CN1423877A - 基于域的阻塞管理 - Google Patents

Abstract

基于域的阻塞管理方法和装置检测和调节一个Diff－serv网络中的阻塞。它在核心路由器上使用一个improvRED方法进行阻塞检测并且在入口结点上使用令牌桶过滤器进行传输流调节。另外,improvRED还提供反馈控制。ImprovRED使用三个阈值检测阻塞:一个minth,一个maxth和一个FeedbackThreshold,其中FeedbackThreshold的数值介于minth和maxth阈值之间。每当平均队列长度大于minth并且小于FeedbackThreshold时,适当标记所有出站分组以指示一个阻塞时间段的潜在起始。当平均队列长度大于FeedbackThreshold(但是小于maxth)时按概率丢弃分组并且适当标记所有出站分组以表示丢弃阶段。当平均队列长度大于最大阈值时,丢弃所有入站分组。本地阻塞通知(LCN)消息形式的反馈被用来向入口结点通知一个可能的阻塞起始。入口结点通过适当调节其相应的传输速率(即它们注入Diff－serv网络的分组数量)立即响应阻塞通知。在各个入口结点上通过一个令牌桶过滤器控制注入Diff－serv域核心的传输流(或数据分组)的数量。

Description

基于域的阻塞管理

技术领域

本发明涉及控制因特网上分组流的阻塞管理方案。

背景技术

有若干种原因会导致发生可能的阻塞，例如i)结点中固有并且由于指定路径上结点的统计多路复用产生的突发传输；和ii)经常导致(潜在)阻塞的非自适应独占资源应用，而上述阻塞导致严重的分组损耗并且影响共享网络资源的其它会话。阻塞回避和管理方案对于优化利用网络资源是必需的。

通常，阻塞控制方案具有两个部分，即i)早期的阻塞检测和回避；和ii)当发生阻塞时开始工作的阻塞管理方案。迄今为止已经提出了若干种阻塞管理方案。例如，基于二进制反馈的阻塞管理方案依赖终端返回阻塞消息。类似地，当前的因特网依赖端到端阻塞控制机制，上述阻塞控制机制的手段是分组下降或通过标记会话的分组而发出的显式阻塞通知(ECN)。然而端到端阻塞反馈严重依赖主机之间的往返时间(RTT)。

已经针对ATM提出了显式速率管理算法。然而指示单个传输源不得不调整速率的显式速率通知方案的实现过于复杂并且和在核心交换机(或路由器)上进行大量的处理。并且还需要产生导致额外传输的定期资源管理(RM)元组。并且这些方案尤其需要逐个传输流地进行状态维护，但不能方便地裁剪这种状态维护以适应异构的因特网。

为了不用在核心路由器中登记各个流状态，已经提出了核心无状态公平排队(CSFQ)。然而CSFQ的关键是实现公平带宽分配。它依赖端主机(传输源)检测瓶颈结点上的可用带宽或阻塞。指定源结点和目标结点对之间的长往返时间可以导致源结点对阻塞通知的反馈发生延迟。结果，CSFQ可能不足以减少分组损耗。

已经提出了网际协议(IP)上的区分服务(Diff-serv)以避免在核心路由器上维护大量传送流的状态信息。另外，Diff-serv将逐传送流带宽管理的复杂性转移到智能边缘路由器。一个Diff-serv子网包括i)一组根据传输流方向被称为入口或出口结点并且可以保存逐传输流状态的边缘结点和ii)一组不保存逐传输流状态信息并且传递大量汇集传输流的核心结点(参见图1)。

Diff-serv体系结构综述

区分服务(DS)的关键是根据服务类型(TOS)位使分组得到不同等级的服务。这些包含i)导致标记处于分布外部(违背某些指定的传输参数，例如峰值速率)的分组的传输监视；ii)不同路由器上的分组丢弃和缓冲策略，也被称为逐转发段行为(PHB)；和iii)一个适当队列的选择，上述队列对应于应用根据TOS位的指示选择的服务类型。仅在少量选定的路由器，例如边缘路由器上保存传输流或传输流汇集信息。因而，在核心路由器上避免了逐传输流/汇集监视。

可以自适应调整核心路由器上运行的PHB以补偿边缘的松散准入控制，其中在边缘上以可预测QoS为目标将不同类别的传输流注入到网络中。然而，尽力而为服务仍然构成网络传输流的主体。尽力而为可用带宽的分配取决于单个因特网服务提供商(ISP)的策略以及和其它相邻DS域达成的服务等级协议。

当前在Diff-serv环境中定义了两个服务类别，即i)有保证服务(AS)和ii)最优服务(PS)。它们分别被映射为有保证传递(AF)和加急传递(EF)逐转发段行为(PHB)。AF PHB根据其优先级传递分组。因而在出现阻塞时，高优先级分组比低优先级分组接受更好的服务。EF PHB的目标是减少排队延迟，并且从最终用户的角度观察是在模拟租借线路服务。

然而，阻塞管理方案对于良好的网络利用是必需的，即使使用基于优先级的分组处理方案也是如此。可以出现潜在阻塞时间段并且难以评估可用带宽，除非用健壮的资源管理方案增强核心路由器。因而，各个入口结点(不知道起始阻塞时间段)可以潜在向一个Diff-serv域的核心网络注入更多的传输流。然而已经提出了ECN，ECN需要端主机进行交互并且应答阻塞通知。

Red

可以利用主动队列管理算法诸如随机早期检测(RED)以便检测和避免任何因阻塞导致的潜在网络崩溃。通过设置一个缓冲区占有率阈值可以根据缓冲区监视实现阻塞检测。然而由于突发传输流可以临时导致缓冲区占有率大于阈值，所以基于缓冲区占有率的简单技术不足以处理突发传输流。这导致频繁地使用阻塞回避/管理触发机制。与简单的缓冲区监视相反，RED算法通过使用一个具有指数加权移动平均值(EWMA)的低通过滤器计算出一个平均队列长度。对于一个固定wq(0＜wq＜1)，当第n个分组到达时，平均队列长度被定义如下

avgQsize_n＝(1-w_q).avgQsize_n-1+w_q.currentQsize_n    (1)

分组被丢弃之前的平均队列长度允许范围确定了允许的突发传输数量。因而与尾部丢弃FIFO队列阈值不同，由于平均队列长度不单纯取决于当前队列长度，RED可以适应传输流突发传输。

RED使用两个队列阈值，即minth和maxth。每当平均队列介于minth阈值和maxth阈值之间时，RED算法根据某个指示初期阻塞的概率P_drop随机丢弃(或标记)分组。如果平均队列长度超过maxth，则丢弃所有分组直到平均队列长度低于maxth阈值。丢弃概率是一个关于平均队列长度的函数并且定义如下 $P_{\mathrm{drop}}=P_{\max }.\frac{(\mathrm{avgQsize}-\min \mathrm{th})}{(\max \mathrm{th}-\min \mathrm{th})}......\left(2\right)$

其中P_max是最大分组丢弃概率。这表明随机分组丢弃从根本上减小了平均队列长度。这减轻了尾部丢弃效应和不同TCP(应用)回退的相关同步(传输流传输速率的减少)。

发明内容

本发明是使用阈值调节阻塞的方法和装置。当一个令牌桶过滤器的平均队列长度介于最小阈值和反馈阈值之间时，通过设置一个LCN位明确标记出站分组。另外，当令牌桶过滤器的平均队列长度介于反馈阈值和最大阈值之间时，按概率丢弃入站分组并且标记所有出站分组。最终，当平均队列长度等于或超过上述最大阈值时丢弃所有入站分组。

在另一个最优实施例中，本发明是调节结点之间的区分服务网络中的传输流的装置和方法。首先一个核心结点检测阻塞。接着一个出口结点向至少一个入口结点发送一个阻塞反馈通知消息。据此，入口结点以与其在检测到阻塞时正注入网络的传输流数量成比例的方式减少其传输速率。

在另一个最优实施例中，本发明包括一个通过改变数据分组消耗的令牌数量并且在分组消耗的令牌数量小于可用令牌时发送数据分组来调节入口结点上的传输速率的方法和装置。

在另一个最优实施例中，本发明是控制区分服务域中的传输流的装置。它包括多个结点，其中有三种结点，即入口，出口和核心结点。并且各个入口结点具有一个对应的令牌桶过滤器，令牌桶过滤器被用来调节数据分组流。令牌桶过滤器包括一个令牌产生器和一个保存至少一个产生的令牌的桶。

附图说明

图1包含的体系结构具有一个Diff-serv域。

图2图解了improvRED方法。

图3图解了一个被用来指示核心结点上的阻塞时间段的起始的简单2位模式。

图4定义了DSCP字节。

图5(a)图解了一个连接到Diff-serv域的令牌桶过滤器。

图5(b)图解一个令牌桶过滤器的部件。

图6(a)是关于基于令牌桶过滤器的速率控制方法的流程图。

图6(b)图解了用于入口结点的基于令牌桶过滤器的阻塞管理方法。

图7图解了分组权重按照要求和LCN消息发生的改变。

图8描述了图7中算法的一个可能的离散状态实现。

图9描述了一个模拟建立。

图10示出了DCM方法与非反馈阻塞控制之间的性能对比。

图11图解了DCM方法的延迟性能。

图12(a)和12(b)针对利用率系数0.8描述了一个入口令牌桶过滤器上的样本平均队列长度和分组权重分配。

图13(a)和13(b)针对非DCM方法图解了核心结点上的阻塞时间段分布。

图14(a)和14(b)分别针对利用率系数0.8和0.9图解了DCM方法的丢弃阶段持续时间。

图15图解了DCM方法的域-RTT变化性能。

具体实施方式

本发明是被称作基于域的阻塞管理(DCM)的Diff-serv域反馈阻塞控制。其对现有阻塞控制方案的一个改进是在Diff-serv域的指定一对入口/出口结点之间具有较短的RTT。这与总是对瞬时阻塞时间段产生较大反馈延迟的现有阻塞控制方案的长端到端RTT正好相反。另外，本发明不复杂并且不需要在核心路由器上保存流状态。因此可以对在Diff-serv子网内部局部发生的瞬时阻塞时间段快速反应。并且指定一对入口/出口结点之间的较短RTT可以使检测更快速并且更好地利用核心Diff-serv域中的瞬时可用带宽。

本发明在处理尽力而为传输流方面改进了随机早期检测(RED)和显式阻塞通知机制。DCM方案的基础是改进核心路由器上运行的低复杂度RED方案(improvRED)和入口结点上的自适应令牌桶过滤器(TBF)传输流调节。上述改进是一个允许所有入口结点(I)共享可用带宽并且调整其传输流注入速率以便减少Diff-serv域内部的平均阻塞时间段的方法和装置。这使得利用率得到总体改进。

DCM方案是在各个入口结点上运行的分布式阻塞控制算法。一方面，这有助于入口结点避免阻塞时间段期间的分组损耗，另一方面帮助检测无阻塞时间段期间的可用带宽。另外，改进RED机制以区分一个可能的阻塞时间段(标记阶段)的起始和一个总是发生分组丢弃的固定阻塞时间段(丢弃阶段)的起始。

本地阻塞通知(LCN)消息(或消息)形式的反馈被用来通知入口(或输入)结点(I)一个(无)阻塞时间段的可能起始。(在一个最优实施例中，本地阻塞通知消息是一个在数据分组中设置的LCN位)。另外一个相关反馈控制环路被引入DCM方案。当检测任何阻塞核心结点(c)设置的LCN位时，出口(或输出)结点(E)应当向对应入口结点(I)报告一个阻塞时间段的起始。结果入口结点应当应答LCN消息。LCN消息被用来根据其TBF上的平均队列长度指示相关核心路由器上的阻塞状态。

当一个与指定入口/出口结点(I/E)对相关的适应间隔(设置成RTT)结束时的平均队列长度被用作对基础入口结点(I)上的网络带宽要求的测量。然而应当按照在阻塞起始时各个入口结点(I)正注入的传输流数量的比例改变与各个入口结点(I)相关的传输速率。在阻塞管理时间段内，当阻塞起始时注入更多传输流的入口结点(I)应当在阻塞恢复时间段内更多地减少传输速率。这使得在入口结点(I)中间公平地利用资源。

基于域的阻塞管理方法

DCM方案包括三个主要特性：使用一个improvRED方法和装置在核心结点或路由器(C)上进行阻塞检测，LCN位形式的阻塞反馈和使用令牌桶过滤器(TBF)调节入口结点(I)上的传输流。

改进RED

分组的随机概率性丢弃/标记以和其传输速率成正比的方式影响单个会话。在现有的阻塞控制方案中，出口结点不能根据分组的ECN位估测瓶颈核心路由器上的阻塞程度。然而在出口结点(E)能够检测阻塞时间段的潜在起始以便使分组损耗最小并且延迟或防止产生一个对应的阻塞时间段的情况下会有好处。因此本发明提供一个早期反馈以便使分组损耗最小并且延迟或防止发生一个对应的阻塞时间段。DCM方案引入一个被称作improvRED的改进RED，上述改进RED基本上改进了初始RED以便提供反馈控制。

另外，在本发明中引入一个附加阈值FeedbackThreshold(或Feedback)。上述阈值取minth(或最小)和maxth(或最大)阈值之间的一个数值。每当平均队列长度大于minth并且小于FeedbackThreshold时，improvRED会处于一个明确而不是按概率标记的阶段。在此阶段期间，适当标记所有出站分组以指示一个阻塞时间段的潜在起始并且不涉及分组丢弃130。

当平均队列长度等于或大于FeedbackThreshold但是小于maxth时，按概率丢弃分组140并且适当标记所有出站分组以表示丢弃阶段150。标记和丢弃阶段均被认为是对核心结点上潜在阻塞状态的指示。作为下面条件(针对一个阻塞时间段的起始)的结果，核心结点(C)不同程度地经历了这些阶段

∑IR^j(t)＞R_cong    (3)

其中IR^j(t)表示当时间t时在与一个入口结点(I)j相关的阻塞结点上的入站传输速率，而R_cong是对应阻塞核心结点(C)的服务速率(链路容量)。条件3是通过队列建立驱动核心结点进入潜在阻塞状态的必要条件。作为上述条件的结果，基础核心结点(C)应当短时间处于丢弃/标记阶段，直到DCM方案调节传输流使得阻塞结点回到无阻塞状态。(平均队列长度小于minth的状态被称作无阻塞状态)。当平均队列长度大于maxth时，丢弃所有入站分组160。

通过引入FeedbackThreshold得到的改进将避免在使用阻塞控制方案之前发生分组丢弃。在图2中图解了improvRED方法。

为了指示核心结点(C)上一个阻塞时间段的起始，提出了如图3所述的简单2位模式形式的反馈。两个位(bit1，bit2)通知出口结点(E)Diff-serv域中的具体阻塞状态。(由核心结点(C)设置位)。出口结点(E)应当将核心结点(C)上的潜在阻塞适当通知到对应的入口结点(I)。

下面描述将2位模式与区分服务代码点(DSCP)字节的最后两个位集成到一起的细节。(假定在每个入口结点(I)上可以复位一个LCN位并且每当核心结点(C)被阻塞时核心结点(C)可以设置上述LCN位)。

LCN消息

如上所述，使用本地阻塞通知(LCN)位形式的反馈向入口结点(I)通知阻塞时间段的可能起始。IP(网际协议)在IP分组中提供可被用于显式分类的服务类型(TOS)字节和分组应当在中间路由器接收的处理类型(优先级)。在Diff-serv环境中TOS字节被重新定义成区分服务代码点(DSCP)字节。在K.Nichols，S.Blake，F.Baker，和D.Black正在制定的Ipv4和Ipv6报头中的区分服务字段(DS字段)定义(RFC2474)，work in progress，1998中描述了DSCP字节的定义，这里参考引用了上述定义，并且在图4中概述了DSCP字节的定义。DSCP字节的最左6位被用来定义不同的PHB及其相关服务。位7和8被用于显式阻塞通知(ECN)。

每当一个路由器检测阻塞时，路由器设置DSCP字节的ECN位(位8)以便接收方可以对一个中间路由器上产生的网络阻塞发出警告。源结点通过主动减小传输流传输速率可以应答ECN位。这个机制被引入到许多诸如TCP的传送协议中并且利于建立可以避免阻塞崩溃的健康网络。

ECN的好处包含：i)避免网络崩溃，ii)终端应用适应网络条件的灵活性。当使用诸如RED的主动队列管理方案时因特网可以提供有关初期阻塞的指示。在一个最优实施例中，发送方对ECN位设置分组的响应与对丢弃分组的响应基本相同，即发送结点降低其传输速率。另外，可以在端系统和路由器中增量配置ECN。

当路由器接收一个ECN位设置分组时，ECN位保持不变并且发送分组。在现有阻塞控制方案中，当发生严重阻塞并且路由器的队列填满时，路由器在一个新分组到达时丢弃一个分组。然而由于也可以通过标记分组而不是丢弃分组来实现显式通知，所以在improvRED阻塞控制机制中这种分组损耗变得相对罕见。

在一个支持ECN环境下的充分提供的网络中，分组损耗主要在瞬时期间或在出现非同步源时发生。

位7(图4)被用作本发明中的ECN传送(ECT)层位。在一个最优实施例中，它被用于TCP。由数据发送方设置ECT位以便指示传送协议的终点支持ECN。参见K.K.Ramakrishnan，S.Floyd，B.Davie正在制定的MPLS中引入ECN的建议，因特网草案：draft-ietf-mpls-ecn00.txt，1999，这里参考引用了该建议。路由器会设置ECN位以便向端结点指示阻塞。路由器在有分组到达全满队列时会丢弃分组。

建议将位7用作路由器中的ECT位，这个提出来自于这样的认识，即一个分组如果不被丢弃则事实上有助于减小被对应传送协议(诸如TCP)注入网络的传输流。然而由于失当源结点(传送协议)可以设置这个位并且即使ECN位被设置也要保持/提高当前传输速率，所以这种处理可能产生误导并且是危险的。然而可以查看IP分组中的协议字段并且确定传送性质是否是自适应的。

为此可以演变出一个统一编号系统。例如，可以为自适应ECN传输协议分配小于512的协议编号并且为非自适应/ECN协议分配大于512的协议编号。这有利于进行有意义的协议编号分配并且避免IP分组中额外的位消耗。

因而在一个最优实施例中，位7(图4)可以本地阻塞通知(LCN)位。将位7用作LCN位不排斥普通的ECN操作，并且事实上可以根据LCN位和诸如入站(知道ECN)传输流的适应能力的单个特征在出口结点(或出口路由器(E)上设置全局ECN位。

假定对于Diff-serv域而言LCN位仅在本地有其重要性。它在入口结点(或入口路由器)(I)上被复位并且在相同Diff-serv域内任何检测到一个初期阻塞的路由器上被设置。LCN位被用来向一个出口结点(E)通知Diff-serv域的本地阻塞。出口结点(E)可以向对应入口结点(I)发出有关潜在阻塞的警告。入口结点(I)可以在收到本地阻塞通知时进行适当的测量。因而前面和图3中描述的2位模式可以和DSCP字节中当前未使用的位集成。

在一个最优实施例中，如果检测到(bit1，bit2)被标记成(1，0)或(1，1)的分组，出口结点(E)在第一次检测到这种标记时通知对应的入口结点(I)。另外，每当在其以前向对应入口结点(I)通知一个阻塞时间段之后看见标记(0，0)或(0，1)时，它们报告发生本地域阻塞清除的第一时间。不用每次在核心结点(或核心路由器)(C)上遍历整个队列便可以在输出端口上有效实现分组标记。接着描述使用LCN方案的反馈式本地阻塞控制算法。

反馈控制

本发明的反馈方法如下所述。核心Diff-serv网络中的可用带宽受瞬时阻塞时间段的影响。结果难以得到可用带宽的良好估测。不知道可用带宽的确切数值并且为了实现较高的网络带宽利用率，各个入口结点(I)注入其传输流(数据分组形式)直到从一个对应出口结点(E)接收一个阻塞反馈通知。出口结点(E)通知所有共享阻塞瓶颈链路的入口结点(I)。入口结点(I)通过适当调节其相应的传输速率(即它们注入Diff-serv网络的分组数量)立即响应阻塞通知。因而入口结点在有本地阻塞通知时降低其传输速率。

一旦在瓶颈上清除阻塞，出口结点(E)通知所有先前被通知了阻塞时间段的起始的入口结点(I)。然而各个入口结点(I)应当随机递增速率。这避免了入口结点(I)中间的相关/同步。当发生另一个瞬时阻塞时间段时，循环重复另一个本地阻塞通知。

在本发明中，出口结点(E)识别被通知了Diff-serv子网内部一个本地阻塞的起始/出现的入口结点(I)。路由固定增强并且保证了一致提供服务的任何可行性。参见R.Guerin，A.Orda，具有不准确信息的网络中的QoS路由：理论和算法，IEEE/ACM网络论文集，1999年6月，这里参考引用了上述论文。通过将一个源结点路由IP选项或某种形式的标记映射到Diff-serv域的指定一对入口和出口(边缘)路由器(或结点)(I，E)之间的固定路径上，路由固定是可行的。它确定了指定一对入口(I)和出口结点(E)之间的一个路径。

标记方式的路由固定是一种最简单的识别在出口结点(E)上接收的分组的入口点的方式。由于其简单，路由固定的标记机制是一个更加吸引人的选择。并且可以通过网络管理预先配置。一个表示成j标记表示一个结点元组<入口，i1...in，出口>，其中in表示Diff-serv域内部对应路径(相当于一个虚电路)中的一个结点。一个附着于入口结点(I)上的入站分组的标记保证通过Diff-serv域的指定一对边缘之间的一个预先选择路径交换/传递分组。指定一对入口(I)和出口(E)结点之间的许多单个传输流可以被映射到相同标记上。标记仅对一个指定Diff-serv域有本地意义。

入口结点的传输流调节取决于1)要求和2)入口结点(I)根据来自对应出口结点(E)的LCN消息确定的核心域的阻塞状态，下面接着描述上述传输流调节。

基于令牌桶过滤器(TBF)的速率控制方法

基于令牌桶的速率控制方法被广泛地用作传输流监视器/调节器，并且最初在J.Turner，通信领域新方向，IEEE通信杂志，1986年10月中提出，这里参考引用了该文章。一个令牌桶过滤器(TBF)包括两个部件，即i)一个令牌产生器(TG)和ii)一个保存产生的令牌的令牌桶(TB)。(参见图5(a)和5(b))。它可以被表征为(R^j，BD^j)，其中R^j表示令牌产生速率而BD^j表示桶深度。一个TBF上的各个入站分组当被相关入口结点(I)发送时均消耗(或删除)桶(TB)中的令牌。通常消耗的令牌数量等于根据位适当测量的分组长度(Pkt_size)。

在本发明中，在各个入口结点(I)上通过一个令牌桶(TB)控制注入Diff-serv域核心的传输流(或数据分组)的数量。

本发明公开的基于TBF的速率控制方法被用来改变由PktWt^j200表示的单位长度数据消耗的令牌数量。因此一个长度为Pkt_size的分组消耗的令牌数量是Pkt_size*PktWt^j。如果满足下面修改的条件则一个入口结点(I)上的TBF应当发送一个分组。这个条件实质上调节了出站传输速率。

Pkt_size*PktWt^j＜＝桶中的可用令牌210      (4)

在一个最优实施例中，PktWt^j取决于两个因素，即i)一个入口结点(I)上的网络带宽要求(或要求)，和ii)有关与标记j相关的路径上任何结点经历的阻塞的核心域状态。在TBF上通过平均队列长度指示一个入口结点(I)上的网络带宽要求。象在RED的情况下那样，根据等式1估测TBF上的平均队列长度。如果TBF上的平均队列长度大于一个阈值DemandThresh^j(或要求阈值)，则推断带宽要求(或要求)过高，否则要求较低。在图6a和6b中描述了入口结点上针对本地阻塞通知的TBF方式传输流调节。

在无阻塞时间段期间，根据指定入口结点(TBF)上的带宽要求改变PktWt^j。如果带宽要求单调提高，则单调减少PktWt^j 220。因而一个单位长度分组消耗的令牌(＝Pkt_size*PktWt^j)少于PktWt^j为理想值/最初等于1时消耗的令牌。如果平均队列长度大于阈值DemandThresh^j，则允许进一步减小PktWt^j以便在下一个往返循环中允许更多的分组通过TBF并且进入核心Diff-serv域230。然而在低要求或无阻塞RTT循环期间PktWt^j接近1。

阻塞通知

当入口结点接收一个阻塞通知时，PktWt^j被相应提高到通知时的当前PktWt^j数值240。阻塞通知时的PktWt^j越低，则阻塞控制期间下一个RTT循环的PktWt^j就越高250。(因此，以和通知时的当前数值成比例的方式改变PktWt^j的数值)。PktWt^j的数值保持大于或等于一，直到接收一个阻塞清除通知(假定反馈控制消息从不丢失)。因而一个更多主动并且先前具有高网络带宽要求的入口结点(I)在后续无阻塞时间段期间应当把PktWt^j降低到一个较小的数值。如果要求是固定的，则PktWt^j很可能低于理想数值/初始数值1。因此在阻塞通知时具有较小PktWt^j的结点减小传输速率的程度应当超过那些具有较小要求的结点。图7中图解了该方法。

图8描述了图7中公开的方法的一个可能的离散状态实现，其中PktWt^j具有(2N+1)个状态，N∈I⁺。中间状态(状态0)对应于PktWt^j等于1的状态。状态0左(右)边的任何状态n(n∈[1..N])均是PktWt^j比等级0(PktWt^j＝1)低(高)出n个等级的状态，即其PktWt^j＜(＞)1。极端的状态具有的PktWt^j分别假定为minPktWt^j或maxPktWt^j。中间状态(PktWt^j＝1)左边的状态其PktWt^j在范围[minPktWt^j，1]内，类似地，假定右边的状态其PktWt^j介于(1，maxPktWt^j)之间。点线表示根据有关阻塞时间段起始的LCN进行的跃迁，实线表示根据入口结点(I)上的要求和核心域内部的阻塞状态进行的跃迁。根据LCN从中间状态左边的状态到右边的状态的映射是一个统一映射(即从[minPktWt^j，1)到[maxPktWt^j，1)的映射)(如图6所示，当阻塞通知时)。

配置

由于按照相等的优先级对待各个与标记j相关的传输流汇集，根据max-min公平原则配置TBF参数。参见D.Bertsekas和R.Gallager的数据网络，pp.527-528，Prentice Hall，1992，这里参考引用该著作。其基础是关于Diff-serv拓扑在工作时间段上是静态拓扑的假定。因此，如果拓扑改变，则可以方便地重新计算(重新配置)相关参数。

一个指定入口结点(I)上各个TBF和表示一个到达任何出口结点(E)的唯一路径的相关标记j具有三个要配置的基本参数，即i)R^j，ii)BD^j，和iii)PktWt^j的范围(其中R^j表示令牌产生速率，BD^j表示桶深度或长度)。令R^j _bn和B^j _bn分别表示一个瓶颈(bn)核心结点上对带宽和缓冲区长度的max-min公平共享。通过将带宽和缓冲区长度看作对应于唯一标记(j)的传输流汇集共享的独立资源，根据max-min公平资源算法计算R^j _bn和B^j _bn。在没有更大的一般性损失的情况下，假定一个核心域内部的所有核心结点(C)上的缓冲区具有相同的量级。这意味着传输流汇集的速率瓶颈与缓冲区瓶颈相同(即，相同的bn)。因而(R^j，BD^j)表示的TBF具有下面的初始配置数值。

R^j＝R^j _bn     (5)

BD^j＝B^j _bn    (6)

并且PktWt^j的初值被设置成1。

一个TBF的数值R^j和BD^j不改变，但是应当根据两个因素改变确定令牌桶的令牌消耗速率的PktWt^j：1)带宽要求和2)一个Diff-serv域的核心内部的阻塞状态。为了确定各个TBF的PktWt^j范围[minPktWt^j，maxPktWt^j]，检查改变TBF的出站传输流上的PktWt的影响，即(R^j，BD^j)。(一个对应于标记j的路径上的最大传输单位(MTU)是一个指定值)。

PktWt^j的数值范围(min，max)

为了能够当PktWt^j假定为数值maxPktWt^j时发送分组，应当满足下面条件

maxPktWt^j*MTU＜＝BD^j  (7)

通过下面等式确定maxPktWt^j： $\max \mathrm{PktW}{t}^j=\frac{{\mathrm{BD}}^j}{\mathrm{MTU}}......\left(8\right)$

如果违反条件(等式7)，则由于队列中前面一个具有MTU长度的分组不能找到足够令牌进行其传输，可以发生严重head-of-line(HOL)问题。HOL可以导致TBF队列上的所有等待分组均被阻塞，即使不管令牌产生速率R^j如何分组均符合条件也会如此。当PktWt^j假定为maxPktWt^j时传输速率减少到R^j/(maxPktWt^j)。

为了限制核心上在阻塞时间段期间因一个入口TBF的缓冲区溢出造成的队列和分组损耗，期望在各个入口结点上具有最小传输速率(MTR)(MTR小于R^j)。MTR是入口队列的最小数据缓冲区排空速率。可以根据下面等式确定MTR^j：

(R^j _{peak_}MTR^j)*T_burst＝B^j     (9)

MTR^j＜R^j                      (10)

其中R^j _peak是入站传输流的峰值到达速率，T_burst是平均突发传输持续时间，B^j是入口队列的数据缓冲区。因而maxPktWt^j最终被计算成 $\max \mathrm{PktW}{t}^j=\min \{\frac{{\mathrm{BD}}^j}{\mathrm{MTU}};\frac{R^j}{{\mathrm{MTR}}^j}\}.....\left(11\right)$

注意入口队列上的最大延迟被指定成

另一方面，根据一个优化条件确定minPktWt^j，即当主动时，入口结点(I)配置有中间瓶颈结点(bn)的整个缓冲区。即，当令牌桶(TB)全满时一次可以注入核心域的最大数据量受中间瓶颈结点(bn)的缓冲区长度的约束。因而确定最大数据量的minPktWt^j被指定如下： ${\min \mathrm{PktWt}}^j=\frac{{\mathrm{BD}}^j}{B_{\mathrm{bn}}}=\frac{R^j}{R_{\mathrm{bn}}}......\left(12\right)$

注意第二个等式的依据是在域内实现了max-min公平共享。另外，假定在缓冲区瓶颈结点(bbn)上的带宽max-min公平共享与瓶颈结点(bn)上的带宽相同。当PktWt^j接近minPktWt^j时，TBF上的最大传输速率接近R_bn。

DemandThresh^j规定如何主动寻找可用带宽。最终或者为DemandThresh^j选择一个较小的数值，或者为DemandThresh^j选择一个较大的数值。较小的数值使PktWt^j频繁地改变成小于1的数值。这是由于对应TBF上的平均队列长度非常可能超过DemandThresh^j。

另一方面，如果DemandThresh^j被设置成较大数值，则不以及时方式检测瞬时可用带宽。此外，等待在TBF上形成较大的队列可以加大注入到核心域的突发传输，因而提高了核心结点(C)上的分组损耗概率。(然而选择minPktWt^j对此产生了限制)。

根据上述观察，DemandThresh^j被设置成一个数值 ${\mathrm{demandThresh}}^j<=\frac{{\mathrm{BD}}^j}{2}......\left(13\right)$

应当注意，在阻塞时间段内DCM方法通过使PktWt^j大于1可以同时减少突发传输长度和进入核心域的分组传输的速率。另一方面，DCM方法在无阻塞时间段内可以利用有限提高的传输速率。

下面命题证明DCM方法将Diff-serv域从阻塞状态恢复出来的有效性。

命题：在具有基于域的控制管理(DCM)方法的Diff-serv域中，如果反馈消息从不丢失，则没有核心结点会无限期处于阻塞状态。

证明：利用矛盾法。假定至少有一个核心结点(C)无限期处于阻塞状态。还假定反馈消息从不丢失。令J表示带宽为R_cong的情况下共享阻塞核心结点(C)的标记(等价于入口结点)集合。注意，通过对R^j进行max-min公平共享分配(配置)，我们具有∑_j∈JR^j＜＝R_cong。令t1是一个入口结点(I)开始变得阻塞的时间。以便使结点被阻塞，应当保持条件∑_j∈JOR^j(t)＞R_cong t＞t1。OR^j(t)表示与标记j相关的入口结点TBF上的出站分组速率，其中OR^j(t)＝R^j/(PktWt^j(t))。从t1开始，在阻塞结点上所有分组均应当被标记上LCN位。由于反馈消息从不丢失，出口结点(E)会根据在t1之后附着于分组的标记(j)通知各个入口结点(I)。令t2(＞t1)是第一个对应入口结点(I)接收反馈消息的时间。接着具有PktWt^j(t)＜1(t2＜＝t)的入口结点(I)在接收到反馈消息时会根据LCN反馈消息调整PktWt^j，使得PktWt^j(t)＞1。其间具有PktWt^j(t)＞1(t1＜＝t)的入口结点(I)会将PktWt^j提高到次高级PktWt^j数值。因此其PktWt^j(t)仍然大于一。具有PktWt^j(t)＝1的入口结点(I)的PktWt^j没有改变。因而对于某个t′＞t2，共享阻塞核心结点(C)的入口结点(I)上的传输速率总和会是∑_j∈JOR^j(t′)＜R_cong。这个条件一直成立，直到平均队列长度降低成低于minth的数值，使得出站分组被标记成无阻塞(即假定LCN位的数值为0)。因此阻塞核心结点(C)返回到无阻塞状态，这与假定是矛盾的。

上述命题还证明了DCM方案在控制阻塞方面的健壮性。即，由于方法依赖网络单元(边缘结点)而不是终端应用的其它职责来调整进入域的传输流，即使在出现非自适应独占资源UDP传输源的情况下，DCM方案也可以继续正常工作。在当前的IP网络中，自适应传输流不得不与非自适应传输流竞争并且因此在某些非自适应源结点主动捕获带宽时会暴露无遗出缺点。在所提出的方案中，这种缺点被完全消除，并且边缘路由器根据逐传输流公平共享原则可以适当进行预防性的测量。

模拟结果

下面是所提出的方法的某些结果。一个网络模拟器(在Web站点www-mash.cs.berkley.edu/ns/中公开，这里参考引用了上述模拟器)被用于模拟。根据图9中示出的配置执行模拟。核心路由器C1和C2之间的链路与improvRED队列相关，每当平均队列长度超过FeedbackThreshold时improvRED队列利于设置出站分组的LCN位。

improvRED的minth长度和maxth长度分别被设置成30和200个分组。FeedbackThreshold被设置成数值50。improvRED的缓冲区容量被设置成250个分组。假定对应入口/出口结点结点(即(I1，E1)，(I2，E2))之间的RTT正常分布，其中平均为30ms，偏差为±5ms。

入口结点I1，I2上的汇集传输源被模拟成平均突发传输时间为500ms并且在启动阶段突发传输速率为0.8Mbps左右的Pareto启动/关闭源。Pareto distribution的形状参数(∝)被设置成1.2。根据其诸如长突发传输和分组到达时间之间的强相关的固有性质可以确定Pareto分布的选择。分组长度被固定在0.5Kb。

为入口TBF上的各个队列提供一个具有350个分组的缓冲区。两个入口TBF上的DemandThresh被设置成30个分组。根据j＝1，2的拓扑，R^j被设置成0.5Mbps并且BD^j被设置成50Kb，其中PktWt^j最初被设置成1。minPktWt^j被估测成0.5。MTR被计算成0.32Mbps，因而maxPktWt^j的数值为2.5。图9中表示maxPktWt^j调整的等级数量并且确定具有统一映射的离散状态总数(2N+1)的数值N被设置成5。利用率被定义如下：

在典型的6000秒周期内若干次运行模拟。与任何指定的边缘(入口/出口)结点对(I，E)之间的RTT相比，这个时间要高若干个数量级。因此在这个6000秒周期内可以很好地捕捉所提出的方案的动态特性。如本文其它部分所示，更长时间的模拟有类似的趋势。

经过对若干次模拟运行结果求平均值之后，图10的表格描述了DCM方法与在核心结点上具有RED的非反馈阻塞控制之间的性能比较。图10中的表格表明DCM方法与非DCM方法相比在分组损耗方面有显著的减少，尤其是在利用率系数较高(高于0.6)时。

并且DCM方法能够利用早期阻塞通知并且调节入口TBF上的传输流对核心域的流入，从而减少了核心结点(C)上的分组损耗。随着利用率系数的提高，域中的分组损耗也提高。总分组损耗具有两个分量，即i)核心结点(C)上的分组损耗和ii)入口TBF队列上的分组损耗。因此当利用率系数提高时，入口TBF上的要求也相应提高。因此减小了PktWt^j，这导致较多的传输流注入核心域。这使得在利用率系数提高时核心分组损耗被略微提高。然而在使用DCM方法的情况下核心结点(C)上的总体分组损耗仍然被限制到仅比利用率系数1(绝对)高出3％的程度。这是具有核心结点(C)的最小支持(被限制成阻塞时间段内的LCN位设置)的入口结点(I)的带宽摆动造成的轻微损失。

总系统分组损耗(core+TBF)总是小于非DCM方法中的对应分组损耗，因而在分组损耗方面至少有30％的相对改进。即使在强负载区域(利用率＞1)中，使用DCM方法时的分组损耗比使用非DCM方法的分组损耗至少降低25％，因而证明了DCM方法在处理偶发的强负载时的健壮性。

接着评估入口TBF上的传输流调节造成的损失。在入口TBF上有两种损失，即a)入口TBF上的缓冲区溢出造成的分组损耗和b)平均延迟的提高。如图10中表格的列4所示，提高了输入传输流的一个入口TBF上的缓冲区溢出造成了损失。DCM方法能够使核心结点上的分组损耗几乎降低3％并且将核心结点上不能适应的过载传输流造成的分组损耗补还给入口TBF。因而主动向域发送传输流的输入汇集传输流的受损程度高于主要分组损耗发生在入口TBF上的其它传输流。这导致DCM方法在阻塞管理方面的公平原则。结果，如图10中表格的最后一列所述，总体上实现了更好利用核心带宽的目标，其中使用DCM方法的分组损耗相对于非DCM方法总体上改进了30％。

入口TBF上发生的另一个损失分量是入口排队延迟。在图11的表格中针对DCM方法提供了有关的统计数据。入口TBF上发生的平均排队延迟随着利用率系数的提高而增加。在阻塞时间段内，各个入口结点上的出站速率下降到接近MTR，这导致入口结点(I)上平均排队延迟的提高。因而在分组损耗方面得到总体改进的代价是轻微提高了入口TBF上因传输流调节而造成的排队延迟。

DCM方法有效地将核心域上的分组损耗限制到低于3％。另外，在入口TBF上根据缓冲区占有率对瓶颈核心结点上不能适应的额外负载或者延迟或丢弃。这证明DCM方法可以承受对核心带宽的瞬时高要求(利用率＞1)，并且对核心带宽的固定要求会在入口结点(I)上造成更多的损失，例如入口TBF局部的分组损耗和提高的平均延迟。

图12(a)和12(b)针对利用率系数0.8描述了一个入口TBF上的样本平均队列长度和PktWt分布。尽管有时要求较高，但一个入口结点能够捕获核心上的可用带宽以便清除TBF队列上的阻塞。PktWt的分布进一步证明了这一特点，上述分布表明TBF系统主要在小于1的PktWt^j上工作。

因而系统能够检测可用带宽并且通过适当的传输流调节清除本地阻塞，这使得核心域上的分组损耗小于3％。

图13(a)和13(b)中描述了核心结点(C)上非DCM方法的阻塞时间段(分组丢弃阶段)的分布。某些阻塞时间段持续超过数十秒，因而在更多时间段上导致潜在分组损耗。相反，如图14(a)和14(b)所述，在DCM方法中大部分阻塞时间段被限制在毫秒以内并且很少达到零点几秒。非DCM方法的阻塞时间段的平均持续时间在利用率系数为0.8时有2.3152秒，在利用率系数为0.9时有2.7179秒。相比之下，DCM方法的阻塞时间段平均持续时间在利用率系数为0.8和0.9时分别为0.1849和0.2110秒。因而DCM方法至少能够将阻塞时间段的持续时间减少10倍。如图10中表格所示，这导致在核心结点(C)上有更低的分组损耗。唯一发生的开销是在入口(I)和出口结点(E)上传送的LCN消息，这只占带宽的很小一部分。因而DCM方法在将潜在阻塞时间段限制到较小周期方面相当健壮，因而改进了核心带宽的总体利用率。

如下所述，对应于不同标记(j或传输流汇集)的RTT具有相同的等级。然而为了评估被表示成一个指定Diff-serv域的最大RTT^j的域RTT的影响，改变域RTT。其它传输流汇集的较小RTT只占域RTT的5％。图15(a)和15(b)示出了域RTT对DCM方法的分组损耗性能的影响。如图15(a)所述，针对域RTT的整个实际范围(30-100ms)核心结点(C)上的分组损耗百分比被将近限制了3％。这表明域RTT中的变化对域中的DCM操作的影响最小。

然而如图15(b)所述域RTT轻微增加了总系统分组损耗(core+TBF)。这种增加的主要原因是入口TBF队列上分组损耗的提高。在域RTT较大的无阻塞阶段内，TBF接受一个长持续时间以增加其发送速率(或等价减小PktWt^j)。因而不能在入口队列上保持高入站传输流。与降低域RTT相比这在入口TBF上产生更多的分组损耗。

在缩短域RTT的情况下，入口结点使用较少的时间通过反馈消息检测无阻塞时间段。因此可以快速调整/增加传输流注入速率以适应即将来临的传输流。因而一个处理长域RTT的方式是将一个较大的Diff-serv域适当配置成较小的子域以便域RTT较小。

总之，在可能较长的阻塞时间段内DCM方法通过在入口TBF上进行传输流调节有效减少了分组损耗。因而防止了在阻塞时间段内因无法交付分组而造成的网络资源浪费。结果在网络传输负载较高的情况下DCM方法增强了阻塞检测/管理的性能。

总之，DCM反馈控制方法增强了资源利用率并且控制/管理了Diff-serv域中出现的潜在状态。通过在阻塞检测/管理中引入两个阶段，即标记和丢弃来改进RED算法。

在标记阶段中，每当平均队列长度大于minth时，在队列中明确标记分组。在丢弃阶段，每当平均队列长度超过FeedbackThreshold数值时便按概率方式丢弃分组。这有助于实现早期本地阻塞通知，其中由出口结点(E)向对应的入口结点(I)发送本地阻塞通知。

并且，提供了基于TBF的自适应传输流管理方法以响应从出口结点(E)发送的LCN消息。DCM方法涉及根据对应入口/出口结点(I，E)之间的传输流汇集，而不是以逐个传输流的方式在边缘结点之间交换信息。这是DCM方法的一个优点。另一个优点是对来自出口路由器的本地(无)阻塞通知(LCN)消息的快速检测/反馈。DCM方法的基础是入口(I)和出口结点(E)之间的反馈环路控制机制。因此边缘路由器降低了传输流调节的复杂度。

模拟结果表明在网络带宽利用率较高的情况下该方法在改进分组损耗方面相当有效。此外，DCM方法简单并且在Diff-serv域本地使用，并且可以方便地实现(由于Diff-serv域的单一网络管理策略)。

虽然参照本发明最优实施例的细节在本专利申请中已经公开了本发明，但应当理解所公开的内容仅用于图解而不是限制，正如所期望的那样，在本发明的宗旨和所附权利要求书及其等价物的范围内本领域的技术人员会容易地想到各种修改。

Claims (57)

1.检测阻塞的方法，包括：

设置至少一个缓冲区占有率阈值；和

当一个平均队列长度超过上述阈值时丢弃所有分组。

2.如权利要求1所述的方法，其中上述阈值包括一个最小和一个最大阈值。

3.如权利要求2所述的方法，其中还包括的步骤有：

当上述平均队列长度介于上述最小阈值和上述最大阈值之间时标记分组；和

当一个平均队列长度等于或超过上述最大阈值时丢弃所有分组。

4.如权利要求1所述的方法，其中上述阈值包括一个最小阈值，一个最大阈值和一个反馈阈值。

5.如权利要求4所述的方法，其中还包括的步骤有：

当上述平均队列长度介于上述最小阈值和上述反馈阈值之间时标记出站分组；

当上述平均队列长度介于上述反馈阈值和上述最大阈值之间时丢弃入站分组并且标记上述出站分组；和

当一个平均队列长度等于或超过上述最大阈值时丢弃所有上述入站分组。

6.如权利要求5所述的方法，其中上述平均队列长度是一个令牌桶过滤器的桶的长度。

7.如权利要求5所述的方法，其中当上述平均队列长度介于上述最小阈值和上述反馈阈值之间时在上述标记出站分组的步骤中明确标记上述分组。

8.如权利要求5所述的方法，其中当上述平均队列长度介于上述反馈阈值和上述最大阈值之间时在上述丢弃入站分组的步骤中按概率丢弃上述分组。

9.如权利要求5所述的方法，其中上述当平均队列长度介于上述最小阈值和上述反馈阈值之间时标记出站分组的步骤包括在至少一个上述分组中设置至少一个位，上述当平均队列长度介于上述反馈阈值和上述最大阈值之间时标记上述出站分组的步骤包括在至少一个上述分组中设置至少一个位。

10.如权利要求5所述的方法，还包括根据一个移动平均值计算上述平均队列长度的步骤。

11.如权利要求5所述的方法，其中还包括的步骤有：改变一个数据分组消耗的令牌数量；和

在上述分组消耗的令牌数量小于或等于可用令牌时发送上述分组。

12.如权利要求9所述的方法，其中上述位是一种服务字节的一部分。

13.如权利要求9所述的方法，其中一个核心结点执行设置上述位的上述步骤。

14.如权利要求9所述的方法，其中上述位是一个LCN位。

15.如权利要求10所述的方法，其中上述移动平均值是一个指数移动平均值。

16.如权利要求11所述的方法，其中上述改变一个数据分组消耗的令牌数量的步骤包括改变单位长度的数据消耗的令牌数量。

17.如权利要求11所述的方法，其中上述改变令牌数量的步骤包括当在无阻塞时间段内要求单调增加时单调减小单位长度的数据的步骤。

18.如权利要求11所述的方法，其中上述改变令牌数量的步骤包括当接收一个消息时增加单位长度的数据的步骤。

19.如权利要求12所述的方法，其中上述服务类型字节是一个区分服务代码点字节。

20.如权利要求15所述的方法，其中当上述平均队列长度介于上述最小阈值和上述反馈阈值之间时在上述标记出站分组的步骤中明确标记上述分组，当上述平均队列长度介于上述反馈阈值和上述最大阈值之间时在上述丢弃入站分组的步骤中按概率丢弃上述分组，上述当平均队列长度介于上述最小阈值和上述反馈阈值之间时标记出站分组的步骤包括一个在至少一个上述分组中设置至少一个位的核心结点，上述当平均队列长度介于上述反馈阈值和上述最大阈值之间时标记上述出站分组的步骤包括在至少一个上述分组中设置至少一个位，上述位是一种服务字节的一部分。

21.如权利要求18所述的方法，其中上述改变令牌数量的步骤包括当一个平均队列长度大于一个要求阈值时进一步减小上述单位长度的数据。

22.调节结点之间的传输流的方法，包括：

检测阻塞；

向至少一个结点发送一个消息；

调节上述至少一个结点的至少一个传输速率；和

检测清除阻塞的时间。

23.如权利要求22所述的方法，还包括当上述阻塞被清除时随机递增上述至少一个传输速率的步骤。

24.如权利要求22所述的方法，其中一个核心结点检测上述阻塞，并且一个输出结点向至少一个输入结点发送上述消息。

25.如权利要求22所述的方法，其中上述调节至少一个结点的至少一个传输速率的步骤包括：

按照和检测到上述阻塞时上述至少一个结点正注入的传输流数量成正比的方式减少上述至少一个结点的上述至少一个传输速率。

26.如权利要求22所述的方法，其中上述调节至少一个结点的至少一个传输速率的步骤包括：

改变一个数据分组消耗的令牌数量；和

在上述分组消耗的令牌数量小于或等于可用令牌时发送上述分组。

27.如权利要求22所述的方法，其中上述向至少一个结点发送一个消息的步骤包括标记至少一个分组。

28.如权利要求22所述的方法，其中上述调节至少一个结点的至少一个传输速率的步骤包括有步骤有：

通过改变单位长度的数据消耗的令牌数量来改变一个数据分组消耗的令牌数量，其中包括的步骤有：

当在一个无阻塞时间段内要求单调增加时单调减小上述单位长度的数据；

当一个平均队列长度大于一个要求阈值时进一步减小上述单位长度的数据；和

当接收一个消息时增加上述单位长度的数据；和

在上述分组消耗的令牌数量小于或等于可用令牌时发送上述分组，其中明确标记上述至少一个分组。

29.如权利要求26所述的方法，其中上述改变一个数据分组消耗的令牌数量的步骤包括改变单位长度的数据消耗的令牌数量。

30.如权利要求26所述的方法，其中上述改变令牌数量的步骤包括当在无阻塞时间段内要求单调增加时单调减小单位长度的数据。

31.如权利要求26所述的方法，其中上述改变令牌数量的步骤包括当接收一个消息时增加单位长度的数据。

32.如权利要求27所述的方法，其中明确标记上述分组。

33.如权利要求27所述的方法，其中上述标记分组的步骤包括在至少一个上述分组中设置至少一个位。

34.如权利要求30所述的方法，其中上述改变令牌数量的步骤包括当一个平均队列长度大于一个要求阈值时进一步减小上述单位长度的数据。

35.如权利要求33所述的方法，其中上述位是一种服务字节的一部分。

36.控制一个区分服务域中的传输流的方法，包括：

改变一个数据分组消耗的令牌数量；和

在上述数据分组消耗的令牌数量小于或等于可用令牌时发送上述数据分组。

37.如权利要求36所述的方法，其中上述改变一个数据分组消耗的令牌数量的步骤包括改变单位长度的数据消耗的令牌数量。

38.如权利要求36所述的方法，其中根据状态和要求改变一个数据分组消耗的上述令牌数量。

39.如权利要求36所述的方法，其中还包括的步骤有：通过计算一个令牌桶过滤器上的平均队列长度来确定可用带宽的第一步骤；和

确定上述平均队列长度是否大于一个要求阈值的第二步骤。

40.如权利要求36所述的方法，其中上述改变一个数据分组消耗的令牌数量的步骤包括一个当在无阻塞时间段内要求单调增加时单调减小单位长度的数据的步骤。

41.如权利要求36所述的方法，其中上述改变令牌数量的步骤包括一个当接收一个消息时增加单位长度的数据的步骤。

42.如权利要求37所述的方法，其中上述改变单位长度的数据消耗的令牌数量的步骤包括改变一个字节的数据消耗的令牌数量。

43.如权利要求37所述的方法，其中上述改变单位长度的数据消耗的令牌数量的步骤包括改变一个位数据消耗的令牌数量。

44.如权利要求37所述的方法，其中上述单位长度的数据消耗的最小令牌数量等于一个令牌桶过滤器的深度除以缓冲区的min-max公平共享份额。

45.如权利要求37所述的方法，其中上述单位长度的数据消耗的最小令牌数量等于一个令牌产生速率的深度除以带宽的min-max公平共享份额。

46.如权利要求37所述的方法，其中上述单位长度的数据消耗的最大令牌数量等于一个令牌桶过滤器的深度除以一个最大传输单位。

47.如权利要求37所述的方法，其中上述单位长度的数据消耗的最大令牌数量等于一个令牌产生速率除以一个最小数据缓冲区排空速率。

48.如权利要求37所述的方法，其中上述改变单位长度的数据消耗的令牌数量的步骤包括的步骤有：

当在一个无阻塞时间段内要求单调增加时单调减小上述单位长度的数据；

当一个平均队列长度大于一个要求阈值时进一步减小上述单位长度的数据；和

当接收一个消息时增加单位长度的上述数据，其中根据状态和要求改变一个数据分组消耗的上述令牌数量。

49.如权利要求38所述的方法，其中上述状态是一个阻塞状态。

50.如权利要求40所述的方法，其中上述改变令牌数量的步骤包括当一个平均队列长度大于一个要求阈值时进一步减小上述单位长度的数据。

51.控制传输流的装置，包括：

多个结点；和

至少一个对应于至少一个上述结点的令牌桶过滤器。

52.如权利要求51所述的装置，其中上述令牌桶过滤器包括：

一个令牌产生器；和

一个可以连接到上述令牌产生器以便保存至少一个产生的令牌的桶。

53.如权利要求52所述的装置，其中上述结点包括：

至少一个输入结点；

至少一个输出结点；和

至少一个核心结点。

54.如权利要求53所述的装置，其中上述至少一个核心结点不保存逐传输流状态信息并且不传递大量汇集传输流；其中上述输出结点和输入结点保持逐传输流状态。

55.如权利要求53所述的装置，其中上述结点是一个域的一部分。

56.如权利要求53所述的装置，其中上述结点是一个因特网的一部分。

57.如权利要求55所述的装置，其中上述域是一个区分服务域。

Images