JP2003078560A - トランスポートレイヤプロトコルにおけるフロー制御方式 - Google Patents
トランスポートレイヤプロトコルにおけるフロー制御方式Info
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- JP2003078560A JP2003078560A JP2001268183A JP2001268183A JP2003078560A JP 2003078560 A JP2003078560 A JP 2003078560A JP 2001268183 A JP2001268183 A JP 2001268183A JP 2001268183 A JP2001268183 A JP 2001268183A JP 2003078560 A JP2003078560 A JP 2003078560A
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Abstract
(57)【要約】
【課題】 端末ごとに帯域を割り当てるリンクでの帯域
割当情報をトランスポートレイヤプロトコルのフロー制
御に反映させることにより、輻輳状態の発生を抑えスル
ープットを向上させることができるトランスポートレイ
ヤプロトコルにおけるフロー制御方式を提供する。 【解決手段】 有線通信手段３０１と無線通信手段３０
２と通信制御手段３０３と帯域割当手段３０４と割当帯
域識別手段３０５とＲＴＴ計測手段３０６とウィンドウ
書換手段３０７とを備え、そのウィンドウ書換手段３０
７はデータ受信ホスト２０２からのＡＣＫパケットのウ
ィンドウフィールドに書き込まれたウィンドウサイズを
書き換える機能を有し、データリンクレイヤで端末ごと
に割り当てられた帯域割当情報に基づいて、前記ウィン
ドウサイズを書き換える。
割当情報をトランスポートレイヤプロトコルのフロー制
御に反映させることにより、輻輳状態の発生を抑えスル
ープットを向上させることができるトランスポートレイ
ヤプロトコルにおけるフロー制御方式を提供する。 【解決手段】 有線通信手段３０１と無線通信手段３０
２と通信制御手段３０３と帯域割当手段３０４と割当帯
域識別手段３０５とＲＴＴ計測手段３０６とウィンドウ
書換手段３０７とを備え、そのウィンドウ書換手段３０
７はデータ受信ホスト２０２からのＡＣＫパケットのウ
ィンドウフィールドに書き込まれたウィンドウサイズを
書き換える機能を有し、データリンクレイヤで端末ごと
に割り当てられた帯域割当情報に基づいて、前記ウィン
ドウサイズを書き換える。
Description
【０００１】
【発明の属する技術分野】本発明は、ウィンドウサイズ
を用いてフロー制御を行うトランスポートレイヤプロト
コルに係り、特にデータリンクレイヤの帯域が端末（ホ
スト）ごとに割り当てられる帯域占有型リンクのような
経路を含む通信路でデータの送受信を行う場合に、帯域
割当情報をフロー制御に反映することにより、その経路
（リンク）で割り当てられた帯域を有効利用するトラン
スポートレイヤプロトコルにおけるフロー制御方式に関
するものである。
を用いてフロー制御を行うトランスポートレイヤプロト
コルに係り、特にデータリンクレイヤの帯域が端末（ホ
スト）ごとに割り当てられる帯域占有型リンクのような
経路を含む通信路でデータの送受信を行う場合に、帯域
割当情報をフロー制御に反映することにより、その経路
（リンク）で割り当てられた帯域を有効利用するトラン
スポートレイヤプロトコルにおけるフロー制御方式に関
するものである。
【０００２】
【従来の技術】従来、ユーザのインターネットへのアク
セス環境として、固定電話回線網あるいはセルラーネッ
トワークなどの移動体通信網でのＰＰＰ（Ｐｏｉｎｔ−
ｔｏＰｏｉｎｔ Ｐｒｏｔｏｃｏｌ）を利用したダイア
ルアップ接続が一般的である。これらのアクセス環境で
は、端末（ホスト）ごとに帯域を割り当てる方式を用い
ている。
セス環境として、固定電話回線網あるいはセルラーネッ
トワークなどの移動体通信網でのＰＰＰ（Ｐｏｉｎｔ−
ｔｏＰｏｉｎｔ Ｐｒｏｔｏｃｏｌ）を利用したダイア
ルアップ接続が一般的である。これらのアクセス環境で
は、端末（ホスト）ごとに帯域を割り当てる方式を用い
ている。
【０００３】一方、インターネットにおける一般的なト
ランスポートレイヤプロトコルとして、ＴＣＰ（Ｔｒａ
ｎｓｍｉｓｓｉｏｎ Ｃｏｎｔｒｏｌ Ｐｒｏｔｏｃｏ
ｌ）〔ＲＦＣ２５８１〕が利用されている。このＴＣＰ
では、エンドホスト間でスロースタートや輻輳回避とい
ったスライディングウィンドウに基づくフロー制御を行
い、時々刻々と変化するデータリンクレイヤの帯域を最
大限利用する方式を用いている。
ランスポートレイヤプロトコルとして、ＴＣＰ（Ｔｒａ
ｎｓｍｉｓｓｉｏｎ Ｃｏｎｔｒｏｌ Ｐｒｏｔｏｃｏ
ｌ）〔ＲＦＣ２５８１〕が利用されている。このＴＣＰ
では、エンドホスト間でスロースタートや輻輳回避とい
ったスライディングウィンドウに基づくフロー制御を行
い、時々刻々と変化するデータリンクレイヤの帯域を最
大限利用する方式を用いている。
【０００４】そのＴＣＰにおけるフロー制御は、データ
の受信者と送信者により実現される。データの受信者は
受信ウィンドウによって、送信者は輻輳ウィンドウによ
ってフロー制御を行う。受信ウィンドウのみを用いてフ
ロー制御を行う場合、送信者と受信者の間にルータや低
速な回線があるとパケットロスの原因となる。
の受信者と送信者により実現される。データの受信者は
受信ウィンドウによって、送信者は輻輳ウィンドウによ
ってフロー制御を行う。受信ウィンドウのみを用いてフ
ロー制御を行う場合、送信者と受信者の間にルータや低
速な回線があるとパケットロスの原因となる。
【０００５】輻輳ウィンドウを用いたフロー制御には、
スロースタートと輻輳回避の２つのフェーズがある。
スロースタートと輻輳回避の２つのフェーズがある。
【０００６】スロースタートは、まず輻輳ウィンドウを
１セグメントに初期化し、送信したデータに対する受信
者からのＡＣＫを受け取るたびに、輻輳ウィンドウを１
セグメントずつ増加させる。すなわち、エンドホスト間
の経路でのネットワークの容量の限界に達するまで輻輳
ウィンドウは幾何級数的に増加する。スロースタート
は、送信者と受信者との間で新しいコネクションが確立
されたとき、および送信者が受信者からのＡＣＫのタイ
ムアウトにより輻輳を検知したときに実行される。
１セグメントに初期化し、送信したデータに対する受信
者からのＡＣＫを受け取るたびに、輻輳ウィンドウを１
セグメントずつ増加させる。すなわち、エンドホスト間
の経路でのネットワークの容量の限界に達するまで輻輳
ウィンドウは幾何級数的に増加する。スロースタート
は、送信者と受信者との間で新しいコネクションが確立
されたとき、および送信者が受信者からのＡＣＫのタイ
ムアウトにより輻輳を検知したときに実行される。
【０００７】一方、輻輳回避は、輻輳ウィンドウがｓｓ
ｔｈｒｅｓｈを越えた場合に実行され、送信したデータ
に対する受信者からのＡＣＫが受け取られるたびに、輻
輳ウィンドウを（１／輻輳ウィンドウ）ずつ増加させ
る。ｓｓｔｈｒｅｓｈは、新しいコネクションが確立さ
れたときに６４ＫＢに設定され、タイムアウトあるいは
重複ＡＣＫ（ＤＵＰＡＣＫ）の受信により送信者が輻輳
を検知した場合に、現在の送信ウィンドウサイズの１／
２に設定される。
ｔｈｒｅｓｈを越えた場合に実行され、送信したデータ
に対する受信者からのＡＣＫが受け取られるたびに、輻
輳ウィンドウを（１／輻輳ウィンドウ）ずつ増加させ
る。ｓｓｔｈｒｅｓｈは、新しいコネクションが確立さ
れたときに６４ＫＢに設定され、タイムアウトあるいは
重複ＡＣＫ（ＤＵＰＡＣＫ）の受信により送信者が輻輳
を検知した場合に、現在の送信ウィンドウサイズの１／
２に設定される。
【０００８】輻輳ウィンドウがｓｓｔｈｒｅｓｈと等し
いか小さい場合は、スロースタートが実行され、そうで
なければ輻輳回避が実行される。スロースタートが実行
された場合でも、輻輳ウィンドウがｓｓｔｈｒｅｓｈを
越えると輻輳回避が実行される。
いか小さい場合は、スロースタートが実行され、そうで
なければ輻輳回避が実行される。スロースタートが実行
された場合でも、輻輳ウィンドウがｓｓｔｈｒｅｓｈを
越えると輻輳回避が実行される。
【０００９】
【発明が解決しようとする課題】しかしながら、ＴＣＰ
は、Ｅｔｈｅｒｎｅｔ（登録商標）のような帯域共有型
リンクでの動作を前提としており、フロー制御は基本的
にパケットロスに基づいているため、データリンクレイ
ヤの帯域とは無関係なフロー制御方式となっている。す
なわちＴＣＰは、帯域の利用率が時々刻々と変化する状
況において、常に帯域を最大限利用しようとするアルゴ
リズムを用いている。そのため、エンドホスト間の経路
上に端末ごとに帯域を割り当てるリンクが存在する場
合、送信者がその帯域以上の送信レートでデータを送信
し、輻輳が発生する。輻輳が起こるとパケットロスが発
生する。さらにパケットロスがバースト的に発生した場
合、送信者はタイムアウトを待って再送を行うため、ス
ループットが低下する。
は、Ｅｔｈｅｒｎｅｔ（登録商標）のような帯域共有型
リンクでの動作を前提としており、フロー制御は基本的
にパケットロスに基づいているため、データリンクレイ
ヤの帯域とは無関係なフロー制御方式となっている。す
なわちＴＣＰは、帯域の利用率が時々刻々と変化する状
況において、常に帯域を最大限利用しようとするアルゴ
リズムを用いている。そのため、エンドホスト間の経路
上に端末ごとに帯域を割り当てるリンクが存在する場
合、送信者がその帯域以上の送信レートでデータを送信
し、輻輳が発生する。輻輳が起こるとパケットロスが発
生する。さらにパケットロスがバースト的に発生した場
合、送信者はタイムアウトを待って再送を行うため、ス
ループットが低下する。
【００１０】本発明は、上記状況に鑑みて、端末ごとに
帯域を割り当てるリンクでの帯域割当情報をトランスポ
ートレイヤプロトコルのフロー制御に反映させることに
より、輻輳状態の発生を抑えスループットを向上させる
ことができるトランスポートレイヤプロトコルにおける
フロー制御方式を提供することを目的とする。
帯域を割り当てるリンクでの帯域割当情報をトランスポ
ートレイヤプロトコルのフロー制御に反映させることに
より、輻輳状態の発生を抑えスループットを向上させる
ことができるトランスポートレイヤプロトコルにおける
フロー制御方式を提供することを目的とする。
【００１１】
【課題を解決するための手段】本発明は、上記目的を達
成するために、 〔１〕ウィンドウサイズを用いてフロー制御を行うフロ
ー制御方式において、データリンクレイヤで端末ごとに
割り当てられた帯域割当情報に基づいて、前記ウィンド
ウサイズを書き換えることを特徴とする。
成するために、 〔１〕ウィンドウサイズを用いてフロー制御を行うフロ
ー制御方式において、データリンクレイヤで端末ごとに
割り当てられた帯域割当情報に基づいて、前記ウィンド
ウサイズを書き換えることを特徴とする。
【００１２】〔２〕上記〔１〕記載のトランスポートレ
イヤプロトコルにおけるフロー制御方式において、帯域
を割り当てるノードが、割当帯域識別手段とウィンドウ
書換手段とを具備し、前記ノードが前記帯域割当情報を
利用して前記ウィンドウサイズの書き換えを行うことを
特徴とする。
イヤプロトコルにおけるフロー制御方式において、帯域
を割り当てるノードが、割当帯域識別手段とウィンドウ
書換手段とを具備し、前記ノードが前記帯域割当情報を
利用して前記ウィンドウサイズの書き換えを行うことを
特徴とする。
【００１３】〔３〕上記〔１〕記載のトランスポートレ
イヤプロトコルにおけるフロー制御方式において、帯域
を割り当てるノードが、割当帯域識別手段と前記帯域割
当情報の端末への通知手段を具備し、前記端末が前記割
当帯域識別手段とウィンドウ書換手段を具備し、前記端
末が前記ウィンドウサイズの書き換えを行うことを特徴
とする。
イヤプロトコルにおけるフロー制御方式において、帯域
を割り当てるノードが、割当帯域識別手段と前記帯域割
当情報の端末への通知手段を具備し、前記端末が前記割
当帯域識別手段とウィンドウ書換手段を具備し、前記端
末が前記ウィンドウサイズの書き換えを行うことを特徴
とする。
【００１４】〔４〕上記〔１〕記載のトランスポートレ
イヤプロトコルにおけるフロー制御方式において、前記
ウィンドウサイズの書き換えを、さらに送受信間での往
復遅延時間情報を用いて行うことを特徴とする。
イヤプロトコルにおけるフロー制御方式において、前記
ウィンドウサイズの書き換えを、さらに送受信間での往
復遅延時間情報を用いて行うことを特徴とする。
【００１５】〔５〕上記〔２〕、〔３〕又は〔４〕記載
のトランスポートレイヤプロトコルにおけるフロー制御
方式において、前記往復遅延時間の測定は、帯域を割り
当てるノードがＲＴＴ（Ｒｏｕｎｄ Ｔｒｉｐ Ｔｉｍ
ｅ）計測手段を具備し、前記ノードが行うことを特徴と
する。
のトランスポートレイヤプロトコルにおけるフロー制御
方式において、前記往復遅延時間の測定は、帯域を割り
当てるノードがＲＴＴ（Ｒｏｕｎｄ Ｔｒｉｐ Ｔｉｍ
ｅ）計測手段を具備し、前記ノードが行うことを特徴と
する。
【００１６】〔６〕上記〔３〕又は〔４〕記載のトラン
スポートレイヤプロトコルにおけるフロー制御方式にお
いて、前記往復遅延時間の測定は、前記端末が行うこと
を特徴とする。
スポートレイヤプロトコルにおけるフロー制御方式にお
いて、前記往復遅延時間の測定は、前記端末が行うこと
を特徴とする。
【００１７】〔７〕上記〔１〕記載のトランスポートレ
イヤプロトコルにおけるフロー制御方式において、フロ
ー制御を行うトランスポートレイヤプロトコルは、ＴＣ
Ｐ（Ｔｒａｎｓｍｉｓｓｉｏｎ Ｃｏｎｔｒｏｌ Ｐｒ
ｏｔｏｃｏｌ）であることを特徴とする。
イヤプロトコルにおけるフロー制御方式において、フロ
ー制御を行うトランスポートレイヤプロトコルは、ＴＣ
Ｐ（Ｔｒａｎｓｍｉｓｓｉｏｎ Ｃｏｎｔｒｏｌ Ｐｒ
ｏｔｏｃｏｌ）であることを特徴とする。
【００１８】
【発明の実施の形態】以下、本発明の実施の形態につい
て図を参照しながら詳細に説明する。
て図を参照しながら詳細に説明する。
【００１９】本発明では、ＴＣＰのフロー制御において
受信者のバッファスペースを示す受信ウィンドウサイズ
を、帯域占有型リンクの帯域に比例したウィンドウサイ
ズとすることにより、帯域の有効利用を実現する。
受信者のバッファスペースを示す受信ウィンドウサイズ
を、帯域占有型リンクの帯域に比例したウィンドウサイ
ズとすることにより、帯域の有効利用を実現する。
【００２０】一般に、送信レート（スループット）は以
下の式で表される。
下の式で表される。
【００２１】
送信レート〔ｂｙｔｅ／ｓｅｃ〕
＝送信ウィンドウサイズ〔ｂｙｔｅ〕／ＲＴＴ〔ｓｅｃ〕 …（１）
ＲＴＴ（Ｒｏｕｎｄ Ｔｒｉｐ Ｔｉｍｅ；往復時間）
は、エンドホスト間の通信遅延時間である。送信ウィン
ドウサイズは、輻輳ウィンドウと受信ウィンドウとの最
小値に設定されるため、受信ウィンドウサイズが輻輳ウ
ィンドウサイズよりも小さいとき、送信レートは受信ウ
ィンドウサイズによって制御される。
は、エンドホスト間の通信遅延時間である。送信ウィン
ドウサイズは、輻輳ウィンドウと受信ウィンドウとの最
小値に設定されるため、受信ウィンドウサイズが輻輳ウ
ィンドウサイズよりも小さいとき、送信レートは受信ウ
ィンドウサイズによって制御される。
【００２２】あるコネクションに対して帯域占有型リン
クの帯域が既知であり、かつＲＴＴを見積もることがで
きれば、以下の式にて理想的な送信ウィンドウサイズを
導くことができる。
クの帯域が既知であり、かつＲＴＴを見積もることがで
きれば、以下の式にて理想的な送信ウィンドウサイズを
導くことができる。
【００２３】
理想的な送信ウィンドウサイズ〔ｂｙｔｅ〕＝１／８〔ｂｙｔｅ／ｂｉｔ〕*
帯域〔ｂｉｔ／ｓｅｃ〕* ＲＴＴ〔ｓｅｃ〕 …（２）
受信ウィンドウサイズは、ＴＣＰヘッダ内の１つのフィ
ールドであり、受信者からのすべてのＴＣＰパケットに
書き込まれる。
ールドであり、受信者からのすべてのＴＣＰパケットに
書き込まれる。
【００２４】図１にＴＣＰヘッダのフォーマットを示
す。すなわち、３２ビット（０〜３１）を有し、送信元
ポート１０１と、宛先ポート１０２とからなり、シーケ
ンス番号１０３、ＡＣＴ番号１０４を有し、オフセット
１０５、（予約領域）１０６、制御フィールド１０７、
ウィンドウ１０８、チェックサム１０９、緊急ポインタ
１１０、オプション１１１、（パディング）１１２、デ
ータ１１３を有している。
す。すなわち、３２ビット（０〜３１）を有し、送信元
ポート１０１と、宛先ポート１０２とからなり、シーケ
ンス番号１０３、ＡＣＴ番号１０４を有し、オフセット
１０５、（予約領域）１０６、制御フィールド１０７、
ウィンドウ１０８、チェックサム１０９、緊急ポインタ
１１０、オプション１１１、（パディング）１１２、デ
ータ１１３を有している。
【００２５】まず、本発明の第１実施例について説明す
る。
る。
【００２６】第１実施例は、帯域占有型リンクに接続し
ているルータ（ＢＳ）が、ＴＣＰパケットに書き込まれ
た受信ウィンドウサイズを変更する場合の実施例であ
る。
ているルータ（ＢＳ）が、ＴＣＰパケットに書き込まれ
た受信ウィンドウサイズを変更する場合の実施例であ
る。
【００２７】図２は本発明の第１実施例のシステム全体
を示す機能ブロック図の一例である。
を示す機能ブロック図の一例である。
【００２８】本システムは、データ送信ホスト２０１、
データ受信ホスト２０２、ルータ（ＢＳ）２０３、およ
びそれらを接続する有線リンク、無線リンクで構成され
る。無線リンクは帯域占有型のリンクである。
データ受信ホスト２０２、ルータ（ＢＳ）２０３、およ
びそれらを接続する有線リンク、無線リンクで構成され
る。無線リンクは帯域占有型のリンクである。
【００２９】データ送信ホスト２０１は、有線にてネッ
トワークに接続され、トランスポートレイヤプロトコル
として通常のＴＣＰが実装されたホストである。
トワークに接続され、トランスポートレイヤプロトコル
として通常のＴＣＰが実装されたホストである。
【００３０】データ受信ホスト２０２は、帯域占有型の
無線リンクにてルータ（ＢＳ）２０３に接続され、トラ
ンスポートレイヤプロトコルとして通常のＴＣＰが実装
されたホストである。
無線リンクにてルータ（ＢＳ）２０３に接続され、トラ
ンスポートレイヤプロトコルとして通常のＴＣＰが実装
されたホストである。
【００３１】ルータ（ＢＳ）２０３は、有線部と無線部
をブリッジングする機能を持ち、またデータ受信ホスト
２０２に対して通信に占有できる帯域を割り当て、通信
リンクを確立する機能を持つ。
をブリッジングする機能を持ち、またデータ受信ホスト
２０２に対して通信に占有できる帯域を割り当て、通信
リンクを確立する機能を持つ。
【００３２】データ送信ホスト２０１とデータ受信ホス
ト２０２は有線リンクおよび無線リンクを経由し、ルー
タ（ＢＳ）２０３を介してデータを送受信する。データ
はデータ送信ホスト２０１より送信され、そのデータを
データ受信ホスト２０２が受信すると、そのデータに対
するＡＣＫを送信する。
ト２０２は有線リンクおよび無線リンクを経由し、ルー
タ（ＢＳ）２０３を介してデータを送受信する。データ
はデータ送信ホスト２０１より送信され、そのデータを
データ受信ホスト２０２が受信すると、そのデータに対
するＡＣＫを送信する。
【００３３】図３は、本発明の第１実施例のルータ（Ｂ
Ｓ）２０３の構成を示す機能ブロック図の一例である。
Ｓ）２０３の構成を示す機能ブロック図の一例である。
【００３４】有線通信手段３０１は、有線リンクを介し
データ送信ホスト２０１と通信を行う機能を持つ。
データ送信ホスト２０１と通信を行う機能を持つ。
【００３５】無線通信手段３０２は、無線リンクを介し
データ受信ホスト２０２と通信を行う機能を持つ。
データ受信ホスト２０２と通信を行う機能を持つ。
【００３６】通信制御手段３０３は、有線通信手段３０
１と無線通信手段３０２とを制御する機能を持ち、パケ
ットの分解および組立、パケットの経路制御などの機能
を持つ。
１と無線通信手段３０２とを制御する機能を持ち、パケ
ットの分解および組立、パケットの経路制御などの機能
を持つ。
【００３７】帯域割当手段３０４は、データ受信ホスト
２０２に対し、無線リンクの帯域を割り当てる機能を持
つ。
２０２に対し、無線リンクの帯域を割り当てる機能を持
つ。
【００３８】割当帯域識別手段３０５は、帯域割当手段
３０４により割り当てられた無線リンクの帯域を識別す
る機能を持つ。
３０４により割り当てられた無線リンクの帯域を識別す
る機能を持つ。
【００３９】ＲＴＴ計測手段３０６は、データ送信ホス
ト２０１とデータ受信ホスト２０２との通信遅延時間
（Ｒｏｕｎｄ Ｔｒｉｐ Ｔｉｍｅ）を計測し、その値
を保持する機能を持つ。なお、ＲＴＴの計測はＴＣＰの
コネクション確立時のｔｈｒｅｅ−ｗａｙ ｈａｎｄｓ
ｈａｋｅにおいて、ＳＹＮパケットおよびそのＡＣＫパ
ケットがルータ（ＢＳ）を通過する時刻を測定すること
により算出することも可能である。
ト２０１とデータ受信ホスト２０２との通信遅延時間
（Ｒｏｕｎｄ Ｔｒｉｐ Ｔｉｍｅ）を計測し、その値
を保持する機能を持つ。なお、ＲＴＴの計測はＴＣＰの
コネクション確立時のｔｈｒｅｅ−ｗａｙ ｈａｎｄｓ
ｈａｋｅにおいて、ＳＹＮパケットおよびそのＡＣＫパ
ケットがルータ（ＢＳ）を通過する時刻を測定すること
により算出することも可能である。
【００４０】ウィンドウ書換手段３０７は、データ受信
ホスト２０２からのＡＣＫパケットのウィンドウフィー
ルドに書き込まれたウィンドウサイズを書き換える機能
を持つ。
ホスト２０２からのＡＣＫパケットのウィンドウフィー
ルドに書き込まれたウィンドウサイズを書き換える機能
を持つ。
【００４１】なお、図３には本発明に関連する手段のみ
を示している。また本発明では、有線リンク、および無
線リンクは特に限定しない。
を示している。また本発明では、有線リンク、および無
線リンクは特に限定しない。
【００４２】以下、各部の動作について説明する。
【００４３】図４は、図３のウィンドウ書換手段３０７
の動作を示すフローチャートの一例である。図３のＲＴ
Ｔ計測手段３０６にて、ＲＴＴはＴＣＰのコネクション
確立時のｔｈｒｅｅ−ｗａｙ ｈａｎｄｓｈａｋｅにお
いて、ＳＹＮパケットおよびそのＡＣＫパケットがルー
タ（ＢＳ）を通過する時刻を測定することにより算出さ
れている。
の動作を示すフローチャートの一例である。図３のＲＴ
Ｔ計測手段３０６にて、ＲＴＴはＴＣＰのコネクション
確立時のｔｈｒｅｅ−ｗａｙ ｈａｎｄｓｈａｋｅにお
いて、ＳＹＮパケットおよびそのＡＣＫパケットがルー
タ（ＢＳ）を通過する時刻を測定することにより算出さ
れている。
【００４４】まず、ステップＳ１において、データ受
信ホスト２０２からのＡＣＫパケットを受信する。
信ホスト２０２からのＡＣＫパケットを受信する。
【００４５】次に、ステップＳ２において、図３の割
当帯域識別手段３０５より、データ受信ホスト２０２に
割り当てられた無線リンクの帯域を確認する。
当帯域識別手段３０５より、データ受信ホスト２０２に
割り当てられた無線リンクの帯域を確認する。
【００４６】次に、ステップＳ３において、ＲＴＴお
よび上記ステップＳ２により得られた帯域より、上記式
（２）を用いて理想的なウィンドウサイズを算出する。
よび上記ステップＳ２により得られた帯域より、上記式
（２）を用いて理想的なウィンドウサイズを算出する。
【００４７】次に、ステップＳ４において、ＡＣＫパ
ケットに書き込まれた受信ウィンドウサイズと上記ステ
ップＳ３より得られた理想的なウィンドウサイズを比較
する。
ケットに書き込まれた受信ウィンドウサイズと上記ステ
ップＳ３より得られた理想的なウィンドウサイズを比較
する。
【００４８】次に、受信ウィンドウサイズが上記ステ
ップＳ３より得られた理想的なウィンドウサイズと等し
いか小さい場合、何もせずに後記ステップＳ６において
ＡＣＫパケットを送信する。
ップＳ３より得られた理想的なウィンドウサイズと等し
いか小さい場合、何もせずに後記ステップＳ６において
ＡＣＫパケットを送信する。
【００４９】ステップＳ４において、ＮＯの場合、つ
まり、受信ウィンドウサイズが上記ステップＳ３より得
られた理想的なウィンドウサイズより大きい場合、上記
ステップＳ５において受信ウィンドウサイズを理想的な
ウィンドウサイズに書き換え、このステップＳ６におい
てＡＣＫパケットを送信する。
まり、受信ウィンドウサイズが上記ステップＳ３より得
られた理想的なウィンドウサイズより大きい場合、上記
ステップＳ５において受信ウィンドウサイズを理想的な
ウィンドウサイズに書き換え、このステップＳ６におい
てＡＣＫパケットを送信する。
【００５０】上記したように構成したので、第１実施例
によれば、帯域占有型のリンクでの輻輳の発生を抑える
ことが可能となり、スロースタートや輻輳回避といった
スループットの低下を防ぐことができる。
によれば、帯域占有型のリンクでの輻輳の発生を抑える
ことが可能となり、スロースタートや輻輳回避といった
スループットの低下を防ぐことができる。
【００５１】また、本実施例ではデータ送信ホスト、お
よびデータ受信ホストに実装される現行のＴＣＰに変更
を加える必要はない。
よびデータ受信ホストに実装される現行のＴＣＰに変更
を加える必要はない。
【００５２】さらに、現行のＴＣＰでのフロー制御の性
能を損ねることもない。
能を損ねることもない。
【００５３】次に、本発明の第２実施例について説明す
る。
る。
【００５４】第２実施例は、帯域占有型リンクに接続し
ているルータ（ＢＳ）が、データ受信ホストに対し帯域
割当情報を通知することにより、データ受信ホストにて
ＴＣＰパケットに書き込む受信ウィンドウサイズを変更
する場合の実施例である。
ているルータ（ＢＳ）が、データ受信ホストに対し帯域
割当情報を通知することにより、データ受信ホストにて
ＴＣＰパケットに書き込む受信ウィンドウサイズを変更
する場合の実施例である。
【００５５】第２実施例の構成について、図面を参照し
て説明する。
て説明する。
【００５６】図５は本発明の第２実施例を示すシステム
全体を示す機能ブロック図の一例である。
全体を示す機能ブロック図の一例である。
【００５７】本システムは、データ送信ホスト５０１、
データ受信ホスト５０２、ルータ（ＢＳ）５０３、およ
びそれらを接続する有線リンク、無線リンクで構成され
る。無線リンクは帯域占有型のリンクである。
データ受信ホスト５０２、ルータ（ＢＳ）５０３、およ
びそれらを接続する有線リンク、無線リンクで構成され
る。無線リンクは帯域占有型のリンクである。
【００５８】データ送信ホスト５０１は、有線にてネッ
トワークに接続され、トランスポートレイヤプロトコル
として通常のＴＣＰが実装されたホストである。
トワークに接続され、トランスポートレイヤプロトコル
として通常のＴＣＰが実装されたホストである。
【００５９】データ受信ホスト５０２は、帯域占有型の
無線リンクにてルータ（ＢＳ）５０３に接続し、ルータ
（ＢＳ）５０３により通知される帯域割当情報に基づき
受信ウィンドウを調整して通信を行うホストである。
無線リンクにてルータ（ＢＳ）５０３に接続し、ルータ
（ＢＳ）５０３により通知される帯域割当情報に基づき
受信ウィンドウを調整して通信を行うホストである。
【００６０】ルータ（ＢＳ）５０３は、有線部と無線部
をブリッジングする機能を持ち、またデータ受信ホスト
５０２に対して通信リンクを確立する機能を持ち、さら
に、データ受信ホスト５０２に割り当てた帯域を通知す
る機能を持つ。
をブリッジングする機能を持ち、またデータ受信ホスト
５０２に対して通信リンクを確立する機能を持ち、さら
に、データ受信ホスト５０２に割り当てた帯域を通知す
る機能を持つ。
【００６１】データ送信ホスト５０１とデータ受信ホス
ト５０２は有線リンクおよび無線リンクを経由し、ルー
タ（ＢＳ）５０３を介してデータを送受信する。データ
は、データ送信ホスト５０１より送信され、そのデータ
をデータ受信ホスト５０２が受信すると、そのデータに
対するＡＣＫを送信する。
ト５０２は有線リンクおよび無線リンクを経由し、ルー
タ（ＢＳ）５０３を介してデータを送受信する。データ
は、データ送信ホスト５０１より送信され、そのデータ
をデータ受信ホスト５０２が受信すると、そのデータに
対するＡＣＫを送信する。
【００６２】また、ルータ（ＢＳ）５０３は、データ受
信ホスト５０２に対し、割り当てた帯域割当情報を通知
する。
信ホスト５０２に対し、割り当てた帯域割当情報を通知
する。
【００６３】図６は本発明の第２実施例を示すルータ
（ＢＳ）５０３の構成を示す機能ブロック図の一例であ
る。
（ＢＳ）５０３の構成を示す機能ブロック図の一例であ
る。
【００６４】有線通信手段６０１は、有線リンクを介し
データ送信ホスト５０１と通信を行う機能を持つ。
データ送信ホスト５０１と通信を行う機能を持つ。
【００６５】無線通信手段６０２は、無線リンクを介し
データ受信ホスト５０２と通信を行う機能を持つ。
データ受信ホスト５０２と通信を行う機能を持つ。
【００６６】通信制御手段６０３は、有線通信手段６０
１と無線通信手段６０２とを制御する機能を持ち、パケ
ットの分解および組立、パケットの経路制御などの機能
を持つ。
１と無線通信手段６０２とを制御する機能を持ち、パケ
ットの分解および組立、パケットの経路制御などの機能
を持つ。
【００６７】帯域割当手段６０４は、データ受信ホスト
５０２に対し、無線リンクの帯域を割り当てる機能を持
つ。
５０２に対し、無線リンクの帯域を割り当てる機能を持
つ。
【００６８】割当帯域識別手段６０５は、帯域割当手段
６０４により割当られた無線リンクの帯域を識別する機
能を持つ。
６０４により割当られた無線リンクの帯域を識別する機
能を持つ。
【００６９】帯域通知手段６０６は、割当帯域識別手段
６０５により得られた帯域割当情報を、無線通信手段６
０２を利用してデータ受信ホスト５０２に通知する機能
を持つ。
６０５により得られた帯域割当情報を、無線通信手段６
０２を利用してデータ受信ホスト５０２に通知する機能
を持つ。
【００７０】図７は本発明の第２実施例を示すデータ受
信ホスト５０２の構成を示す機能ブロック図の一例であ
る。
信ホスト５０２の構成を示す機能ブロック図の一例であ
る。
【００７１】無線通信手段７０１は、無線リンクを介し
ルータ（ＢＳ）５０３と通信を行う機能を持つ。
ルータ（ＢＳ）５０３と通信を行う機能を持つ。
【００７２】通信制御手段７０２は、無線通信手段７０
１とデータ受信手段７０３とを制御する機能を持ち、パ
ケットの分解および組立などを行う機能を持つ。
１とデータ受信手段７０３とを制御する機能を持ち、パ
ケットの分解および組立などを行う機能を持つ。
【００７３】データ受信手段７０３は、データ送信ホス
ト５０１との間で通信コネクションを確立し、送信され
たデータに対してＡＣＫを返す機能を持つ。また、受信
バッファの状態を管理し、その状態に応じてＡＣＫパケ
ットに受信ウィンドウサイズを書き込む機能を持つ。
ト５０１との間で通信コネクションを確立し、送信され
たデータに対してＡＣＫを返す機能を持つ。また、受信
バッファの状態を管理し、その状態に応じてＡＣＫパケ
ットに受信ウィンドウサイズを書き込む機能を持つ。
【００７４】ＲＴＴ計測手段７０４は、データ送信ホス
ト５０１とデータ受信ホスト５０２との送信遅延時間を
計測する機能を持つ。なおこれは、現行のＴＣＰのタイ
ムアウト計算に実装されているものを利用することも可
能である。
ト５０１とデータ受信ホスト５０２との送信遅延時間を
計測する機能を持つ。なおこれは、現行のＴＣＰのタイ
ムアウト計算に実装されているものを利用することも可
能である。
【００７５】割当帯域識別手段７０５は、ルータ（Ｂ
Ｓ）５０３から通知される帯域割当情報を識別する。
Ｓ）５０３から通知される帯域割当情報を識別する。
【００７６】ウィンドウ書換手段７０６は、データ受信
手段７０３によりＡＣＫパケットのウィンドウフィール
ドに書き込まれたウィンドウサイズを書き換える機能を
持つ。
手段７０３によりＡＣＫパケットのウィンドウフィール
ドに書き込まれたウィンドウサイズを書き換える機能を
持つ。
【００７７】なお、図６および図７には本発明に関連す
る手段のみを示している。また本発明では、有線リン
ク、および無線リンクは特に限定しない。
る手段のみを示している。また本発明では、有線リン
ク、および無線リンクは特に限定しない。
【００７８】以下、この実施例の各部の動作について説
明する。
明する。
【００７９】図８は図７のウィンドウ書換手段の動作を
示すフローチャートの一例である。
示すフローチャートの一例である。
【００８０】図７のＲＴＴ計測手段７０４にて、ＲＴＴ
は現行のＴＣＰのタイムアウト計算に実装されているも
のを利用して算出されている。
は現行のＴＣＰのタイムアウト計算に実装されているも
のを利用して算出されている。
【００８１】まず、ステップＳ１１において、データ
受信手段７０３からのＡＣＫパケットを受信する。
受信手段７０３からのＡＣＫパケットを受信する。
【００８２】次に、ステップＳ１２において、図７の
割当帯域識別手段７０５より、データ受信ホスト５０２
に割り当てられた無線リンクの帯域を確認する。
割当帯域識別手段７０５より、データ受信ホスト５０２
に割り当てられた無線リンクの帯域を確認する。
【００８３】次に、ステップＳ１３において、ＲＴＴ
および上記ステップＳ１２により得られた帯域より、上
記式（２）を用いて理想的なウィンドウサイズを算出す
る。
および上記ステップＳ１２により得られた帯域より、上
記式（２）を用いて理想的なウィンドウサイズを算出す
る。
【００８４】次に、ステップＳ１４において、ＡＣＫ
パケットに書き込まれた受信ウィンドウサイズと上記ス
テップＳ１３より得られた理想的なウィンドウサイズを
比較する。
パケットに書き込まれた受信ウィンドウサイズと上記ス
テップＳ１３より得られた理想的なウィンドウサイズを
比較する。
【００８５】次に、受信ウィンドウサイズが上記ステ
ップＳ１３より得られた理想的なウィンドウサイズと等
しいか小さい場合、何もせずに後記のステップＳ１６に
おいてＡＣＫパケットを送信する。
ップＳ１３より得られた理想的なウィンドウサイズと等
しいか小さい場合、何もせずに後記のステップＳ１６に
おいてＡＣＫパケットを送信する。
【００８６】ステップＳ１４において、ＮＯの場合、
つまり、受信ウィンドウサイズが上記ステップＳ１３よ
り得られた理想的なウィンドウサイズより大きい場合、
上記ステップＳ１５において受信ウィンドウサイズを理
想的なウィンドウサイズに書き換え、このステップＳ１
６においてＡＣＫパケットを送信する。
つまり、受信ウィンドウサイズが上記ステップＳ１３よ
り得られた理想的なウィンドウサイズより大きい場合、
上記ステップＳ１５において受信ウィンドウサイズを理
想的なウィンドウサイズに書き換え、このステップＳ１
６においてＡＣＫパケットを送信する。
【００８７】このように構成したので、第２実施例によ
れば、帯域占有型のリンクでの輻輳の発生を抑えること
が可能となり、スロースタートや輻輳回避といったスル
ープットの低下を防ぐことができる。また、本発明は現
行のＴＣＰでのフロー制御の性能を損ねることはない。
れば、帯域占有型のリンクでの輻輳の発生を抑えること
が可能となり、スロースタートや輻輳回避といったスル
ープットの低下を防ぐことができる。また、本発明は現
行のＴＣＰでのフロー制御の性能を損ねることはない。
【００８８】更に、本発明の利用形態について説明す
る。
る。
【００８９】本実施例では帯域占有型リンクとして無線
リンクを用いたが、これに限定することなく、例えば固
定電話回線網でＰＰＰ（Ｐｏｉｎｔ−ｔｏ Ｐｏｉｎｔ
Ｐｒｏｔｏｃｏｌ）を利用したダイアルアップ接続な
どの有線リンクでも実施可能である。
リンクを用いたが、これに限定することなく、例えば固
定電話回線網でＰＰＰ（Ｐｏｉｎｔ−ｔｏ Ｐｏｉｎｔ
Ｐｒｏｔｏｃｏｌ）を利用したダイアルアップ接続な
どの有線リンクでも実施可能である。
【００９０】また、帯域共有型リンクにおいても、接続
される端末数や、その端末が使用する帯域の平均値など
を帯域割当情報として利用することも可能である。
される端末数や、その端末が使用する帯域の平均値など
を帯域割当情報として利用することも可能である。
【００９１】さらに、帯域が通信の開始から終了まで固
定的に割り当てられるリンクだけでなく、ある一定期間
内に帯域が変化する場合においても有効である。
定的に割り当てられるリンクだけでなく、ある一定期間
内に帯域が変化する場合においても有効である。
【００９２】なお、第２実施例において、ルータ（Ｂ
Ｓ）に帯域通知手段を具備したが、端末に割り当てられ
る帯域が既知であるもの、例えば固定電話回線網あるい
はセルラーネットワークなどの移動体通信網でのＰＰＰ
（Ｐｏｉｎｔ−ｔｏ Ｐｏｉｎｔ Ｐｒｏｔｏｃｏｌ）
を利用したダイアルアップ接続では、あらかじめ端末に
帯域割当情報を入力しておくことにより、ルータ（Ｂ
Ｓ）へ帯域通知手段を具備する必要性はない。
Ｓ）に帯域通知手段を具備したが、端末に割り当てられ
る帯域が既知であるもの、例えば固定電話回線網あるい
はセルラーネットワークなどの移動体通信網でのＰＰＰ
（Ｐｏｉｎｔ−ｔｏ Ｐｏｉｎｔ Ｐｒｏｔｏｃｏｌ）
を利用したダイアルアップ接続では、あらかじめ端末に
帯域割当情報を入力しておくことにより、ルータ（Ｂ
Ｓ）へ帯域通知手段を具備する必要性はない。
【００９３】なお、本発明は上記実施例に限定されるも
のではなく、本発明の趣旨に基づいて種々の変形が可能
であり、これらを本発明の範囲から排除するものではな
い。
のではなく、本発明の趣旨に基づいて種々の変形が可能
であり、これらを本発明の範囲から排除するものではな
い。
【００９４】
【発明の効果】以上、詳細に説明したように、本発明に
よれば、以下のような効果を奏することができる。
よれば、以下のような効果を奏することができる。
【００９５】（Ａ）端末ごとに帯域を割り当てるリンク
での帯域割当情報をトランスポートレイヤプロトコルの
フロー制御に反映させることにより、輻輳状態の発生を
抑えスループットを向上させることができる。
での帯域割当情報をトランスポートレイヤプロトコルの
フロー制御に反映させることにより、輻輳状態の発生を
抑えスループットを向上させることができる。
【００９６】（Ｂ）帯域占有型のリンクでの輻輳の発生
を抑えることが可能となり、スロースタートや輻輳回避
といったスループットの低下を防ぐことができる。
を抑えることが可能となり、スロースタートや輻輳回避
といったスループットの低下を防ぐことができる。
【００９７】また、本実施例ではデータ送信ホスト、お
よびデータ受信ホストに実装される現行のＴＣＰに変更
を加える必要はない。
よびデータ受信ホストに実装される現行のＴＣＰに変更
を加える必要はない。
【００９８】さらに、現行のＴＣＰでのフロー制御の性
能を損ねることもない。
能を損ねることもない。
【図１】本発明にかかるＴＣＰヘッダのフォーマットを
示す図である。
示す図である。
【図２】本発明の実施例のシステム全体を示す機能ブロ
ック図である。
ック図である。
【図３】本発明の第１実施例のルータ（ＢＳ）の構成を
示す機能ブロック図である。
示す機能ブロック図である。
【図４】図３のウィンドウ書換手段の動作を示すフロー
チャートである。
チャートである。
【図５】本発明の第２実施例を示すシステム全体を示す
機能ブロック図である。
機能ブロック図である。
【図６】本発明の第２実施例を示すルータ（ＢＳ）の構
成を示す機能ブロック図である。
成を示す機能ブロック図である。
【図７】本発明の第２実施例を示すデータ受信ホスト５
０２の構成を示す機能ブロック図である。
０２の構成を示す機能ブロック図である。
【図８】図７のウィンドウ書換手段の動作を示すフロー
チャートである。
チャートである。
２０１，５０１ データ送信ホスト
２０２，５０２ データ受信ホスト
２０３，５０３ ルータ（ＢＳ）
３０１，６０１ 有線通信手段
３０２，６０２，７０１ 無線通信手段
３０３，６０３，７０２ 通信制御手段
３０４，６０４ 帯域割当手段
３０５，６０５，７０５ 割当帯域識別手段
３０６，７０４ ＲＴＴ計測手段
３０７，７０６ ウィンドウ書換手段
６０６ 帯域通知手段
７０３ データ受信手段
─────────────────────────────────────────────────────
フロントページの続き
(72)発明者 森川 博之
東京都江東区越中島１−３−16−407
Ｆターム(参考） 5K030 GA13 HA08 LC03
5K034 AA01 FF02 FF13 HH64 KK28
MM14 MM16
Claims (7)
- 【請求項１】 ウィンドウサイズを用いてフロー制御を
行うフロー制御方式において、 データリンクレイヤで端末ごとに割り当てられた帯域割
当情報に基づいて、前記ウィンドウサイズを書き換える
ことを特徴とするトランスポートレイヤプロトコルにお
けるフロー制御方式。 - 【請求項２】 帯域を割り当てるノードが、割当帯域識
別手段とウィンドウ書換手段とを具備し、前記ノードが
前記帯域割当情報を利用して前記ウィンドウサイズの書
き換えを行うことを特徴とする請求項１記載のトランス
ポートレイヤプロトコルにおけるフロー制御方式。 - 【請求項３】 帯域を割り当てるノードが、割当帯域識
別手段と前記帯域割当情報の端末への通知手段を具備
し、前記端末が前記割当帯域識別手段とウィンドウ書換
手段を具備し、前記端末が前記ウィンドウサイズの書き
換えを行うことを特徴とする請求項１記載のトランスポ
ートレイヤプロトコルにおけるフロー制御方式。 - 【請求項４】 前記ウィンドウサイズの書き換えを、さ
らに送受信間での往復遅延時間情報を用いて行うことを
特徴とする請求項１記載のトランスポートレイヤプロト
コルにおけるフロー制御方式。 - 【請求項５】 前記往復遅延時間の測定は、帯域を割り
当てるノードがＲＴＴ（Ｒｏｕｎｄ Ｔｒｉｐ Ｔｉｍ
ｅ）計測手段を具備し、前記ノードが行うことを特徴と
する請求項２、３又は４記載のトランスポートレイヤプ
ロトコルにおけるフロー制御方式。 - 【請求項６】 前記往復遅延時間の測定は、前記端末が
行うことを特徴とする請求項３又は４記載のトランスポ
ートレイヤプロトコルにおけるフロー制御方式。 - 【請求項７】 フロー制御を行うトランスポートレイヤ
プロトコルは、ＴＣＰ（Ｔｒａｎｓｍｉｓｓｉｏｎ Ｃ
ｏｎｔｒｏｌ Ｐｒｏｔｏｃｏｌ）であることを特徴と
する請求項１記載のトランスポートレイヤプロトコルに
おけるフロー制御方式。
Priority Applications (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP2001268183A JP2003078560A (ja) | 2001-09-05 | 2001-09-05 | トランスポートレイヤプロトコルにおけるフロー制御方式 |
Applications Claiming Priority (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP2001268183A JP2003078560A (ja) | 2001-09-05 | 2001-09-05 | トランスポートレイヤプロトコルにおけるフロー制御方式 |
Publications (1)
| Publication Number | Publication Date |
|---|---|
| JP2003078560A true JP2003078560A (ja) | 2003-03-14 |
Family
ID=19094208
Family Applications (1)
| Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
|---|---|---|---|
| JP2001268183A Pending JP2003078560A (ja) | 2001-09-05 | 2001-09-05 | トランスポートレイヤプロトコルにおけるフロー制御方式 |
Country Status (1)
| Country | Link |
|---|---|
| JP (1) | JP2003078560A (ja) |
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-
2001
- 2001-09-05 JP JP2001268183A patent/JP2003078560A/ja active Pending
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