JPH0774780A - パケット伝送ネットワークにおけるウィンドーサイズの調整方法及び装置 - Google Patents
パケット伝送ネットワークにおけるウィンドーサイズの調整方法及び装置Info
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- JPH0774780A JPH0774780A JP10845991A JP10845991A JPH0774780A JP H0774780 A JPH0774780 A JP H0774780A JP 10845991 A JP10845991 A JP 10845991A JP 10845991 A JP10845991 A JP 10845991A JP H0774780 A JPH0774780 A JP H0774780A
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- H04L47/10—Flow control; Congestion control
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- H04L47/00—Traffic control in data switching networks
- H04L47/10—Flow control; Congestion control
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- 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
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- Computer Networks & Wireless Communication (AREA)
- Signal Processing (AREA)
- Data Exchanges In Wide-Area Networks (AREA)
- Communication Control (AREA)
Abstract
(57)【要約】
【目的】 所望のウィンドーサイズになるまで最少回数
の反復でパケット伝送ネットワークにおけるウィンドー
サイズを動的に調整すること。 【構成】 パケット伝送ネットワークのリンクを介して
の送信装置と受信装置間のセッションにおけるウィンド
ーサイズを動的に調整するための方法および装置であっ
て、最少回数の反復により最適ウィンドーサイズを決定
する動的ウィンドー調整方法である。また、その間にこ
のネットワークを介してパケットを伝送する多数のセッ
ション間で歩調合せクレジットを共用させる。送信すべ
きパケットを有しないセッションは共用クレジットプー
ルに歩調合せクレジットを送り、その間歩調合せクレジ
ットは送信すべきパケットを有するセッションに配分さ
れる。
の反復でパケット伝送ネットワークにおけるウィンドー
サイズを動的に調整すること。 【構成】 パケット伝送ネットワークのリンクを介して
の送信装置と受信装置間のセッションにおけるウィンド
ーサイズを動的に調整するための方法および装置であっ
て、最少回数の反復により最適ウィンドーサイズを決定
する動的ウィンドー調整方法である。また、その間にこ
のネットワークを介してパケットを伝送する多数のセッ
ション間で歩調合せクレジットを共用させる。送信すべ
きパケットを有しないセッションは共用クレジットプー
ルに歩調合せクレジットを送り、その間歩調合せクレジ
ットは送信すべきパケットを有するセッションに配分さ
れる。
Description
【発明の詳細な説明】
【０００１】
【産業上の利用分野】本発明は一般にパケット伝送ネッ
トワークのリンクを介して送信装置と受信装置間のセッ
ションにおけるウィンドーサイズを動的に調整する方法
に関する。さらに詳細には、本発明は最少数のくり返し
でウィンドーサイズを調整する方法に関する。本発明は
またパケットがパケット伝送ネットワークを介して伝送
されるべき期間に多数のセッション間で歩調合せクレジ
ットを共用する方法に関する。
トワークのリンクを介して送信装置と受信装置間のセッ
ションにおけるウィンドーサイズを動的に調整する方法
に関する。さらに詳細には、本発明は最少数のくり返し
でウィンドーサイズを調整する方法に関する。本発明は
またパケットがパケット伝送ネットワークを介して伝送
されるべき期間に多数のセッション間で歩調合せクレジ
ットを共用する方法に関する。
【０００２】
【従来の技術及び課題】フロー制御はコンピュータネッ
トワークにまたがるパケットの入力と配布を制御する機
能である。その目的はデッドロックを防止するためにネ
ットワークの資源、リンクバンド幅およびノード知能の
高度の利用を達成し、さらにユーザに対しフェアにする
ことである。データの送信側とそのネットワーク内に対
応する受信側の間のウィンドー歩調合せはこれら目的を
達成する上でのキーエレメントにしばしばなるものであ
る。ウィンドーは送信されたかまた肯定応答のないパケ
ットの数に関係する。ＳＮＡは本発明により改善され
る、以降で「基本ＰＲＱ／ＰＲＳ」スキームと呼ぶウィ
ンドー歩調合せメカニズムを使用する。
トワークにまたがるパケットの入力と配布を制御する機
能である。その目的はデッドロックを防止するためにネ
ットワークの資源、リンクバンド幅およびノード知能の
高度の利用を達成し、さらにユーザに対しフェアにする
ことである。データの送信側とそのネットワーク内に対
応する受信側の間のウィンドー歩調合せはこれら目的を
達成する上でのキーエレメントにしばしばなるものであ
る。ウィンドーは送信されたかまた肯定応答のないパケ
ットの数に関係する。ＳＮＡは本発明により改善され
る、以降で「基本ＰＲＱ／ＰＲＳ」スキームと呼ぶウィ
ンドー歩調合せメカニズムを使用する。
【０００３】「基本ＰＲＱ／ＰＲＳ」スキームは後記の
参考文献〔１〕に示されるように他の歩調合せメカニズ
ムと同等またはそれよりすぐれた性能を有する。ＰＲＱ
／ＰＲＳスキームでは送信側がウィンドーの開始毎によ
り多くの歩調合せクレジット（パケット伝送を行うため
の許可）を要求し、そして受信側はそれが歩調合せ要求
を含むパケットを含んだすべての前のパケットを処理し
た後にのみ歩調合せクレジットの新しいウィンドーを許
可する。
参考文献〔１〕に示されるように他の歩調合せメカニズ
ムと同等またはそれよりすぐれた性能を有する。ＰＲＱ
／ＰＲＳスキームでは送信側がウィンドーの開始毎によ
り多くの歩調合せクレジット（パケット伝送を行うため
の許可）を要求し、そして受信側はそれが歩調合せ要求
を含むパケットを含んだすべての前のパケットを処理し
た後にのみ歩調合せクレジットの新しいウィンドーを許
可する。
【０００４】このプロトコルは２つの制御メッセージ
で、すなわち歩調合せ要求（ＰＲＱ）と歩調合せレスポ
ンス（ＰＲＳ）、の交換を介して行われる。ＰＲＱ／Ｐ
ＲＳスキームのキー的特性は、常時送信側が３以上の歩
調合せクレジットウィンドーを有することがなく、受信
側がキーするべき３個以上のパケットウィンドーを有し
ないことである。
で、すなわち歩調合せ要求（ＰＲＱ）と歩調合せレスポ
ンス（ＰＲＳ）、の交換を介して行われる。ＰＲＱ／Ｐ
ＲＳスキームのキー的特性は、常時送信側が３以上の歩
調合せクレジットウィンドーを有することがなく、受信
側がキーするべき３個以上のパケットウィンドーを有し
ないことである。
【０００５】歩調合せは二つの方法で行うことが出来
る。その一つは「エンドツーエンド」法であり、ソース
と宛先ノードのみが歩調合せに用いられ、他方は「ホッ
プバイホップ」法であり、すべてのノードがノードに入
りまたは出るパケットの歩調合せに含まれる。これらの
内でホップバイホップ法は次の二つの点でより信頼性が
高い〔文献２〕。
る。その一つは「エンドツーエンド」法であり、ソース
と宛先ノードのみが歩調合せに用いられ、他方は「ホッ
プバイホップ」法であり、すべてのノードがノードに入
りまたは出るパケットの歩調合せに含まれる。これらの
内でホップバイホップ法は次の二つの点でより信頼性が
高い〔文献２〕。
【０００６】１．「ホップバイポップ」フロー制御では
潜在的に混乱するスポットに隣接するノードは高速で反
応出来、そしてその問題を解消または軽減すべく送信を
絞ることが出来る。この絞りはこの方法を、ネットワー
ク内の「混雑」に対する反応に大きな遅れ（エンドツー
エンドラウンドトリップ遅延時間にほゞ比例する）を必
要とする「エンドツーエンド」フロー制御寸法における
よりも応答性が高い。
潜在的に混乱するスポットに隣接するノードは高速で反
応出来、そしてその問題を解消または軽減すべく送信を
絞ることが出来る。この絞りはこの方法を、ネットワー
ク内の「混雑」に対する反応に大きな遅れ（エンドツー
エンドラウンドトリップ遅延時間にほゞ比例する）を必
要とする「エンドツーエンド」フロー制御寸法における
よりも応答性が高い。
【０００７】２．ホップバイホップフロー制御ではリン
クの特異性（衛星リンクの長い伝搬遅れのようなもの）
は局所ホップに対し分離しうる。
クの特異性（衛星リンクの長い伝搬遅れのようなもの）
は局所ホップに対し分離しうる。
【０００８】この「リンク分離」特性はネットワークの
設計を著しく容易にする。例えばホップバイホップフロ
ー制御を有するネットワークでは一つのノードのバッフ
ァ要件はそのノードを通過する仮想回路のすべてのパス
ではなく、付属するリンクによってのみ決まる。
設計を著しく容易にする。例えばホップバイホップフロ
ー制御を有するネットワークでは一つのノードのバッフ
ァ要件はそのノードを通過する仮想回路のすべてのパス
ではなく、付属するリンクによってのみ決まる。
【０００９】デッドロック問題を扱うには２つの方法が
ある。その１つは過密となったらパケットを落し、後に
それらを再送するものである。この方法はデッドロック
問題を解決するが、「リブロック」すなわち再送信の永
続的なくり返しによるものである。また、この方法では
パケットドロップは有効スループットが０となるように
生じる〔文献２〕。可能ではあるがドロップパケット歩
調合せメカニズムを或るリブロック確率目安に合せるよ
うにすることは困難である。それ故、ドロップのパケッ
ト歩調合せ法は環境に過度に依存し、また充分なもので
ないために望ましくない。
ある。その１つは過密となったらパケットを落し、後に
それらを再送するものである。この方法はデッドロック
問題を解決するが、「リブロック」すなわち再送信の永
続的なくり返しによるものである。また、この方法では
パケットドロップは有効スループットが０となるように
生じる〔文献２〕。可能ではあるがドロップパケット歩
調合せメカニズムを或るリブロック確率目安に合せるよ
うにすることは困難である。それ故、ドロップのパケッ
ト歩調合せ法は環境に過度に依存し、また充分なもので
ないために望ましくない。
【００１０】他の方法は歩調合せクレジットが許可され
るときバッファを予め割振るものである。夫々の適正に
送信されたパケットについて予め割振られた１つの受信
バッファがあるから、パケットはドロップされる必要が
ない。このポリシーに適合する特定の方法のリスクはバ
ッファクラス（ＢＣ）法である〔文献３〕。ＢＣ法では
パケットとバッファはいくつかのクラスにグループ化さ
れる。同じクラスのパケットはバッファプールを共用す
る。数個のバッファ分類が提案されている。セッション
型〔文献４，５〕、パス型〔文献６〕、ホップカウント
〔文献７〕がそれである。バッファクラス法はデッドロ
ックおよびサブロックがないであろうから非常に望まし
いものである。
るときバッファを予め割振るものである。夫々の適正に
送信されたパケットについて予め割振られた１つの受信
バッファがあるから、パケットはドロップされる必要が
ない。このポリシーに適合する特定の方法のリスクはバ
ッファクラス（ＢＣ）法である〔文献３〕。ＢＣ法では
パケットとバッファはいくつかのクラスにグループ化さ
れる。同じクラスのパケットはバッファプールを共用す
る。数個のバッファ分類が提案されている。セッション
型〔文献４，５〕、パス型〔文献６〕、ホップカウント
〔文献７〕がそれである。バッファクラス法はデッドロ
ックおよびサブロックがないであろうから非常に望まし
いものである。
【００１１】バッファ資源の有効利用を可能にしネット
ワークを介してのパケット遅延を制限するためには、ホ
ップバイホップバッファクラス歩調合せ法のウィンドー
サイズを固定することは望ましくない。適応ウィンドー
歩調合せ法が米国特許第４７３６３６９号明細書に示さ
れている。これはセッション型（バッフア分類の一つの
タイプ）ホップバイホップ制御メカニズムを示してい
る。この適応ウィンドー法は混雑したセッションのウィ
ンドーを減らしそして活性で混雑のないセッションのウ
ィンドーを増加するように設計される。セッションの状
態は送信装置と受信装置での待ち行列の長さにもとづ
く。混雑したセッションはその受信装置側に、或るしき
い値より長い待ち行列を有し、活性でないセッションは
その送信側に空の待ち行列を有する。夫々の調整中のウ
ィンドーサイズは１だけ増加または減少される。受信装
置は特定のセッションから余剰の歩調合せクレジットを
請求するために送信側に別の制御パケットを送ることが
出来る。
ワークを介してのパケット遅延を制限するためには、ホ
ップバイホップバッファクラス歩調合せ法のウィンドー
サイズを固定することは望ましくない。適応ウィンドー
歩調合せ法が米国特許第４７３６３６９号明細書に示さ
れている。これはセッション型（バッフア分類の一つの
タイプ）ホップバイホップ制御メカニズムを示してい
る。この適応ウィンドー法は混雑したセッションのウィ
ンドーを減らしそして活性で混雑のないセッションのウ
ィンドーを増加するように設計される。セッションの状
態は送信装置と受信装置での待ち行列の長さにもとづ
く。混雑したセッションはその受信装置側に、或るしき
い値より長い待ち行列を有し、活性でないセッションは
その送信側に空の待ち行列を有する。夫々の調整中のウ
ィンドーサイズは１だけ増加または減少される。受信装
置は特定のセッションから余剰の歩調合せクレジットを
請求するために送信側に別の制御パケットを送ることが
出来る。
【００１２】ＰＲＱ／ＰＲＳ法のスループットはウィン
ドーサイズの適正な設定で決まる。「パイプを満杯とし
ておく」ことの概念は文献〔８〕に示されるようにいく
つかのキューイングの研究において認められている。文
献〔６〕においては、ウィンドーサイズはＷmax より大
きい必要はないことが示されている（但し、Ｗmax ＝３
＋（（リンク速度（パケット／秒））×（ラウンドトリ
ップ遅れ（秒）））。ウィンドーサイズの範囲、すなわ
ち１からＷmax はリンク速度とリンク伝ぱん時間の積と
して増加する。明らかにウィンドー範囲が大きくなれば
ウィンドー調整はそれだけ困難になる。例えば、米国特
許第４７３６３６９号明細書の適応法では固定増分をも
ってウィンドーを変化させるものであるから低速環境で
は有効であるが高速では有効でない。例えばウィンドー
サイズを１００から５０に減少させるために５０回の反
復を待つことは受け入れ難い。
ドーサイズの適正な設定で決まる。「パイプを満杯とし
ておく」ことの概念は文献〔８〕に示されるようにいく
つかのキューイングの研究において認められている。文
献〔６〕においては、ウィンドーサイズはＷmax より大
きい必要はないことが示されている（但し、Ｗmax ＝３
＋（（リンク速度（パケット／秒））×（ラウンドトリ
ップ遅れ（秒）））。ウィンドーサイズの範囲、すなわ
ち１からＷmax はリンク速度とリンク伝ぱん時間の積と
して増加する。明らかにウィンドー範囲が大きくなれば
ウィンドー調整はそれだけ困難になる。例えば、米国特
許第４７３６３６９号明細書の適応法では固定増分をも
ってウィンドーを変化させるものであるから低速環境で
は有効であるが高速では有効でない。例えばウィンドー
サイズを１００から５０に減少させるために５０回の反
復を待つことは受け入れ難い。
【００１３】上記の方法はウィンドー範囲が低速環境に
おけるように小さい（１〜１０）場合に有効であること
は明らかである。ウィンドー範囲が大きい（１〜２０
０）高速ネットワークではこの方法は（ａ）ウィンドー
サイズの調整に固定の値を用いるために応答が充分でな
いため、および（ｂ）「余剰」の歩調合せクレジットの
請求プロセス（１パケット／クレーム／セッション）に
おけるオーバーヘッドが大きいために有効でない。
おけるように小さい（１〜１０）場合に有効であること
は明らかである。ウィンドー範囲が大きい（１〜２０
０）高速ネットワークではこの方法は（ａ）ウィンドー
サイズの調整に固定の値を用いるために応答が充分でな
いため、および（ｂ）「余剰」の歩調合せクレジットの
請求プロセス（１パケット／クレーム／セッション）に
おけるオーバーヘッドが大きいために有効でない。
【００１４】米国特許第４７２７５３７号明細書はＳＴ
ＡＲＬＡＮ型コントローラ内でフロー制御を処理するた
めの方法を開示している。この発明ではジャミング信号
を示しており、これにより関連する送信および受信装置
からのデータ伝送を禁止する。
ＡＲＬＡＮ型コントローラ内でフロー制御を処理するた
めの方法を開示している。この発明ではジャミング信号
を示しており、これにより関連する送信および受信装置
からのデータ伝送を禁止する。
【００１５】米国特許第４６１６３５９号明細書は適応
選択許可パケットの使用によりパケット切換ネットワー
クを介してのデータパケットのフロー制御法を開示して
いる。この許可パケットはデータパケット群の伝送前に
ノードからノードに送られる。ノードはそのノードから
の伝送を待っているパケット数が予定のしきい値を越え
るときこの許可パケットを捨てる。更に予定の時間内に
許可もどりパケットが入らないとき一つの許可パケット
が元のポートから再び送られるようになったタイムアウ
トメカニズムも示されている。
選択許可パケットの使用によりパケット切換ネットワー
クを介してのデータパケットのフロー制御法を開示して
いる。この許可パケットはデータパケット群の伝送前に
ノードからノードに送られる。ノードはそのノードから
の伝送を待っているパケット数が予定のしきい値を越え
るときこの許可パケットを捨てる。更に予定の時間内に
許可もどりパケットが入らないとき一つの許可パケット
が元のポートから再び送られるようになったタイムアウ
トメカニズムも示されている。
【００１６】米国特許第４６７７６１６号明細書はバス
形局所ネットワーク、例えばデータキット、についての
フロー制御法を開示している。この方法はすべての送信
／受信端末のバッファ占有度をモニタして呼び出しウィ
ンドーサイズを調整する中央システムコントローラを必
要とする。このウィンドー法は一つの呼び出しのウィン
ドーサイズが新しい呼出しセットアップがあるかあるい
は現在の呼出しが終了するまで同じままとなるから半固
定法である。
形局所ネットワーク、例えばデータキット、についての
フロー制御法を開示している。この方法はすべての送信
／受信端末のバッファ占有度をモニタして呼び出しウィ
ンドーサイズを調整する中央システムコントローラを必
要とする。このウィンドー法は一つの呼び出しのウィン
ドーサイズが新しい呼出しセットアップがあるかあるい
は現在の呼出しが終了するまで同じままとなるから半固
定法である。
【００１７】米国特許第４６３０２６４号明細書は非同
期時分割多重化により１本の共用バスでの競合取消プロ
トコルを開示している。２以上のステーションが競合し
あるいは競合するステーションがない場合にウィンドー
サイズを変更するためのウィンドー調整ルールが各ステ
ーションに適用される。競合は競合期間のはじめに夫々
の競合するステーションについて乱数を発生することに
より解消され、そして１つのステーションの数が正しく
そのウィンドーにおいて分離されるまでそのウィンドー
を連続的に変更することにより競合が解決される。競合
が解消してしまうと、パケットの送信が可能となる。
期時分割多重化により１本の共用バスでの競合取消プロ
トコルを開示している。２以上のステーションが競合し
あるいは競合するステーションがない場合にウィンドー
サイズを変更するためのウィンドー調整ルールが各ステ
ーションに適用される。競合は競合期間のはじめに夫々
の競合するステーションについて乱数を発生することに
より解消され、そして１つのステーションの数が正しく
そのウィンドーにおいて分離されるまでそのウィンドー
を連続的に変更することにより競合が解決される。競合
が解消してしまうと、パケットの送信が可能となる。
【００１８】文 献： 〔１〕 M.Schwartz, "Performance analysis of SNA v
irtual route pacing control,” IEEE Trans. Commu
n., Jan. 1982. 〔２〕 M-S. Chen and B. Kadaba, "A Class of effic
ient flow control schemes for computer networks,"
IBM Research Report, RC12091, August 1986. 〔３〕 A.Giessler, A.Jagemann, E.Maser, and J.Han
le, "Flow control based on buffer classes," IEEE T
rans. on Commun., vol. COM-29, no.4, 1981. 〔４〕 A.Baratz, J.Gray, P.Green, J.Jaffe, and D.
Pozefsky, "SNA networks of small systems," IEEE JS
AC, vol.SAC-3, No.3, May 1985. 〔５〕 L.Tymes, "Routing and flow control in TYMN
ET," IEEE Trans. Commun., vol. COM-29, No.4, April
1981. 〔６〕 M-S Chen, B.Kadaba, and G.Grover, "Efficie
nt hop by hop buffer class flow control schemes,"
in Proc. GLOBECOM'87, Tokyo, Japan, 1987. 〔７〕 A.Giessler, Haenle, A.Koenig. and E.Pade,
"Packet networks withdeadlock-free buffer allocat
ion-An investigation by simulation," GMD reprt, Da
rmstadt, Germany, 1976. 〔８〕 K.Bharath-Kumar and J.Jaffe, "A new approa
ch to performance oriented flow control," IEEE Tra
ns. Commun., vol. COM-29, No.4, April 1981.
irtual route pacing control,” IEEE Trans. Commu
n., Jan. 1982. 〔２〕 M-S. Chen and B. Kadaba, "A Class of effic
ient flow control schemes for computer networks,"
IBM Research Report, RC12091, August 1986. 〔３〕 A.Giessler, A.Jagemann, E.Maser, and J.Han
le, "Flow control based on buffer classes," IEEE T
rans. on Commun., vol. COM-29, no.4, 1981. 〔４〕 A.Baratz, J.Gray, P.Green, J.Jaffe, and D.
Pozefsky, "SNA networks of small systems," IEEE JS
AC, vol.SAC-3, No.3, May 1985. 〔５〕 L.Tymes, "Routing and flow control in TYMN
ET," IEEE Trans. Commun., vol. COM-29, No.4, April
1981. 〔６〕 M-S Chen, B.Kadaba, and G.Grover, "Efficie
nt hop by hop buffer class flow control schemes,"
in Proc. GLOBECOM'87, Tokyo, Japan, 1987. 〔７〕 A.Giessler, Haenle, A.Koenig. and E.Pade,
"Packet networks withdeadlock-free buffer allocat
ion-An investigation by simulation," GMD reprt, Da
rmstadt, Germany, 1976. 〔８〕 K.Bharath-Kumar and J.Jaffe, "A new approa
ch to performance oriented flow control," IEEE Tra
ns. Commun., vol. COM-29, No.4, April 1981.
【００１９】
【課題を解決するための手段】本発明の目的は所定のウ
ィンドーサイズになるまで最少数の反復を用いてパケッ
ト伝送ネットワークにおけるウィンドーサイズを動的に
調整することである。
ィンドーサイズになるまで最少数の反復を用いてパケッ
ト伝送ネットワークにおけるウィンドーサイズを動的に
調整することである。
【００２０】また本発明の目的はパケット伝送ネットワ
ークを介してパケットを伝送する間の複数のセッション
間で歩調合せクレジットを共用させるための方法および
装置を提供することである。
ークを介してパケットを伝送する間の複数のセッション
間で歩調合せクレジットを共用させるための方法および
装置を提供することである。
【００２１】従って本発明はパケット伝送ネットワーク
のリンクを介して送信装置と受信装置の間のセッション
におけるウィンドーサイズを調整するための方法と装置
を提供する。本発明によれば、送信および受信装置間の
セッションにおいて送られるべき次のウィンドーのサイ
ズを示す歩調合せレスポンスが送信装置に送られる。次
のウィンドーのサイズは送信装置が次のウィンドーにお
いて送信しうるパケットの数である。次のウィンドーの
サイズは２つの条件のいずれかが満足されたとき前のウ
ィンドーサイズを減少することにより決定される。第１
の条件はＯＬ≠０であり、ＱＬはこのネットワークの他
のノードへの将来の伝送のために受信装置の待ち行列内
に記憶されるパケットの数である。他方の条件は歩調合
せ要求が特定の時間インターバル内に受信されなかった
後にＱＬ＝０となることである。これら２つの条件の内
のいずれかが満足されると、ウィンドーサイズは式ＷＳ
＝ｍａｘ（Ｗmin ，ＣＮＴ−ＱＬ＋Ｂ）で決定される。
ＣＮＴはラウンドトリップ遅れ中に送信装置から受信装
置により受信されるパケット数であり、Ｗmin は最小ウ
ィンドーサイズを示す予定のパラメータであり、Ｂも予
定のパラメータである。ラウンドトリップ遅れは送信装
置から受信装置に送られるべき第１パケットに必要な時
間とこの第１パケットが受信装置に受信された後にその
受信装置から送信装置に送られるべき第２パケットに必
要な時間との和である。次のウィンドーサイズを計算す
べきときにＱＬ＝０であり歩調合せ要求が特定の時間内
に受信されたならば、この次のウィンドーサイズはそれ
がＷmin を予定のパラメータとしてＣＮＴとＷmax の間
の値として前のウィンドーサイズを増加することにより
決定される。
のリンクを介して送信装置と受信装置の間のセッション
におけるウィンドーサイズを調整するための方法と装置
を提供する。本発明によれば、送信および受信装置間の
セッションにおいて送られるべき次のウィンドーのサイ
ズを示す歩調合せレスポンスが送信装置に送られる。次
のウィンドーのサイズは送信装置が次のウィンドーにお
いて送信しうるパケットの数である。次のウィンドーの
サイズは２つの条件のいずれかが満足されたとき前のウ
ィンドーサイズを減少することにより決定される。第１
の条件はＯＬ≠０であり、ＱＬはこのネットワークの他
のノードへの将来の伝送のために受信装置の待ち行列内
に記憶されるパケットの数である。他方の条件は歩調合
せ要求が特定の時間インターバル内に受信されなかった
後にＱＬ＝０となることである。これら２つの条件の内
のいずれかが満足されると、ウィンドーサイズは式ＷＳ
＝ｍａｘ（Ｗmin ，ＣＮＴ−ＱＬ＋Ｂ）で決定される。
ＣＮＴはラウンドトリップ遅れ中に送信装置から受信装
置により受信されるパケット数であり、Ｗmin は最小ウ
ィンドーサイズを示す予定のパラメータであり、Ｂも予
定のパラメータである。ラウンドトリップ遅れは送信装
置から受信装置に送られるべき第１パケットに必要な時
間とこの第１パケットが受信装置に受信された後にその
受信装置から送信装置に送られるべき第２パケットに必
要な時間との和である。次のウィンドーサイズを計算す
べきときにＱＬ＝０であり歩調合せ要求が特定の時間内
に受信されたならば、この次のウィンドーサイズはそれ
がＷmin を予定のパラメータとしてＣＮＴとＷmax の間
の値として前のウィンドーサイズを増加することにより
決定される。
【００２２】従って本発明はパケットを伝送すべき期間
の選ばれたセッション間で歩調合せクレジットを共用さ
せるための方法と装置を提供する。これら歩調合せクレ
ジットを共用するためには、各セッションに対応する送
信待ち行列が将来の伝送用に記憶されたパケットを有す
るかどうかを決定するためのポーリングをセッションが
行う。一つのセッションのポーリングがあるとき対応す
る待ち行列に伝送用に記憶されたパケットがない場合に
は、少くとも１つの歩調合せクレジットが共用クレジッ
トプールに記憶される。これら歩調合せクレジットは共
用クレジットプールから、伝送用に記憶されたパケット
を有する対応送信待ち行列を有するセッションのそれら
に配布される。
の選ばれたセッション間で歩調合せクレジットを共用さ
せるための方法と装置を提供する。これら歩調合せクレ
ジットを共用するためには、各セッションに対応する送
信待ち行列が将来の伝送用に記憶されたパケットを有す
るかどうかを決定するためのポーリングをセッションが
行う。一つのセッションのポーリングがあるとき対応す
る待ち行列に伝送用に記憶されたパケットがない場合に
は、少くとも１つの歩調合せクレジットが共用クレジッ
トプールに記憶される。これら歩調合せクレジットは共
用クレジットプールから、伝送用に記憶されたパケット
を有する対応送信待ち行列を有するセッションのそれら
に配布される。
【００２３】
【実施例】動的ウィンドー調整 まず、ネットワーク内の任意のセッションの任意のホッ
プについてのウィンドー調整プロセスについて述べる。
このプロセスはこのネットワーク内のすべてのセッショ
ンのすべてのホップにおいて適用されるものである。用
語「ホップ」は２個の隣接するノードおよびこれらノー
ドを接続する手段を意味する。
プについてのウィンドー調整プロセスについて述べる。
このプロセスはこのネットワーク内のすべてのセッショ
ンのすべてのホップにおいて適用されるものである。用
語「ホップ」は２個の隣接するノードおよびこれらノー
ドを接続する手段を意味する。
【００２４】図１に示すように、このネットワークを流
れるパケット１０は２つの部分、すなわち情報データフ
ィールド２と見出し４で構成される。見出しはパケット
処理を援助するための通信プロトコルにより用いられ
る。この見出しは種々のビットを有するが、下記ビット
のみが本発明において用いられる。
れるパケット１０は２つの部分、すなわち情報データフ
ィールド２と見出し４で構成される。見出しはパケット
処理を援助するための通信プロトコルにより用いられ
る。この見出しは種々のビットを有するが、下記ビット
のみが本発明において用いられる。
【００２５】●ＲＱＳ／ＲＳＰビット： このビットは
パケットがデータ要求（ＲＱＳ）パケットかレスポンス
（ＲＳＰ）パケットかを示すために用いられる。送信側
はユーザ情報を有するパケット毎にＲＱＳ／ＲＳＰビッ
ト＝ＯＮにセットする。ＲＱＳ／ＲＳＰがＯＮのとき、
このビットは要求ビットまたはＲＱＳビットである。受
信側は要求を受信したことを示すためにＲＱＳ／ＲＳＰ
ビット＝ＯＦＦをセットする。ＲＱＳ／ＲＳＰビットが
ＯＦＦのときこのビットは歩調合せレスポンスビットま
たはＲＷＰビットとなる。
パケットがデータ要求（ＲＱＳ）パケットかレスポンス
（ＲＳＰ）パケットかを示すために用いられる。送信側
はユーザ情報を有するパケット毎にＲＱＳ／ＲＳＰビッ
ト＝ＯＮにセットする。ＲＱＳ／ＲＳＰがＯＮのとき、
このビットは要求ビットまたはＲＱＳビットである。受
信側は要求を受信したことを示すためにＲＱＳ／ＲＳＰ
ビット＝ＯＦＦをセットする。ＲＱＳ／ＲＳＰビットが
ＯＦＦのときこのビットは歩調合せレスポンスビットま
たはＲＷＰビットとなる。
【００２６】●歩調合せビット： 送信装置は新しいウ
ィンドーをスタートさせるたびに歩調合せビット＝ＯＮ
にセットする。受信装置は新しいウィンドーサイズと共
にＲＳＰビット（レスポンス）を送信装置にもどすとき
歩調合せビット＝ＯＮにセットする。
ィンドーをスタートさせるたびに歩調合せビット＝ＯＮ
にセットする。受信装置は新しいウィンドーサイズと共
にＲＳＰビット（レスポンス）を送信装置にもどすとき
歩調合せビット＝ＯＮにセットする。
【００２７】●ＰＲＱ／ＰＲＳ： これらパケットはＲ
ＱＳ／ＲＳＰおよび歩調合せビットの組合せで識別され
る。
ＱＳ／ＲＳＰおよび歩調合せビットの組合せで識別され
る。
【００２８】・ＰＲＱ： これは一つのウィンドーの第
１パケットを使用する要求パケット（歩調合せ要求とも
呼ぶ）であり、それ故歩調合せビットとＲＱＳ／ＲＳＰ
ビットはＯＮにセットされる。
１パケットを使用する要求パケット（歩調合せ要求とも
呼ぶ）であり、それ故歩調合せビットとＲＱＳ／ＲＳＰ
ビットはＯＮにセットされる。
【００２９】・ＰＲＳ： これはフロー制御アルゴリズ
ムについて用いられるレスポンスパケットであり、それ
故、歩調合せビットがセットされる。情報フィールドに
おいてこのＰＲＳパケットは送信装置により使用される
べき新しいウィンドーサイズを含む固有の情報を有す
る。
ムについて用いられるレスポンスパケットであり、それ
故、歩調合せビットがセットされる。情報フィールドに
おいてこのＰＲＳパケットは送信装置により使用される
べき新しいウィンドーサイズを含む固有の情報を有す
る。
【００３０】●ＷＲ（受信されたウィンドー）は各パケ
ットの見出し内の、歩調合せレスポンス（ＰＲＳ）の受
信に続く第１パケット内に送信装置によりセットされる
ビットである。このパケットはＷＲ＝ＯＮを有する。云
いかえるとＷＲは送信装置によるＰＲＳの受信を「肯
定」する。
ットの見出し内の、歩調合せレスポンス（ＰＲＳ）の受
信に続く第１パケット内に送信装置によりセットされる
ビットである。このパケットはＷＲ＝ＯＮを有する。云
いかえるとＷＲは送信装置によるＰＲＳの受信を「肯
定」する。
【００３１】本発明の新規な動的ウィンドー調整法はウ
ィンドーサイズを変化させるべきときに１回の反復で最
良のウィンドーサイズを見い出す方法である。ウィンド
ーは段階的に減少されないで、最良のウィンドー縮少量
を正確に予測し１回でそれまで「縮少」する。ウィンド
ーサイズを大きくする場合にはこの方法はオーバーシュ
ートするが、次の反復でこのオーバーシュートは修正さ
れる。
ィンドーサイズを変化させるべきときに１回の反復で最
良のウィンドーサイズを見い出す方法である。ウィンド
ーは段階的に減少されないで、最良のウィンドー縮少量
を正確に予測し１回でそれまで「縮少」する。ウィンド
ーサイズを大きくする場合にはこの方法はオーバーシュ
ートするが、次の反復でこのオーバーシュートは修正さ
れる。
【００３２】一つのセッションが前のウィンドーを捨て
る前に新しいウィンドーを受ける場合には、そのセッシ
ョンはそのパケットが送信装置により充分高速で伝送さ
れていないから大きすぎるウィンドーを有することにな
る。同様に、後のウィンドーのパケットが受信側で前の
ウィンドーのパケットに追いつく場合にはそのウィンド
ーサイズは、受信装置が充分高速でこれらパケットを順
方向に送ることが出来ないために大きすぎることにな
る。要するに、所望のウィンドーサイズは２つの量、す
なわち（ａ）低い送信または受信速度および（ｂ）ウィ
ンドーのターンアラウンドタイム（すなわち送信装置を
出るＰＲＱとそれに入る次のＰＲＳとの間の時間）にも
とづくべきである。
る前に新しいウィンドーを受ける場合には、そのセッシ
ョンはそのパケットが送信装置により充分高速で伝送さ
れていないから大きすぎるウィンドーを有することにな
る。同様に、後のウィンドーのパケットが受信側で前の
ウィンドーのパケットに追いつく場合にはそのウィンド
ーサイズは、受信装置が充分高速でこれらパケットを順
方向に送ることが出来ないために大きすぎることにな
る。要するに、所望のウィンドーサイズは２つの量、す
なわち（ａ）低い送信または受信速度および（ｂ）ウィ
ンドーのターンアラウンドタイム（すなわち送信装置を
出るＰＲＱとそれに入る次のＰＲＳとの間の時間）にも
とづくべきである。
【００３３】受信装置側において： ●ＣＮＴ： カウントはＰＲＱ受信とＷＲパケット受信
間インターバルにおいて１つのノードに入るパケットの
数である。ＣＮＴは従って１「ラウンドトリップ遅延」
におけるパケット受信速度をサンプリングする。
間インターバルにおいて１つのノードに入るパケットの
数である。ＣＮＴは従って１「ラウンドトリップ遅延」
におけるパケット受信速度をサンプリングする。
【００３４】●ＱＬ： 待ち行列長は伝送待ち行列内の
パケットの数である。受信装置側ではＣＮＴとＱＬは受
信パケットごとに増加し、ＱＬは送信パケットごとに減
少する。
パケットの数である。受信装置側ではＣＮＴとＱＬは受
信パケットごとに増加し、ＱＬは送信パケットごとに減
少する。
【００３５】送信装置側において： ●ＷＷ： ＷＷはワーキングウィンドーサイズであっ
て、送信装置が伝送しうるパケットの数である。ＷＷは
送信毎に１づつ減少しそしてＰＲＳを受信しているとき
ウィンドーサイズ（ＷＳ）だけ増加する。
て、送信装置が伝送しうるパケットの数である。ＷＷは
送信毎に１づつ減少しそしてＰＲＳを受信しているとき
ウィンドーサイズ（ＷＳ）だけ増加する。
【００３６】●ＮＷ： ＮＷは許可された次のウィンド
ーのサイズである。ＮＷはＰＲＳの受信毎に示される新
しいウィンドー値により更新される。ＮＷの値はＱＬが
０以上であるかどうかおよび歩調合せビットがＯＮであ
るかどうかにより、式１または２を用いて計算されたＷ
Ｓの最終値である。
ーのサイズである。ＮＷはＰＲＳの受信毎に示される新
しいウィンドー値により更新される。ＮＷの値はＱＬが
０以上であるかどうかおよび歩調合せビットがＯＮであ
るかどうかにより、式１または２を用いて計算されたＷ
Ｓの最終値である。
【００３７】●ＬＷＲ： ＬＷＲは最終歩調合せレスポ
ンス（ＰＲＳ）受信以降にデータパケットが送信されな
かったことを示すために用いられるフラグである。受信装置側アルゴリズム このアルゴリズムは２つのパートを有する。第１パケッ
トはパケットが次のホップについて待ち行列とされる前
に処理され、第２は送信装置が次のホップで送信のため
に１つのパケットをデキューするとき処理される。図２
はこのアルゴリズムのフロー図であり、以下にこの方法
の種々の部分を詳述する。パート１ 図２において、第１パケットはブロック２０１でスター
トし、ブロック２０９で終了する。ノードにパケットが
入る（２０１）と、受信装置は見出し部内のＷＲビット
を検査する。このビットがセットされていない場合には
ウィンドーサイズの調整は不要であり、それ故このパケ
ットは直接ブロック２０６に入り、局所パラメータを更
新する。しかしながら、ＷＲビットがセットされていれ
ば次の要求についての正しウィンドーサイズが計算され
る。その結果が前のウィンドーサイズについてと同一の
値となることがありうる。ブロック２０２でＱＬを検査
する。ＱＬが０でない場合には前のウィンドーサイズが
大きすぎたことになる。受信装置はブロック２０３にお
いて新しい縮少されたウィンドーサイズ（ＷＳ）を次の
ように計算する： ＷＳ＝ｍａｘ（Ｗmin ，ＣＮＴ−ＱＬ＋Ｂ） ………（１） 但し、Ｗmin は最小ウィンドーサイズを示す予定のパラ
メータ、Ｂは減衰因子である。Ｗmin はフロー制御オー
バーヘットを許容レベル内に維持するように選ばれる。
値Ｗmin とＢは可調整のパラメータであり、実用的な理
由で用いられる。例えば１０個のデータパケットについ
て１個の制御パケット（例えばＰＲＳパケット）がある
ようにＷmin とＢは１０と２であってもよい。
ンス（ＰＲＳ）受信以降にデータパケットが送信されな
かったことを示すために用いられるフラグである。受信装置側アルゴリズム このアルゴリズムは２つのパートを有する。第１パケッ
トはパケットが次のホップについて待ち行列とされる前
に処理され、第２は送信装置が次のホップで送信のため
に１つのパケットをデキューするとき処理される。図２
はこのアルゴリズムのフロー図であり、以下にこの方法
の種々の部分を詳述する。パート１ 図２において、第１パケットはブロック２０１でスター
トし、ブロック２０９で終了する。ノードにパケットが
入る（２０１）と、受信装置は見出し部内のＷＲビット
を検査する。このビットがセットされていない場合には
ウィンドーサイズの調整は不要であり、それ故このパケ
ットは直接ブロック２０６に入り、局所パラメータを更
新する。しかしながら、ＷＲビットがセットされていれ
ば次の要求についての正しウィンドーサイズが計算され
る。その結果が前のウィンドーサイズについてと同一の
値となることがありうる。ブロック２０２でＱＬを検査
する。ＱＬが０でない場合には前のウィンドーサイズが
大きすぎたことになる。受信装置はブロック２０３にお
いて新しい縮少されたウィンドーサイズ（ＷＳ）を次の
ように計算する： ＷＳ＝ｍａｘ（Ｗmin ，ＣＮＴ−ＱＬ＋Ｂ） ………（１） 但し、Ｗmin は最小ウィンドーサイズを示す予定のパラ
メータ、Ｂは減衰因子である。Ｗmin はフロー制御オー
バーヘットを許容レベル内に維持するように選ばれる。
値Ｗmin とＢは可調整のパラメータであり、実用的な理
由で用いられる。例えば１０個のデータパケットについ
て１個の制御パケット（例えばＰＲＳパケット）がある
ようにＷmin とＢは１０と２であってもよい。
【００３８】待ち行列が空（２０２）のとき、歩調合せ
ビットを検査する（２０４）。歩調合せ要求が歩調合せ
ビットにより示されない場合には、送信装置はそれが扱
えるよりも大きいウィンドーを有し、そして受信装置は
ブロック２０３において再び新しい縮小されたウィンド
ーの計算を行う。
ビットを検査する（２０４）。歩調合せ要求が歩調合せ
ビットにより示されない場合には、送信装置はそれが扱
えるよりも大きいウィンドーを有し、そして受信装置は
ブロック２０３において再び新しい縮小されたウィンド
ーの計算を行う。
【００３９】以上、ウィンドーサイズを縮小する方法を
述べた。この目的は送信パケット速度に整合するウィン
ドーサイズを与えることであるが受信ノードにおいて或
る数のパケットＢを待つことを可能にする。次の考察は
この方法を明確にするものである。
述べた。この目的は送信パケット速度に整合するウィン
ドーサイズを与えることであるが受信ノードにおいて或
る数のパケットＢを待つことを可能にする。次の考察は
この方法を明確にするものである。
【００４０】●次のホップが狭いものでない場合にはＱ
ＬがＢに近いものと考えることが出来、従ってウィンド
ーサイズ（ＣＮＴで示される）は問題のラウンドトリッ
プ遅延にほゞ整合し、パイプを満杯に維持する。
ＬがＢに近いものと考えることが出来、従ってウィンド
ーサイズ（ＣＮＴで示される）は問題のラウンドトリッ
プ遅延にほゞ整合し、パイプを満杯に維持する。
【００４１】●次のホップが狭いものとなればＱＬは新
しいウィンドーがＷmin へと縮少されるように大きくな
る。
しいウィンドーがＷmin へと縮少されるように大きくな
る。
【００４２】●このセッションが殆んど不活性であれば
この新しいウィンドーはＷmin を越えて増加する必要が
ない。
この新しいウィンドーはＷmin を越えて増加する必要が
ない。
【００４３】●通常、ウィンドーはいく分ずれるもので
あり、パラメータＢは遅延／スループット取引きを決定
し、そのノードにおけるバッファの利用度を決める。
あり、パラメータＢは遅延／スループット取引きを決定
し、そのノードにおけるバッファの利用度を決める。
【００４４】ブロック２０４において、待ち行列が空で
あって歩調合せビットがセットされている場合には、受
信装置はその伝送速度を増加する要求を出すことが出
来、そして送信装置はより大きいウィンドーを要求す
る。そのような場合にはウィンドーサイズ（ＷＳ）は次
のように増加される（２０５）： ＷＳ＝ｍｉｎ（Ｗmax ，ＣＮＴ＋αＷmax ） ………（２） 但し０≦α≦１、すなわちαは０と１の間の値をとる設
計パラメータである。
あって歩調合せビットがセットされている場合には、受
信装置はその伝送速度を増加する要求を出すことが出
来、そして送信装置はより大きいウィンドーを要求す
る。そのような場合にはウィンドーサイズ（ＷＳ）は次
のように増加される（２０５）： ＷＳ＝ｍｉｎ（Ｗmax ，ＣＮＴ＋αＷmax ） ………（２） 但し０≦α≦１、すなわちαは０と１の間の値をとる設
計パラメータである。
【００４５】受信装置はそのセッションにおける将来の
トラヒックについての情報をもたないから、ＣＮＴとＷ
max の間の新しいウィンドーを「予想」しなければなら
ない。しかしながらこの方法は、式（１）におけるウィ
ンドーの縮小がオーバーリアクションを常に高速で修正
するから過予測に対しては感応しない。それ故、ウィン
ドーサイズをＣＮＴからＷmax へと増加させる殆んど任
意のヒューリスティックは急速に「収斂」する。式
（２）はその一例と見るべきである。
トラヒックについての情報をもたないから、ＣＮＴとＷ
max の間の新しいウィンドーを「予想」しなければなら
ない。しかしながらこの方法は、式（１）におけるウィ
ンドーの縮小がオーバーリアクションを常に高速で修正
するから過予測に対しては感応しない。それ故、ウィン
ドーサイズをＣＮＴからＷmax へと増加させる殆んど任
意のヒューリスティックは急速に「収斂」する。式
（２）はその一例と見るべきである。
【００４６】任意の受信パケットについて受信する受信
装置は待ち行列のサイズを増加させねばならない。しか
しながら、ＣＮＴはリセットされるまで受信パケット毎
に増加する。これは、歩調合せビットがセットされると
きリセットされる。かくして、任意の受信パケットにつ
いて、歩調合せビットがＯＮであれば、ＣＮＴは０にセ
ットされる（２０６，２０７）。しかしながら、歩調合
せビットがＯＦＦであればＣＮＴは１だけ増加される
（２０６，２０８）。段階２０７または２０８後に受信
パケットは待ち行列へ流れる。パート２ 送信待ち行列内のすべてのパケットは送信装置プロトコ
ルのもとにある。しかしながら、受信装置は、この待ち
行列を出るすべてのパケットについて、確実にＱＬを更
新（２１０）し、歩調合せビットを検査（２１１）す
る。歩調合せビットがセットされると、ＷＳからウィン
ドーサイズをもってＰＲＳ（歩調合せレスポンス）パケ
ットをつくり、それをそれ自体のホップの送信側へ送り
返す（２１２）ことは受信側の責任である。
装置は待ち行列のサイズを増加させねばならない。しか
しながら、ＣＮＴはリセットされるまで受信パケット毎
に増加する。これは、歩調合せビットがセットされると
きリセットされる。かくして、任意の受信パケットにつ
いて、歩調合せビットがＯＮであれば、ＣＮＴは０にセ
ットされる（２０６，２０７）。しかしながら、歩調合
せビットがＯＦＦであればＣＮＴは１だけ増加される
（２０６，２０８）。段階２０７または２０８後に受信
パケットは待ち行列へ流れる。パート２ 送信待ち行列内のすべてのパケットは送信装置プロトコ
ルのもとにある。しかしながら、受信装置は、この待ち
行列を出るすべてのパケットについて、確実にＱＬを更
新（２１０）し、歩調合せビットを検査（２１１）す
る。歩調合せビットがセットされると、ＷＳからウィン
ドーサイズをもってＰＲＳ（歩調合せレスポンス）パケ
ットをつくり、それをそれ自体のホップの送信側へ送り
返す（２１２）ことは受信側の責任である。
【００４７】上記の手順で計算された新しいウィンドー
サイズが受信側における使用可能な「無拘束」パケット
バッファの数を越えることがありうる。その場合には、
受信パケットバッファの過拘束を避けるために受信装置
は２つの数、すなわち使用可能な「無拘束」パケットバ
ッファの数（これはＷＳより小さい）と上記手順により
計算された「理想」的な新しいウィンドーサイズ（Ｗ
Ｓ）、を含む拡張歩調合せレスポンス（ＰＲＳ）を送
る。非拡張ＰＲＳパケットは１つの数についてのみファ
イルされるデータを有する。送信装置がそのような拡張
ＰＲＳを得るときは、問題のセッションについて使用可
能な無拘束数を「新しいウィンドー」として使用しう
る。しかしながら、送信装置は後述する共用クレジット
プール（ＳＣＰ）から歩調合せクレジットの同様の数を
減算することにより理想的な新しいウィンドー数の値ま
で「次のウィンドー」を増加させることも出来る。送信側アルゴリズム 図３において、送信装置のフロー制御アルゴリズムは２
つの独立した事象によりトリガーされる。待ち行列が送
信すべきパケットを有する（３０１−３０７）かあるい
はＰＳが受信装置から入ったか（３０８）である。パケ
ット送信プロセスはＷＷ＞０の形で受信装置からの許可
を要求する。この許可はブロック３０１で検査される。
ＷＷが０より大であれば送信装置はそのパケットを待ち
行列からはずしそしてワーキングウィンドーサイズを１
だけ減少させる（３０２）。
サイズが受信側における使用可能な「無拘束」パケット
バッファの数を越えることがありうる。その場合には、
受信パケットバッファの過拘束を避けるために受信装置
は２つの数、すなわち使用可能な「無拘束」パケットバ
ッファの数（これはＷＳより小さい）と上記手順により
計算された「理想」的な新しいウィンドーサイズ（Ｗ
Ｓ）、を含む拡張歩調合せレスポンス（ＰＲＳ）を送
る。非拡張ＰＲＳパケットは１つの数についてのみファ
イルされるデータを有する。送信装置がそのような拡張
ＰＲＳを得るときは、問題のセッションについて使用可
能な無拘束数を「新しいウィンドー」として使用しう
る。しかしながら、送信装置は後述する共用クレジット
プール（ＳＣＰ）から歩調合せクレジットの同様の数を
減算することにより理想的な新しいウィンドー数の値ま
で「次のウィンドー」を増加させることも出来る。送信側アルゴリズム 図３において、送信装置のフロー制御アルゴリズムは２
つの独立した事象によりトリガーされる。待ち行列が送
信すべきパケットを有する（３０１−３０７）かあるい
はＰＳが受信装置から入ったか（３０８）である。パケ
ット送信プロセスはＷＷ＞０の形で受信装置からの許可
を要求する。この許可はブロック３０１で検査される。
ＷＷが０より大であれば送信装置はそのパケットを待ち
行列からはずしそしてワーキングウィンドーサイズを１
だけ減少させる（３０２）。
【００４８】この減少されたワーキングウィンドーサイ
ズは次に歩調合せレスポンスから入る最後のウィンドー
サイズの値と比較される（３０３）。このワーキングウ
ィンドーサイズが歩調合せレスポンスから入るＷＳの最
終値より小さければ、この歩調合せビットはＯＮにセッ
トされる（３０４）。次にＬＷＲフラグが検査される
（３０５）。このフラグがＯＮにセットされれば待ち行
列からはずされたパケット内のＷＲビットがＯＮにセッ
トされる（３０６）。上述のように、ＬＷＲフラグをＯ
Ｎにセットすることは送信装置に入った最終の歩調合せ
レスポンス以来データパケットが伝送されなかったこと
を示す。最後に、待ち行列をはずれたパケット（３０
２）は受信装置に送られる（３０７）。待ち行列の長さ
あるいはウィンドーサイズとは無関係に送信装置はＰＲ
Ｓを受信しうる。ＰＲＳの処理はブロック３０８を示
す。ＮＷのリセットはＰＲＳがＮＷについて新しい値を
有することを意味する。これは図１の情報の一部分であ
る。共用クレジットプール 図４は共用クレジットプール（ＳＣＰ）を有する送信装
置の構造を示す。各セッションは送信待ち行列（４０
４，４０４′，４０４″）、ＬＷＲ、ＷＷおよびＮＷを
示すためのビット（４０５，４０５′，４０５″）およ
びＩＤＬＥビット（４０６，４０６′，４０６″）を維
持する。図７にはセッション９０１，９０２，…９ｎを
示す。
ズは次に歩調合せレスポンスから入る最後のウィンドー
サイズの値と比較される（３０３）。このワーキングウ
ィンドーサイズが歩調合せレスポンスから入るＷＳの最
終値より小さければ、この歩調合せビットはＯＮにセッ
トされる（３０４）。次にＬＷＲフラグが検査される
（３０５）。このフラグがＯＮにセットされれば待ち行
列からはずされたパケット内のＷＲビットがＯＮにセッ
トされる（３０６）。上述のように、ＬＷＲフラグをＯ
Ｎにセットすることは送信装置に入った最終の歩調合せ
レスポンス以来データパケットが伝送されなかったこと
を示す。最後に、待ち行列をはずれたパケット（３０
２）は受信装置に送られる（３０７）。待ち行列の長さ
あるいはウィンドーサイズとは無関係に送信装置はＰＲ
Ｓを受信しうる。ＰＲＳの処理はブロック３０８を示
す。ＮＷのリセットはＰＲＳがＮＷについて新しい値を
有することを意味する。これは図１の情報の一部分であ
る。共用クレジットプール 図４は共用クレジットプール（ＳＣＰ）を有する送信装
置の構造を示す。各セッションは送信待ち行列（４０
４，４０４′，４０４″）、ＬＷＲ、ＷＷおよびＮＷを
示すためのビット（４０５，４０５′，４０５″）およ
びＩＤＬＥビット（４０６，４０６′，４０６″）を維
持する。図７にはセッション９０１，９０２，…９ｎを
示す。
【００４９】一つのセッションのＯＮ ＩＤＬＥビット
はそのセッションがアイドルである、すなわち空の送信
待ち行列を有する、ことを示すために用いられる。或る
規則に従いそしてセッション間の送信順位をきめる１つ
のスケジューラ４０１がある。２つのスケジュールモー
ドすなわち排他モードおよび共用モードがある。このス
ケジューラはまたスケジューリングモードをセットする
ためにレジスタ、最終送信４０３を必要とする。
はそのセッションがアイドルである、すなわち空の送信
待ち行列を有する、ことを示すために用いられる。或る
規則に従いそしてセッション間の送信順位をきめる１つ
のスケジューラ４０１がある。２つのスケジュールモー
ドすなわち排他モードおよび共用モードがある。このス
ケジューラはまたスケジューリングモードをセットする
ためにレジスタ、最終送信４０３を必要とする。
【００５０】図５は送信装置がスケジューラセッション
についてのパケットを送り、るあいはそれから歩調合せ
カウントを集めるプロセスを示す。このプロセスはブロ
ック５０１における選択されたセッションでスタートす
る。このプロセスはそのセッションが空の待ち行列を有
するかどうかのブロック５０２における決定により条件
づけられる。この待ち行列が空であり、そのセッション
のＩＤＬＥビットがセットされていない（５０３）なら
ば、ＩＤＬＥビットがセットされ（５０４）そしてＷ′
を越えるセッションの歩調合せカウントが共用クレジッ
トプールに送られる（５０５，５０６）。待ち行列が空
でなくセッションが０でない歩調合せカウントを有する
場合（５０７）には、データパケットがそのセッション
自体の歩調合せカウントの１つを用いて送られる（５０
８，５０９）。このセッションが自体の歩調合せカウン
トを有しない場合には、スケジューリングが共用モード
であればＳＣＰからの歩調合せカウントを使用しうる
（５１０，５１１，５１２，５１３）。Ｗ′はシステム
パラメータであり、次のような値とするとよい。
についてのパケットを送り、るあいはそれから歩調合せ
カウントを集めるプロセスを示す。このプロセスはブロ
ック５０１における選択されたセッションでスタートす
る。このプロセスはそのセッションが空の待ち行列を有
するかどうかのブロック５０２における決定により条件
づけられる。この待ち行列が空であり、そのセッション
のＩＤＬＥビットがセットされていない（５０３）なら
ば、ＩＤＬＥビットがセットされ（５０４）そしてＷ′
を越えるセッションの歩調合せカウントが共用クレジッ
トプールに送られる（５０５，５０６）。待ち行列が空
でなくセッションが０でない歩調合せカウントを有する
場合（５０７）には、データパケットがそのセッション
自体の歩調合せカウントの１つを用いて送られる（５０
８，５０９）。このセッションが自体の歩調合せカウン
トを有しない場合には、スケジューリングが共用モード
であればＳＣＰからの歩調合せカウントを使用しうる
（５１０，５１１，５１２，５１３）。Ｗ′はシステム
パラメータであり、次のような値とするとよい。
【００５１】 このプロセスはスケジュールされたすべてのセッション
について無限にくり返される。
について無限にくり返される。
【００５２】図６はスケジュールモードの変更プロセス
を示す。２つのスケジューリングモード、すなわち共用
モードと排他モードがある。排他モードではセッション
はデータパケットの送出についてそれ自体の歩調合せカ
ウントを使用しなければならない。共用モードではＩＤ
ＬＥ＝１のセッションはデータパケットの送出にＳＣＰ
からの歩調合せカウントを用いることが出来る。このプ
ロセスは最終送信の初期化（６００）および現在選ばれ
ているセッション（６０１）でスタートし、そして現在
のスケジューリングモードで条件づけられる（６０
２）。このスケジューリングが排他モードであれば、こ
のプロセスは選ばれたセッションがデータパケットを送
信するかどうか（６０３）に従う。このセッションがデ
ータパケットを送る場合には、このモードは変更され
ず、そして最終送信が６０６において選ばれたセッショ
ンを記録するために更新される。このセッションがデー
タパケットを送信しない場合には、最終送信＝セッショ
ン（６０４）は選ばれたセッションの２つのスケジュー
リング間でセッションがデータパケットを送らないこと
を示す。これは、データパケットの送出にそれ自体の歩
調合せカウントを用いるセッションがない場合である。
このスケジューリングモードはこのとき共用モード６０
５に切換えられる。
を示す。２つのスケジューリングモード、すなわち共用
モードと排他モードがある。排他モードではセッション
はデータパケットの送出についてそれ自体の歩調合せカ
ウントを使用しなければならない。共用モードではＩＤ
ＬＥ＝１のセッションはデータパケットの送出にＳＣＰ
からの歩調合せカウントを用いることが出来る。このプ
ロセスは最終送信の初期化（６００）および現在選ばれ
ているセッション（６０１）でスタートし、そして現在
のスケジューリングモードで条件づけられる（６０
２）。このスケジューリングが排他モードであれば、こ
のプロセスは選ばれたセッションがデータパケットを送
信するかどうか（６０３）に従う。このセッションがデ
ータパケットを送る場合には、このモードは変更され
ず、そして最終送信が６０６において選ばれたセッショ
ンを記録するために更新される。このセッションがデー
タパケットを送信しない場合には、最終送信＝セッショ
ン（６０４）は選ばれたセッションの２つのスケジュー
リング間でセッションがデータパケットを送らないこと
を示す。これは、データパケットの送出にそれ自体の歩
調合せカウントを用いるセッションがない場合である。
このスケジューリングモードはこのとき共用モード６０
５に切換えられる。
【００５３】このスケジューリングは１つのセッション
がそれ自体の歩調合せカンウトを用いてデータパケット
を送ることが出来るようになると直ちに共用から排他モ
ードに切換えられる。従ってスケジューリングが共用モ
ードであれば、選ばれたセッションが（１）非空送信待
ち行列（２）、ＩＤＬＥのＯＦＦへのセット（６０８）
および（３）非０歩調合せカウント（６０９）を有する
場合にスケジューリングは排他モードに切換わる（６１
０）。
がそれ自体の歩調合せカンウトを用いてデータパケット
を送ることが出来るようになると直ちに共用から排他モ
ードに切換えられる。従ってスケジューリングが共用モ
ードであれば、選ばれたセッションが（１）非空送信待
ち行列（２）、ＩＤＬＥのＯＦＦへのセット（６０８）
および（３）非０歩調合せカウント（６０９）を有する
場合にスケジューリングは排他モードに切換わる（６１
０）。
【００５４】ＩＤＬＥ＝０のセッションは、データパケ
ットが新しいウィンドーを得るまですなわちそれが新し
いＰＲＳを受けるまで共用スケジューリングモードでデ
ータパケットを送るためにＳＣＰからの歩調合せカウン
トを用いる。従って、ＩＤＬＥビットはＰＲＳの受信に
より０にリセットされる。図７はＩＤＬＥビットのリセ
ットプロセスを示す。このプロセスはセッションがＰＲ
Ｓを受けたときトリガーされる（７０１）。次にＩＤＬ
ＥがＯＦＦにセットされ（７０２）そしてＰＣがＰＲＳ
に特定される値にセットされる（７０３）。
ットが新しいウィンドーを得るまですなわちそれが新し
いＰＲＳを受けるまで共用スケジューリングモードでデ
ータパケットを送るためにＳＣＰからの歩調合せカウン
トを用いる。従って、ＩＤＬＥビットはＰＲＳの受信に
より０にリセットされる。図７はＩＤＬＥビットのリセ
ットプロセスを示す。このプロセスはセッションがＰＲ
Ｓを受けたときトリガーされる（７０１）。次にＩＤＬ
ＥがＯＦＦにセットされ（７０２）そしてＰＣがＰＲＳ
に特定される値にセットされる（７０３）。
【００５５】ＳＣＰ内の歩調合せカウントは過大になっ
てはならない。そうでないと受信装置はその受信バッフ
ァの制御を失うことになる。もどりクレジット（または
単にＲＣ）と呼ばれる独立した歩調合せメッセージ（Ｉ
ＰＭ）がこの手順について与えられる。送信装置は通常
スケジューリングが共用モードであるときのような適当
な時点でＲＣを送信する。しかしながら、ＳＣＰ内の歩
調合せカウントが予定のしきい値を越えたならば、歩調
合せクレジットのもどりが促進される。歩調合せカウン
トのいずれのもどし方法を用いてもＳＣＰ内に或る量の
歩調合せカウントを維持することが望ましい。好適な値
はＷmax である。図８はこのプロセスを示しており、適
当な時点はスケジューリングが共用モードにあるときで
ある。このプロセスはＳＣＰがしきい値より多く歩調合
せカウントを累積したかどうか（８０１）により条件づ
けられる。多く累積していればもどりは直ちに（ＳＣＰ
−Ｗmax ）歩調合せカウントをもつＲＣを送信し（８０
２）そしてＳＣＰをＷmaxにリセットする（８０３）こ
とにより促進される。このしきい値を越えない場合に
は、（ＳＣＰ−Ｗmax ）歩調合せカウントを有するＲＣ
は、（１）ＳＣＰがＷmax より多い歩調合せカウントを
有しそして（２）時が適当である、すなわちスケジュー
リングが共用モードであるときにのみ送られる（８０
５）。また、ＲＣが上記２つの条件下で送られるときは
ＳＣＰがＷmax にリセットされる（８０７）。このプロ
セスは歩調合せカウントがＳＣＰに加算されあるいは共
用スケジューリングモードにおけるように時が適当であ
れば活性化される。
てはならない。そうでないと受信装置はその受信バッフ
ァの制御を失うことになる。もどりクレジット（または
単にＲＣ）と呼ばれる独立した歩調合せメッセージ（Ｉ
ＰＭ）がこの手順について与えられる。送信装置は通常
スケジューリングが共用モードであるときのような適当
な時点でＲＣを送信する。しかしながら、ＳＣＰ内の歩
調合せカウントが予定のしきい値を越えたならば、歩調
合せクレジットのもどりが促進される。歩調合せカウン
トのいずれのもどし方法を用いてもＳＣＰ内に或る量の
歩調合せカウントを維持することが望ましい。好適な値
はＷmax である。図８はこのプロセスを示しており、適
当な時点はスケジューリングが共用モードにあるときで
ある。このプロセスはＳＣＰがしきい値より多く歩調合
せカウントを累積したかどうか（８０１）により条件づ
けられる。多く累積していればもどりは直ちに（ＳＣＰ
−Ｗmax ）歩調合せカウントをもつＲＣを送信し（８０
２）そしてＳＣＰをＷmaxにリセットする（８０３）こ
とにより促進される。このしきい値を越えない場合に
は、（ＳＣＰ−Ｗmax ）歩調合せカウントを有するＲＣ
は、（１）ＳＣＰがＷmax より多い歩調合せカウントを
有しそして（２）時が適当である、すなわちスケジュー
リングが共用モードであるときにのみ送られる（８０
５）。また、ＲＣが上記２つの条件下で送られるときは
ＳＣＰがＷmax にリセットされる（８０７）。このプロ
セスは歩調合せカウントがＳＣＰに加算されあるいは共
用スケジューリングモードにおけるように時が適当であ
れば活性化される。
【図１】ＲＱＳ（要求）／ＲＳＰ（レスポンス）ビッ
ト、歩調合せビットおよびＷＲ（受信ウィンドー）ビッ
トを有するパケットの概略図。
ト、歩調合せビットおよびＷＲ（受信ウィンドー）ビッ
トを有するパケットの概略図。
【図２】受信装置について本発明で使用されるアルゴリ
ズムのフローチャート。
ズムのフローチャート。
【図３】送信装置について本発明で使用されるアルゴリ
ズムのフローチャート。
ズムのフローチャート。
【図４】共用クレジットプールを有する送信装置の構造
を示す図。
を示す図。
【図５】送信装置がパケットを送りあるいは歩調合せカ
ウントを集めるプロセスの概略図。
ウントを集めるプロセスの概略図。
【図６】共用および排他スケジュールモード間の切換プ
ロセスを示すフローチャート。
ロセスを示すフローチャート。
【図７】送信装置による歩調合せレスポンスの受信によ
るアイドルビットと歩調合せカウントのセッティングを
示す図。
るアイドルビットと歩調合せカウントのセッティングを
示す図。
【図８】プール内の歩調合せカウントが過大となったと
き共用クレジットプールからの歩調合せクレジットのも
どしプロセスを示すフローチャート。
き共用クレジットプールからの歩調合せクレジットのも
どしプロセスを示すフローチャート。
【符号の説明】 ２ 情報データフィールド ４ 見出し部 １０ パケット
───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (72)発明者 モン‐ソン、チェン アメリカ合衆国ニューヨーク州、カトナ、 サミュエル、パーディー、レーン、１ (72)発明者 バラト、クマール、カダバ アメリカ合衆国ニューヨーク州、ピークス キル、メイプル、コート、11 (72)発明者 マーク、アダム、カプラン アメリカ合衆国ニューヨーク州、パーディ ース、ヤークス、ロード（番地なし)
Claims (15)
- 【請求項１】パケット伝送ネットワークにおいて、この
ネットワークのリンクした送信側および受信側間のセッ
ションにおけるウィンドーサイズを調整する方法であっ
て、 上記送信側および受信側間セッションにおいて送信され
るべき次のウィンドーの、上記送信側が次のウィンドー
内で送信しうるパケットの数である、サイズを示す歩調
合せレスポンスを上記送信側に送る段階を有し、 上記次のウィンドーサイズ（ＷＳ）はそれが計算される
べきときにＱＬ≠０またはＱＬ＝０であり且つ歩調合せ
要求が特定の時間インターバル内で受信されなかったと
き前のウィンドーサイズを減少させることにより決定さ
れ、かくしてウィンドーサイズ（ＷＳ）が次式 ＷＳ＝ｍａｘ（Ｗmin ，ＣＮＴ−ＱＬ＋Ｂ） （但し、ＣＮＴは、上記送信側から受信側に伝送される
べき第１パケットに必要な時間とこの第１パケットが上
記受信側受信された後に上記受信側から上記送信側に送
られるべき第２パケットに必要な時間の和であるラウン
ドトリップ遅延時間中に上記送信側から上記受信側で受
信されるパケットの数、ＱＬはこのネットワークの他の
ノードへの将来の伝送のために上記受信側の待ち行列に
記憶されるパケットの数、Ｗmin は最小ウィンドーサイ
ズを示す予め特定されたパラメータ、Ｂは同じく予め特
定されたパラメータである）で決定され、 上記次のウィンドーサイズは、この次のウィンドーサイ
ズが計算されるべきときにＱＬ＝０であり且つ歩調合せ
要求が上記特定の時間インターバル内で受信されたとき
上記次のウィンドーサイズがＣＮＴとＷmax （但し、Ｗ
max は予め特定されたパラメータである）の間の値とな
るならば前のウィンドーサイズを増大させることにより
決定される、 パケット伝送ネットワークにおけるウィンドーサイズの
調整方法。 - 【請求項２】パケット伝送ネットワークにおいて、この
ネットワークのリンクした送信側および受信側間のセッ
ションにおけるウィンドーサイズを調整する方法であっ
て：次のウィンドーについて、上記送信側が上記セッシ
ョンのこの次のウィンドーにおいて送信しうるパケット
数である次のウィンドーサイズの要求を示す歩調合せ要
求を上記受信側に送信する段階、及びこの歩調合せ要求
に応答して、上記受信および受信側間の上記セッション
において伝送されるべき上記次のウィンドーのサイズを
示す歩調合せレスポンスを上記送信側に送信する段階を
有し、 上記次のウィンドーサイズは上記次のウィンドーサイズ
（ＷＳ）が計算されるべきときにＱＬ≠０またはＱＬ＝
０であり、しかも歩調合せ要求が特定の時間インターバ
ル内で受信されなかったならば前のウィンドーサイズを
減少することにより決定され、かくして上記次のウィン
ドーサイズが次式 ＷＳ＝ｍａｘ（Ｗmin ，ＣＮＴ−ＱＬ＋Ｂ） （但し、ＣＮＴは上記送信側から受信側に伝送されるべ
き第１パケットに必要な時間とこの第１パケットが上記
受信側で受信された後に上記受信側から上記送信側に送
られるべき第２パケットに必要な時間の和であるラウン
ドトリップ遅延時間中に上記送信側から上記受信側で受
信されるパケットの数、ＱＬはこのネットワークの他の
ノードーへの将来の伝送のために上記受信側の待ち行列
に記憶されるパケット数、Ｗmin は最小ウィンドーサイ
ズを示す予め特定されたパラメータ、Ｂは同じく予め定
められたパラメータである）で決定され、 上記次のウィンドーサイズは、上記次のウィンドーサイ
ズが計算されるべきときにＱＬ＝０であり且つ歩調合せ
要求が上記特定の時間インターバル内に受信されたなら
ば前のウィンドーサイズを増加することにより決定さ
れ、Ｗmax を予め特定されたパラメータとしたときＣＮ
ＴとＷmax の間の値となる、 パケット伝送ネットワークにおけるウィンドーサイズの
調整方法。 - 【請求項３】パケット伝送ネットワークにおいて、この
ネットワークのリンクした送信側および受信側間のセッ
ションにおけるウィンドーサイズを調整する方法であっ
て、 第１ウィンドーが送信されている間に、上記送信および
受信側間のセッションにおいて伝送されるべき、上記セ
ッション中の上記第１ウィンドーの送信後にこの第１ウ
ィンドーの伝送との間の時間内に他のウィンドーを送信
することなくこのセッション中に伝送される第２ウィン
ドーの、上記送信側がその第２ウィンドーにおいて送信
しうるパケット数であるサイズ（ＷＳ）を示す歩調合せ
レスポンスを上記送信側に伝送する段階を有し、 上記第２ウィンドーの上部サイズはそれが計算されるべ
きときにＱＬ≠０またはＱＬ＝０であり、且つ歩調合せ
要求が特定の時間インターバルにおいて上記受信側で受
信されなかった場合に上記第１ウィンドーのサイズを減
少させることにより決定され、しかも次式 ＷＳ＝ｍａｘ（Ｗmin ，ＣＮＴ−ＱＬ＋Ｂ） （但し、ＣＮＴは上記送信側から受信側に伝送されるべ
き第１パケットに必要な時間とこの第１パケットが上記
受信側で受信された後に上記受信側から上記送信側に送
られるべき第２パケットに必要な時間の和であるラウン
ドトリップ遅延時間中に上記送信側から上記受信側で受
信されるパケットの数、ＱＬはこのネットワークの他の
ノードへの将来の伝送のために上記受信側の待ち行列に
記憶されるパケット数、Ｗmin は最小ウィンドーサイズ
を示す予め特定されたパラメータ、Ｂは同じく予め定め
られたパラメータである）で決定され、 上記第２ウィンドーの上記サイズは、それが計算される
べきときにＱＬ＝０であり且つ歩調合せ要求が上記特定
の時間インターバル内で受信されたならば、上記第１ウ
ィンドーのサイズを増大することにより決定され、Ｗ
max を予め特定されたパラメータとしたときＣＮＴとＷ
max の間の値となる、 パケット伝送ネットワークにおけるウィンドーサイズの
調整方法。 - 【請求項４】パケット伝送ネットワークにおいて、この
ネットワークのリンクした送信側および受信側間のセッ
ションにおけるウィンドーサイズを調整する方法であっ
て、 第１ウィンドー内で第２ウィンドーについての、
上記送信側が上記セッションの上記第２ウィンドー内で
伝送しうるパケットの数であるサイズについての要求を
示す歩調合せ要求を上記受信側に伝送する段階、及び第
１ウィンドーが送信中であって且つ上記歩調合せ要求に
応じて、上記セッションにおいて伝送されるべき、上記
第１および第２ウィンドーの伝送間の時間内に他のいず
れのウィンドーも伝送せずに上記セッションにおける上
記第１ウィンドーの伝送後に上記セッションにおいて伝
送される上記第２ウィンドーの、上記送信側が第２ウィ
ンドーにおいて送信しうるパケットの数であるサイズを
示す歩調合せレスポンスを上記送信側に伝送する段階を
有し、 上記第２ウィンドーの上記サイズ（ＷＳ）はそれが計算
されるべきときにＱＬ≠０またはＱＬ＝０であって且つ
上記歩調合せ要求が特定の時間インターバルにおいて上
記へ受信側で受信されなかったならば上記第１ウィンド
ーのサイズを減少することにより決定され、従って、式 ＷＳ＝ｍａｘ（Ｗmin ，ＣＮＴ−ＱＬ＋Ｂ） （但し、ＣＮＴは上記送信側から受信側に伝送されるべ
き第１パケットに必要な時間とこの第１パケットが上記
受信側で受信された後に上記送信側から受信側に送られ
るべき第２パケットに必要な時間の和であるラウンドト
リップ遅延時間中に上記送信側から受信側で受信される
パケットの数、ＱＬは上記受信側の送信待ち行列内に記
憶されるパケットの数、Ｗmin は最小ウィンドーサイズ
を示す予め特定されたパラメータ、Ｂも予め特定された
パラメータである）で決定され、 上記第２ウィンドーのサイズはそれが計算されるべきと
きにＱＬ＝０であり且つ歩調合せ要求が上記特定の時間
インターバルにおいて上記受信側で受信された場合に上
記第１ウィンドーのサイズを増加させることにより決定
され、従ってＷmax を予め特定されたパラメータとした
ときＣＮＴとＷmax の間の値となる、 パケット伝送ネットワークにおけるウィンドーサイズの
調整方法。 - 【請求項５】パケット伝送ネットワークにおいて、その
ネットワークのリンクの送信側および受信側間のセッシ
ョンにおいてウィンドーサイズを調整する方法であっ
て、 夫々が１個のパケット内の、歩調合せ要求を含むウィン
ドーのすぐ後のウィンドーについてウィンドーサイズ要
求を示す少くとも１個のビットである歩調合せ要求を上
記受信側に伝送する段階、 夫々が上記歩調合せ要求の夫々に応答しそして夫々の歩
調合せ要求を含む一つのウィンドーにすぐ続く夫々のウ
ィンドーについてウィンドーサイズを示す、パケット内
の少くとも１個のビットである歩調合せレスポンスを上
記送信側に送る段階、 上記送信側から上記受信側に、夫々が上記送信側により
上記歩調合せレスポンスの夫々との受信に直ちに続く次
のパケットにおいて送信されて上記歩調合せレスポンス
の夫々の歩調合せレスポンスの受信を示す肯定応答ビッ
トを伝送する段階、及び上記肯定応答ビットの受信によ
り、夫々がこれら肯定応答ビットの夫々の受信により決
定され、そして上記歩調合せレスポンスの内の、上記夫
々の肯定応答ビットの受信後に上記送信側に伝送される
次の歩調合せレスポンスであるべき１個に含まれるべき
ウィンドーサイズを決定する段階を有し、 上記各ウィンドーサイズ（ＷＳ）はＱＬ≠０またはＱＬ
＝０であって上記受信側で最終に受信されたパケットが
上記歩調合せ要求の１個を含まないとき式 ＷＳ＝ｍａｘ（Ｗmin ，ＣＮＴ−ＱＬ＋Ｂ） で決定され、そうでない場合にはＣＮＴとＷmax の間の
値とされる（但し、上記ウィンドーサイズの夫々の決定
についてＱＬは上記肯定応答ビットの対応する１個が受
信された時であってこの肯定応答ビットを含むパケット
が上記受信側の待ち行列に記憶される前に、この待ち行
列に記憶されるパケットの数であり、ＣＮＴは上記対応
する肯定応答ビットの受信とその前に受信される最後の
歩調合せ要求の受信との間のインターバルにおいて上記
送信側から受信側に伝送されるパケット数であり、Ｗ
max とＷmin はこのセッションにおいて使用しうる予め
特定された最大および最小のウィンドーサイズであり、
Ｂは予め特定された定数である）、 パケット伝送ネットワークにおけるウィンドーサイズの
調整方法。 - 【請求項６】パケット伝送ネットワークのリンクを介し
て通信する送信装置と受信装置との間のセッションにお
けるウィンドーサイズを調整するための装置であって、 上記送信装置と受信装置との間のセッションにおいて伝
送されるべき次のウィンドーの、上記送信装置が次の１
つのウィンドー内で伝送しうるパケットの数であるサイ
ズを示す歩調合せレスポンスを上記送信装置に伝送する
ための送信手段、及び上記次のウィンドーサイズ（Ｗ
Ｓ）を決定する決定手段を有し、 上記ウィンドーサイズが計算されるべきときにＱＬ≠０
またはＱＬ＝０であり且つ歩調合せ要求が特定の時間イ
ンターバル内で受信されなかった場合に前のウィンドー
サイズを減少させることによって計算され、式 ＷＳ＝ｍａｘ（Ｗmin ，ＣＮＴ−ＱＬ＋Ｂ） に従ってこの前のウィンドーサイズから減算されたサイ
ズとなり（但し、ＣＮＴは上記送信側から受信側に伝送
されるべき第１パケットに必要な時間をこのパケットが
上記受信側で受信された後に上記送信側から受信側に送
られるべき第２パケットに必要な時間の和であるラウン
ドトリップ遅延時間中に上記送信側から受信側で受信さ
れるパケットの数、ＱＬはこのネットワークの他のノー
ドへの将来の伝送のために上記受信側待ち行列に記憶さ
れるパケット数、Ｗmin は最小ウィンドーサイズを示す
予め特定されたパラメータ、Ｂは同じく予め特定された
パラメータである）、 上記次のウィンドーサイズはそれが計算されるときＱＬ
＝０であり且つ歩調合せ要求が上記特定の時間インター
バルにおいて受信された場合に前のウィンドーサイズを
増加することによって決定され、そしてＷmax を予め特
定されたパラメータとしたときＣＮＴとＷmax の間の値
となる、 パケット通信ネットワークにおけるウィンドーサイズの
調整装置。 - 【請求項７】パケット通信ネットワークのリンクを介し
て通信を行う送信装置と受信装置間のセッションにおけ
るウィンドーサイズを調整するための装置であって、 上記送信装置が上記セッションにおける次のウィンドー
内で送信しうるパケットの数であるその次のウィンドー
サイズについての要求を示す歩調合せ要求を上記受信装
置に伝送する手段、 この歩調合せ要求に応じて上記セッションにおいて送ら
れるべき次のウィンドーのサイズを示す歩調合せレスポ
ンスを上記送信装置に送る手段、及び上記次のウィンド
ーサイズ（ＷＳ）を決定する手段を有し、 この次のウィンドーサイズは、上記ウィンドーサイズが
計算されるべきときにＱＬ≠０またはＱＬ＝０であって
且つ歩調合せ要求が特定の時間インターバル内で受信さ
れなかった場合に前のウィンドーサイズを減少すること
により決定されて式 ＷＳ＝ｍａｘ（Ｗmin ，ＣＮＴ−ＱＬ＋Ｂ） に従って減少され（但し、ＣＮＴは上記送信装置から受
信装置に伝送されるべき第１パケットに必要な時間とこ
のパケットが上記受信装置で受信された後に上記送信装
置に送られるべき第２パケットに必要な時間の和である
ラウンドトリップ遅延時間中に上記送信装置から受信装
置で受信されるパケットの数、ＱＬはこのネットワーク
の他のノードへの将来の伝送のために上記受信装置の待
ち行列に記憶されるパケット数、Ｗmin は最小ウィンド
ーサイズを表わす予め限定されたパラメータ、Ｂも予め
限定されたパラメータである）、上記次のウィンドーサ
イズはそれが計算されるときＱＬ＝０であり且つ歩調合
せ要素が上記特定の時間インターバルにおいて受信され
た場合に前のウィンドーサイズから増加されてＷmaxを
予め限定されたパラメータとしてＣＮＴとＷmax の間の
値となる、 パケット通信ネットワークにおけるウィンドーサイズの
調整装置。 - 【請求項８】パケット通信ネットワークのリンクを介し
て通信する送信装置と受信装置との間のセッションにお
けるウィンドーサイズを調整するための装置であって、 第１ウィンドー内で第２ウィンドーについての、上記送
信装置が上記セッションの上記第２ウィンドー内で伝送
しうるパケット数であるサイズについての要求を示す歩
調組合せ要求を上記受信装置に伝送する手段、 上記第１ウィンドーの送信中であって且つこの歩調合せ
要求に応じて上記セッションにおいて伝送されるべき、
上記第１および第２ウィンドーの伝送間の時間内に他の
いずれのウィンドーも伝送せずに上記セッションにおけ
る第１ウィンドーの伝送後に上記セッションにおいて伝
送される上記第２ウィンドーの、上記送信装置が上記第
２ウィンドーにおいて送信しうるパケットの数であるサ
イズを示す歩調合せレスポンスを上記送信装置に伝送す
る手段、及び上記第２ウィンドーのサイズ（ＷＳ）を決
定する手段を有し、 この第２ウィンドーサイズはそれが計算されるときにＱ
Ｌ≠０またはＱＬ＝０であり且つ歩調合せ要求が特定の
時間インターバルにおいて上記受信装置で受信されなか
った場合に上記第１ウィンドーのサイズを減少させるこ
とによって決定され、そして式 ＷＳ＝ｍａｘ（Ｗmin ，ＣＮＴ−ＱＬ＋Ｂ） で決定され、（但し、ＣＮＴは上記送信装置から受信装
置に伝送されるべき第１パケットに必要な時間とこの第
１パケットが上記受信装置で受信された後に上記受信装
置から送信装置に送られるべき第２パケットに必要な時
間の和であるラウンドトリップ遅延時間中に上記送信装
置から受信装置に受信されるパケットの数、ＱＬはこの
ネットワークの他のノードへの将来の伝送のために上記
受信装置の待ち行列に記憶されるパケット数、Ｗmin は
最小ウィンドーサイズを示す予め特定されたパラメータ
である）、上記第２ウィンドーのサイズはそれが計算さ
れるべきときにＱＬ＝０であり且つ歩調合せ要求が上記
特定のインターバル内で上記受信装置により受信された
場合に上記第１ウィンドーサイずを増加することにより
決定され、Ｗmin を予め特定されたパラメータとしてＣ
ＮＴとＷmax の間の値となす、 パケット通信ネットワークにおけるウィンドーサイズの
調整装置。 - 【請求項９】パケット通信ネットワークのリンクを介し
て通信する送信装置と受信装置の間のセッションにおけ
るウィンドーサイズを調整するための装置であって、 夫々が１個のパケット内の、歩調合せ要求を含むウィン
ドーのすぐ後のウィンドーについてウィンドーサイズ要
求を示す少くとも１個のビットである歩調合せ要求を上
記受信装置に伝送するための手段、 夫々が上記歩調合せ要求の夫々に応答しそして夫々の歩
調合せ要求を含む一つのウィンドーにすぐ続く夫々のウ
ィンドーについてウィンドーサイズを示す、パケット内
の少くとも１個のビットである歩調合せレスポンスを上
記送信装置に送る手段、 上記送信装置から受信装置に、夫々が上記送信装置によ
り上記歩調合せレスポンスの夫々の受信に直ちに続く次
のパケットにおいて送信されそして上記歩調合せレスポ
ンスの夫々の歩調合せレスポンスの受信を示す肯定応答
ビットを伝送する手段、及び上記肯定応答ビットの受信
により夫々がこれら肯定応答ビットの夫々の受信により
決定されそして上記歩調合せレスポンス内の、上記夫々
の肯定応答ビットの受信後に上記送信装置に伝送される
次の歩調合せレスポンスであるべき１個に含まれるべき
ウィンドーサイズを決定する手段を有し、 上記各ウィンドーサイズ（ＷＳ）はＱＬ≠０またはＱＬ
＝０であって受信装置で最後に受信されたパケットが上
記歩調合せ要求の１個を含まないときに式 ＷＳ＝ｍａｘ（Ｗmin ，ＣＮＴ−ＱＬ＋Ｂ） で決定され、そうでない場合にはＣＮＴとＷmax の間の
値となり、上記ウィンドーサイズの夫々の決定について
ＱＬは上記肯定応答ビットの対応する個が受信された時
であってこの肯定応答ビットを含むパケットが上記受信
装置の待ち行列に記憶される前に、この待ち行列に記憶
されるパケットの数であり、ＣＮＴは上記対応する肯定
応答ビットの受信とその前に受信される最後の歩調合せ
要求の受信との間のインターバルにおいて上記送信装置
から受信装置に伝送されるパケット数であり、Ｗmax と
Ｗmin はこのセッションにおいて使用しうる予め特定さ
れた最大および最小ウィンドーサイズであり、Ｂは予め
特定された定数である、 パケット通信ネットワークにおけるウィンドーサイズの
調整装置。 - 【請求項１０】パケット伝送ネットワークにおいて、パ
ケットが伝送されるべき複数のセッションの内の選ばれ
たセッションにおいて歩調合せクレジットトを共用させ
る方法であって、 各セッションに対応する送信キューが伝送すべきパケッ
トを記憶しているかどうかを決定するために上記セッシ
ョンの夫々をポーリングする階段、 上記選ばれたセッションの夫々について、上記夫々の選
ばれたセッションに対応する送信待ち行列が上記夫々の
選ばれたセッションがポーリングされるときに送信すべ
きパケットを記憶していないとき、共用クレジットプー
ル内の少くとも１個の歩調合せクレジットを記憶する段
階、及び上記共用クレジットプールに記憶された歩調合
せクレジットを、送信用のパケットを記憶した対応する
送信待ち行列を有する上記選択されたセッションのそれ
らに配布する段階、 を有するパケット伝送ネットワークにおける歩調合せク
レジットの共用方法。 - 【請求項１１】前記選択されたセッションの夫々につい
て歩調合せクレジットが夫々のセッションについての歩
調合せカウントが第１の選ばれた値Ｗ′より大であると
きのみ前記クレジットプールに記憶されるごとくなった
請求項１０の方法。 - 【請求項１２】前記選択されたセッションの夫々につい
て、それが第２の選択された値より小さい歩調合せカウ
ントを有するときにのみ前記共用クレジットプールに記
憶された歩調合せクレジットが夫々の選ばれたセッショ
ンに配布される、請求項１０に記載の方法。 - 【請求項１３】前記セッションの夫々は２つのモードの
いずれかであり、これらモードの一方は歩調合せクレジ
ットが前記共用クレジットプールから配布もされずまた
そこへ送られることもない排他スケージューリングモー
ドであり、他方のモードは歩調合せクレジットが上記共
用クレジットプールに送られまたはそれから配布しうる
共用スケージューリングモードであり、そして上記共用
スケジューリングモードにおいて前記セッションの内の
前記選択されたセッションである少くとも１つのセッシ
ョンを有する請求項１０に記載の方法。 - 【請求項１４】前記排他スケジューリングモードにおけ
る前記セッションの内の第１のセッションは上記セッシ
ョンのいずれも上記第１セッションの２つの連続するス
ケジューリング間の時間および第１セッションの後者の
スケジューリングの時間においてパケットを送信しない
ときに上記共用スケジューリングモードに変化し、上記
セッションの第２セッションはそれが前記共用クレジッ
トプールから配布される歩調合せクレジットを受けるこ
となくパケットを送信することが出来るとすぐに上記共
用モードから上記排他モードに変化する請求項１３に記
載の方法。 - 【請求項１５】パケット伝送ネットワークにおいて、パ
ケットが伝送されるべき複数のセッションの内の選ばれ
たセッションにおいて歩調合せクレジットを共用させる
ための装置であって、 各セッションに対応する送信キューが伝送すべきパケッ
トを記憶しているかどうかを決定するために上記セッシ
ョンの夫々をポーリングする手段、 上記選ばれたセッションの夫々について、上記夫々の選
ばれたセッションに対応する送信待ち行列が上記夫々の
選ばれたセッションがポーリングされるときに送信すべ
きパケットを記憶していないとき、共用クレジットプー
ル内の少くとも１個の歩調合せクレジットを記憶する手
段、及び上記共用クレジットプールに記憶された歩調合
せクレジットを、送信用のパケットを記憶した対応する
送信待ち行列を有する上記選択されたセッションのそれ
らに配布する手段を備えたパケット伝送ネットワークに
おける歩調合せクレジットの共用方法。
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