KR20070060622A - 혼잡 윈도우 제한에 의한 ｔｃｐ 성능 개선 방법 - Google Patents

혼잡 윈도우 제한에 의한 ｔｃｐ 성능 개선 방법 Download PDF

Info

Publication number
KR20070060622A
KR20070060622A KR1020050120434A KR20050120434A KR20070060622A KR 20070060622 A KR20070060622 A KR 20070060622A KR 1020050120434 A KR1020050120434 A KR 1020050120434A KR 20050120434 A KR20050120434 A KR 20050120434A KR 20070060622 A KR20070060622 A KR 20070060622A
Authority
KR
South Korea
Prior art keywords
congestion window
round trip
maximum
trip delay
tcp
Prior art date
Application number
KR1020050120434A
Other languages
English (en)
Other versions
KR100757894B1 (ko
Inventor
박태준
주성순
이유경
Original Assignee
한국전자통신연구원
Priority date (The priority date is an assumption and is not a legal conclusion. Google has not performed a legal analysis and makes no representation as to the accuracy of the date listed.)
Filing date
Publication date
Application filed by 한국전자통신연구원 filed Critical 한국전자통신연구원
Priority to KR1020050120434A priority Critical patent/KR100757894B1/ko
Publication of KR20070060622A publication Critical patent/KR20070060622A/ko
Application granted granted Critical
Publication of KR100757894B1 publication Critical patent/KR100757894B1/ko

Links

Images

Classifications

    • H—ELECTRICITY
    • H04—ELECTRIC COMMUNICATION TECHNIQUE
    • H04L—TRANSMISSION OF DIGITAL INFORMATION, e.g. TELEGRAPHIC COMMUNICATION
    • H04L47/00—Traffic control in data switching networks
    • H04L47/10—Flow control; Congestion control
    • H04L47/27—Evaluation or update of window size, e.g. using information derived from acknowledged [ACK] packets
    • H—ELECTRICITY
    • H04—ELECTRIC COMMUNICATION TECHNIQUE
    • H04L—TRANSMISSION OF DIGITAL INFORMATION, e.g. TELEGRAPHIC COMMUNICATION
    • H04L47/00—Traffic control in data switching networks
    • H04L47/10—Flow control; Congestion control
    • H04L47/19—Flow control; Congestion control at layers above the network layer
    • H04L47/193—Flow control; Congestion control at layers above the network layer at the transport layer, e.g. TCP related
    • H—ELECTRICITY
    • H04—ELECTRIC COMMUNICATION TECHNIQUE
    • H04L—TRANSMISSION OF DIGITAL INFORMATION, e.g. TELEGRAPHIC COMMUNICATION
    • H04L47/00—Traffic control in data switching networks
    • H04L47/10—Flow control; Congestion control
    • H04L47/28—Flow control; Congestion control in relation to timing considerations
    • H04L47/283—Flow control; Congestion control in relation to timing considerations in response to processing delays, e.g. caused by jitter or round trip time [RTT]

Landscapes

  • Engineering & Computer Science (AREA)
  • Computer Networks & Wireless Communication (AREA)
  • Signal Processing (AREA)
  • Data Exchanges In Wide-Area Networks (AREA)

Abstract

본 발명은 고정대역 서비스를 사용할 수 있는 네트워크에서 혼잡 윈도우를 제한하여 TCP 성능과 특성을 개선하는 방법에 관한 것이다.
본 발명에 따른 혼잡 윈도우 제한에 의한 TCP 성능 개선 방법은 네트워크 연결이 설정될 때, 고정 대역 서비스인지를 검사하는 제1 단계; 상기 제1 단계의 검사 결과 고정 대역 서비스일 경우, 최소 왕복 지연을 산출하는 제2 단계; 상기 산출된 최소 왕복 지연으로 최적 혼잡 윈도우를 산출하는 제3 단계; 및 상기 산출된 최적 혼잡 윈도우를 TCP 혼잡 윈도우 제어에 적용하는 제4 단계를 포함하는 것을 특징으로 한다.
TCP, 혼잡 제어, 혼잡 회피, 고정 대역, 최적 혼잡 윈도우, 최대 혼잡 윈도우

Description

혼잡 윈도우 제한에 의한 ＴＣＰ 성능 개선 방법{METHOD FOR IMPROVING TCP PERFORMANCE BY CONGESTION WINDOW LIMIT}
도 1은 본 발명에 따른 최대 혼잡 윈도우 설정 절차를 나타낸 흐름도.
도 2는 본 발명의 실시 예에 따른 최적 혼잡 윈도우를 TCP 혼잡 윈도우 제어를 위해 사용하는 절차를 나타낸 흐름도.
도 3은 본 발명의 실시 예에 따른 패킷 쌍 간격을 이용한 대역 측정 방법의 개념을 나타낸 도면.
도 4는 본 발명의 실시 예에 따른 최소 왕복 지연을 산출하는 절차를 나타낸 흐름도.
도 5는 본 발명의 실시 예에 따른 최적 혼잡 윈도우를 산출하는 절차를 나타낸 도면.
도 6은 본 발명의 실시 예에 따른 가용 대역이 증가하는 경우를 위한 최적 혼잡 윈도우 갱신 절차를 나타낸 도면.
본 발명은 인터넷 프로토콜 네트워크에서의 TCP 혼잡 윈도우 제어 방법에 관한 것으로, 더욱 상세하게는 고정 대역 서비스를 사용하는 인터넷 프로토콜 네트워크에서 TCP 특유의 구조적인 손실을 방지하여 버퍼의 크기와 무관하게 최적의 성능을 나타내고, 멀티미디어와 같이 안정적인 서비스율이 필요한 서비스에도 사용이 가능하도록 하는 인터넷 프로토콜 네트워크에서의 TCP 혼잡 윈도우 제어 방법에 관한 것이다.
현재의 일반적인 TCP(Transmisson Control Protocol)는 '슬로우 스타트(Slow Start)', '혼잡 회피(Congestion Avoidance)', '빠른 재전송(Fast Retransmit)' 및 '빠른 복구 알고리즘(Fast Recovery Algorithms)'의 메커니즘으로 구성된다.
먼저, 상기 'Slow Start'를 간략히 설명하면 다음과 같다. 종래의 TCP에서는 송신측에서 수신측이 통보한 윈도우 크기(window size)(receiver 혹은 advertised window)까지 통신망에 여러 세그먼트(segment)를 보내면서 접속(connection)을 시작한다. 이러한 방식은 두 개의 호스트가 동일한 LAN(Local Area Network) 상에서 존재할 때는 문제가 없지만 송신측과 수신측 사이에 라우터나 속도가 느린 링크가 존재하면, 문제가 발생할 수 있다.
이러한 문제점을 없애주는 알고리즘이 상기 슬로우 스타트이다. 슬로우 스타트는 송신측의 TCP에 혼잡 윈도우(congestion window; cwnd)라고 불리는 또 하나의 윈도우를 사용한다. 한편, 또 다른 통신망의 호스트와 새로운 연결이 성립되면 상기 혼잡 윈도우(cwnd)는 1 세그먼트(segment)로 초기화된다. 즉, 상대편에 의해 알 려진 세그먼트 크기로 설정하거나 또는 디폴트 값의 세그먼트 크기인 536 바이트 또는 512 바이트로 설정한다. 그런 다음, ACK 메시지가 도착하는 매 시각마다, 상기 혼잡 윈도우를 1 세그먼트씩 증가시키게 된다. 이때, 송신측에서는 상기 혼잡 윈도우와 추천 윈도우(advertised window)의 최소값으로 전송한다.
상기 혼잡 윈도우는 송신측에서 담당하는 흐름 제어(flow control)이고, 반면에 추천 윈도우(advertised window)는 수신측에서 담당하는 흐름 제어이다. 전자는 송신측에서 인식된 통신망 체증을 판단하는 것에 기반을 두며, 후자는 현재 설정된 접속(connection)을 위한 수신측의 사용 가능한 버퍼의 여유 공간에 관련된 것이다.
한편, 송신측은 하나의 세그먼트를 전송하고 해당 세그먼트에 대한 ACK 신호를 기다림으로써 시작한다. 상기 ACK를 받았을 때, 혼잡 윈도우는 1에서 2로 증가한다. 그리고 2개의 세그먼트가 전송될 수 있다. 그런 다음, 다시 이러한 2개의 세그먼트에 대한 ACK가 왔을 때, 상기 혼잡 윈도우는 4로 증가한다. 이는 정확히는 아니지만 윈도우 크기가 지수적으로 증가함을 보여준다. 인터넷의 용량이 어느 정도 한계에 다다르면, 중간 라우터는 패킷을 폐기하기 시작하게 되며, 이러한 상황이 발생하면 상기 혼잡 윈도우가 너무 크다는 사실을 통보해주게 된다.
다음으로, 혼잡 회피에 대해 간략히 설명한다. 상기 혼잡은 데이터가 큰 파이프(fast LAN)를 통해서 도착할 때와 작은 파이프(slower WAN)로 보낼 때 발생할 수 있다. 또한, 상기 혼잡은 입력 부분의 용량의 합보다 출력 부분의 용량이 더 작은 라우터로 다중의 입력 트래픽이 들어올 때 발생할 수 있다. 상기 혼잡 회피 (Congestion Avoidance; CA)는 손실되는 패킷을 다루는 방법이다.
상기 혼잡 회피 알고리즘은 물리적 손상에 의한 패킷 손실이 매우 적음(1 % 보다 훨씬 작은)을 가정하고 있다. 따라서, 패킷의 손실은 네트워크 상에 출발지와 목적지 사이 어디에선가 혼잡이 발생했다는 것을 알려주는 신호라고 할 수 있다. 한편, 상기 패킷 손실이 발생한 것을 알 수 있는 두 가지 표시가 있는데 첫 번째는 타임 아웃(time out) 의 발생이고 두 번째는 중복 ACK(duplicate ACK) 신호를 수신하는 것이다.
상술한 혼잡 회피와 슬로우 스타트는 다른 목적을 갖는 독립적인 알고리즘이다. 그러나 상기 혼잡이 발생했을 때, TCP는 네트워크로의 패킷 전송률을 낮추고 다시 슬로우 스타트를 시작하도록 한다. 즉, 실제로는 상술한 두 알고리즘이 함께 실행되는 것이다. 상기 혼잡 회피와 슬로우 스타트는 각 접속(connection) 마다 두 개의 변수를 계속 유지해야 한다. 첫 번째는 체증 윈도우의 크기인 'cwnd'이고, 두 번째는 슬로우 스타트의 경계값인 'ssthresh'이다.
한편, 종래의 TCP는 가용한 대역을 확보하기 위해 패킷이 손실될 때까지 상술한 혼잡 윈도우를 증가시키며 가용한 대역을 확보한다. 이때, 만약 손실이 발생하면 상기 혼잡 윈도우를 반으로 줄이고 다시 선형적인 증가로 대역을 확보한다. 이러한 특성으로 상기 혼잡 윈도우는 톱니 파형의 특성을 나타낸다. 이러한 톱니 파형의 특성으로 상기 혼잡 윈도우 알고리즘에서는 대역과 지연의 곱으로 표현되는 최적의 버퍼가 제공되는 경우에만 최적의 성능이 가능하다. 그러나, 연결이 이루어지는 경우에 따라 상기 지연 특성이 다르므로 물리적인 버퍼 크기를 적절하게 조절 하는 것은 매우 어렵다.
또한, 안정적인 전달 특성이 필요한 멀티미디어 서비스에는 상기 종래의 혼잡 윈도우에 의한 방법을 적용하기 어렵다. 그럼에도 불구하고, 상기 TCP는 단대단의 신뢰성 있는 전달 기능을 제공하는 유일한 전달 계층 프로토콜로서 기존의 인터넷 프로토콜 네트워크 서비스의 대부분이 최선형 네트워크를 대상으로 하므로 널리 사용되고 있다.
한편, 최근에는 스위치 기반의 이더넷, 주문형 대역(BoD; Bandwidth on Demand)서비스, Network GRID 등 다양한 형태의 대역이 보장되는 서비스가 확대되고 있다. 그러나, 종래의 TCP는 상술한 바와 같이 대역이 보장되어도 구조적으로 반복되는 손실과정에 의한 톱니 파형 특성을 지니게 된다. 따라서 대역이 보장되는 네트워크에서는 별도의 제어 방법을 사용하여 전통적인 혼잡 제어 방법을 무력화시키는 방법을 사용하기도 한다. 그러나 상기 방법은 별도의 제어 방법이 추가되어야 하며, 제어를 위한 별도의 채널이 필요하다는 단점이 있다. 또한, 상기 방법은 기존의 응용프로그램을 수정하지 않고 사용하기가 어렵다는 문제점이 있다.
따라서, 사용자가 변화를 느끼지 않고, 대역 보장 여부와 무관하게 스스로 상황을 판단하여 자동으로 적용될 수 있는 대역 보장 서비스에서의 혼잡 제어 방안이 필요하다.
상기와 같은 문제점을 해소하기 위한 본 발명의 목적은 대역이 보장되는 상 황에서, 가용 대역 예측 기법을 사용하여 최적의 혼잡 윈도우를 결정함으로써 효율적인 서비스와 멀티미디어 등 안정적인 서비스가 가능하도록 하는 혼잡 윈도우 제어 방법을 제공함에 있다.
또한, 본 발명의 다른 목적은, 혼잡 윈도우의 크기를 패킷 축적이 발생하지 않는 최대로 유지하고, 가용 대역 확인을 위한 불필요한 손실을 방지하여, 버퍼 크기와 무관하게 최적의 성능과 안정된 특성을 나타내도록 함으로써, 효율적인 서비스와 멀티미디어 등 안정적인 서비스가 가능하도록 하는 혼잡 윈도우 제어 방법을 제공함에 있다.
상기 목적을 달성하기 위한 본 발명에 따른 혼잡 윈도우 제한에 의한 TCP 성능 개선 방법은, 네트워크 연결이 설정될 때, 고정 대역 서비스인지를 검사하는 제1 단계; 상기 제1 단계의 검사 결과 고정 대역 서비스일 경우, 가용 대역 예측 방법을 사용하여 최대 혼잡 윈도우를 설정하는 제2 단계; 및 상기 산출된 최대 혼잡 윈도우를 TCP 혼잡 윈도우 제어에 적용하는 제3 단계를 포함하는 것을 특징으로 한다.
또한, 상기 목적을 달성하기 위한 본 발명에 따른 혼잡 윈도우 제한에 의한 TCP 성능 개선 방법은, 네트워크 연결이 설정될 때, 고정 대역 서비스인지를 검사 하는 제1 단계; 상기 제1 단계의 검사 결과 고정 대역 서비스일 경우, 최소 왕복 지연을 산출하는 제2 단계; 상기 산출된 최소 왕복 지연으로 최적 혼잡 윈도우를 산출하는 제3 단계; 및 상기 산출된 최적 혼잡 윈도우를 TCP 혼잡 윈도우 제어에 적용하는 제4 단계를 포함하는 것을 특징으로 한다.
또한, 상기 목적을 달성하기 위한 본 발명에 따른 혼잡 윈도우 제한에 의한 TCP 성능 개선 방법은, 네트워크 연결이 설정될 때, 고정 대역 서비스인지를 검사하는 제1 단계; 상기 제1 단계의 검사 결과 고정 대역 서비스일 경우, 가용 대역 예측 방법을 사용하여 최대 혼잡 윈도우를 설정하는 제2 단계; 상기 산출된 최대 혼잡 윈도우를 TCP 혼잡 윈도우 제어에 적용하는 제3 단계; 최소 왕복 지연을 산출하는 제4 단계; 상기 산출된 최소 왕복 지연으로 최적 혼잡 윈도우를 산출하는 제5 단계; 및 상기 산출된 최적 혼잡 윈도우를 TCP 혼잡 윈도우 제어에 적용하는 제6 단계를 포함하는 것을 특징으로 한다.
본 발명에 따른 가용 대역 예측 방법을 적용한 TCP 혼잡 윈도우 제어 방법은, TCP 변수를 이용하여 최적 혼잡 윈도우를 결정함에 있어, 연결 설정 초기에는 신속히 적용하기 위해 정확도가 다소 떨어지나 신속한 결정이 가능한 패킷 쌍 간격을 이용한 대역 예측 방법을 사용하게 된다. 그런 다음, 최소 왕복 지연을 산출하고, 상기 산출된 최소 왕복 지연을 이용하여 최적 혼잡 윈도우를 산출하여 TCP 혼잡 윈도우 제어를 위해 사용하게 된다. 만약, 상기 최적 혼잡 윈도우를 적용하는 중 가용 대역이 증가하는 경우에는 추가 대역을 확보하기 위하여 상기 최적 혼잡 윈도우를 조정하는 절차를 수행하게 된다.
한편, 일반적으로 TCP의 데이터 송신량은 혼잡 윈도우로 결정된다. 따라서, 가용한 대역을 알 수 없으므로 손실이 발생할 때까지 혼잡 윈도우를 증가시킨다. 그리고 손실이 발생하면 혼잡에 의한 손실로 판단하여 상기 혼잡 윈도우를 반으로 줄이게 된다. 이와 같은 상황의 반복으로 송신되는 데이터의 양을 결정하는 혼잡 윈도우가 톱니 파형 모양의 특성을 나타내기 때문에 상술한 바와 같이 안정적인 특성이 필요한 멀티미디어 등의 서비스에는 사용하기 어렵다.
그리드 네트워크, 주문형 대역 서비스(BoD : Bandwidth on Demand) 등 대역이 보장되는 서비스와 스위치기반의 점대점 이더넷 통신 등과 같이 경우에 따라 제한적으로 대역이 보장되는 네트워크가 증가하고 있는 상황이다. 그러나 네트워크가 고정된 대역을 보장하여도 TCP의 특성은 변화하지 않는다. 후술하는 본 발명은 이와 같이 고정된 대역 여부와 무관하게 항상 적용이 가능하며, 고정된 대역의 특성이 나타나면 자동으로 본 발명에 따른 안정적인 특성의 혼잡 윈도우 제어 방법으로 동작하게 된다.
이하 본 발명의 바람직한 실시 예의 상세한 설명이 첨부된 도면들을 참조하여 설명될 것이다. 도면들 중 참조번호 및 동일한 구성요소들에 대해서는 비록 다른 도면상에 표시되더라도 가능한 한 동일한 참조번호들 및 부호들로 나타내고 있음에 유의해야 한다. 하기에서 본 발명을 설명함에 있어, 관련된 공지 기능 또는 구성에 대한 구체적인 설명이 본 발명의 요지를 불필요하게 흐릴 수 있다고 판단되는 경우에는 그 상세한 설명을 생략할 것이다.
도 1은 본 발명에 따른 최대 혼잡 윈도우 설정 절차를 나타낸 흐름도이다.
도 1을 참조하면, 본 발명에 따른 최대 혼잡 윈도우 설정 방법은 먼저, 네트워크 연결이 설정(단계 101)되면, 고정 대역 서비스인지를 검사(단계 102)하게 된다. 고정 대역 서비스가 아닐 경우에는 일반적인 혼잡 윈도우 설정 방법에 따라 상기 혼잡 윈도우를 설정하여 데이터를 전송하게 된다. 반면, 고정 대역 서비스일 경우, 본 발명에 따라 상기 고정 대역 서비스에서의 효과적이고 안정된 서비스를 위하여 다음과 같은 혼잡 윈도우 설정 절차를 진행하게 된다.
먼저, 가용 대역 예측 방법을 사용하여 우선적으로 신속한 최대 혼잡 윈도우를 설정(단계 103)하게 된다. 그런 다음, 최소 왕복 지연을 산출(단계 104)하고, 상기 산출된 최소 왕복 지연 값을 이용하여 효과적인 최적의 혼잡 윈도우를 산출(단계 105)하게 된다. 한편, 상기 산출된 최적의 혼잡 윈도우는 TCP 혼잡 윈도우 제어에 적용(단계 106)된다.
만약, 상기와 같은 혼잡 윈도우 적용 중 가용 대역이 증가하는 경우(단계 107)에는, 추가 대역 확보에 의한 최대 혼잡 윈도우를 갱신(단계 108)하는 절차를 진행하게 된다.
이하, 도 2를 참조하여 상기 도 1을 본 발명의 실시 예에 따라 구현한 예로 서 상세히 설명하며, 도 2 내지 도 6을 참조하여 각 단계에 대한 세부 구현 예를 설명하기로 한다.
도 2는 본 발명의 실시 예에 따른 최적 혼잡 윈도우를 TCP 혼잡 윈도우 제어를 위해 사용하는 절차를 나타낸 흐름도이다.
도 2를 참조하면, 단대단 가용한 최대 혼잡 윈도우를 이용하여 혼잡 윈도우를 제한하는 최대 크기를 결정하는 방법을 수행하게 된다. 상기 최대 혼잡 윈도우(cwnd_cwl)가 가용함을 나타내는 'cwndAvail' 신호가 '1'일 경우에는, 본 발명의 실시 예에 따라 산출된 최대 혼잡 윈도우 값(cwnd_cwl)에 의해 혼잡 윈도우를 제한하는 최대 크기인 'TCP_cwnd'를 결정하게 된다.
먼저, 네트워크 접속에서 정상적인 ACK 신호가 수신(NormalACK==1)되지 않았을 경우(단계 201)에는 해당 패킷이 드롭된 패킷인지 여부를 검사(Packet Drop==1 & DropOption==1)(단계 208)하게 된다. 상기 검사 결과, 드롭된 패킷일 경우에는 각 해당 변수를 초기화(단계 207)하게 된다. 이때, 초기화되는 변수로는 현재까지의 최소 RTT(Round Trip Time)의 가용함을 나타내는 'BaseRTTavail', 최대 혼잡 윈도우가 가용함을 나타내는 'cwndAvail', 현재까지의 최소 RTT를 나타내는 'BaseRTT' 및 최대 혼잡 윈도우를 나타내는 'cwnd_cwl' 등이 0으로 초기화될 수 있다.
한편, 상기 네트워크 접속에서 정상적인 ACK 신호가 수신(NormalACK==1)되었을 경우(단계 201)에는 현재 혼잡 회피(Congestion Avoidance; CA) 모드인지(CA==1) 여부와 현재 혼잡 윈도우가 2보다 큰지를 검사(단계 202)하게 된다. 상기 조건들을 만족하면, 본 발명의 실시 예에 따라 현재까지의 최소 RTT(BaseRTT)를 결정(단계203)하고, 상기 결정된 현재까지의 최소 RTT에 의해 최대 혼잡 윈도우(cwnd_cwl)를 결정(단계 204)하게 된다.
이때, 만약 최대 혼잡 윈도우가 가용함을 나타내는 'cwndAvail' 값이 1일 경우에는 상기 산출된 최대 혼잡 윈도우를 TCP 혼잡 윈도우 제어에 적용(단계 206)하게 된다. 상기 적용식은 하기 <수학식 1>과 같이 나타낼 수 있다.
Figure 112005072006284-PAT00001
상기 <수학식 1>에서 MSS는 최대 세그먼트 크기(Max Segment Size)를 의미한다.
반면, 상기 최대 혼잡 윈도우가 가용함을 나타내는 'cwndAvail' 값이 1일 경우에는 상기 산출된 최적 혼잡 윈도우를 적용하지 않게 된다.
도 3은 본 발명의 실시 예에 따른 패킷 쌍 간격을 이용한 대역 측정 방법의 개념을 나타낸 도면이다.
도 3을 참조하면, 패킷 쌍 간격을 이용하여 대역 예측을 수행하게 된다.
먼저, 송신단(301)은 접속부 대역의 크기에 따라 패킷을 전송하게 된다. 만약, 상기 접속부 대역의 크기(C1)를 3C라 하면, L 크기의 패킷을 전송하기 위해서는 L/3C의 시간이 필요하다. 상기 패킷이 대역의 크기가 C인 병목 노드(C2)(302)를 통과할 때에는 L/C의 시간이 소요된다. 그런 다음, 상기 패킷이 대역의 크기가 3C로 커진 수신부(C3)(303)에 도착하여도 상기 병목 노드의 간격은 유지된다. 따라서, 이와 같은 원리에 의해 수신되는 패킷 쌍의 간격을 이용하여 병목 노드의 대역을 예측할 수가 있게 된다.
본 발명은 이와 같이 패킷 쌍을 이용한 방법을 TCP 통신에 적용하였다. 한편, 슬로우 스타트(Slow start) 구간에서는 ACK 수신에 대해 2개의 패킷이 송신되므로 상기 패킷 쌍 간격을 측정할 수 있다. 그러나 혼잡 회피(CA) 구간에서는 상기 ACK를 수신하면 한 개의 패킷을 송신하는 TCP의 셀프 클락(self-clocking) 특성에 의해 패킷 쌍 간격 측정이 적절하지 않게 된다. 따라서, 이를 위해 상기 혼잡 회피 구간에서는 매 라운드의 첫 ACK 에 대해 패킷을 2개 송신하는 방법을 사용함으로써 해결할 수 있다.
한편, 연결이 설정된 초기에 신속하게 최대 가용 대역을 예측하고 적용하기 위해서는 상술한 방법을 사용하게 되며, 하기 <수학식 2>와 같이 최소 ACK 수신 간격만을 대표 패킷 쌍의 간격으로 사용하게 된다.
Figure 112005072006284-PAT00002
상기 <수학식 2>에서 'TCP_cwnd'는 혼잡 윈도우를 제한하는 최대 크기이며, 상기 'BaseRTT'와 'min_InterACK_interval'은 각각 현재까지의 최소 RTT와 최소 ACK 수신 간격을 나타낸다.
한편, 이러한 경우 예측한 결과가 실제의 가용 대역의 크기보다 크게 나타날 수 있다. 이때, 오차에 의해 예측한 최대 혼잡 윈도우가 실제 크기보다 작은 경우는 대역 활용 효율에 문제가 발생하나, 예측한 크기가 실제보다 크면 문제가 없다. 반면, 제한하는 혼잡 윈도우의 크기가 과도하게 큰 경우에도 AIMD 특성의 기존 TCP와 동일하게 동작하므로 예측 값의 오류로 인한 부정적인 영향은 발생하지 않는다.
이와 같이, 대역 예측 방법을 사용하여 신속하게 최대 혼잡 윈도우를 산출하고 적용한 후에는 상술한 바와 같이 최소 왕복 지연을 산출함으로써 최적의 혼잡 윈도우를 산출하게 된다. 즉, 이후의 실행 단계들은 상술한 최대 혼잡 윈도우 산출 절차에 비해 긴 시간이 필요한 방법으로서 장시간 유지하는 연결에 대해 적용되어 상기 신속하게 산출된 최대 혼잡 윈도우의 단점을 보완할 수 있게 된다.
이하, 도 4를 참조하여 상술한 도 3에 의한 대역 예측 방법으로서 최대 혼잡 윈도우를 결정한 이후, 최적의 혼잡 윈도우 산출을 위해 최소 왕복 지연을 산출하는 절차를 설명한다.
도 4는 본 발명의 실시 예에 따른 최소 왕복 지연을 산출하는 절차를 나타낸 흐름도이다.
도 4를 참조하면, 본 발명의 실시 예에 따라 최적의 혼잡 윈도우 산출을 위하여 먼저 최소 왕복 지연을 산출하게 된다.
상기 왕복 지연(RTT; Round Trip Time)은 패킷 송신 시각과 ACK 수신 시각을 비교함으로써 산출되는 값으로서 TCP가 기본적으로 관리하는 값이며, 패킷의 전달경로에서 큐잉(Queueing) 발생 여부를 판단할 수 있는 중요한 정보이다. 한편, 상기 패킷 송수신 및 왕복 지연 측정은 기존의 방법과 동일하므로 이하에서는 본 발명에 사용되는 최소 왕복 지연을 산출하는 방법만을 설명하기로 한다.
먼저, ACK를 수신에 의한 새로운 RTT를 현재까지의 최소 RTT를 나타내는 'BaseRTT'와 비교(단계 401)한다. 상기 비교 결과, 만약 새로운 RTT가 'BaseRTT'보다 작다면, 상기 'BaseRTT'는 새로운 RTT로 변경되며, 변경된 시간을 'BaseRTT_Time'으로 기록(단계 402)한다.
반면, 새로운 RTT가 상기 'BaseRTT'보다 크다면 상기 단계 402 과정은 생략된다. 다음으로, 최종 'BaseRTT'가 결정된 이후의 경과된 시간을 확인(단계 403)한다. 상기 확인 결과, 미리 정의된 경과 시간이 지나면(BaseRTT_Time > BaseRTT*α) 현재까지의 최소 RTT가 유효함을 나타내는 'BaseRTTavail'을 1로 설정(단계 404)함으로써 상기 'BaseRTT'가 유효함을 나타내게 된다. 반면, 상기 확인 결과, 미리 정의된 경과 시간이 지나지 않을 경우(BaseRTT_Time ≤ BaseRTT*α) 현재까지의 최소 RTT가 유효함을 나타내는 'BaseRTTavail'을 0으로 설정(단계 405)함으로써 상기 'BaseRTT'가 유효하지 않음을 나타내게 된다.
도 5는 본 발명의 실시 예에 따른 최적 혼잡 윈도우를 산출하는 절차를 나타낸 도면이다.
도 5를 참조하면, 본 발명의 실시 예에 따라 상기 도 4에서 상출한 현재까지의 최소 RTT(BaseRTT)에 의해 최적의 혼잡 윈도우를 산출하게 된다.
먼저, 상기 도 4에서 산출된 'BaseRTT'가 유효함을 나타내는 'BaseRTTavail' 신호가 1일 경우(단계 501)에는 다음과 같은 최적의 혼잡 윈도우 결정 과정을 시작하게 된다. 또한, 상기 RTT가 β로 미리 정해진 'BaseRTT'의 일정 범위 이내에 포함될 때(단계 502), 현재 혼잡 윈도우(cwnd)를 최대 혼잡 윈도우(cwnd_cwl)로 설정하며, 현재 혼잡 윈도우 시간(Cwnd_cwl_time)을 저장(단계 503)하게 된다.
또한, 상기 혼잡 윈도우(cwnd) 중 가장 작은 혼잡 윈도우(cwnd)로서 δ로 지정된 일정기간 이상 유효하게 유지되는 경우(단계 504)에는, 최대 혼잡 윈도우가 가능함을 나타내는 'cwnd_avail' 신호를 1로 설정함으로써 상기 결정된 'cwnd_cwl' 이 가용함을 나타내며, 현재 설정된 혼잡 윈도우 가능한 시간(Cwnd_avail_time)을 저장(단계 505)하게 된다.
반면, 상기 혼잡 윈도우(cwnd) 중 가장 작은 혼잡 윈도우(cwnd)로서 δ로 지정된 일정기간 이상 유효하게 유지되지 않는 경우(단계 504)에는, 상기 최대 혼잡 윈도우가 가능함을 나타내는 'cwnd_avail' 신호를 0으로 설정(단계 506)함으로써 상기 결정된 'cwnd_cwl' 이 가용함을 나타내게 된다.
도 6은 본 발명의 실시 예에 따른 가용 대역이 증가하는 경우를 위한 최적 혼잡 윈도우 갱신 절차를 나타낸 도면이다.
도 6을 참조하면, 상술한 과정을 통해 결정된 최대 혼잡 윈도우는 가용 대역 증가에 따라 갱신될 수 있다.
통상적으로 사용자 간 대역이 결정되면, 고정된 대역의 유지시간이 TCP 연결유지 시간보다 길게 된다. 따라서, 상기 TCP 연결 기간 중 대역 변화를 고려해야할 경우는 흔하지 않다. 그러나 공유 중인 다른 연결이 해제되어 가용 대역이 증가하는 경우는 발생할 수 있다. 따라서, 이와 같이 가용 대역이 증가하는 경우에 대한 고려가 필요하다.
즉, 혼잡 윈도우를 제한하는 최대크기인 'TCP_cwnd'가 결정되면, 상기 혼잡 윈도우가 상기 'TCP_cwnd'보다 항상 작게 유지되어 가용한 대역이 추가되어도 활용할 수 없다. 후술하는 본 발명의 실시 예에 따른 최대 혼잡 윈도우의 갱신 절차는 이와 같은 추가된 가용 대역을 반영하기 위한 방법이다. 한편, 대역 감소의 경우는 대역 공유의 상황으로 인식하게 되므로 기존과 동일한 AIMD로 동작하면 문제가 없게 된다.
한편, 최대 혼잡 윈도우가 가용함을 나타내는 'cwnd_avail' 신호가 1이 아닌 경우(단계 601)에는 상술한 본 발명에 따른 최대 혼잡 윈도우가 동작하지 않기 때문에 일반적인 혼잡 윈도우 적용을 수행하게 된다. 반면, 상기 최대 혼잡 윈도우가 가용함을 나타내는 'cwnd_avail' 신호가 1일 경우(단계 601)에는 다음과 같은 최대 혼잡 윈도우의 갱신 절차를 수행하게 된다.
먼저, RTT가 β로 미리 정해진 'BaseRTT'의 일정 범위 이내에 포함될 때(단계 602)에는, 혼잡 윈도우(cwnd) 카운트인 'Cwl_cnt'를 증가(Cwl_cnt++)(단계 603)시키게 된다. 그런 다음, 상기 혼잡 윈도우 카운트가 최대 혼잡 윈도우 카운트의 한계값(Cwl_cnt_Max)을 초과(단계 604)할 경우에는 최대 혼잡 윈도우의 증가값(Cwl_incr)을 1로 설정하고, 상기 최대 혼잡 윈도우 카운트를 0으로 설정한다.
한편, 상기 단계 602에서 상기 RTT가 β로 미리 정해진 'BaseRTT'의 일정 범위 이내에 포함되지 않을 때(단계 602)에는, 혼잡 윈도우의 증가값(Cwnd_incr)을 확인(단계 606)하게 된다. 상기 확인 결과 상기 혼잡 윈도우의 증가값(Cwnd_incr)이 1로 설정되어 있을 경우에는 상기 최대 혼잡 윈도우의 증가값(Cwl_incr)을 -1로 설정(단계 608)하게 된다. 반면, 상기 혼잡 윈도우의 증가값(Cwnd_incr)을 확인(단계 606)한 결과 상기 혼잡 윈도우의 증가값(Cwnd_incr)이 1로 설정되어 있지 않을 경우에는 상기 최대 혼잡 윈도우의 증가값(Cwl_incr)을 0으로 설정(단계 607)하게 된다.
이와 같이, 상기 각 단계 605, 607 및 608에 의해 혼잡 윈도우의 증가값(Cwnd_incr) 또는 최대 혼잡 윈도우의 증가값(Cwl_incr)이 결정되면, 상기 결정된 값에 의해 최대 혼잡 윈도우(Cwnd_cwl)를 산출(단계 609)하게 된다. 이때, 상기 갱신되는 최대 혼잡 윈도우(Cwnd_cwl)는 하기 <수학식 3>과 같이 산출된다.
Figure 112005072006284-PAT00003
마지막으로, 상기 새롭게 갱신된 최대 혼잡 윈도우를 상술한 <수학식 1>과 같이 TCP 혼잡 윈도우 제어에 적용(단계 610)하게 된다.
즉, 상술한 본 발명의 실시 예에 따르면, 최대 혼잡 윈도우가 가용함을 나타 내는 'cwnd_avail' 신호가 1인 상황에서 특정기간 이상 특정 지연 조건을 만족하는 경우에는 혼잡 윈도우를 1 증가시킴으로써 지연을 확인하게 된다. 이때, 상기 지연이 증가하면 상술한 절차에 의해 증가한 1만큼 감소 후 원래 크기로 복귀하게 된다.
본 발명에 따른 혼잡 윈도우 제한에 의한 TCP 성능 개선 방법은 컴퓨터로 읽을 수 있는 기록매체에 컴퓨터가 읽을 수 있는 코드로서 구현할 수 있다. 컴퓨터가 읽을 수 있는 기록매체는 컴퓨터 시스템에 의하여 읽혀질 수 있는 데이터가 저장되는 모든 종류의 기록장치를 포함한다. 컴퓨터가 읽을 수 있는 기록매체의 예로는 ROM, RAM, CD-ROM, 자기 테이프, 플로피 디스크, 광데이터 저장장치 등이 있으며, 또한 인터넷을 통한 전송과 같이 캐리어 웨이브의 형태로 구현되는 것도 포함한다. 또한 컴퓨터가 읽을 수 있는 기록매체는 네트워크로 연결된 컴퓨터 시스템에 분산되어, 분산방식으로 컴퓨터가 읽을 수 있는 코드가 저장되고 실행될 수도 있다.
한편, 본 발명의 상세한 설명에서는 구체적인 실시 예에 관해 설명하였으나, 본 발명의 범위에서 벗어나지 않는 한도 내에서 여러 가지로 변형할 수 있음은 물론이다. 그러므로 본 발명의 범위는 설명된 실시 예에 국한되어 정해져서는 안되며, 후술하는 특허청구범위뿐만 아니라 이 특허청구범위와 균등한 것들에 의해 정해져야 한다.
상술한 바와 같이 본 발명에 따르면, GRID 네트워크 등 TCP 특유의 혼잡 제 어가 필요 없는 네트워크와 스위치 기반의 대역 보장 서비스를 사용할 수 있는 네트워크 등에 최대 혼잡 윈도우 제어 방법이 적용되어 버퍼 크기와 무관한 대역 활용 효율을 제공하고, 안정적인 전달 특성을 제공함으로써 고품질 멀티미디어 서비스에 적용할 수 있는 이점이 있다.
또한, 본 발명을 적용하여도 기존의 최선형 네트워크 서비스와 공평성을 유지하며 동일한 특성의 서비스에 제공되고, 네트워크 경로가 고정대역 특성이 나타나는 경우에만 자동으로 동작하므로 적용에 대한 제한이 없으며, TCP 고유의 변수를 최대한 활용하고, 송신단의 수정만으로 적용이 가능하여 구현과 적용이 용이하다는 이점이 있다.

Claims (23)

  1. 네트워크 연결이 설정될 때, 고정 대역 서비스인지를 검사하는 제1 단계;
    상기 제1 단계의 검사 결과 고정 대역 서비스일 경우, 가용 대역 예측 방법을 사용하여 최대 혼잡 윈도우를 설정하는 제2 단계; 및
    상기 산출된 최대 혼잡 윈도우를 TCP 혼잡 윈도우 제어에 적용하는 제3 단계를 포함하는 것을 특징으로 하는 혼잡 윈도우 제한에 의한 TCP 성능 개선 방법.
  2. 제1항에 있어서, 상기 가용 대역 예측 방법은 패킷 쌍 간격을 이용하여 하기 수학식에 의해 적용되는 것을 특징으로 하는 혼잡 윈도우 제한에 의한 TCP 성능 개선 방법.
    Figure 112005072006284-PAT00004
    상기에서 'TCP_cwnd'는 혼잡 윈도우를 제한하는 최대 크기이며, 상기 'BaseRTT'와 'min_InterACK_interval'은 각각 현재까지의 최소 RTT와 최소 ACK 수신 간격을 나타냄.
  3. 제1항에 있어서, 상기 제3 단계의 산출된 최대 혼잡 윈도우를 TCP 혼잡 윈도우 제어에 적용하는 방법은 하기 수학식에 의해 적용되는 것을 특징으로 하는 혼잡 윈도우 제한에 의한 TCP 성능 개선 방법.
    Figure 112005072006284-PAT00005
    상기에서 'TCP_cwnd'는 혼잡 윈도우를 제한하는 최대 크기를 의미하며, 상기 'cwnd_cwl'은 최대 혼잡 윈도우를 의미하며, 상기 MSS는 최대 세그먼트 크기(Max Segment Size)를 의미함.
  4. 네트워크 연결이 설정될 때, 고정 대역 서비스인지를 검사하는 제1 단계;
    상기 제1 단계의 검사 결과 고정 대역 서비스일 경우, 최소 왕복 지연을 산출하는 제2 단계;
    상기 산출된 최소 왕복 지연으로 최적 혼잡 윈도우를 산출하는 제3 단계; 및
    상기 산출된 최적 혼잡 윈도우를 TCP 혼잡 윈도우 제어에 적용하는 제4 단계를 포함하는 것을 특징으로 하는 혼잡 윈도우 제한에 의한 TCP 성능 개선 방법.
  5. 제4항에 있어서, 상기 제4 단계의 산출된 최적의 혼잡 윈도우를 TCP 혼잡 윈도우 제어에 적용하는 방법은 하기 수학식에 의해 적용되는 것을 특징으로 하는 혼잡 윈도우 제한에 의한 TCP 성능 개선 방법.
    Figure 112005072006284-PAT00006
    상기에서 'TCP_cwnd'는 혼잡 윈도우를 제한하는 최대 크기를 의미하며, 상기 'cwnd_cwl'은 최대 혼잡 윈도우를 의미하며, 상기 MSS는 최대 세그먼트 크기(Max Segment Size)를 의미함.
  6. 제4항에 있어서, 상기 제2 단계는,
    ACK를 수신에 의한 새로운 왕복 지연 시간을 현재까지의 최소 왕복 지연 시간과 비교하는 단계;
    상기 비교 결과, 만약 새로운 왕복 지연 시간이 상기 현재까지의 최소 왕복 지연 시간보다 작을 경우, 상기 현재까지의 최소 왕복 지연 시간을 새로운 왕복 지연 시간으로 변경하는 단계; 및
    최종적으로 상기 현재까지의 최소 왕복 지연 시간이 결정된 이후의 경과된 시간이 기설정된 경과 시간을 지날 경우, 현재까지의 최소 왕복 지연 시간이 유효함을 설정하는 단계를 포함하는 것을 특징으로 하는 혼잡 윈도우 제한에 의한 TCP 성능 개선 방법.
  7. 제6항에 있어서, 상기 방법은,
    상기 최종적으로 상기 현재까지의 최소 왕복 지연 시간이 결정된 이후의 경과된 시간이 기설정된 경과 시간을 지나지 않을 경우, 현재까지의 최소 왕복 지연 시간이 유효하지 않음을 설정하는 단계를 포함하는 것을 특징으로 하는 혼잡 윈도우 제한에 의한 TCP 성능 개선 방법.
  8. 제4항에 있어서, 상기 제3 단계는,
    상기 왕복 지연시간이 기정해진 현재까지의 최소 왕복 시간의 일정 범위 이내에 포함되는 지를 판단하는 단계; 및
    상기 판단 결과, 포함될 경우 현재 혼잡 윈도우를 최대 혼잡 윈도우로 설정하는 단계를 포함하는 것을 특징으로 하는 혼잡 윈도우 제한에 의한 TCP 성능 개선 방법.
  9. 제8항에 있어서, 상기 단계 이후에,
    상기 혼잡 윈도우 중 가장 작은 혼잡 윈도우로서 기설정된 일정기간 이상 유효하게 유지되는 경우, 상기 최대 혼잡 윈도우가 가능한 것으로 설정하는 것을 특징으로 하는 혼잡 윈도우 제한에 의한 TCP 성능 개선 방법.
  10. 제8항에 있어서, 상기 단계 이전에,
    상기 왕복 지연시간이 기정해진 현재까지의 최소 왕복 시간의 일정 범위 이내에 포함되는 지를 판단하는 단계를 더 포함하는 것을 특징으로 하는 혼잡 윈도우 제한에 의한 TCP 성능 개선 방법.
  11. 제4항에 있어서, 상기 제4 단계 이후에,
    상기 혼잡 윈도우 적용 중 가용 대역이 증가하는 경우, 추가 대역 확보에 의한 최대 혼잡 윈도우를 갱신하는 제5 단계를 더 포함하는 것을 특징으로 하는 혼잡 윈도우 제한에 의한 TCP 성능 개선 방법.
  12. 제11항에 있어서, 상기 제5 단계는,
    최대 혼잡 윈도우가 가용함을 나타내는 상황에서 기설정된 기간 이상 특정 지연 조건을 만족하는 경우에는 혼잡 윈도우를 증가시킴으로써 지연을 확인하는 것을 특징으로 하는 혼잡 윈도우 제한에 의한 TCP 성능 개선 방법.
  13. 네트워크 연결이 설정될 때, 고정 대역 서비스인지를 검사하는 제1 단계;
    상기 제1 단계의 검사 결과 고정 대역 서비스일 경우, 가용 대역 예측 방법을 사용하여 최대 혼잡 윈도우를 설정하는 제2 단계;
    상기 산출된 최대 혼잡 윈도우를 TCP 혼잡 윈도우 제어에 적용하는 제3 단계;
    최소 왕복 지연을 산출하는 제4 단계;
    상기 산출된 최소 왕복 지연으로 최적 혼잡 윈도우를 산출하는 제5 단계; 및
    상기 산출된 최적 혼잡 윈도우를 TCP 혼잡 윈도우 제어에 적용하는 제6 단계를 포함하는 것을 특징으로 하는 혼잡 윈도우 제한에 의한 TCP 성능 개선 방법.
  14. 제13항에 있어서, 상기 가용 대역 예측 방법은 패킷 쌍 간격을 이용하여 하기 수학식에 의해 적용되는 것을 특징으로 하는 혼잡 윈도우 제한에 의한 TCP 성능 개선 방법.
    Figure 112005072006284-PAT00007
    상기에서 'TCP_cwnd'는 혼잡 윈도우를 제한하는 최대 크기이며, 상기 'BaseRTT'와 'min_InterACK_interval'은 각각 현재까지의 최소 RTT와 최소 ACK 수신 간격을 나타냄.
  15. 제13항에 있어서, 상기 제3 단계의 산출된 최대 혼잡 윈도우를 TCP 혼잡 윈도우 제어에 적용하는 방법은 하기 수학식에 의해 적용되는 것을 특징으로 하는 혼잡 윈도우 제한에 의한 TCP 성능 개선 방법.
    Figure 112005072006284-PAT00008
    상기에서 'TCP_cwnd'는 혼잡 윈도우를 제한하는 최대 크기를 의미하며, 상기 'cwnd_cwl'은 최대 혼잡 윈도우를 의미하며, 상기 MSS는 최대 세그먼트 크기(Max Segment Size)를 의미한다.
  16. 제13항에 있어서, 상기 제6 단계의 산출된 최적의 혼잡 윈도우를 TCP 혼잡 윈도우 제어에 적용하는 방법은 하기 수학식에 의해 적용되는 것을 특징으로 하는 혼잡 윈도우 제한에 의한 TCP 성능 개선 방법.
    Figure 112005072006284-PAT00009
    상기에서 'TCP_cwnd'는 혼잡 윈도우를 제한하는 최대 크기를 의미하며, 상기 'cwnd_cwl'은 최대 혼잡 윈도우를 의미하며, 상기 MSS는 최대 세그먼트 크기(Max Segment Size)를 의미함.
  17. 제13항에 있어서, 상기 제4 단계는,
    ACK를 수신에 의한 새로운 왕복 지연 시간을 현재까지의 최소 왕복 지연 시간과 비교하는 단계;
    상기 비교 결과, 만약 새로운 왕복 지연 시간이 상기 현재까지의 최소 왕복 지연 시간보다 작을 경우, 상기 현재까지의 최소 왕복 지연 시간을 새로운 왕복 지연 시간으로 변경하는 단계; 및
    최종적으로 상기 현재까지의 최소 왕복 지연 시간이 결정된 이후의 경과된 시간이 기설정된 경과 시간을 지날 경우, 현재까지의 최소 왕복 지연 시간이 유효함을 설정하는 단계를 포함하는 것을 특징으로 하는 혼잡 윈도우 제한에 의한 TCP 성능 개선 방법.
  18. 제17항에 있어서, 상기 방법은,
    상기 최종적으로 상기 현재까지의 최소 왕복 지연 시간이 결정된 이후의 경과된 시간이 기설정된 경과 시간을 지나지 않을 경우, 현재까지의 최소 왕복 지연 시간이 유효하지 않음을 설정하는 단계를 포함하는 것을 특징으로 하는 혼잡 윈도우 제한에 의한 TCP 성능 개선 방법.
  19. 제13항에 있어서, 상기 제5 단계는,
    상기 왕복 지연시간이 기정해진 현재까지의 최소 왕복 시간의 일정 범위 이내에 포함되는 지를 판단하는 단계; 및
    상기 판단 결과, 포함될 경우 현재 혼잡 윈도우를 최대 혼잡 윈도우로 설정하는 단계를 포함하는 것을 특징으로 하는 혼잡 윈도우 제한에 의한 TCP 성능 개선 방법.
  20. 제19항에 있어서, 상기 단계 이후에,
    상기 혼잡 윈도우 중 가장 작은 혼잡 윈도우로서 기설정된 일정기간 이상 유효하게 유지되는 경우, 상기 최대 혼잡 윈도우가 가능한 것으로 설정하는 것을 특징으로 하는 혼잡 윈도우 제한에 의한 TCP 성능 개선 방법.
  21. 제19항에 있어서, 상기 단계 이전에,
    상기 왕복 지연시간이 기정해진 현재까지의 최소 왕복 시간의 일정 범위 이내에 포함되는 지를 판단하는 단계를 더 포함하는 것을 특징으로 하는 혼잡 윈도우 제한에 의한 TCP 성능 개선 방법.
  22. 제13항에 있어서, 상기 제6 단계 이후에,
    상기 혼잡 윈도우 적용 중 가용 대역이 증가하는 경우, 추가 대역 확보에 의 한 최대 혼잡 윈도우를 갱신하는 제7 단계를 더 포함하는 것을 특징으로 하는 혼잡 윈도우 제한에 의한 TCP 성능 개선 방법.
  23. 제22항에 있어서, 상기 제6 단계는,
    최대 혼잡 윈도우가 가용함을 나타내는 상황에서 기설정된 기간 이상 특정 지연 조건을 만족하는 경우에는 혼잡 윈도우를 증가시킴으로써 지연을 확인하는 것을 특징으로 하는 혼잡 윈도우 제한에 의한 TCP 성능 개선 방법.
KR1020050120434A 2005-12-09 2005-12-09 혼잡 윈도우 제한에 의한 ｔｃｐ 성능 개선 방법 KR100757894B1 (ko)

Priority Applications (1)

Application Number Priority Date Filing Date Title
KR1020050120434A KR100757894B1 (ko) 2005-12-09 2005-12-09 혼잡 윈도우 제한에 의한 ｔｃｐ 성능 개선 방법

Applications Claiming Priority (1)

Application Number Priority Date Filing Date Title
KR1020050120434A KR100757894B1 (ko) 2005-12-09 2005-12-09 혼잡 윈도우 제한에 의한 ｔｃｐ 성능 개선 방법

Publications (2)

Publication Number Publication Date
KR20070060622A true KR20070060622A (ko) 2007-06-13
KR100757894B1 KR100757894B1 (ko) 2007-09-11

Family

ID=38356621

Family Applications (1)

Application Number Title Priority Date Filing Date
KR1020050120434A KR100757894B1 (ko) 2005-12-09 2005-12-09 혼잡 윈도우 제한에 의한 ｔｃｐ 성능 개선 방법

Country Status (1)

Country Link
KR (1) KR100757894B1 (ko)

Cited By (6)

* Cited by examiner, † Cited by third party
Publication number Priority date Publication date Assignee Title
KR100927226B1 (ko) * 2007-11-08 2009-11-19 한국과학기술정보연구원 데이터 고속 전송 단말기 및 그 운용방법 및 프로그램 소스를 기록한 컴퓨터 판독가능 기록매체
US8139480B2 (en) 2008-06-04 2012-03-20 Pantech Co., Ltd. Communication method based on transmission control protocol and mobile communication terminal to perform the method
KR101309869B1 (ko) * 2011-10-31 2013-09-16 순천대학교 산학협력단 이더넷 lpi 모드 전환 방법
CN113454958A (zh) * 2019-02-18 2021-09-28 上海诺基亚贝尔股份有限公司 用于确定tcp拥塞窗口的方法和装置
CN116684359A (zh) * 2023-05-06 2023-09-01 铜仁职业技术学院 一种网络拥塞控制方法、装置及存储介质
US20230308397A1 (en) * 2022-03-25 2023-09-28 Sandvine Corporation System and method for calibration of traffic flow acceleration

Family Cites Families (1)

* Cited by examiner, † Cited by third party
Publication number Priority date Publication date Assignee Title
KR100416981B1 (ko) * 2001-05-03 2004-02-05 삼성전자주식회사 데이터 통신망에서 패킷 데이터 전송방법

Cited By (7)

* Cited by examiner, † Cited by third party
Publication number Priority date Publication date Assignee Title
KR100927226B1 (ko) * 2007-11-08 2009-11-19 한국과학기술정보연구원 데이터 고속 전송 단말기 및 그 운용방법 및 프로그램 소스를 기록한 컴퓨터 판독가능 기록매체
US8139480B2 (en) 2008-06-04 2012-03-20 Pantech Co., Ltd. Communication method based on transmission control protocol and mobile communication terminal to perform the method
KR101309869B1 (ko) * 2011-10-31 2013-09-16 순천대학교 산학협력단 이더넷 lpi 모드 전환 방법
CN113454958A (zh) * 2019-02-18 2021-09-28 上海诺基亚贝尔股份有限公司 用于确定tcp拥塞窗口的方法和装置
US20230308397A1 (en) * 2022-03-25 2023-09-28 Sandvine Corporation System and method for calibration of traffic flow acceleration
CN116684359A (zh) * 2023-05-06 2023-09-01 铜仁职业技术学院 一种网络拥塞控制方法、装置及存储介质
CN116684359B (zh) * 2023-05-06 2024-02-06 铜仁职业技术学院 一种网络拥塞控制方法、装置及存储介质

Also Published As

Publication number Publication date
KR100757894B1 (ko) 2007-09-11

Similar Documents

Publication Publication Date Title
JP4632874B2 (ja) 通信端末
US5901138A (en) Process for improving the efficiency of high performance routing
US7782774B2 (en) TCP optimized single rate policer
US6894974B1 (en) Method, apparatus, media, and signals for controlling packet transmission rate from a packet source
JP4082669B2 (ja) キューバッファ制御方法
JP4738594B2 (ja) データフロー制御方法および装置
US7656800B2 (en) Transmission control protocol (TCP)
US10715442B2 (en) Congestion control
EP1187401A2 (en) Method and systems for alleviating network congestion
JPH03174848A (ja) コンピュータ回路網における遅延ベース混雑回避方法及び装置
KR100757894B1 (ko) 혼잡 윈도우 제한에 의한 ｔｃｐ 성능 개선 방법
US8416694B2 (en) Network feedback method and device
Wang et al. TCP congestion control algorithm for heterogeneous Internet
CN105024940A (zh) 基于链路自适应的异构网络tcp拥塞控制方法
US10986030B2 (en) Congestion control
US11570117B2 (en) Congestion control
CN113141314B (zh) 一种拥塞控制方法及设备
US11115308B2 (en) System and method for congestion control using time difference congestion notification
KR20180010531A (ko) 통신 시스템에서 전송 제어 프로토콜의 전송 버퍼 제어 방법 및 장치
KR100674329B1 (ko) 전송 제어 프로토콜/인터넷 프로토콜 네트웍에서 라우터의폭주 제어방법
KR100772192B1 (ko) 대역과 지연의 곱이 큰 네트워크에서 혼잡 제어 방법 및장치
Leung et al. TCP-Swift: an end-host enhancement scheme for TCP over satellite IP networks
Li et al. Improving TCP performance for asymmetric networks
KR101334990B1 (ko) 전송 제어 프로토콜의 혼잡 윈도우 제어 방법
KR100603570B1 (ko) 네트워크 혼잡 제어 장치 및 방법

Legal Events

Date Code Title Description
A201 Request for examination
E902 Notification of reason for refusal
E701 Decision to grant or registration of patent right
GRNT Written decision to grant
FPAY Annual fee payment

Payment date: 20100901

Year of fee payment: 4

LAPS Lapse due to unpaid annual fee