피크율보다 실질적으로 더 낮을 수 있다는 사실에 기인하여, 변수-기반 승인 제어의 사용은 네트워크가 충분히 사용되지 않도록 할 수 있다. 링크 로드 측정은 더 효율적인 네트워크 사용에 필요하다. EF 및 최선(best effort, BE) 로드는 QBone 구조에 대해 이미 제안되었다. 이론적으로, 모든 승인된 트래픽 소스는 동시에 각각의 피크율에서 데이터를 전송할 수 있다. 그러나 이러한 가능성은 특히 만일 트래픽 소스의 수가 매우 높다면 극단적으로 낮다. 나아가, MBAC 및 PBAC를 주의깊게 조합함으로써 이러한 이벤트로부터 보호할 수 있다.

본 발명의 실시예는 기존의 대역폭 브로커 프레임워크를 확장하고 수정함으로써 DiffServ 액세스 네트워크에 대한 플렉시블 승인 제어 메커니즘을 제공한다. 측정-기반 승인 제어 결정-링크 로드-에 필요한 정보는 라우터 통계로부터 검출되고 이는 라우팅 도메인의 대역폭 브로커 에이전트에 주기적으로 전송된다. 제 2 개선책으로서, 예를 들어 EF, AF1 및 AF2와 같은 다중 트래픽 클래스에 대한 연결 승 인 제어가 제공된다. 선택된 보증된 포워딩(AF) 트래픽에 대해 CAC를 수행하는 동기는 완화된 QoS 요건을 갖는 실시간 애플리케이션이 있다는 것이다. 이러한 트래픽 소스(예를 들어 비디오 또는 오디오 스트리밍)는 "가상 와이어(virtual wire)"(EF) 처리를 필요로 하지 않는다. 그러나 일부 통계적인 개런티(statistical guarantee)는 제공되어야 한다.

본 발명의 실시예를 개략적으로 도시하는 도 1을 참조한다. 본 발명을 구현하는 수정된 대역폭 브로커 프레임워크에서, 연결 승인 제어(CAC) 에이전트(2)는 모든 라우팅 도메인 노드에 제공된다. 도 1에서, 3개의 라우팅 도메인(4)이 라우팅 노드와 함께 도시된다. 라우팅 노드는 라벨링된 CAC 또는 BB이다.

CAC(2)로 라벨링된 노드는 연결 승인 제어 기능을 제공한다. 각 라우팅 도메인 내의 이러한 CAC 에이전트 중 하나는 라우팅 도메인 내에 예약 및 측정 링크 로드에 대한 정보를 저장함으로써 대역폭 브로커(BB)(6)로서 동작할 것이다. 대역폭 브로커(BB)(6)는 OSPF 메시지를 청취함으로써 라우팅 토폴로지를 인식한다. 라우팅 도메인 내의 링크 대역폭은 SNMP를 통해 얻어진다.

상이한 트래픽 클래스에 대한 예약된 링크 용량에 부가하여, 승인 결정은 말단 사이의 경로 상의 측정된 링크 로드에 기반한다. 만일 상기 경로 상에 점유되지 않고 예약되지 않은 대역폭이 충분하지 않다면, 연결은 차단된다. 링크 상의 최대 예약가능한 대역폭은 링크 용량을 초과할 수 있다. 따라서, 최대 예약가능한 대역폭이 충분히 높다면, 문제되는 것은 단지 점유되지 않은 대역폭이다. 최대 예약가능한 대역폭과 링크 대역폭 사이의 관계는 각각의 트래픽 클래스에 대해 구성가능 하다.

모든 CAC 에이전트는 각각의 로컬 라우터로부터 얻은 통계(statistics) 에 대해 지수 평균(exponential averaging)을 사용함으로써 각각의 링크 로드를 모니터링하고 업데이트한다. 수학식 (1) 및 (2)를 참조하라. 샘플링 주기(s) 동안 디큐잉된(dequeued) 비트의 수는 예를 들어 SNMP를 사용하여 얻어진다. s에 대한 적당한 값은 예를 들어 500ms일 수 있다. 단일 측정 주기(p) 동안, 링크 로드는 p/s 배로 샘플링되고, 각각의 측정 주기 마지막에서, 최댓값은 현재의 로드를 나타내기 위해 선택된다. 측정 주기(p) 값에 대한 적당한 범위는 1초 내지 10초까지일 수 있다. 지수 평균 가중치(w), 측정 주기 및 샘플링 주기는 주의깊게 선택되어야 한다. w 및 p에 대한 최적 값은 트래픽 패턴에 의존하고 얼마나 빨리 트래픽 패턴이 링크 로드에서의 변화를 적응시켜야 하는 지에 의존한다. s에 대한 작은 값은 상기 방법을 버스트(burst)에 더 민감하게 하는 반면, 더 큰 값일수록 평균 로드의 더 잘 추정할 수 있다. CAC 에이전트는 각각의 링크 로드를 매 p초 마다 도메인의 대역폭 브로커에 전송한다. 이러한 패킷에는 지연 및 패킷 손실의 견지에서 최상의 가능한 처리가 주어진다. 로드 리포트(load report)가 대역폭 브로커 에이전트에 도달할 때마다, 링크 데이터베이스는 수식 (3)에서와 같이 각각의 트래픽 클래스에 대한 적응가능한 점유되지 않은 링크 대역폭을 재-계산함으로써 업데이트된다. Bw는 대역폭이다. 예약되지 않은 대역폭은 예약이 설정되거나 방정식 (4)에서와 같이 해체(torn down)될 때마다 업데이트된다. 가용한 대역폭은 수식 (5)를 사용하여 특정 경로에 대한 자원 요구가 있을 때만 계산된다.

bw에 대해 링크 대역폭 (bps-초당 비트)이 표시되고, load_class는 소정 클래스에 대한 측정된 링크 로드(0...1)를 표시하고, reserved_class는 소정 클래스에 대해 예약된 링크 용량 (0...1)을 표시한다. AF 클래스에 대해, 가용 대역폭의 계산은 더 복잡할 수 있다. 이는 AF 큐 사이의 가중된 스케줄링 때문이다. 엄격한 우선순위 방식에서의 모든 AF 큐에 대한 가중치는 각각 구성될 수 있고 수식 (3), (4) 및 (5)이 적용되거나 AF 가중치(weight_AF1)가 방정식 (6)을 사용하여 각각의 링크에 대하 점유되지 않은 대역폭 값을 계산할 때 고려될 수 있다. 모든 AF 가중치의 합은 1이다.

본 발명의 추가적인 실시예에서, 플렉시블 연결 승인 제어가 제공된다. 플렉시블 CAC의 서브세트인 단순한 CAC에서, 승인 제어는 (EF 및 ㅁF1에 매핑된) 실시간 트래픽에 대해서만 수행된다. 따라서, CAC 결정 내의 비지니스나 임의의 다른 객체(objective)를 사용하는 것은 어렵거나 심지어 불가능하다-따라서 실시간 애플리케이션 요건에 집중하는 것이 필요하다. 플렉시블 CAC에서, 실시간 연결은 RT와 NRT(비 실시간) 트래픽 사이의 링크 대역폭이 동적으로 공유되어 있기 때문에 모든 대역폭을 주장할 수는 없다. 상수값 대신, RT 트래픽에 대한 로드 제한치는 수식(7)을 사용하여 NRT 트래픽 로드보다 적은 전체 로드 제한치와 최대 RT 로드 제한치 중 최소일 것이다. 마찬가지로, NRT 트래픽에 대한 로드 제한치는 수식 (8)에 정의된 바와 같이 RT 트래픽 로드보다 적은 전체 로드 제한치와 최대 NRT 로드 제한치 중에서 최소일 것이다. 전체 링크 대역폭은 큰 지연을 갖지 않는 RT 트래픽에 대해 이용될 수 없을 것이다. 전체 로드 제한치는 -이를 보호하고자 하는 경우- 최선 트래픽(best effort traffic) (또는 임의의 비-승인 제어된 트래픽)을 보호하기 위해 존재한다. 나아가, 예약된 링크 용량이 승인 결정에서 고려될 수 있다-RT 및 NRT 트래픽에 대한 예약 제한치는 수식 (9-10)을 사용하여 로드 제한치와 같이 계산된다. 변수- 또는 측정-기반 승인 제어는 링크 상의 소정 트래픽 클래스 (reservationLimit_class)에 대해 예약될 수 있는 최대 용량을 변경함으로써 우선순위화될 수 있다. 만일 예약 한계가 충분히 작다면, 다루게 될 것은 변수-기반 승인 제어일 것이다.

도 2는 로드/예약 제한치 계층을 도시한다. 3개의 제한치가 각각의 승인 결정: 전체 제한치-10으로 참조되고 전체 대역폭을 나타냄-에 영향을 미칠 수 있다. 나중의 다음 것은 12 및 14로 각각 참조되는 2개의 RT/NRT 제한치로 분할된다. 다음 레벨인 RT 제한치(12)는 다수의 제한치로 분할되고, 이들 중 16 및 18의 2개가 도시되어 있다. 제 1 제한치(16)는 EF 제한치일 수 있고 제 2 제한치(18)는 AF1 제 한치일 수 있다. NRT 제한치(14)는 다음 레벨에서 다수의 제한치로 분할될 수 있고, 이 중에서 2개가 20 및 22로 도시되어 있다. 제한치(22)는 AF3 제한치를 나타내고 제한치 22는 AF4 제한치를 나타낸다. 이는 단지 제한치 계층의 일례이고 다른 적당한 계층이 사용될 수 있으며, 상기 다른 적당한 계층에서, 층 수, 층 내의 제한치 수 및 층을 제공하기 위해 사용된 기준은 변경될 수 있다고 이해되어야 한다.

계층 내의 각각의 레벨이 효과를 가질 필요는 없고, 즉, 예를 들어 NRT 제한치가 전체 제한치로 설정될 수 있다고 이해되어야 한다. 주목할 것은, 제한치는 자신의 부모(parent) 클래스 제한치를 초과할 수 없다는 것이다.

플렉시블 CAC를 적응하는 한가지 방법은 AF1이 가장 큰 가중치를 갖도록 엄격한 우선순위 양식인 모든 AF 스케줄링 가중치를 구성하는 것이다-이는 상이한 AF 클래스 사이의 지연 차이를 초래하고, 2002년 7월 미국 메사츄세츠 보스톤에서 열린 Internet Performance and Control of Network Systems III, pp. 108-119의 SPIE ITCom 2002의 회보에 "Simple Measurement-Based Admission control for DiffServ Access Networks"라는 제목으로 J.Lakkakorpi에 의해 발표된 논문에서 논의된 "강탈된 대역폭(stolen bandwidth)" 현상을 제거한다.

그러나 AF 클래스에 대해 점유되지 않은 대역폭을 계산하기 위해 수식 (6)을 적응하는 것도 가능하다. 후자 방법은 아마도 더 낮은 승인 비율과 자원 이용을 가져오게 될 것이지만, AF를 사용하는 목표가 지연 차이가 아니고 대역폭 공유와 같은 다른 것을 때 유용할 것이다.

동적 RT 및 NRT 제한치에 부가하여, 사용자가 소정 서비스에 대해 지불하는 가격의 함수인 계수가 있다. 요구된 대역폭( 피크율)은 이 계수에 의해 곱산되고, 그 결과는 가용 대역폭과 비교된다. 만일 예를 들어 f(가격)=1.0이라면, 최소 피크율을 갖는 연결이 선호된다.

플렉시블 CAC에서, RT는 예를 들어 집합 EF 및 AF1 트래픽 클래스를 표시할 수 있다. 그러나 RT의 범위는 더 많은 트래픽 클래스를 커버하도록 확장될 수 있다. 마찬가지로, NRT는 AF2 트래픽만을 포함할 수 있지만, 이의 범위는 더 많은 트래픽 클래스를 커버하도록 확장될 수 있다(도 2의 Error! Reference source not found.를 참조하라). 적응가능한 변수는 다음"loadLimit_total, loadLimit_{RT_MAX}, loadLimit_{NRT_MAX} 및 개별적인 트래픽 클래스(예를 들어 EF, AF1, AF2)의 로드 및 예약 제한치이다.

도 3은 승인 결정이 3개의 트래픽 클래스를 갖는 예시적인 플렉시블 CAC 예에서 어떻게 행해지는지를 도시한다. 새로운 연결은 자신의 라우팅 도메인의 대역폭 브로커로부터의 자원(소스로부터 목적지까지의 피크율)을 요구한다. 다른 대역폭 브로커는 마치 목적지가 동일 도메인에 있지 않은 것처럼 협의되어야 할 수 있다. 만일 충분한 자원이 있다면, 승인된 연결에 대한 요구된 대역폭은 경로를 따른 모든 링크에 대해 예약된 값에 부가된다. 그렇지 않으면, 연결은 거부된다. 폴리싱(policing)이 협의된 것 이하로 피크 비트율을 유지하기 위해 모든 승인된 플로우에 대해 요구된다.

더 자세히는, 도 3에서, 대역폭 브로커는 각각의 승인 요구에 대해 다음을 수행한다:

앞에서 설명한 바와 같이, 단순한 CAC 및 플렉시블 CAC는 AF 클래스에 대해 가용한 대역폭을 계산하기 위해 2개의 동작 모드: 엄격한 가중치가 계산에서 생략되거나 정상적인 AF 가중치가 가용 대역폭을 계산할 때 고려되는 것 중 어느 하나가 제공된다. 만일 최선 트래픽이 보호되어야 한다면 (또한 더 짧은 시간 스케일에서, 전체 제한치는 더 긴 시간 스케일에서의 보호를 다룬다), 후자 모드가 바람직할 것이다.

단순한 CAC에 있어서, 단지 2개의 AF 클래스가 있고 다른 하나인 AF2는 최선(best effort)이라는 사실 때문에 스케줄링 가중치를 변경할 필요는 없다.

AF 가중치는 각 링크에 대해 개별적으로 튜닝(tune)된다. 상기 튜닝 절차는 대역폭 브로커 영역 내의 모든 링크에 대해 사용되지 않은 AF 대역폭들에 관한 주 기적인 입력을 수신한다. 만약 특정 한계에 도달하면, 관련된 링크들에 대한 새로운 AF 스케줄링 가중치 및 CAC 알고리즘이 계산된다. 본 발명의 일 실시예에서, 비실시간 AF-클래스들의 가중치 비율이 유지된다. 큐 채움 수준(queue filling level), 패킷 손실, 및 처리량과 같은 일부 다른 입력들이 또한 사용될 수 있음을 인식해야 한다. 일단 새로운 AF 가중치들이 계산되면, 이들은 즉시 사용된다.

대역폭 브로커는 연속적으로(새로운 라우터 통지가 도달한 때) UnoccupiedBw_AFi 값을 모니터한다. 측정 기간 동안 각 링크로부터의 최저 값들 T_W(예컨대, 10초)은 링크 데이터베이스에 저장된다. 각각의 주기적인 체크(모든 Tw초) 후에, 상기 값들은 리셋된다. 만약 특정 한계에 달하면, 새로운 AF 가중치들이 관련된 링크들에 대해 계산된다. 만약 최저의 UnoccupiedBw_AFi/bw 값이 하위한계(예컨대, 0.05)보다 작거나 상위한계(예컨대, 0.15)보다 크다면, weight_AFI를 업데이트한다.

EF 및 AF 로드들은 최저의 UnoccupiedBw_AFi의 순간으로부터 나온다. 여기서 비사용은 우리가 언제나 가용되기를 원하는 비사용 용량, 예컨대 0.1을 나타낸다. 일반적으로, 하위한계<비사용<상위한계이다. 음의 UnoccupiedBw_AFi값은 즉시(주기저인 체크에 대비하여) AF 가중치 튜닝을 트리거한다. 최종 AF 가중치는 "최고 노력(Best Effort)" 클래스(12)를 제외한, AF 클래스들의 갯수(N)에 따른다.

그러나, AF 가중치에 대한 최소(0.1*(1.0-Weight_BE)) 및 최대(0.9*(1.0-가중치_BE)) 값들이 강요된다. AF 가중치들에 대한 다른 최소 및 최대 값들이 대안적으로 또는 추가적으로 사용될 수 있음을 인식해야 한다. 최고 노력 가중치는 예컨대, 0.1로 형성될 수 있다.

본 발명의 다른 실시예가 이제부터 설명되며, 여기서 IP 전송 자원 관리자(ITRM)의 연결 승인 제어(CAC)와 AF3 큐의 처리량을 제한하는 레이트 리미터(rate limiter)의 튜닝을 함게 링크하는 것이 가능하다. 상기 레이트 튜닝은 ITRM에 의해 계산된 사용되지 않는 AF4 대역폭 값들에 기초한다.

본 발명을 채택하는 ITRM에 대한 CAC 알고리즘은 보증된 대역폭을 제공하기 위해 AF4 큐에 대한 "엄정한 우선순위-유사(strict priority-like)" 가중치를 필요로 하지 않는다. "엄정한 우선순위-유사" 가중치들은 상호작용하는 트래픽에 대한 지연을 작게하기 위해 AF3 큐에 대해 제공된다. 그러나, AF4에 대한 대역폭을 보장하기 위해, AF3 큐는 Cisco의 CAR(2003년 4월 Cisco System, Inc의 "Committed Access Rate"를 참조하시오, 이는 본 명세서에 참조로서 통합됨) 또는 이와 유사한 레이트 리미터를 구비한다.

일부 실시예들에서, 정적인 AF3 레이트가 사용되지만, 이는 동적인 트래픽 혼합 및 요구로 인해 가용 자원에 대한 비효과적인 사용이 될 것이다. 따라서, 본 발명의 실시예들은 AF3 레이트를 튜닝하는 메커니즘을 제공한다.

레이트 리미터 튜닝 절차는 ITRM 영역 내의 모든 링크에 대한 사용되지 않는 AF4 대역폭에 관한 주기적인 입력을 수신한다. 만약, 특정 한계에 도달하면, 관련 AF3 큐에 대한 새로운 레이트들이 계산된다. 하기의 예가 이를 수행하는 한 방법이다.

본 발명의 일 실시예의 일 예가 이제 설명된다. 본 발명의 실시예들은 2002년 7-8월 미국 보스톤의 SPIE ITCOM 2002의 회보, J. Lakkakorpi의 "Simple Measurement-Based Admission control for DiffServ Access Networks"(이는 본 명세서에 참조로서 통합됨)에 개시된 수정된 대역폭 브로커 프레임 워크에서 및 노키아의 ITRM 승인 제어 프레임워크 모두에서 사용될 수 있다. ITRM의 경우가 본 명세서에서 예로서 제공된다.

하기의 가정을 세운다. 개선된 CAC 알고리즘은 AF4에 대해서 "엄정한 우선순위-유사" 가중치를 가정하지 않는다. NRT Iur의 트래픽을 포함하는 EF로 매핑된 모든 트래픽에 대한 CAC가 존재하는 것으로 가정한다. 그러나, 여기서 중요한 개선점은 AF3 처리량이 사용되지 않은 AF4 대역폭에 영향을 미친다는 점이다.

EF 연결에 대해서, BTS에서 체크한다:

요청된 레이트 + allocated_{EF, 경로} ≤ BLim_{EF, 경로}

요청된 레이트 + allocated_{RT, 경로} ≤ BLim_{RT, 경로}

AF4 연결에 대해서, BTS에서 체크한다:

요청된 레이트 + allocated_AF4,경로 ≤ BLim_AF4,경로

요청된 레이트 + allocated_RT,경로 ≤ BLim_RT,경로

여기서 UnusedBw는 이것이 EF, AFn 또는 클래스를 위해 사용되는지를 나타내는 첨자에 관해서 사용되지 않은 대역폭이고,

bw는 대역폭이고,

TLim은 이것이 AFn 또는 EF에 관련된 것인지를 나타내는 첨자에

관한 시간 한계이고,

Blim은 이것이 AFn, EF 또는 RT 또는 경로에 대한 클래스인지를

나타내는 첨자에 관한 대역폭 한계이고,

상기 항들의 나머지는 자체적으로 설명적이다.

allocated_RT = allocated_EF + allocated_AF4임을 인식해야 한다.

본 발며의 실시예의 흐름챠트를 도시하는 도 14를 차조한다. 단계(S1)에서, ITRM은 측정기간(PLength) 동안에 최소 비사용Bw_AF4를 모니터한다. 각 주기적인 체크 후에, 상기 값들은 리셋된다.

매 PLength(예컨대, 10) 분마다 주기적으로 체크된다. 만약 특정 한계에 도달하면, AF3 큐에 대한 새로운 레이트들을 계산한다.

단계(S2)에서, 만약 최소 UnusedBw_AF4값이 LowBwTh 하위 대역폭 한계(예컨대, 0.05) 보다 작은지를 결정한다. 만약 그러하다면, 다음 단계는 S3이고, 여기서 rate_AF3가 업데이트된다(반드시 더 작은 AF3 레이트로 되어야 한다).

만약 그러하지 않다면, 다음 단계는 S4이고, 여기서 최소 UnusedBw_AF4값이 HighBwTH 상위 대역폭 한계(예컨대, 0.15) 보다 큰지 여부를 결정한다. 만약 그러하다면, 다음 단계는 S5이고, 여기서 rate_AF3가 업데이트된다(반드시 더 큰 AF3 레이트로 되어야 한다). 만약 그러하지 않다면, 단계(S6)에서 도식적으로 설명된 바와 같이 변화는 일어나지 않는다. 그 다음, 상기 방법은 후속 기간에서 반복된다.

상기 방법은 단계(S2 및 S4)를 그 결과에 따르는 후속 단계인 단계(S3, S5 또는 S6)와 결합한다.

여기서, 상기 EF 및 AF4 처리량 값은 최소 UnusedBw_AF4의 순간으로부터 나온다. UnusedBw_AF4a는 언제나 이용가능해야만 하는 사용되지 않는 AF4 대역폭의 양을 나타낸다. 예컨대, 0.1의 값이 UnusedBw_AF4a에 대해서 사용될 수 있다.

일반적으로, LowBwTh < UnusedBw_AF4a < HighBwTh이다.

음(-)의 UnusedBw_AF4 값은 (주기적 체크들에 대해) AF3 속도 튜닝을 즉시 트리거해야 한다. 이와 같이 행함으로써, 블로킹이 방지될 수 있다.

이해되는 바와 같이, 모든 파라미터 값들이 구성가능하며, 예시들로서 사용된 것들과 다른 값들이 또한 가능하다.

상기 트리거들에 응답하여, 주어진 ITRM의 관리하에 있는 모든(또는 일부) 링크들이 새로운 AF3 속도(들)로 구성되거나 또는 상기 QoS 정책 관리자(QPM)가 이것을 행하도록 명령받는다.

성능 평가

시뮬레이션 경우들 및 네트워크 토폴로지

다음의 4가지 경우들이 8개의 서로 다른 연결 도달 강도들로 시뮬레이트된다: 엄격한 우선순위 유형 AF 가중치들(엄격한 우선순위 유형 AF 가중치들은 상기 이용가능한 대역폭 계산에 고려되지 않음), 통상 AF 가중치들, 적응형 AF 가중치들 및 적응형 예약 제한치들을 갖는 엄격한 우선순위 AF 가중치들. 다음의 8가지 경우들이 단일 도달 강도만으로 시뮬레이트된다: 적응형 예약 제한치들을 갖는 통상 AF 가중치들, 적응형 예약 제한치들을 갖는 적응형 AF 가중치들 및 버스티 연결 도달들을 갖는 상술한 모든 6가지 경우들. 승인 제어를 위해, EF, AF1 및 AF2(EF 및 AF1은 RT 수퍼클래스에 속함)의 3가지 클래스들을 갖는 플렉서블 CAC 인스턴스가 사용된다. 승인 제어 파라미터들이 표 I에 정렬되는 한편, 상기 시뮬레이션 토폴로지가 도 4에 도시되어 있다.

110 Mbps의 대역폭을 갖는 하나의 파이버 링크(fiber link)(30) 및 실질적으로 적은 대역폭을 갖는 하나의 마이크로파(또는 전용 회선) 분기로 구성된다(상기 파이버로부터의 제 1 홉(32): 18 Mbps, 상기 파이버로부터의 제 2 홉(34): 6 Mbps).

표 I. 승인 제어 파라미터들

네트워크 장비

모든 라우터들이 상기 표준 퍼-홉 행동들(Per-Hop Behaviors: PHB)을 실시한다; EF는 우선순위 큐로 실현되며, AF는 3개의 큐들로 이루어진 손실 라운드 로빈(여기서 참조로 통합되는, M. Shreedhar 및 G. Varghese의 "손실 라운드 로빈을 이용한 효율적인 공정한 큐잉(Efficient Fair Queueing Using Deficit Round-Robin)"이란 제목의 1996년 6월 IEEE/ACM 네트워킹에 대한 트랜잭션들, vol. 4, pp. 375-385에서 논의된 바와 같은) 시스템을 구비한다. 이것은 EF 및 AF를 라우터들에 구현하는 가장 일반적인 방법이다. 예로서, 2003년 6월의 시스코(Cisco)의 LLQ Cisco Systems, Inc.의 "낮은 대기시간 큐잉(Low Latency Queueing)"이 본 명세서에서 참조로 통합된다.

EF 큐는 토큰 버켓 속도 제한기(속도: 0.8*링크 대역폭, 버켓 크기: 3*MTU=4500 바이트)를 갖춘다. AF1, AF2 및 AF3 큐들에 대한 디폴트, 엄격한 우선순위 유형, 콴타(quanta)는 다음과 같다: 1800, 180 및 20(90:9:1). 모든 큐 크기들이 바이트들로 주어진다: EF에 대해 5000, AF1에 대해 15000, AF2에 대해 20000 및 AF3에 대해 25000 바이트들. 본 명세서에서 참조로 통합되는 S. Floyd 및 V. Jacobson의 "혼잡 회피를 위한 랜덤 초기 검출 게이트웨이들(Random Early Detection Gateways for Congestion Avoidance)", 1993년 8월 네트워킹에 대한 IEEE/ACM 트랜잭션들, vol. 1, pp. 397-413에 논의된 바와 같은 가중된 랜덤 초기 검출(Weighted Random Early Detection: WRED)은 AF 큐들, 1.0(즉시 큐 크기가 지배함)의 AQS(access queue size) 가중치를 이용하는 모든 WRED 큐들에 대해 적용된다. (모든 AF 큐들에 대한) 다른 WRED 파라미터들은 다음과 같다: MinThresh_DP1 = MaxThresh_DP1 = 1.0*AQS, MinThresh_DP2 = MaxThresh_DP2= 0.883*AQS, MinThresh_DP3 = MaxThresh_DP3= 0.767*AQS, MaxDropPrDP_DP1-DP3 = 1.0. 이들 파라미터들은 큐 크기의 평균이나 랜덤 드롭핑 없이도 간략한 WRED를 발생시킬 것이다.

트래픽 특성들

상기 액세스 네트워크 게이트웨이와 에지 라우터들 사이에 연결들이 셋업된다. 새로운 연결들이 1.2 - 1.9 초의 평균값을 갖는 지수적으로 분산된 도달간격 시간으로 각 에지 라우터에 도달한다. 이에 의해, 총 도달 강도는 3.68 - 5.83 l/s가 된다. 유지 시간이 또한 RT(EF 및 AF1) 연결들에 대해 100초, 그리고 다른 연결들에 대해 250초의 평균으로 지수적으로 분산된다. 간단한 2-상태 마르코프 연쇄(Markov chain)로 버스티 도달들이 생성되며(필요한 경우), 여기서 정상 상태로부터 버스트 상태로의 천이 확률 및 버스트 상태로부터 정상 상태로의 천이 확률은 둘 다 0.1이다. 정상 상태에서의 연결 도달간격 시간은 1.2초의 평균으로 지수적으로 분산되는 한편, 상기 버스트 상태에서 상기 도달간격 시간은 항상 0이다. 이에 의해, 더 높은 평균 도달 강도가 발생한다.

상기 트래픽 믹스(traffic mix)는 VoIP(Voice over IP) 호출들, 영상 전화통신, 영상 스트리밍(본 명세서에서 참조로만 통합되는, B. Maglaris, D. Anastassiou, P. Sen, G. Karlsson 및 J. Robbins의 "패킷 영상 통신에서의 통계적 멀티플렉싱의 성능 모델들(Performance Models of Statistical Multiplexing in Packet Video Communications)", 1988년 7월 IEEE 통신에 관한 트랜잭션들, vol. 36, pp. 834-844), 웹 브라우징(본 명세서에서 참조로만 통합되는, M. Molina, P. Castelli 및 G. Foddis의 "HTML-REDUCE를 통해 TCP 연결들의 일시적 클러스터링을 이용하는 웹 트래픽 모델링(Web Traffic Modeling Exploiting TCP Connections' Temporal Clustering through HTML-REDUCE)", 2000년 5월-6월 IEEE 네트워크, vol. 12, pp. 46-55) 및 이메일 다운로딩(본 명세서에서 참조로 통합되는, V. Bolotin에 의한 "로그 눈금의 분산들의 혼합에 의해 데이터 연결 및 메시지들을 특성화(Characterizing Data Connection and Messages by Mixtures of Distributions on Logarithmic Scale", 1999년 6월 영국, 에든버러, 제 16 국제 텔레트래픽 회의 회보(Proceedings of the 16th International Teletraffic Congress), pp. 887-894)로 이루어진다.

각 AF 클래스 내에 3개의 서로 다른 서비스 레벨들이 존재한다(상기 서비스 레벨들의 선택은 가입 정보에 기초한다). 서비스 레벨들은 승인 제어 결정에 대해 어떠한 영향도 미치지 않는다. 상기 대역폭 브로커(broker)와 모든 다른 CAC 에이전트들 사이의 시그널링 트래픽이 또한 반-실현적(semi-realistic) 방식으로 모델링된다. CAC 에이전트들은 실제의 라우터 로드 보고들을 대역폭 브로커에 전송하지 만 자원 요청들 및 응답들이 통계적 방식으로 모델링된다. 대역폭 브로커 에이전트는 상기 액세스 네트워크를 서비스 제공자의 코어 네트워크에 연결하는 게이트웨이 측에 물리적으로 위치한다. 서비스 매핑은 표 II에 따라 이루어진다.

표 II. 트래픽 믹스 및 서비스 매핑.

시뮬레이션 방법

상기 ns-2 시뮬레이터의 수정된 버전(2003년 6월 UCB/LBNL/VINT, "네트워크 시뮬레이터 - ns(버전 2)")이 이용되었다. 서로 다른 시드(seed) 값들을 갖는 6개의 시뮬레이션들이 각각의 시뮬레이트된 경우에 실행된다(95%의 신뢰 구간들이 사용된다). 시뮬레이션 시간은 항상 1200초이며, 여기서 처음의 600초는 워밍 기간(warming period)으로서 폐기된다. 연결 블로킹 확률과 병목 링크 이용 레벨들 사이의 트레이드오프(tradeoff)가 중요한 일이다. 또한, 다음의 QoS 미터법이 서로 다른 트래픽 집합들에 대해 검사된다: 병목 지연, TCP(transmission control protocol)- 기반 트래픽 소스들, 즉 TCP 스루풋에 대한 병목 패킷 손실 및 달성된 비트 속도들. 간단한 토큰 버켓 폴리서들(policers)(형상화 및 드롭핑)이 승인된 TCP-기반 소스들의 전송 속도들을 제한하도록 사용된다. 상기 시뮬레이션들 동안, 상기 버켓 크기는 0이 되어야 하는 것으로 관찰되었는데, 그렇지 않으면 상기 TCP 소스들은 너무 많은 대역폭을 얻게 되어, 승인 제어에 대해 부정적인 영향을 갖는다.

시뮬레이션 결과들

서로 다른 도달 강도들

도 5 내지 도 11은 조인트 EF+AF1+AF2 승인 비들(도 5), 평균 EF+AF1+AF2 병목 링크 로드들(도 6), 병목 링크에 걸친 AF1 및 AF2 패킷 지연들(도 7 및 도 8), A병목 링크 상의 AF1 패킷 손실(도 9) 및 TCP 스루풋(도 10 및 도 11)을 도시한다. 모든 그래프들이 서로 다른 연결 도달 강도들 하에서의 4개의 서로 다른 승인 제어 방식들의 성능을 나타낸다.

알 수 있는 바와 같이, 정상의 비적응형 AF 가중치들의 사용에 의해, 도 6에 도시된 더 낮은 평균 병목 링크 로드가 발생한다. 도 5에 도시된 EF+AF1+AF2 연결들에 대한 승인비는 모든 연결들이 대역폭 사용의 측면에서 동일하지 않기 때문에 상기 승인 제어 방식 성능의 특히 우수한 표시자가 아닌 것으로 보인다. 적응형 AF 가중치들은 엄격한 우선순위 유형 AF 가중치들로서 놀라울 정도로 우수한 결과인 유사한 병목 링크 로드들을 발생시킬 것이다. 그러나, 적응형 EF 및 RT 예약 제한치들은 성능(더 낮은 병목 링크 로드들)을 약간 저하시키는 것으로 나타난다. 이와 같은 사항은 상기 제한치들이 버스티 연결 도달들에 대해 제공하는 보호를 고려할 때 허용가능한 것이다.

AF1 및 AF2에 대한 최대 지연 그래프들이 도 7 및 도 8에 도시된다. 그러나, AF1 및 AF2 지연들 사이의 차이는 그다지 크지 않다(일부 실시예들에서, 별개의 AF1 및 AF2 클래스들을 구비할 필요성이 없게 된다). 이것은 단일 병목 경우에는 사실일 수 있다. 그러나, 다중 병목 링크들이 존재하는 경우, 엔드-투-엔드(end-to-end) 지연들의 차이는 더 크다.

도 9에 도시된 패킷 손실(AF1 패킷 손실만이 그래프로 도시되며, 다른 AF 트래픽은 패킷 손실들이 당연한 경우에 TCP를 통해 전송됨)은 테스트 알고리즘들 중 어느 것에서도 큰 문제가 되지 않는다. 예측된 바와 같이, 적응형 예약 제한치들이 최소 패킷 손실을 발생시킨다. 더 낮은 패킷 손실률을 원한다면, 상기 로드 및 예약 제한치들이 하향으로 조정될 수 있다. 또한, 도 10에서 알 수 있는 바와 같이, AF2 클래스 TCP 연결들이 또한 높은 로드들 동안 요청된 자원들을 수신하는데, 이것은 당연히 도 11에 도시된 AF3 (최상의 노력) 클래스 TCP 연결들의 경우가 아니 다.

단일 도달 강도(5.83 l/s)

AF1 및 AF2에 대한 가중치들 및 EF 및 RT에 대한 예약 제한치들이 도 12 및 도 13에 각각 도시되어 있다. 상기 트래픽 믹스는 상기 시뮬레이션 동안 그다지 변화하지 않기 때문에, 그들의 가중치들 및 예약 제한치들이 상당히 안정하다. 서로 다른 도달 강도들로, 서로 다른 값들이 존재할 것이다. 이들 그래프들의 목적은 AF 가중치들 및 예약 제한치들이 어떻게 튜닝되는지를 도시하는 것이다. 6개의 시뮬레이션 실행들 중 첫 번째만이 그래프로 도시된다(범례(legend)는 모든 시뮬레이션 실행들로부터의 평균값들을 제공한다. 표 III은 조합된 AF 가중치 및 예약 제한치 튜닝의 영향을 도시한다. 상기 "조합된 방식"의 성능은 적어도 다른 방식들만큼 우수한 성능을 갖는다. 또한, 부정적인 부작용들도 관찰되지 않았다.

버스티 도달들의 영향

정상 조건들, 즉 푸아송(Poisson) 연결 도달들에서의 시뮬레이션들이 충분히 명확한 응답들을 제공하지 않았기 때문에, 버스티 연결 도달들은 테스트된 방식들 사이의 차이들을 찾아내야 한다. 표 IV는 주요 결과들을 도시한다: 예약 제한치 튜닝이 엄격 우선순위 유형 AF 가중치들과 함께 사용될 때 AF1 패킷 손실은 (당연히) 최소로 된다. 정상의 AF 가중치들로는, AF1 패킷 손실은 좀 더 높다. AF 가중치들이 상기 예약 제한치들과 관련하여 조정될 때, AF1 패킷 손실이 감소된다. 이것은 상기 2개의 튜닝 프로세스들이 서로 방해하지 않음을 나타낸다.

표 IV. AF 가중치 및 EF & RT 예약 제한치 튜닝의 영향

AF 가중치 및 EF & RT 예약 한계 튜닝

74.2±1.0

84.5±0.4

5.1±0.3 10.5±0.9

0.4±0.1

표 5. 버스티 도달의 효과

방법	EF+AF1+AF2 승인율 [%]	평균 EF+AF1+AF2 병목 부하 [%]	최대 AF1 및 AF2 지연 [ms]	최대 AF1 패킷 손실 [%]
SP형 AF 가중치(90:9:1), 노 튜닝	37.6±1.7	88.2±0.1	4.9±0.4 28.1±14.8	1.4±1.2
표준 AF 가중치 (45:45:10), 노 튜닝	45.2±2.1	85.5±0.5	9.4±1.4 7.5±0.7	7.8±4.1
AF 가중치 튜닝	37.0±2.2	88.1±0.3	7.5±0.6 28.4±4.5	6.3±2.0
SP형 AF 튜닝, EF & RT 예약 한계 튜닝	41.4±1.9	86.8±0.2	4.0±0.1 10.4±0.7	0.1±0.1
표준 AF 가중치, EF & RT 예약 한계 튜닝	47.4±1.7	84.7±0.4	6.9±0.7 7.2±0.8	1.4±0.4
AF 가중치 및 EF & RT 예약 한계 튜닝	41.9±1.8	86.7±0.2	5.9±0.2 12.6±1.0	1.0±0.4

본 발명의 실시예들에서는, (엄격한 우선순위형에 대한) 표준 AF 가중치가

본 발명의 실시예들에서는, (엄격한 우선순위형에 대한) 표준 AF 가중치가 요구되는 바, 본 실시예는 최대 노력(또는, 본 실시예에서는 AF3인 "최대 노력")을 지키고자 한다. 따라서, AF 가중치가 승인 결정에 고려된다. 시뮬레이션은 정적 AF 가중치가 적응성(adaptive) AF 가중치 보다 낮은 병목 링크 이용을 야기함을 보여준다. 또한, 적응성 예약 한계는, 버스티 연결 도달에 대해 자신을 보호하고 높은 병목 링크 이용을 유지하기 위한 효과적인 방법이다.

이제, 이전에 설명한 실시예들과 관련하여 이용될 수 있는 본 발명의 다른 실시예에 대해 설명한다. ITRM/대역폭 브로커(ITRM/Bandwidth Broker)에 대한 CAC 알고리즘이 제공되는 바, 이 또한 AF4 큐에 대해 "엄격한 우선순위형" 가중치를 가정하지 않는다. AF 스케줄링 가중치의 세트는 소정의 ITRM/대역폭 브로커 Broker의 관리하에서 모든 링크에 대해 동일하거나, 또는 가중치들이 각 링크에 대해 개별적 으로 튜닝된다. 하지만, 후자의 시도는 복잡하고 진동을 일으키기 쉽다.

스케줄링 가중치 및 CAC 알고리즘 튜닝 프로세스는 ITRM/대역폭 브로커 영역 내의 모든 링크에 대한 미사용 AF4 대역폭 및 차단/제공되는 AF4 연결의 비율에 관한 주기적인 입력을 수신한다. 이해될 사항으로서, 큐 필링 레벨, 패킷 손실 및 쓰루풋 등의 임의의 다른 입력도 이용될 수 있다. 임의의 임계치에 이르면, AF4 큐에 대한 (그리고 기존의 AF3:AF2:AF1 가중치 비율을 유지하는 다른 AF 큐에 대한) 새로운 스케줄링 가중치 및 CAC 알고리즘이 계산된다. 다음 실시예는 이를 행하는 방법이다.

일단 새로운 AF 가중치가 계산되면, ITRM/대역폭 브로커의 관리하의 모든 (또는 대안적으로는 단지 일부) 링크는 새로운 AF 가중치로 구성된다. ITRM/대역폭 브로커에서 실행되는 CAC 알고리즘 또한 새로운 AF 가중치(들)로 갱신된다.

본 발명의 실시예들은 노키아의 ITRM 승인 제어 프레임워크 및 변형된 대역폭 브로커 프레임워크 모두에 이용될 수 있다. (J. Lakkakorpi, "Simple Measurement-Based Admission Control for DiffServ Access Networks", Proceedings of SPIE ITCom 2002, Boston, USA, July-August 2002 참조.) 여기에서는 ITRM 경우를 예로서 제시한다.

ITRM 제어 AF4 가중치 튜닝

AF4에 대해 "엄격한 우선순위형" 가중치를 가정하지 않는 새로운 CAC 알고리즘. EF-포함 NRT Iur 트래픽에 맵핑되는 모든 트래픽에 대한 CAC가 있는 것으로 가정한다.

· w_AF4는 AF4 큐에 대한 스케줄링 가중치이고(적절한 범위는, 예를 들어 w_min=0.3부터 w_max=0.99가 될 수 있고, 매우 작은 w_AF4 값은 UnusedBw_AF4에 대해 너무 큰 영항을 줄 수 있다), 결과적으로 모든 AF 가중치의 합은 1이다. 모든 링크에 대해 동일한 w_AF4가 이용되거나, 또는 다른 링크에 대해서는 다른 가중치가 이용될 수 있다.

· EF 연결에 대해, BTS에서 다음을 체크한다:

요청된 속도 + allocated_{EF, path} ≤ BLim_{EF, path}

요청된 속도 + allocated_{RT, path} ≤ BLim_{RT, path}

· AF4 연결에 대해, BTS에서 다음을 체크한다:

요청된 속도 + allocated_{AF4, path} ≤ BLim_{AF4, path}

요청된 속도 + allocated_{RT, path} ≤ BLim_{RT, path}

주목할 사항으로서, allocated_RT= allocated_EF= allocated_AF4이다.

트리거

ITRM은 AF4 연결 차단율(ITRM에 대한 BTS의 통지는 매 PLength Interval 마다 마지막 SWLength 동안의 차단된 AF4 연결 및 제공되는 번호를 포함하도록 확장될 수 있으며, 이에 따라 ITRM은 매 PLength Interval 마다 전체 AF4 차단율을 계산할 수 있다) 및 측정 기간(PLength) 동안의 최소 UnusedBw_AF4/bw 값을 모니터한다. 이는 동일한 AF 링크가 적용되느냐, 아니면 다른 AF 링크가 적용되느냐에 의존한다. 각각의 주기적인 체크 이후, 이 값(또는 이러한 값들)은 리셋된다.

· SWLength(예를 들어, 30) 분의 슬라이딩 윈도우가 AF4 연결 차단율 통계를 수집하는 데에 이용된다.

· 매 PLength (예를 들어, 10) 분 마다 주기적인 체크가 이루어진다. 임의의 임계치에 도달하면, AF4 큐에 대해 새로운 가중치(들)를 계산한다.

AF4 차단율이 너무 크거나(>BlockingTh, 예를 들어 2%) 또는 최소 UnusedBw_AF4/bw 값이 LowBwTh 보다 작으면(예를 들어, 0.05), w_AF4를 갱신한다(보다 큰 가중치가 되어야 한다).

AF4 차단율이 0이고 최소 UnusedBw_AF4/bw 값이 HighBwTh 보다 크면(예를 들어, 0.15), w_AF4를 갱신한다(보다 작은 가중치가 되어야 한다).

여기서, EF 및 AF4 쓰루풋 값은 최소 UnusedBw_AF4/bw를 갖는 순간부터이다. UnusedBw_AF4a는, 우리가 항상 이용하기를 원하는 미사용 AF4 대역폭의 양을 나타낸다. 예를 들어 0.1의 값이 UnusedBw_AF4a에 대해 이용될 수 있다. 일반적으로, LowBwTh < UnusedBw_AF4a< HighBwTh이다.

· 음의 UnusedBw_AF4/bw 값은 (주기적인 체크에 대해) AF4 가중치 튜닝을 즉시 트리거해야 한다. 이를 행함으로써, 차단이 방지된다.

· 표시자로서 AF4 차단율의 이용이 요구되는데, 그 이유는 차단된 고용량의 AF4 요청(이는 미사용 대역폭 값들 통해 반드시 나타나는 것은 아니다)이 가능하기 때문이다.

모든 파라미터값들은 구성이 가능하고, 예로서 이용되는 것들 이외의 다른 값들이 또한 가능하다.

하기의 행동이 수행된다:

새로운 AF4 가중치(들)로 소정의 ITRM/대역폭 브로커의 관리하에서 모두 (또는 일부) 링크를 구성하거나 또는 Qos 팔러시 매니저(Qos Policy Manager)(QPM)에게 이를 행할 것을 명한다.

(팔러시 매니저가 새로운 가중치를 수락한 경우에는), 새로운 AF4 가중치(들)로 ITRM에서 실행되는 CAC 알고리즘을 갱신한다.

본 실시예에서는, ITRM/대역폭 브로커의 CAC와 라우터 스케줄링 가중치의 튜닝이 링크된다. 큐 필링 레벨, 패킷 손실 및 쓰루풋 등의 라우터 통계에 부가적으로, 스케줄링 가중치의 튜닝은 연결 차단율 및 미사용 대역폭 값에 기초한다. 스케 줄링 가중치가 튜닝될 때 마다, CAC 알고리즘 또한 새로운 가중치를 반영하도록 갱신된다.

본 발명의 실시예들은 AF 그리고/또는 EF PHB를 이용하는 IP 패킷 네트워크의 환경에서 설명되었다. 이해될 사항으로서, 본 발명의 실시예들은 트래픽 클래스의 다른 예에 대해서도 이용될 수 있다. 클래스는 IP 패킷에 기초하지 않거나, 또는 IP 패킷과 비 IP 기반 패킷의 혼합을 이용할 수 있다. 본 발명의 실시예들은 DiffServ 시스템의 환경에서 설명되었다. 이해될 사항으로서, 본 발명의 실시예들은 다른 시스템에서도 이용될 수 있다.

본 발명의 실시예들은 대역폭의 대부분을 차지하는 제 1 클래스 및 제 1 클래스의 활동에 의존하여 튜닝되는 제 2 클래스의 환경에서 설명되었다. 이해될 사항으로서, 1개 이상의 클래스의 활동이 검사될 수 있고, 1개 이상의 클래스가 튜닝될 수 있다.

Claims

연결 승인을 제어하는 방법으로서,

a) 복수의 클래스를 제공하는 단계와;

b) 적어도 하나의 클래스에 대해 일부분의 대역폭을 예약(reserving)하는 단계와;

c) 상기 대역폭의 각 부분이 예약된 상기 클래스들중 적어도 하나로 사용 관련 정보를 결정하는 단계와; 그리고

d) 상기 사용이 결정된 상기 적어도 하나의 클래스와는 다른 적어도 하나의 클래스에 대한 승인을 제어하는 단계를 포함하며,

여기서, 상기 승인은 상기 결정된 사용 관련 정보를 고려하는 것을 특징으로 하는 연결 승인 제어방법.
제 1항에 있어서,

상기 결정 단계는 상기 대역폭의 대부분이 할당된 클래스의 사용 관련 정보를 판단하는 것을 포함하는 것을 특징으로 하는 연결 승인 제어방법.
제 1 또는 제 2항에 있어서,

상기 결정 단계는 실시간 클래스의 사용 관련 정보를 결정하는 것을 포함하는 것을 특징으로 하는 연결 승인 제어 방법.
전술한 항들중 어느 한 항에 있어서,

적어도 하나의 클래스 - 이 클래스에 대한 승인은 상기 단계 d)에서 제어된다 - 는 비 실시간 (non real time) 트래픽 클래스를 포함하는 것을 특징으로 하는 연결 승인 제어 방법.
전술한 항들중 어느 한 항에 있어서,

적어도 하나의 클래스가 복수의 서브 클래스로 분리되는 것을 특징으로 하는 연결 승인 제어 방법.
전술한 항들중 어느 한 항에 있어서,

상기 단계 c) 및 d)가 규칙적인 간격으로 반복되는 것을 특징으로 하는 연결 승인 제어 방법.
전술한 항들중 어느 한 항에 있어서,

상기 사용 관련 정보는 소정의 주기를 거쳐 결정되는 것을 특징으로 하는 연결 승인 제어 방법.
전술한 항들중 어느 한 항에 있어서,

상기 결정 단계는 상기 사용 관련 정보가 소정 기준을 만족하는 지를 결정하 는 것을 포함하고,

상기 소정 기준을 만족하는 경우에만 상기 단계 d)를 수행하는 것을 특징으로 하는 연결 승인 제어 방법.
전술한 항들중 어느 한 항에 있어서,

상기 결정 단계는:

상기 적어도 하나의 클래스에 할당된 비사용 대역폭을 결정하는 것과;

상기 적어도 하나의 클래스에 대한 차단비(blocking ratio)를 결정하는 것과; 그리고

상기 적어도 하나의 클래스에 대해 할당된 대역폭의 비사용 부분을 결정하는 것중 적어도 하나를 포함하는 것을 특징으로 하는 연결 승인 제어 방법.
전술한 항들중 어느 한 항에 있어서,

상기 단계 d)는:

사용이 결정된 상기 적어도 하나의 클래스의 스루풋과 그리고 단계 d)에서 승인이 결정될 상기 적어도 하나의 클래스의 스루풋중 적어도 하나를 고려하는 것을 특징으로 하는 연결 승인 제어 방법.
전술한 항들중 어느 한 항에 있어서,

상기 결정 단계는 상기 적어도 하나의 클래스에 대한 스케줄링 웨이트 (scheduling weight)를 결정하는 것을 포함하는 것을 특징으로 하는 연결 승인 방법.
전술한 항들중 어느 한 항에 있어서,

사용이 결정된 상기 적어도 하나의 클래스와는 다른 적어도 하나의 클래스에 대해 대역 폭 할당 - 이 할당은 단계 d)에서 변경가능하다 - 이 예약되는 것을 특징으로 하는 연결 승인 방법.
전술한 항들중 어느 한 항에 있어서,

단계 d)에서 승인을 위해 예약된 대역폭의 일부분은 소정의 최대값 보다 적거나 이와 같도록 된 것을 특징으로 하는 연결 승인 방법.
전술한 항들중 어느 한 항에 있어서,

상기 사용 관련 정보에 따라 라우팅 노드들 간에 복수의 링크를 구성하는 단계를 포함하는 것을 특징으로 하는 연결 승인 방법.
전술한 항들중 어느 한 항에 있어서,

상기 사용 관련 정보에 따라 연결 승인 제어 알고리즘을 갱신하는 단계를 포함하는 것을 특징으로 하는 연결 승인 방법.
전술한 항들중 어느 한 항에 있어서,

상기 클래스들은 차별화된 서비스 네트워크에서의 IP 패킷들의 트래픽 클래스들을 포함하는 것을 특징으로 하는 연결 승인 방법.
제 15항에 있어서,

상기 클래스들은 적어도 하나 이상의 AF (Assured Forwarding) 클래스 및 EF (Expedited Forwarding) 클래스를 포함하는 것을 특징으로 하는 연결 승인 방법
전술한 항들중 어느 한 항에 있어서,

상기 승인 단계는 승인될 클래스의 사용 관련 정보를 고려하는 것을 특징으로 하는 연결 승인 방법.
라우팅 네트워크로서,

복수의 라우팅 노드를 포함하며,

상기 복수의 라우팅 노드들 중 적어도 하나는:

연결 승인 제어를 제공하고, 적어도 하나의 클래스에 대한 일부분의 대역폭의 예약을 제어함과 아울러 상기 대역폭의 각 부분이 예약된 상기 클래스들중 적어도 하나로 사용 관련 정보를 결정하고; 그리고

상기 사용이 결정된 상기 적어도 한의 클래스와는 다른 적어도 하나의 클래스에 대한 승인을 제어하도록 되어 있으며,

여기서, 상기 승인은 상기 결정된 사용 관련 정보를 고려하는 것을 특징으로 하는 라우팅 네트워크.