專利名稱：網(wǎng)絡中的數(shù)據(jù)控制的制作方法
技術領域：
本發(fā)明主要涉及網(wǎng)絡中的數(shù)據(jù)控制。
如下面將要詳細解釋的，本發(fā)明的優(yōu)選實施方式涉及對穿過網(wǎng)絡的數(shù)據(jù)所經(jīng)過的路徑的表征，其中各節(jié)點表征該路徑的局部部分，然后，當數(shù)據(jù)經(jīng)過時，所有這些局部特征在所述數(shù)據(jù)中累積。例如，互聯(lián)網(wǎng)協(xié)議(IP)報頭中的生存周期(TTL)字段和顯式擁塞通知(ECN)字段以這種方式工作。

背景技術：
當前，所有已知形式的路徑表征法都將意在收集路徑特性的字段初始化為設定的標準值。通常，將在目的地積累的值反饋到源。在共同未決的申請第WO2005/096566號中，我們描述了如下設置的優(yōu)勢確保這些特性字段其中之一的初始值被設置為當它已經(jīng)累積了路徑信息時，它攜帶常見的標準化的值到達目的地，此處通過引用并入所述申請的主題。我們將該早先申請中提出的概念稱為“Re-feedback(再反饋)”，該術語表示“接收器處規(guī)范化”反饋的思想(和“經(jīng)典”或“傳統(tǒng)”的反饋相對，在上下文中，該“經(jīng)典”或“傳統(tǒng)”的反饋認為是“源處規(guī)范化”反饋)。從目的地到源的反饋隨后可用于在未來發(fā)送數(shù)據(jù)時連續(xù)地糾正目的地值中的任意錯誤。主要的優(yōu)點在于數(shù)據(jù)有效地攜帶了其本身下游路徑的預測，該預測可為沿著傳輸路徑的在線設備(in-line equipment)所用。
盡管re-feedback帶來很多優(yōu)點，但如果可以發(fā)現(xiàn)一種通過逐增配置(incremental deployment)將它引入到當前網(wǎng)絡的方法，它將變得更有用。具體而言，攜帶路徑特性的通信因基于re-feedback而可以識別自身，但在引入re-feedback之前，并不是路徑上的中繼設備都必須升級。因而，如果一對主機都已經(jīng)升級，則該主機對可以將它們之間的通信構成為攜帶基于再反饋的路徑特性。而當它們中的一個或它們二者都沒有升級時，經(jīng)典的反饋仍可繼續(xù)使用。
如下面將要詳細討論的，本發(fā)明的優(yōu)選實施方式涉及這樣的方法，該方法將顯式擁塞通知的再反饋引入到現(xiàn)在已經(jīng)用于擁塞通知的互聯(lián)網(wǎng)協(xié)議中的兩個比特中，該方法應不需要更換互聯(lián)網(wǎng)協(xié)議格式并且不與當前ECN標準(IETF RFC3168)相抵觸-僅需要改變怎樣理解字段的語義即可。簡而言之，我們將稱本概念為“re-ECN”。
重復數(shù)據(jù)字段中信息的重迭編碼 當前通訊協(xié)議已被發(fā)展為可以根據(jù)給定的一組需求在網(wǎng)絡上有效地運送數(shù)據(jù)。它們都使用相同的結構，該結構包括添加了協(xié)議報頭的有效載荷數(shù)據(jù)(中的一些)，從而可以提供合適的服務。面對當今全球范圍的通訊，標準正文明確地定義了將什么信息放入報頭中。因為報頭信息會增加通訊開銷，所以報頭字段通常有很嚴格大小的極限限制。而且，如果字段在分組或幀中的位置和大小是已知的，則更容易設計傳輸硬件。因此，希望能夠在比信號所需的精度小的協(xié)議字段中傳達信號(該信號是隨時間變化的數(shù))。
此外，一旦協(xié)議設計變成了標準，則改變先前約定的字段的長度、屬性、意思或用途的靈活性就很小了。然而，隨著更多服務的提出，更多的威脅的出現(xiàn)了，再加上其他的原因，需要調整和改變分組報頭中攜帶的信息。所以所設計的以前具有足夠長度的字段通常需要在不增加字段大小的情況下而過多地承載新的(多個)意義。
一種已知的技術是將信息散布在協(xié)議中重復出現(xiàn)的相同字段上。從而隨著時間的流逝，看上去好像允許傳達比有限字段大小多的精度比特。
簡單地，一個數(shù)的同一比特表達的不同部分可以在不同的分組中傳送。但是對于解釋意義的讀取器來說，必須和寫入器共享一些內容(“狀態(tài)”)。例如，假設在8比特字段中傳送一個16比特的數(shù)。我們必須使用這樣的約定，即字段的意義依賴于另一相關序列號是奇數(shù)還是偶數(shù)(奇數(shù)意味著較低的有效位，偶數(shù)意味著較高的有效位)。然后，讀取器可以使用序列號1，2；3，4...19，20將成對的字段集合起來以獲得整個字段。
然而，當協(xié)議意在傳送滑動值(moving value)并且處于無狀態(tài)時，該簡單的方法是不起作用的。例如，和IP主機不一樣，IP路由器是基于這樣的原則設計的，從一個分組到下一分組，永不創(chuàng)建用于記憶分組中的任何值的狀態(tài)(路由器可以使用從所有分組得出的值創(chuàng)建它們自己的聚集狀態(tài)變量，例如用于記帳的計數(shù)器)。所以，即使路由器僅僅只想發(fā)現(xiàn)在多個分組中字段的滑動平均值(無論何種原因)，也不能通過單獨平均所有的奇數(shù)和平均所有的偶數(shù)來進行。
例如，在與上述簡單的場景相似的情況下，假設通過分別平均{2，1，2，1}和{0.1，0.8，0.1，0.7}，求出在序列{2.1，1.8，2.1，1.7}的值的滑動窗口上的滑動平均值。即使這些分組將它們自己識別為奇數(shù)和偶數(shù)，它們還是需要依次平均。假設較高位次的前兩個值無序到達。結果將是序列{2.8，2.1，1.1，1.7}的平均值。如果所有的數(shù)都被平均，則這樣做是沒問題的，但是如果平均值是滑動的，則不行。例如，在該兩個值無序到達的情況下，最后三個數(shù)的平均值不同。當信號在一個高位數(shù)和下一位之間轉換時，該簡單方法導致錯誤的體系偏移。
1987年，為了滿足跨協(xié)議字段的重復實例進行滑動數(shù)的無狀態(tài)編碼的需要，DEC發(fā)展了一種方法[Jain87]，其中該數(shù)被反復地向下或向上舍入，向下舍入與向上舍入的比例不斷增加了精確度，而且當需要傳送的數(shù)字滑動時也隨之滑動。例如，0.4可以通過單一位序列{1，0，1，0，1}或{1，0，1，0，1，1，0，1，0，1，...}表示。然后，如果該數(shù)字變成0.2，則序列將反應出這種變化{1，0，1，0，1，1，0，1，0，1...1，1，0，1，1}。盡管在準確度上具有隨機波動，但使用該技術，沒有向上或向下的錯誤的系統(tǒng)偏移。與所述的簡單的方法不同，沒有分組攜帶沒有意義的信息，除非該無意義信息與另一分組的信息組合可以再構出意義。
如下面將要詳細描述的，本發(fā)明的優(yōu)選實施方式建立在這種約定的基礎上。
另一現(xiàn)有相關機制是Mannal等提出的PURPLE機制[Mannal2003]，美國專利申請US 2004/190449涉及該機制，它監(jiān)控TCP報頭中CWR標志的發(fā)生率以評估較早的往返行程中的端對端擁塞程度。使用標準ECN規(guī)范，針對每個擁塞標記(CE，表示“經(jīng)歷擁塞”，位于IP報頭中)，在所有的確認中發(fā)送回復(ECE，“ECN-Echo”標志，位于TCP報頭中)，直到目的地接收了源已經(jīng)對于擁塞信號做出行動的確認(CWR“擁塞窗口減小”標志，位于TCP報頭中)。這意味著CWR標志將以與CE標記到達目的地相同的比率經(jīng)過路徑上的每個節(jié)點傳輸，具有一個往返行程的延時。Mannal等進一步建議在存儲器中將到達任意給定節(jié)點的CE標記的比率保存一個往返行程的時間。從節(jié)點在一個往返行程以后接收的端到端擁塞信號中，節(jié)點可以提取在較早的往返行程的路徑上的下游擁塞程度。Mannal等提出使用所述值，與當前上游擁塞信號相組合，以控制擁塞的路由器上自適應隊列管理機制的收斂。
在非加密TCP流的情況，該方法給出了很精確的信息。然而，該必要信息在其他通常情況下未必可以獲得，例如 -當使用IPSec時，TCP報頭被加密，且它變得不能監(jiān)控CWR標志的發(fā)生率； -當不使用IPSec而傳輸協(xié)議為UDP(這將是RTP流通信的情況)時，CWR標志也不能被監(jiān)控。
國際申請WO2004/049649(倫敦大學國王學院)涉及中繼設備處的差別標記。它涉及兩組分組的相應處理，這兩組分組稱為“第一部分”和“第二部分”。把網(wǎng)絡上消耗較少時間的分組認為是位于第一組中，并比在網(wǎng)絡上消耗更多時間的分組更容易被標記，把在網(wǎng)絡上消耗了更多時間的分組認為是位于第二組中。這樣，取決于分組在網(wǎng)絡上消耗的時間，來相應處理被認為是第一組和第二組中的各個分組。
參考文獻R.Jain，K.Ramakrishnan & D.Chiu，″Congestion Avoidancein Computer Networks With a Connectionless Network Layer″，DigitalEquipment Corporation technical report DEC-TR-506(1987).Soenke Mannal，Roman Pletka & Marcel Waldvogel-″PURPLEPredictive Active Queue Management Utilizing CongestionInformation″，Proceedings of the 28th Annual IEEE Conference on LocalComputer Networks(LCN)，Bonn，October 2003. 針對相關問題的其他現(xiàn)有方法 解決需要向協(xié)議報頭字段添加新信息或修改它們屬性的新協(xié)議需求的常用方法是發(fā)展新的協(xié)議或使用具有可變長度的報頭。例如，隨著IP的發(fā)展，這兩種方法都被使用了，其中在IP版本4和6之間，地址字段從32比特增加到128比特。與此同時，任意數(shù)目的可選字段可以添加到報頭中以插入用于處理通信的其他信息。
相關問題的一個現(xiàn)有相關機制是ECN時間隨機數(shù)(ECN nonce)[savage99，Ely01]，它涉及IP中的ECN字段。以后將要注意本發(fā)明的特定優(yōu)選實施方式也涉及該字段。而且，在某種程度上，可以認為所述兩種方法的動機在以下方面相似防止在ECN字段的傳送中的欺騙。使用擁塞信令，確保擁塞信號不被終端(所述終端希望以比擁塞過程允許的速率高的速率發(fā)送或接收數(shù)據(jù))隱藏是極為優(yōu)選的。ECN時間隨機數(shù)僅允許數(shù)據(jù)源檢查接收器是否正在行騙，而圍繞“再反饋”概念建立的較寬的動機框架可以確保路徑上的源、接收器或各種網(wǎng)絡中任意一個都不能或有動機相互欺騙。以后將變得更加清楚的是，確保再反饋可配置將解決比使用ECN時間隨機數(shù)可以解決的欺騙問題更寬范圍的欺騙問題。ECN時間隨機數(shù)機制由IETF作為信息RFC出版[RFC3540]，但是并不在當前標準軌跡中。
互聯(lián)網(wǎng)協(xié)議報頭 簡要地參照圖6，根據(jù)互聯(lián)網(wǎng)協(xié)議的當前版本IPv4，與數(shù)據(jù)包相關的報頭包括指示其版本的第一個4比特字段。第二字段是4比特“互聯(lián)網(wǎng)報頭長度”(IHL)字段，指示IPv4報頭中的32比特字的數(shù)目。接下來的8比特被分配給“差分服務”字段，包含6位差分服務代碼點(DSCP)和位于第14和15比特的2比特“ECN”(顯式擁塞通知)字段。DSCP允許規(guī)定當數(shù)據(jù)包經(jīng)過網(wǎng)絡時它將被怎樣處理(即，低延時、高優(yōu)先級等)。ECN字段在擁塞源處隨機地設置為根據(jù)一系列分組，目的地可以推斷分組經(jīng)過的路徑的擁塞程度。接下來的16比特IPv4字段8比特字節(jié)地定義了整個數(shù)據(jù)包大小，包括報頭和數(shù)據(jù)。最小長度的數(shù)據(jù)包為20個字節(jié)而最大長度的數(shù)據(jù)包是65535字節(jié)。
接下來的字段是16比特“標識”字段。該字段主要用于原始IP數(shù)據(jù)包的片段的唯一識別。已經(jīng)提議該字段可用于其他目的，例如用于向數(shù)據(jù)包添加分組跟蹤信息。隨后是3位“標志”字段，用于控制或識別片段。此后跟隨13位“片段偏移字段”，它允許接收器判定原始IP數(shù)據(jù)包中特定片段的位置。
接下來的字段是8比特“生存周期”(TTL)字段，它的目的是防止數(shù)據(jù)包在網(wǎng)絡中持續(xù)(例如，在循環(huán)中往返)。歷史上，TTL字段以秒限定數(shù)據(jù)包的壽命，但它已經(jīng)變成“跳數(shù)”字段，試圖以跨越較大距離的跳維持原始意思，使得它們本身作為多個跳出現(xiàn)。該值可以初始為255。數(shù)據(jù)包經(jīng)過的每個分組交換機(路由器)使該TTL字段減一(在與長距離鏈接的接口處可能更多)。如果TTL字段在到達目的地之前為零，該分組不再被分組交換機轉發(fā)，并因此被丟棄。
接下來是8比特協(xié)議字段。該字段限定了IP數(shù)據(jù)包的數(shù)據(jù)部分中使用的下一個協(xié)議?；ヂ?lián)網(wǎng)地址指派機構(Internet Assigned NumbersAuthority)維持有協(xié)議號列表。公共協(xié)議包括ICMP、TCP和UDP。
IPv4數(shù)據(jù)包報頭中接下來的字段是16比特“校驗和”字段。IPv4數(shù)據(jù)包報頭中的一些值可以在各分組交換機跳處變化，使得校驗和在它通過網(wǎng)絡的路徑上可能需要調整。校驗和之后分別跟隨32比特“源地址”和32比特“目標地址”字段。
額外的報頭字段(稱為“選項”)可以跟隨在目標地址字段之后，但這些并不常用。
ECN字段 IP中ECN字段的概念可以追溯到上述“DECbit”方案，其也在ATM和幀中繼中出現(xiàn)。在IP中，ECN包括8比特差別服務字段的末端的兩個比特，得出4種可能的代碼點(code-point)，這些代碼點在RFC3168[RFC3168]中標準化。參照下面所附表1示出了這些代碼點。
ECN代碼點 表1 前三個代碼點在分組傳輸?shù)钠瘘c處由發(fā)送器設置，而最后一個(CE)留給中繼設備設置以指示該分組經(jīng)歷擁塞。如果源還不支持ECN標準，它將發(fā)送通常為缺省的清潔ECN字段(非ECT)。如果它理解ECN，但在連接開始的協(xié)商之后，判定另一終端并不理解ECN，它也使ECN字段清潔(非ECT)。如果非ECT分組在擁擠期間到達IP中繼設備，則它被概率性地丟失，如果ECT分組到達擁擠的中繼設備，則CE字段被概率地設置。這種行為允許ECN的逐增配置，如果終端之一并沒有被升級以理解ECN，則回到在擁塞過程中丟失分組的較早行為。
具有CE字段設置的分組的比例代表了范圍在
之間的擁塞程度。這樣，CE字段用于從中繼設備向接收器傳送信號(隨時間變化的擁塞程度)。如果在任一傳輸路徑上存在多于一個的擁塞中繼設備，則它們的信號相組合以給出該路徑上的累計擁塞。例如，如果分組流經(jīng)一個用CE標記了5％的分組的中繼設備以及另一個用CE標記了10％的分組的中繼設備，由于組合概率，接收器將在一系列分組中看到100％-(100％-5％)(100％-10％)＝14.5％的CE標記。這種組合形式是經(jīng)過深思熟慮的，因為擁塞信號代表能力耗盡的概率，所以多個擁塞信號應象多個概率組合時那樣被組合。實際上，互聯(lián)網(wǎng)路徑大多數(shù)時間在1-2％以下的擁塞程度操作。
用于IP的ECN標準允許發(fā)送器設置兩個等同值的任意之一以指示ECN能力ECT(0)或ECT(1)。盡管ECN時間隨機數(shù)并沒有標準化為ECN，但在該標準中提供了經(jīng)過深思熟慮的這樣的選擇當源選擇使用ECN時間隨機數(shù)時，允許源使用ECN時間隨機數(shù)。但是這兩個ECT代碼點的其他用途也被盡可能地正視，例如，一種用途是用于多點傳輸(本發(fā)明的實施方式利用了CET值的這種選擇提供的靈活性)。該ECN時間隨機數(shù)如下工作。
發(fā)送器以偽隨機未偏置二進制序列發(fā)送具有ECT(0)或ECT(1)的各分組。在連接開始時，發(fā)送器保持該序列的和，將這兩個ECT值分別處理為二進制0和1。實際上，該方案僅需要發(fā)送器維持該和的最低有效位。這樣，如果發(fā)送的每個新的二進制ECT值是X，則可以使用邏輯異或函數(shù)維持該和S S←SX。
接收器將也保存該和。
接收器必須反饋各接收的分組是否已經(jīng)被標記了CE(實際上該標準允許同時針對多個分組進行反饋，但是其很復雜，在本文中也不重要)。為此目的，ECN標準[RFC3168]在TCP報頭中引入了一個二進制字段(經(jīng)歷擁塞回復或ECE)。ECN時間隨機數(shù)方案[RFC3540]為接收器在TCP報頭中引入了另一二進制標志(時間隨機數(shù)和(NS))，以同樣反饋其新計算出時間隨機數(shù)和。只要沒有分組被標記了CE，則發(fā)送器和接收器都能為一系列無空缺的分組維持相同的時間隨機數(shù)和。因為TCP確保所有丟失的分組都被再次傳輸，而再次傳輸會修補序列中的任何空缺，因而整個流將無空缺地行進。
在中繼設備由于擁塞而用CE標記了分組時，則接收器不能猜出發(fā)送器最初是使用ECT(0)還是使用ECT(1)發(fā)送它的。如果誠實的接收器接收了被標記了CE的分組，它將發(fā)送ECE反饋，且發(fā)送器和接收器都將在下一分組中重新啟動(歸零)它們的時間隨機數(shù)和。如果惡意接收器試圖通過不回送響應CE標記的ECE而否認擁塞的存在，它還必須反饋更新的時間隨機數(shù)和。但是，因為不知道發(fā)送器是使用ECT(0)還是使用ECT(1)來更新發(fā)送器的時間隨機數(shù)和，因而接收器僅具有50％的機會來使時間隨機數(shù)和正確。接收器試圖抑制的擁塞反饋越多，一半的時間它將使時間隨機數(shù)和錯誤。一旦發(fā)送器檢查到不正確的時間隨機數(shù)和，通過在未來的分組中設置非ECT而不使用ECN或采取一些其他的制裁，甚至拒絕發(fā)送進一步的數(shù)據(jù)。
可以看出ECN時間隨機數(shù)允許發(fā)送器檢測行為不端的接收器。但這僅當發(fā)送器本身希望遵循自發(fā)擁塞控制以及希望向不遵循的接收器進行制裁時有用。在90年代后期的環(huán)境中，ECN時間隨機數(shù)被認為是有用的，在該時期的環(huán)境中，大多數(shù)數(shù)據(jù)由大的合作站點(要么是web服務器，要么是內容流站點)發(fā)送的?？梢云谕@些站點會希望維持一種聲譽，用于管制互聯(lián)網(wǎng)擁塞控制規(guī)范。但當前80％的通信是點對點的，因而這種樂觀的假設不再成立。本發(fā)明允許再反饋可配置，使得網(wǎng)絡可以管制它們自己的擁塞規(guī)范。
參考文獻Stefan Savage，Neal Cardwell，David Wetherall and TomAnderson，″TCP Congestion Control with a Misbehaving Receiver，″InComputer Communication Review 29(5)pp.71--78(October，1999).K.K.Ramakrishnan，Sally Floyd and David Black，″TheAddition of Explicit Congestion Notification(ECN)to IP，″InternetEngineering Task Force Request for comments RFC3168，URLhttp://www.ietf.org/rfc/rfc3168.txt(September，2001)David Ely，Neil Spring，David Wetherall，Stefan Savage andTom Anderson，″Robust Congestion Signaling″InProc.IEEE InternationalConference on Network Protocols(ICNP′01)(November，2001).Neil Spring，David Wetherall and David Ely，″RobustExplicit Congestion Notification(ECN)Signaling with Nonces″InternetEngineering Task Force Request for comments RFC3540，URLhttp://www.ietf.org/rfcs/rfc3540.txt(June，2003)(Statusinformational)

發(fā)明內容
根據(jù)本發(fā)明，提供了一種方法，該方法使用經(jīng)過網(wǎng)絡中多個節(jié)點的多個報文對信息進行編碼，各所述報文具有與之相關的包括一個或更多個字段的報頭，各報頭的至少一個所選部分提供至少三個代碼點；所述方法包括指派與第一比例的報文相關的報頭的所選部分的第一組代碼點中的代碼點；以及指派與第二比例的報文相關的報頭的所選部分的第二組代碼點中的代碼點；其特征在于 所述第一比例依賴于第一網(wǎng)絡特性而判定； 所述第二比例依賴于第二網(wǎng)絡特性而判定；以及 所述第一網(wǎng)絡特性和第二網(wǎng)絡特性中的至少一個不依賴于所述網(wǎng)絡特性中的另一個網(wǎng)絡特性變化。
本發(fā)明的優(yōu)選實施方式涉及在n比特字段上對很多小動態(tài)值進行編碼的方法。
本發(fā)明的優(yōu)選實施方式允許從重復的單個字段無狀態(tài)地提取單獨的序列，由此同時傳送多于一個的信號，且允許通過各種算法組合使每個結果重迭以傳送更多信息。為了說明這點，我們將優(yōu)勢逐漸增多的解決方案的進展考慮為怎樣獲得上述目的，在此之后，將詳細描述根據(jù)本發(fā)明的一個優(yōu)選實施方式的方案。為方便起見，我們將該方案稱為“re-ECN”。
在根據(jù)本發(fā)明的方法涉及IP實現(xiàn)時，應當理解“報文”一般是IP分組。因為ECN目前僅用于IP，因而這一般是與優(yōu)選的“re-ECN”實施方式相關的情況，但應當理解，例如，在未來，報文不必是與所有網(wǎng)絡相關的分組。
應當理解根據(jù)當前優(yōu)選實施方式，所述字段是現(xiàn)有2位二進制字段(ECN字段)，這樣它允許4個代碼點，但是本發(fā)明的其他實施方式也是可行的，其中假設字段具有至少3個代碼點，字段可具有不同位數(shù)。這樣可以預見字段是1位的三重字段。在字段提供多于3個代碼點(例如，3位二進制字段，提供8個代碼點)時，由于本發(fā)明的目的，兩個或更多的代碼點可以被認為或處理為等同物，這種情況它們可以被考慮成“代碼點組”?？赡軙J為這些實施方式在關于它們可用的代碼點的使用方面是“低效”的，但是應當注意它們可以提供一些另選的或附加的優(yōu)點。
還應當理解，根據(jù)另一當前優(yōu)選實施方式，報頭的所選部分不必嚴格地對應于報頭中一個名為“字段”的部分，而是可以包括從與各報文相關的報頭中選出的鄰近比特子集。另一些實施方式甚至可以使用非鄰近比特子集。另一當前優(yōu)選實施方式使用現(xiàn)有ECN字段的兩位，并與當前IP報頭中的“第48比特”相組合，這樣這三個比特總共提供8種可能的代碼點。如下將要更詳細解釋的，在這些另選方案中使用IP報頭中的額外的比特時，它具有這樣的優(yōu)點在源和網(wǎng)絡節(jié)點的處理可以簡化。
再次參見Mannal等提出的PURPLE機制[Mannal2003]和相應的美國專利申請，應當注意本發(fā)明的實施方式不同于現(xiàn)有技術，例如尤其由于這一事實，僅需在一種類型的報頭(在一個層中可存取，例如，IP或網(wǎng)絡層)中采取行動以對涉及這兩種不同特性的信息進行編碼，這與Mannal方法中的情況相對，在Mannal方法中，對僅可借助兩個不同層(網(wǎng)絡層和傳輸層)存取的兩種不同類型的報頭(IP報頭和TCP報頭)采取行動。這樣，本發(fā)明的實施方式避免了Mannal方法的缺點，并且除了支持IPSec的使用之外，還支持其他傳輸協(xié)議的使用。
可能的解決方案的進展 “再反饋”的優(yōu)點源于分組中代表預知的下游擁塞的擁塞信號。參考再反饋的概念，可以認為下面的可能的解決方案是目標在于實現(xiàn)再反饋需求的機制。
可能的解決方案#1 如果來自于接收器的確認流的新近反饋顯示出路徑上具有3％的擁塞，一個簡單的方法是發(fā)送器在2％的分組中設置經(jīng)歷擁塞的代碼點(CE)，且2％的擁塞中繼設備從2％的分組中去除CE。但一般將證明這是不實際的。只要中繼設備希望發(fā)送這2％的信號，在到達的標記了CE的分組被清除之前，它必須等待大約50個左右的未標記的分組經(jīng)過。
可能的解決方案#2 較好的另選方案是發(fā)送器交替ECT(0)和CE，但是發(fā)送比50％約少2％的CE，使用ECT(0)代替它們。換句話說，標記～48％的CE和～52％的ECT(0)。則在發(fā)現(xiàn)可使用CE標記的ECT(0)之前，中繼設備可能僅需要平均等待約一個分組。
此處我們將引入一些符號。我們使用uj表示路徑上節(jié)點j處CE的比率。并且沿著路徑，發(fā)送器具有索引j＝0且接收機具有索引j＝n，它們之間的中繼設備使用索引{1，2，...j，...n-1}。而且，網(wǎng)絡中任一節(jié)點j處的下游路徑擁塞程度由ρj表示，所以ρ0將表示整個路徑的擁塞，有時我們將簡單地縮寫為ρ。
所以，對于這種解決方案，節(jié)點j的下游路徑擁塞將是 ρj≈50％-uj。
如果源保存它發(fā)送CE的比率u0，可以通過減去接收器返回的比率un得出路徑擁塞率。但是因為當前路由器不管CE是否已經(jīng)被設置都標記CE(假設已經(jīng)提及了所需的組合概率)，這種解決方案不能逐增配置。所以它們都必須立刻升級。
可能的解決方案#3 另一較好的第三另選方案是源仍然交替CE和ECT(0)，但是發(fā)送約比50％少2％的一半的CE(仍然連續(xù)我們的場景，其中新近路徑擁塞ρ為2％)。換句話說，標記～49％的CE和～51％的ECT(0)。則假設路由器標記CE而不管它是否已經(jīng)被標記，則約2％的一半的ECT(0)分組將獲得CE標記，使CE的比例從49％增加到50％。一般地，如果新近路徑擁塞是ρ0，標記標準化的恒定目標率是uz＝50％，則源將以比率u0標記CE，其中 1-(1-u0)(1-ρ0)＝uz  u0＝1-(1-uz)/(1-ρ0) 例如，對于ρ＝2％＝0.48979 ≈49％ 如果網(wǎng)絡中任意節(jié)點j的CE標記率為uj，則該節(jié)點下游擁塞ρj可以由下面的比率預知 ρj＝1-(l-uz)/(l-uj) 然而，這種方案平分了ECN的響應(約一半的標記應用于已經(jīng)被標記的分組)，因為像ECN這樣的二進制方案傳送低程度的擁塞已經(jīng)很慢(在低程度變成高程度之前，給出的通知不足)，這是不理想的。而且，所有上述方案需要發(fā)送器使用CE初始化一些分組，這在當前ECN標準中是不允許的，使后向兼容性復雜化。
根據(jù)一個優(yōu)選實施方式的解決方案“re-ECN” 為了解決上述問題中的一些或全部，我們提出了ECN的ECT代碼點的新的用途來實現(xiàn)再反饋，稱為re-ECN。和往常一樣，非ECT分組將被丟失而不是被標記。但是，對于所有其他的分組，我們定義了有效的虛擬報頭字段h。我們將路徑的任意節(jié)點j處的hj的值定義為經(jīng)過該節(jié)點的CE代碼點的比率uj和ECT(0)代碼點的速率zj之間的差，即 hj＝uj-zj(1) 根據(jù)再反饋布置，一旦發(fā)送器接收到了表征路徑擁塞的反饋，它布置該虛擬報頭的起始值h0，使得該虛擬報頭將在目的地達到共同的數(shù)據(jù)hz。一般地，通過假設從最新的反饋之后路徑擁塞保持不變完成這點。對于re-ECN，我們建議的該產(chǎn)業(yè)應該標準化 hz＝0 為了遵循當前ECN標準，我們不希望發(fā)送器使用CE初始化任意分組。所以u0＝0。則，為了使目的地的虛擬報頭歸零，發(fā)送器將在這樣的比例的分組上設置ECT(0) un≤1/2z0＝un/(1-un) (2) un＞1/2 ＝1， 可以根據(jù)已由TCP提供的un的連續(xù)的反饋來推導該比例。將在以后表示公式為何如此。
而且，我們示出，在分組中到達路徑的任意節(jié)點j的虛擬報頭hj足以使該節(jié)點得出下游路徑擁塞的預測 ρj＝1-1/(1-hj)(3) 如果路徑擁塞度低，hj＜＜1，將在以后示出該公式近似于 ρj≈-hj (3a) ≈zj-uj 換句話說，對于較低程度的路徑擁塞，節(jié)點可以將下游擁塞近似為虛擬報頭的簡單的值-ECT(0)和CE代碼點比率之間的差，這樣避免了每個分組的區(qū)分操作，否則將使用比數(shù)據(jù)路徑中所需的更多的處理器循環(huán)。這種近似導致中繼設備低估下游擁塞。所以使用這種近似的策略器是稍微許可的，這通常是優(yōu)選的。如果精確度是非常重要的，當然不需使用這種近似。
實際上，如果路徑擁塞度低，則發(fā)送器使用的用于判定設置多少ECT(0)的公式還具有簡單的近似 z0＝un/(1-un) ≈un(2a) 換句話說，源將ECT(1)的比率設置為與回復經(jīng)歷了擁塞(ECE)的確認的比例相同。否則它將設置ECT(0)。再次說明，它將永不設置CE，這遵循當前ECN標準。
然而，可以不使用比乘法更復雜的運算來實現(xiàn)確切功能(且如果指數(shù)加權滑動平均值(EWMA)權重是2的倍數(shù)，甚至僅寄存器移位)。
參考圖1，圖示的橫軸表示經(jīng)過網(wǎng)絡間路徑上索引為{0，...j，...n}的節(jié)點?？v軸表示當分組流經(jīng)過示例性路徑時不同ECN代碼點的發(fā)生率。當然，該比率可以不斷變化，但是圖中示出了一個瞬間的平均比率，好像擁塞是靜止的一樣。每個區(qū)域基于下面一個累積，使得總和始終為1。黑色陰影區(qū)域表示由于ECN路由器的擁塞-從當前行為不變，累計經(jīng)過該路徑的經(jīng)歷擁塞(CE)的標記。中間的圖中，所示的CE的最終比率反饋到源，所述源大約發(fā)送相同比例的ECT(0)。
右手邊的圖示出了如何從信號流中解碼下游路徑擁塞。在路徑上的任意節(jié)點j，如果CE的發(fā)生率uj(黑色)從ECT(0)的比率Zj(中間圖中的白色)中減去，可以得出下游路徑擁塞(條紋)。
上述實施方式使用ECT(0)代碼點以發(fā)送所述流的路徑上端到端擁塞程度的信號，以最小化IP報頭中使用的比特數(shù)。如果這種需要不是普遍的，具有類似效果的簡單的另選方案是使用ECN代碼點之外的比特來運送端到端擁塞信號，例如第48比特。該另選實施方案在IP報頭中使用更多的比特，但具有在源和網(wǎng)絡節(jié)點處簡化處理的優(yōu)點因為在ECN代碼點設置為“經(jīng)歷擁塞”時并不重新標記第48比特，因而不需要調整從目的地接收的ECE信號。
特定re-ECN實施方式 再反饋概念-其中網(wǎng)絡中的反饋在接收器而不是發(fā)送器與其參考數(shù)據(jù)匹配-并不被認為已經(jīng)在早先討論的我們共同未決的申請之前公開。因此，一種協(xié)議機制，例如能夠實現(xiàn)再反饋能力而不需要抵觸現(xiàn)有協(xié)議標準的re-ECN，在其權利方面是獨特的。然而，如下所述，本發(fā)明的范圍不限于這些優(yōu)選實施方式。
Re-ECN的一般化 再次參照ECN時間隨機數(shù)，ECN時間隨機數(shù)由發(fā)送器使用，以將其注入到分組流中的信號與接收器反饋的信號進行比較。ECN時間隨機數(shù)并不用于將任何信號從一方傳送到另一方。本發(fā)明的優(yōu)選實施方式使用“Re-ECN”概念以從網(wǎng)絡節(jié)點的路徑向源和其他網(wǎng)絡節(jié)點(尤其是上游的這些節(jié)點)傳送信號(代表路徑擁塞)。
一方面，ECN時間隨機數(shù)對從最近的擁塞事件開始到以當前分組結束的一個ECT代碼點的發(fā)生率的和進行編碼。另一方面，re-ECN使用兩個代碼點的發(fā)生率對兩個信號進行編碼。Re-ECN然后通過減法組合這兩個信號。
盡管ECN時間隨機數(shù)使用兩個代碼點，在擁塞事件之間的一段時間中，一個代碼點總是限制為另一個的補數(shù)。其他ECN代碼點獨立地用于不同的目的。所以ECN時間隨機數(shù)僅可以對一個信號進行編碼。因為re-ECN同時使用三個代碼點，可以創(chuàng)建兩個獨立的信號，第三個是所述其他兩個的和的補數(shù)。這樣通過創(chuàng)建多于一個獨立的信號來區(qū)分re-ECN。然后，編碼方案可以使用兩個信號之間的算術關系-不可能僅使用一個信號。
其他的編碼方案可以使用代碼點的發(fā)生率(盡管除了ECN時間隨機數(shù)，我們不能在文獻中發(fā)現(xiàn)任意一種)。但是堅信沒有人使用多于一個代碼點的比率，而不使用這些比率之間的關系。
實際上，通過對兩個獨立的信號進行編碼，使用re-ECN的本發(fā)明的優(yōu)選實施方式僅使用1.5個比特(即，可以從兩個比特中獲得的4種選項中的3種)，就能夠同時將三個潛在有用的指標發(fā)送到路徑上的節(jié)點j uj，j的擁塞上游 -hj/(1-hj)≈-hj，j的擁塞下游 zj/(1-hj)≈zj，j的上游和下游的整個路徑擁塞 如已經(jīng)解釋過的，再反饋可用于向上游在線設備提供頻繁的、可信的信息，所述信息預測攜帶該信息的各分組的下游路徑。這允許網(wǎng)絡管制源是否正確地響應了它們的路徑上的變化的特性，尤其是擁塞變化。
Re-ECN的優(yōu)點包括這一事實它允許實現(xiàn)再反饋，與現(xiàn)有技術相比，其自身在對擁塞響應的管制方面得到改善。從這方面而言，使用re-ECN的本發(fā)明的優(yōu)選實施方式可用于改善ECN時間隨機數(shù)。Re-ECN使得網(wǎng)絡得以管制發(fā)送器，即使發(fā)送器正與接收器通信。ECN時間隨機數(shù)僅使發(fā)送器管制接收器而不能使網(wǎng)絡管制任何東西。
通過重迭不同信息到相同字段，使用re-ECN的本發(fā)明的優(yōu)選實施重新使用現(xiàn)有協(xié)議字段，由此使有限的信息空間更加有用。
此外，使用re-ECN的本發(fā)明的優(yōu)選實施方式能夠實現(xiàn)下面三個特征中的一個或更多個，故意這樣設計以便于逐增配置 中繼設備不改變中繼設備在擁塞過程標記分組，對于這點，re-ECN和ECN沒有區(qū)別。如果情況并非如此，則終端將需要假設所有的中繼設備使用re-ECN或它們都不使用re-ECN。否則，唯一另選方案是為每種類型的信號提供擁塞字段，并且以某種方式在目的地組合它們。因而，終端可以逐增配置re-ECN，且只要re-ECN發(fā)送器發(fā)現(xiàn)它與re-ECN接收器通訊，它們可以使用re-ECN，而不管路徑上的中繼設備是否已經(jīng)升級，因為不需要升級。
高擁塞時出現(xiàn)宿流(legacy flow)可能會覺得對ECT(0)和ECT(1)之間的哪一個用于下游路徑指標的選擇是任意的。但是我們特意選擇ECT(0)。特定實施方式的特殊目的在于，網(wǎng)絡能夠使用re-ECN來管制來自混合了非-ECN-可行、經(jīng)典-ECN-可行和re-ECN可行主機的通信。當前，網(wǎng)絡根本不能管制擁塞響應。Re-ECN給予網(wǎng)絡以信息，使得管制變?yōu)榭赡?。但不是只管制已?jīng)升級為re-ECN的主機，我們管制所有的流，就像它們使用re-ECN一樣。然后，我們可以以這種方式安排管制隨著時間流逝，宿流逐漸被扼殺，而最初非常寬容地處理re-ECN流，但是最終只有re-ECN流將不受損害地經(jīng)過策略器。
ECN標準建議如果源僅使用一個ECT代碼點，它將使用ECT(0)。如果使用ECN時間隨機數(shù)，ECT(0)和ECT(1)的比率必須相等。我們知道，除了多點傳輸之外，還沒有提出ECT(1)的其他用途，但是多點傳輸?shù)挠猛具€未執(zhí)行。因此，不使用re-ECN的所有的源將發(fā)送不少于ECT(1)的ECT(0) 對于非-re-ECN z0≥1/2. 對于re-ECN，如果z0≥1/2；公式(2)un≥1/3 這種高度擁塞是不常見的，所以通常，如果un＜1/3 對于re-ECN z0＜1/2 換句話說，對于任意ρ＜1/3的特定路徑，如果源必須在使用和不使用re-ECN之間選擇，不使用re-ECN的z0(以及任意下游點的Zj)將高于使用re-ECN的情況。因此，假設無論是否使用re-ECN，uj都相等，則在不使用re-ECN的情況，公式(1)中的下游擁塞的re-ECN定義zj-uj將更高。
導致吞吐量的顯著衰減的再反饋的激勵框架越寬，下游擁塞越被高估。但是低估導致吞吐量的突然下落。所以我們特意選擇ECT(0)用于路徑指標，使得不使用re-ECN的源在我們像它們使用re-ECN一樣對其進行處理時，確保將高估下游擁塞。
所以，如果策略器通過假設任意源正使用re-ECN宣布下游路徑擁塞來抑制源(即使它不這樣做)，則不使用re-ECN的源將是有缺點的，但是并不是災難性的。因此，re-ECN策略器可以在互聯(lián)網(wǎng)的入口處被初始地配置，使得它們對re-ECN非常寬容，但是對經(jīng)典ECN流則非常嚴厲。隨著時間的流逝，策略器管制可以更加嚴厲，使得沒有升級到re-ECN的落后者逐漸經(jīng)歷更多的抑制。
只要路徑擁塞峰值高于1/3，使用時間隨機數(shù)的經(jīng)典ECN源將低估下游擁塞，因此具有承受更少的丟失懲罰的危險。然而，當擁塞大于1/3時，沒有升級的丟失的通信將很少，但是仍足以給出升級的進一步的激勵。
沒有附加的延遲信令擁塞相對于經(jīng)典ECN，路由器同樣向終端發(fā)送擁塞信號，且因此，當前動態(tài)不發(fā)生變化。在CE標記之間，經(jīng)典ECN允許任意一個ECT代碼點，所以我們僅限制兩者之間的比率。



現(xiàn)在將參照附圖詳細地描述本發(fā)明的優(yōu)選實施方式，在附圖中 圖1是“re-ECN”概念的示意性表示； 圖2示出了與根據(jù)本發(fā)明的第一優(yōu)選實施方式的實現(xiàn)相關的端到端結構，該實施方式著重于擁塞通知； 圖3是標準TCP套接字的概要； 圖4是再反饋TCP套接字的概要； 圖5示出了現(xiàn)有保障型QoS綜合器(GQS)的結構； 圖6示出了互聯(lián)網(wǎng)協(xié)議IPv4的當前版本的報頭格式； 圖7示出了標準回送方法(echo discipline)；以及 圖8示出了比圖2所示的更一般的端到端結構。

具體實施例方式 在描述可以執(zhí)行本發(fā)明的優(yōu)選實施方式之前，提供了一些公式的推導的討論，這些公式將在后面引用。此后，將參考三個特定實現(xiàn)實例描述本發(fā)明的優(yōu)選實施方式。
公式推導 Re-ECN的優(yōu)選或理想的實現(xiàn)取決于用于定義從網(wǎng)絡到源和從源到網(wǎng)絡的信號比率的公式。所以，首先，我們推導在上述發(fā)明內容中使用的公式。
如上所述，我們將路徑上任意節(jié)點j處的hj值定義為經(jīng)過該字節(jié)的CE代碼點的比率uj和ECT(0)代碼點比率zj的差 hj＝uj-zj (1) 我們的目標是在目的地使該報頭歸零，即確保目的地ECT(0)的比率為 目標zn＝un 如果發(fā)送器發(fā)送比例為z0的ECT(0)分組以在目的地達到zn，則一些分組將被路徑上的中繼設備所標記，將它們轉換成CE。為了遵循當前ECN標準，我們不希望發(fā)送器用CE初始化任何分組。所以u0＝0并且因此unz0比例的分組將以ECT(0)開始但以CE結束。所以在任意節(jié)點j，被保持設置為ECT(0)的分組的比率將是 zj＝(1-uj)z0 (4) 或在目的地 zn＝(1-un)z0 所以，將我們的目標帶入上面的公式，發(fā)送器將以這樣的分組比率設置ECT(0) z0＝zn/(1-un) ＝un/(1-un)，(2b) 發(fā)送器可以根據(jù)連續(xù)反饋的un推導z0，其中TCP已經(jīng)提供這些un。
如果任一節(jié)點j知道下游的最終CE標記比率un，則它將使用到來的分組的CE標記比率uj得出下游路徑擁塞度。
ρj＝1-(1-un)/(1-uj) 該公式是擁塞標記被概率化的結果。我們通過將任一節(jié)點i的標記概率取為mi來證明它，則在一系列j節(jié)點之后，該標記概率為 uj＝1-∏i＝0，(j-1)(1-mi)  ρj＝1-∏i＝j，(n-1)(1-mi) ＝1-∏i＝0，(n-1)(1-mi)/∏i＝0，(j-1)(1-mi) ＝1-(1-un)/(1-uj) 經(jīng)過代換和化簡，可以看出用于下游路徑擁塞度的該表達式可以歸到僅節(jié)點j知道的局部變量的項中 從公式(2b)得出 un＝z0/(1+z0) 從公式(4)得出 z0＝zj(1-uj) ρj＝1-1/(1-(uj-zj))＝1-1/(1-hj).(3) 近似 如果路徑擁塞度低，Taylor展開給出了節(jié)點j的下游擁塞 ρj＝1-1/(1-hj)＝1-(1+hj+hj2+...) hj＜＜1≈-hj 類似地，公式(2b)變?yōu)? z0＝un(1+un+un2+...) un＜＜1 ≈un 然而，該第二個近似不是必須的，并且導致發(fā)送器低估擁塞，所以我們并不推薦它。
假定較寬的再反饋的激勵框架(這超出了本討論的范圍)，因為網(wǎng)絡可以使用精確形式來評估下游擁塞，源使用公式(2b)的精確形式高估下游路徑擁塞是比較安全的。
邊界條件 將u和z定義為2比特字段中代碼點CE和ECT(0)的發(fā)生率，從而將它們大小限制為下面的范圍 u，z ∈
以及 h＝u-z h∈[-1，1] 而且 u+z ≤1 根據(jù)公式(2b)可知un＝z0/(1+z0) ≤1/2 所以，該公式對于z0(ECT(0)的最初比率)必須分段給出 un≤1/2z0＝un/(1-un) (2) un＞1/2 ＝1 在固定條件下，當經(jīng)過路徑時，CE的比率從零直至增加到ECT(0)的比率，所以u≤z，暗示h≤0。但是在發(fā)送器獲得其所需的反饋來增加發(fā)送器設置的ECT(0)比率之前，該ECT(0)比率有時可能不足以超過CE標記的瞬間增長。所以在這些瞬態(tài)，h可能取自其全范圍[-1，1]。擁塞表示一種概率，因此它將位于
范圍。但是ρ可能在該范圍之外，這是因為它僅是下游路徑擁塞的一種預示，可能被錯誤的評估，高估后又低估，所以滑動平均值是有用的。然而，ρ是非線性的，具有預測誤差，而h是線性的。因此需要對ρ進行平均。替代性的，下游擁塞的監(jiān)控者可使用足夠長的時間常數(shù)測量比率h的滑動平均以平滑它。這使得h位于下面的范圍 h∈[-1，ε]0≤ε＜＜1. 然后使用公式(3)，ρ的滑動平均值可以安全地根據(jù)h得出 ρj＝1-1/(1-hj)  ρ∈[-ε，1/2] 注意如果ρ＞1/2，則re-ECN不能表達下游路徑擁塞。這是公式(2)中對z0的限制的結果。然而，CE標記的比率u可以表示擁塞的全部范圍
。所以，為安全起見，un將被源使用，用于擁塞控制(如我們在下面所做的)，而h和ρ將僅用于向網(wǎng)絡宣布下游擁塞。然后大于50％的下游擁塞將通過基于re-ECN的傳輸正確地作用，但是高于50％的不變的操作將誤導網(wǎng)絡認為源正不誠實地低估擁塞。如果較寬的再反饋的激勵框架是適當?shù)?本討論范圍之外)，則網(wǎng)絡將丟失分組。但是如果保持50％的顯式擁塞通知，網(wǎng)絡將早已丟失了很多的分組。
實現(xiàn)實例#1使用re-ECN的端到端TCP/IP 端到端結構 一般地，再反饋使得網(wǎng)絡能夠向數(shù)據(jù)路徑上的各節(jié)點通知下游網(wǎng)絡的一個或更多個特性指標。這里我們僅集中于擁塞通知。圖2示出了再反饋的一般的端到端結構的主要反饋相關功能的結構。中繼設備0和源可以是相同的節(jié)點。
當產(chǎn)生新流的第一個分組時，源初始化再反饋信號。然后，開始三步反饋循環(huán) -各中繼設備對指標mi的貢獻與反饋信號hi組合 -目的地處的再反饋信號hn從目的地回送回源， -源更新后續(xù)分組中的再反饋信號h0的初始值。
而且路徑上的任意節(jié)點(包括各終端主機)可以監(jiān)控該指標的值，例如，用于調節(jié)源的數(shù)據(jù)速率或用于控制路由節(jié)點處流經(jīng)的通信。
盡管積聚在網(wǎng)絡層執(zhí)行，但所有其他功能可以在傳輸層執(zhí)行。
這里我們著重于再反饋對TCP速率控制的應用。其他傳輸協(xié)議也將需要類似的功能以更好地利用再反饋，盡管具體執(zhí)行方式將有所不同。
圖3勾畫了源處的半連接的標準TCP套接字。圖4示出了再反饋TCP套接字具體不同之處。為簡單起見，我們忽略與另一半連接相關的所有信息交換，也沒有考慮其建立(set-up)與拆除(tear-down)。
當前TCP實現(xiàn) 在標準TCP中，兩個信息流異步地發(fā)生。右手側，應用程序向套接字發(fā)送數(shù)據(jù)，該套接字向速率控制程序請求發(fā)送(RTS)多個比特(大小)。如果合適，則速率控制引擎準許發(fā)送(CTS)并返回用于該TCP分組的序列號以及標準ECN使用的擁塞窗口減少(CWR)標志。當準許發(fā)送時，TCP分組器使用IP有效載荷、ECN字段的值(設置為ECT)以及另一IP標志(如果相關的話)，形成對IP的相關請求。
另一信息流由到達的來自TCP連接目的地的確認觸發(fā)。ACK讀取器將提取與該半連接相關的信息，即經(jīng)歷擁塞的回復比特(ECE)和確認號。速率控制程序然后可以調整所述擁塞窗口(cwnd)。兩個信息流必須同步的唯一時間是該分組器請求該速率控制程序(RTS/CTS循環(huán))的時候。
Re-ECN的TCP變形例 使用再反饋，信息流的一般循環(huán)保持與使用TCP的情況類似。唯一的補充是ACK讀取器之后的路徑捕獲函數(shù)，它的作用是維持值z0，該值是路徑上最近擁塞的表征，用于判斷ECT(0)以什么比率在外發(fā)分組中設置。
當應用程序請求該TCP套接字發(fā)送數(shù)據(jù)時，幾乎每一件事情都與標準TCP相同。唯一不同之處在于速率控制線程將把CTS信號發(fā)送到路徑捕獲函數(shù)，使得它判斷出在下一分組中設置哪個ECT的值。
初始化 ECT(0)的比率z0由源設置，并取決于從接收器反饋的ECE的比率un，通過公式(2)可得 un≤1/2z0＝un/(1-un) un＞1/2＝1 在流的開始的時候沒有任何反饋，un可以初始地使用對前面可能路徑的一些估值進行設置。但是假設沒有新路徑最近的知識可以獲得，安全的政策是初始化un＝1，這暗示z0＝1。即，將使用ECT(0)設置發(fā)送流的所有初始分組。
組合 每個中繼設備表征其局部擁塞為mi，然后使用概率mi將進入的分組標記為CE。例如，mi可以是由服務所述分組的外出接口利用當前指數(shù)加權滑動平均序列長度使用RED算法產(chǎn)生的概率ρa。換句話說，中繼設備對CE代碼點的標記與當今沒有什么不同。
所以，在各中繼設備處，外發(fā)分組的CE標記的比率將取決于進入的CE比率以及由組合函數(shù)計算的當前擁塞 ui+1＝1-(1-ui)(1-mi) 因此，ECT(0)代碼點的發(fā)生率將修改為 zi+1＝zi(1-mi) 所以虛擬報頭字段將修改為 hi+1＝ui+1-zi+1 ＝1-(1-hi)(1-mi). 回復 參考圖7，可以以下面兩種方式中的一種完成回復 1.對于標準ECN標記，CE分組由具有經(jīng)歷擁塞回復(ECE)標志設置的TCP應答所確認。該ECE標志將一直被設置，直到目的地從源接收了具有CWR比特設置的分組為止。實際上，ECE標志將被設置大約一個往返行程時間。
2.另選的解決方案是僅在返回的第一應答中回復標記。
圖7示出了第一種情況發(fā)送器發(fā)送6個分組(普通箭頭)，它們在收條中得到確認(虛箭頭)。左邊示出了各分組中的CWR位的值，而右邊示出了每個應答中的ECE位的值。首先CWR和ECE設置為零。當擁塞標記發(fā)生(ECN字段設置為“CE”代碼點)時，發(fā)送器開始向回發(fā)送ECE設置為1的所有應答。一旦接收器獲取了ECE＝1的應答，將喚起它的擁塞窗口(因此此時僅發(fā)送兩個分組)并將CWR＝1通知給接收器。一旦接收器接收CWR＝1，它將ECE重新設置為零。所述整個順序將被解釋為用于下述機制目的的單個回復。
監(jiān)控 監(jiān)控節(jié)點j的下游擁塞需要從數(shù)據(jù)流的兩個代碼點CE和ECT(0)的比率的差得出hj＝uj-zj。取決于監(jiān)控目的，可能需要單獨的值以用于不同的通信粒度，例如，針對各個流(例如，TCP源需要的流)，針對到達目的地IP地址或子網(wǎng)的所有的分組，針對類的所有分組，或簡單地針對所有的分組。無論監(jiān)控粒度怎樣選擇，最有效的監(jiān)控算法將是指數(shù)加權滑動平均法，平滑常數(shù)ψ判斷該值的平滑程度如何(值越小，越平滑)。對于每個ECT分組，算法如下 如果CE則F＝1 如果ECT(0)則 F＝-1 如果ECT(1)則F＝0 hj←ψF+(1-ψ)hj 由公式(3)ρj＝1-1/(1-hj) 更新 TCP應答中用于回復所經(jīng)歷的擁塞的ECE標記將用于直接得出該TCP比率反應，因為它們遵循ECN標準規(guī)范。
該re-ECN的主要區(qū)別是需要設置在發(fā)送的分組中ECT(0)的比率z0。圖4示出了路徑捕獲函數(shù)維持un的滑動值，我們將在下面描述。然后，在分組器具有新的數(shù)據(jù)要發(fā)送時，它向速率控制器發(fā)送一個發(fā)送請求(RTS)。一旦擁塞窗口足以允許新的數(shù)據(jù)被發(fā)送，則速率控制器詢問路徑捕獲函數(shù)是否將設置ECT(0)。路徑捕獲函數(shù)向分組器發(fā)送準許發(fā)送(CTS)響應，分組器使用公式(2)的實現(xiàn)方案判斷將要設置哪個ECT代碼點。
下面提出了自同步算法。主要機制包括在將要發(fā)送的下一分組重新插入為ECT(0)代碼點的ECE標記，我們將該分組稱之為第一ECT(0)分組。而且，如果平均每N個分組接收到ECE回復，則校正機制包括在每N-1個ECE回復中在“第二”ECT(0)分組中插入額外的ECT(0)代碼點。
因為N的期望平均值是1/m，所以這有效地執(zhí)行了公式(2)，且公式(2)給出了ECT(0)分組將要被發(fā)送的頻率為1/(N-1)。第一ECT(0)分組的頻率僅為1/N。第二ECT(0)分組的頻率是1/(N×(N-1))，這正確地補償了差異。
下面是實現(xiàn)該機制的偽代碼，其中 -ECT0_buffer跟蹤仍需要發(fā)送的分組的數(shù)目； -i跟蹤從最后一個第一ECE回復開始的經(jīng)確認的分組的數(shù)目； -N是兩個ECE回復之間分組的平均數(shù)目的估計； -R是用于從最后一個第二ECT(0)分組開始發(fā)送的第一ECT(0)分組的數(shù)目的計數(shù)器。
當接收到新的ACK時， .i++ .如果(“ECE字段被設置為1”) .....增加(ECT0_buffer) .....N＝EWNA(N，i) .....i＝0 .....R++ .....如果R≥(N-1) ........增加(ECT0_buffer) ..........R＝0 當速率控制模塊準許分組發(fā)送時 .如果ECT0_buffer＞0 .....ECT0-- ....設置ECT(0) .否則 ....設置ECT(1) 公式(2)的一個另選實現(xiàn)方案在下面的代碼中給出 .如果un≤(1-un).rand
....設置ECT(1) .否則 ....設置ECT(0) 其中un是到達源的、包含經(jīng)歷擁塞回復(ECE)的TCP應答的數(shù)目。當接收到應答時，ACK讀取器告知路徑捕獲函數(shù)。然后指數(shù)加權滑動平均值(EWMA)un取決于ECE是否被標記而更新， 如果ECE{un←(1-α)un+α} 則{un←(1-α)un} “ack”然后被傳遞到速率控制器。應注意，當ack到達速率控制器時，它通常增加擁塞窗口，允許分組器發(fā)送一些更多的片段。這是為什么我們在路徑捕獲函數(shù)更新un之后，將ack傳遞到速率控制器的原因，使得任一新片段的ECT代碼點將考慮隨ack到達的最新路徑信息。
幾個往返行程時間之前發(fā)送的分組將對EWMA沒有貢獻，因為它們提供的路徑知識是過時的。因此，EWMA平滑權重α將優(yōu)選地各個分組地再次計算，以確保時間常數(shù)反映了行程中分組的數(shù)目f，f可以由源TCP計算，我們假設 α＝1/(1+f) (1+f)的使用允許考慮剛到達的ack。嚴格來說，f是導致當前ack的分組被發(fā)送時行程中的分組的數(shù)目。
對于這兩種實現(xiàn)方案，只要TCP算法的任一部分認為發(fā)生了丟棄，無論丟棄是通過三個完全相同的應答、過時或其他方式發(fā)生，路徑捕獲函數(shù)都將行動，好像已經(jīng)接收了具有ECE設置的最后的應答一樣。
作為更新機制的一個另選方案，ECN回復可以立即被再次插入TCP流中，作為ECT[1]，這實現(xiàn)了公式(2a)。這可以通過在每次接收到具有ECE比特設置的應答時通過增加計數(shù)器完成。只要計數(shù)器為空，則CTS應答將ECN字段設置為ECT
，只要計數(shù)器不為空，就將ECN設置為ECT[1]。后一種情況，計數(shù)器立即減1。在不同于ECE位的其他方法檢測到擁塞事件時，計數(shù)器也將增加。
實現(xiàn)實例#2使用re-ECN的邊到邊保障型QoS綜合器 保障型QoS綜合器(沒有re-ECN) 保障型QoS綜合器是一種技術，它使得網(wǎng)絡運營商能夠為經(jīng)過單個或互連的IP網(wǎng)絡的無彈性的通信提供逐流保障型服務質量(QoS)，簡單而不會有過度供應的成本。保障型QoS綜合器(GQS)已經(jīng)在很多BT互連報告中描述，但是還沒有一個發(fā)表。
GOS使用三種標準互連網(wǎng)協(xié)議，但是它們都具有與其原始設計不同的結構 ·使用預留信號協(xié)議，例如RSVP[RFC2205]，但和原始集成服務結構[RFC1633]不同，它是一種可擴展結構； ·使用差分服務代碼點(DSCP)[RFC2474]，但是沒有DiffServ結構[RFC2475]中服務水平協(xié)議處理的復雜度； ·使用顯式擁塞通知(ECN)[RFC3168]，但不是其原始的端到端擁塞控制結構。
在以上三種情況中，我們沒有抵觸標準，因為我們避免使用的結構僅是信息性的-它是標準化的協(xié)議。
圖5示出了環(huán)繞很多核心網(wǎng)域并形成GOS域的GQS網(wǎng)關的“圍墻”(ring-fence)。該圖示出了每個網(wǎng)絡被分割成兩個邏輯上獨立的層。這表示了帶寬預留保護的通信量-保障型(G)，和不受保護的通信量-非保障型(N)之間的區(qū)別。GQS網(wǎng)關不需要環(huán)內的容量在兩種類型的通信之間被硬區(qū)分。各種類型的通信量的比率可以根據(jù)需要靈活設置，但是一旦接受了保障型流，則指派給它的容量就被確保，不使用關于環(huán)中區(qū)域內的路由器的任何預留機制。
示出了一些數(shù)據(jù)流進入或離開各網(wǎng)關，各網(wǎng)關代表了其附屬的接入網(wǎng)絡。為清楚起見，沒有示出這些流經(jīng)過核心，但一個流除外，沿該流的長度都被突出顯示。在外圍，在每個網(wǎng)關的接入網(wǎng)絡端，解決方案是傳統(tǒng)的，使用為接入網(wǎng)絡選擇的任一種QoS技術(例如，帶寬代理或IntServ)。
GQS網(wǎng)關應該位于網(wǎng)絡中的一些點處，在這些點處，在統(tǒng)計上來說足以進行通信的多路傳輸，使得添加一個流不會使系統(tǒng)從零擁塞到過載。網(wǎng)關的環(huán)之外，由于較低的通訊量，可以使用較不可擴展的預留技術。GQS僅意在用于核心網(wǎng)絡(也包括較大的接入網(wǎng)絡)的可擴展性。
怎樣在接入網(wǎng)絡中處理端到端QoS預留信號是不重要的，因為GQS可以處理很多模型，但是為了使描述具體，我們假設預留協(xié)議(RSVP)用作端到端控制路徑機制。具體而言，圍墻處的GQS網(wǎng)關能夠截取和處理RSVP QoS報文，而環(huán)中區(qū)域內元件不能這樣做(即，RSVP報文對于這些元件是不透明的，因此默默地作為內部的數(shù)據(jù)包處理)。
端到端處理模式是RSVP中傳統(tǒng)的一種。數(shù)據(jù)發(fā)送器通過宣布其要發(fā)送的流的規(guī)格，并且每一跳將其地址傳遞給下一跳(未示出)，而沿著數(shù)據(jù)路徑準備路由器。但是在GQS區(qū)域內，因為僅有網(wǎng)關截取RSVP報文，因而RSVP將整個區(qū)域處理為單個跳。因為單個RSVP跳可以故意包含多個運營商，因而即使不同運營商之間的邊界也不處理信號化的報文。
在到達數(shù)據(jù)目的地之后，信號響應沿著相同的一組路由器(圖5中以虛箭頭表示)返回。同樣，因為所有的區(qū)域內的路由器不能看見RSVP，所以整個區(qū)域表現(xiàn)為單個預留跳，出口網(wǎng)關直接發(fā)送其響應到入口網(wǎng)關早先給出的地址。如果端到端RSVP信號交換徹底完成，則預留狀態(tài)被添加到每個網(wǎng)關，使得數(shù)據(jù)路徑處理可以開始。
應用于所述流的各種數(shù)據(jù)路徑處理步驟由帶圈的數(shù)字表示，在接入網(wǎng)絡設備中，步驟(1)表示數(shù)據(jù)的傳統(tǒng)管制以在預留中保持它。GQS網(wǎng)關通過僅允許與接受的預留相匹配的數(shù)據(jù)被標有選出來代表“保障”(在圖中以“G”指示)的差分服務代碼點來提供保障。不在預留之下的任意通信，包括超過了為之預留的比特率的通信，在允許進入該區(qū)域之前，通過管制機制，被再分類(即，降級)成另一類型的服務，由“N”指示(步驟2)。這只是標準通訊管制和再分類-與DiffServ中使用的沒有什么不同，只不過所有保障的通信還被標記為ECN-可行(否則它將被丟棄，而不是在擁塞發(fā)生事件中由內部路由器標記)。
應注意，與DiffServ結構中的不同，環(huán)中路由器上的很多容量并不配置給保障的優(yōu)先級。且新的通信契約(預留)的接受并不依賴于是否已經(jīng)為該類配置了足夠的容量的計算。
在所有區(qū)域內元件的數(shù)據(jù)路徑上，保障的通信量給出比其他類更嚴格的優(yōu)先級，并在緩沖器太滿時允許搶占共享緩沖器中其他通信量的位置。如果任一區(qū)域內路由器經(jīng)歷擁塞，則它將標記所有分組的一部分，使其攜帶ECN行進(步驟3)。應注意，ECN標記并不對區(qū)域內路由器沒有察覺的流做任何動作。一旦到達出口GQS網(wǎng)關，從各入口網(wǎng)關到達的通信中的ECN標記的部分被單獨計量(4)。只要至少一個預留是有效的，各出口GQS網(wǎng)關維持該部分的滑動平均值，用于各上游GQS網(wǎng)關的通信量的聚集。在RSVP的情況下，在做出了預留請求時，則使用RSVP的用于運送不透明的目標的能力在對該請求的響應上馱載(piggy-backed)擁塞報告。這樣，擁塞報告反饋到入口，在那里準許接入可以得到控制。
通過所述擁塞指標判定上游準許接入控制(步驟2)。因為原先的MBAC方案被限制為單個節(jié)點，這種結構被稱為分布式基于測量的準許接入控制(DMBAC)。如果報告的關于通往相關的下游網(wǎng)關的路徑的通信的ECN比例超過一個固定閾值，則入口網(wǎng)關將拒絕新的預留請求。
如果新的請求到達沒有適當?shù)钠渌行ьA留的網(wǎng)關對之間，則入口網(wǎng)關經(jīng)過環(huán)向出口網(wǎng)關發(fā)送足夠的探測分組以確立平行于下游預留路徑報文的路徑的ECN部分。當其返回時，預留請求獲得擁塞報告，如有必要，執(zhí)行等待，并將它反饋到入口網(wǎng)關，在那里準許進入控制像以前一樣繼續(xù)。
使用re-ECN的保障型QoS綜合器 為簡單起見我們稱該方案為re-GQS。
Re-GQS與GQS在除了一個方面之外的所有方面都相同。預留信號是相同的，且它們攜帶的擁塞報告也相同。唯一的不同在于跨GQS區(qū)域使用re-ECN而不使用ECN。優(yōu)勢在于，下游擁塞指標可以在域邊界之間測量，而使用ECN僅能測量上游擁塞。一旦在各域邊界之間可以測量下游擁塞，則各下游鄰居可以使用它來管制其上游鄰居的行為。所以，如果上游網(wǎng)絡接受了太多的預留而不管下游網(wǎng)絡中的擁塞如何，則在該網(wǎng)絡在邊界處可以測量高程度的下游擁塞。
激勵上游網(wǎng)絡不欺騙的一個簡單的方法是根據(jù)它們導致的下游擁塞的比率來對它們收費。一旦re-ECN使得下游擁塞在域間邊界處可見，則可用簡單的計數(shù)器計算在計費周期(例如一個月)經(jīng)過該邊界的下游擁塞的程度。然后，下游鄰居可以根據(jù)所述計數(shù)器依比例向其上游鄰居收費。這提供了正確的激勵從而防止了欺騙，但是原先沒有機制可以允許在正確方向中進行這種收費。原先，因為擁塞通知在下游方向中增加，僅上游鄰居能向其下游鄰居收費。在激勵上游網(wǎng)絡行動方面，這種支付方向是錯誤的方法。
當使用上面的TCP實例時，與ECN相同地使用re-ECN，只不過當入口網(wǎng)關啟動ECT時，它使用公式(2)以比率z0設置ECT(0)代碼點，該比率反映了目的地出現(xiàn)的擁塞u0。否則，它將設置ECT(1)。其他方面，re-ECN和ECN一樣。區(qū)域內路由器標記經(jīng)歷擁塞(CE)和以前沒有什么區(qū)別。因為GQS只關心網(wǎng)關之間的擁塞-邊對邊，而非端到端-用于re-GQS目的，目的地是出口GQS網(wǎng)關。由出口網(wǎng)關附屬到預留請求的擁塞報告記錄了相對于保障的類的全部分組的CE分組的滑動平均值。所以，當入口網(wǎng)關發(fā)送預留請求時，它接收一個攜帶擁塞報告的響應，該報告已經(jīng)有效地包含CE比例(fraction)un。這有效地等同于TCP發(fā)送器的更新函數(shù)的這樣的部分，該部分根據(jù)TCP應答維持ECE的滑動平均值。但在GQS的情況下，出口網(wǎng)關維持該滑動平均值，并且在預留請求返回到入口時，僅發(fā)送當前值。實際上，RSVP刷新預留請求(一般每30秒)。如果在一定時間之后，節(jié)點沒有看見刷新，它假設預留已經(jīng)被清除，只是清除的報文丟失了，所以它清除預留。所以出口網(wǎng)關可以使用至少每次刷新后的最新的滑動平均值更新?lián)砣麍蟾妗６?，如果多個預留正在一對網(wǎng)關之間進行，則每個預留請求和每次刷新允許出口使用最新的滑動平均值更新入口。相同的滑動平均與所述對之間的所有預留相關，所以任意一個預留可以使用為相同網(wǎng)關對之間的另一個報告的滑動平均值。
針對報告所來自的各出口網(wǎng)關的IP地址，入口網(wǎng)關在一列表中保存最新的擁塞報告un。每次更新的報告從出口網(wǎng)關到達時，它簡單地替代前一個報告。入口網(wǎng)關還針對有效流預留的列表中的各流保存下一個下游跳的IP地址。因為從出口到入口的RSVP應答攜帶它來自(出口網(wǎng)關)的下游RSVP跳的IP地址，所以它可以完成這點。
當各分組到達時，入口網(wǎng)關必須總是在其有效預留流的列表中查詢所述分組的流標識符。這樣做是為了發(fā)現(xiàn)哪個令牌桶策略應該負責該分組。同時，它可以在所述列表的相同的行中查詢下一RSVP跳的IP地址。然后，可以在有效出口網(wǎng)關列表中查詢該IP地址以發(fā)現(xiàn)源于該網(wǎng)關的最新的擁塞報告un。一旦具有un，它可以運行與TCP發(fā)送器所做的相同的算法，以判斷設置哪個ECT代碼 如果un≤(1-un)rand
{設置ECT(1)} 否則{設置ECT(0)}， 然后網(wǎng)關之間的保障的通信量將攜帶虛擬報頭h，它是CE標記比率u和ECT(0)比率z之間的差。所以路徑上的監(jiān)控器可以以與上面在TCP實例中的監(jiān)控函數(shù)下已經(jīng)描述的完全相同的方法判斷下游擁塞ρ。
為了每月一次地在域間邊界j處執(zhí)行下游擁塞收費(該收費是用于向GQS引入re-ECN的原始激勵)，下面的簡單的機制將是足夠的。應該維持三個單獨的計數(shù)器，用于經(jīng)過該邊界的標記了CE、ECT(0)和ECT(1)的分組的容量(以字節(jié)計)。我們將前面的兩個稱為Uj和Zj，且我們將它們的和稱為Vj，它是所有ECN可行通信量。
則根據(jù)公式(1) hj＝(Uj-Zj)/Vj. 從公式(3)可以得出ρj＝1-1/(1-hj) 所以如果網(wǎng)絡之間的擁塞容量的同意的費用是λ，則上游鄰居支付給下游的每月一次的費用將簡化為 λρjVj 實現(xiàn)實例#3一般化的重迭的編碼 考慮一個長度為N的多比特字段，該字段傳送可以取R個值中的任一個的信息。這留下M＝2N-R個未使用的值，我們可以再次使用這些未使用的值來傳送額外信息。
在各分組中，流在源處被初始化，且可以在各中繼設備處更新(例如下游的中繼設備可能被減少)，這構成了所述該字段的主要用途。因此中間節(jié)點可以監(jiān)控在該字段中被編碼的值的動態(tài)演變。
我們建議使用一些不用的M值作為警告(或者報警)代碼點，使得，一旦需要，使用該警告代碼點重寫該字段(比較ECN中的CE字段)。中間節(jié)點可以監(jiān)控該點并且計算警告頻率以合成另一路徑特征。
Re-ECN由N＝2得出，警告被編碼為CE。通過在一定比例數(shù)量的分組中將ECN字段設置為ECT(0)，源對端到端的擁塞指標進行編碼(通過近似回復由源發(fā)信號告知的任意ECE標志)，而其他的分組被設置成ECT(1)。中間節(jié)點可以監(jiān)控作為ECT(0)與ECT(*)的比例的端到端的擁塞指標。它也可以監(jiān)控上游擁塞(CE警告的比例)。下游擁塞的評估是所述兩者的差。
對于小的低警告頻率，這運行非常良好(比較低比率的擁塞標記)。
參考圖8，我們考慮Re-ECN的一般化以及圖2中描述的機制。該機制可以涉及表示擁塞的指標，或者可以涉及其他類型的指標。使用的字段可以僅具有2位，例如ECN字段，或者具有很多比特N，其中，字段的主要用途是從源和/或網(wǎng)絡節(jié)點向下游節(jié)點和/或目的地傳送信息。為此目的，用一組N比特代碼點Sp表示字段。當基數(shù)card(Sp)＜N時，可以再次使用從源和/或網(wǎng)絡節(jié)點到下游節(jié)點和/或目的地的額外的代碼點。我們定義警告代碼點組為Sa＝{A1，...Ak}，且k+card(Sp)＜N。警告Aj具有優(yōu)于任何警告Ai(其中i＜j)以及且任何初始代碼點的優(yōu)先級。換句話說，網(wǎng)絡節(jié)點可以使用更高優(yōu)先級的警告代碼點重寫初始代碼點或者警告代碼點。
參照圖8，各節(jié)點處的功能如下 -源初始化或者更新所述源在它發(fā)送的分組的報頭的字段中設置的值。
-網(wǎng)絡節(jié)點或中繼設備可以添加它們的局部貢獻，或者，使它們的局部貢獻與所述指標相組合。
-源或任一網(wǎng)絡節(jié)點可以使用更高優(yōu)先級的代碼點重寫報頭字段。
-任一節(jié)點可以監(jiān)控初始字段的值和/或警告代碼點的存在和/或頻率。
-目的地回復該報頭字段的值，并可以結合其自身貢獻，或者將它重寫為更高優(yōu)先級的代碼點。
如上所述，本發(fā)明的實施方式能夠實現(xiàn)一種機制的設計，允許單個多位字段的多種用途，既用于向流的路徑上的節(jié)點傳輸最初的連續(xù)信息，也用于傳輸以異常代碼點的頻率中編碼的二次信息。
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例如，很多互聯(lián)網(wǎng)用戶僅下載IP話音(VoIP)產(chǎn)品，該產(chǎn)品工作，對擁塞不響應，在擁塞過程中有效地從其他用戶竊取容量而不需要支付覆蓋峰值負載時間容量所需的費用。對于其他產(chǎn)品，例如交互式視頻，情況相同。使用IP話音產(chǎn)品，現(xiàn)在對于一些用戶來說，很容易不被察覺地竊取他們所需要的東西，而不用為它買單。
通過允許再反饋概念的實現(xiàn)，本發(fā)明的實施方式還將應對洪水式攻擊的責任推回了允許它們被送出的網(wǎng)絡，并且允許其他服務供應商自動扼殺來自持續(xù)充滿網(wǎng)絡容量的機器(例如被蠕蟲接管的主機)的鏈接。
經(jīng)濟學者一般同意擁塞信息對于優(yōu)化網(wǎng)絡的使用來說是必須的，且在數(shù)據(jù)網(wǎng)絡中，十分頻繁地需要該信息。但是在當前互聯(lián)網(wǎng)反饋結構中，即使設置了規(guī)則以基于擁塞公平地分配容量，它們也將不是可實施的，因為網(wǎng)絡運營商不能獲取必要的下游擁塞信息。另選地，因此使用了可實施的規(guī)則，但這些規(guī)則僅僅是下面的指標的不良另選所有經(jīng)濟學者都同意的可使得真正公平共享容量的指標下游擁塞。
權利要求
1.一種方法，使用經(jīng)過網(wǎng)絡中多個節(jié)點的多個報文對信息進行編碼，各所述報文具有與之相關的包括一個或更多個字段的報頭，各報頭的至少一所選部分提供至少三個代碼點；所述方法包括指派與第一比例的報文相關的報頭的所選部分的第一組代碼點中的代碼點；以及指派與第二比例的報文相關的報頭的所選部分的第二組代碼點中的代碼點；其特征在于
所述第一比例依賴于第一網(wǎng)絡特性而判定；
所述第二比例依賴于第二網(wǎng)絡特性而判定；以及
所述第一網(wǎng)絡特性和第二網(wǎng)絡特性中的至少一個不依賴于所述網(wǎng)絡特性中的另一個網(wǎng)絡特性變化。
2.根據(jù)權利要求1所述的方法，其中所述所選部分是一個n比特字段，其中n大于1。
3.根據(jù)權利要求2所述的方法，其中所述n比特字段是2比特字段。
4.根據(jù)前面權利要求其中任意一個所述的方法，其中所述所選部分包括與各報文相關的報頭中的現(xiàn)有字段。
5.根據(jù)前面權利要求其中任意一個所述的方法，其中所述所選部分包括與各報文相關的報頭中選出的鄰接比特子集。
6.根據(jù)前面權利要求中任意一個所述的方法，其中所述所選部分包括與從各報文相關的報頭選出的非鄰接比特子集。
7.根據(jù)前面權利要求中任意一個所述的方法，其中所述所選部分包括擁塞通知字段。
8.根據(jù)前面權利要求中任意一個所述的方法，其中所述所選部分包括顯式擁塞通知字段。
9.根據(jù)前面權利要求中任意一個所述的方法，其中所述信息包括至少一個值。
10.根據(jù)前面權利要求中任意一個所述的方法，其中所述網(wǎng)絡特性中的至少一個是動態(tài)特性。
11.根據(jù)前面權利要求中任意一個所述的方法，其中所述第一和第二網(wǎng)絡特性是動態(tài)特性。
12.根據(jù)前面權利要求中任意一個所述的方法，其中所述網(wǎng)絡特性中的至少一個涉及所述網(wǎng)絡中的擁塞。
13.根據(jù)前面權利要求中任意一個所述的方法，其中所述網(wǎng)絡特性中的至少一個涉及所述網(wǎng)絡中的路徑上的端到端擁塞的測量。
14.根據(jù)權利要求13所述的方法，其中涉及端到端路徑擁塞的所述網(wǎng)絡特性就它在與報文經(jīng)過所述路徑的一個往返行程時間對應的時段之后可以變化這種意義上而言是動態(tài)的。
15.根據(jù)前面權利要求中任意一個所述的方法，其中所述網(wǎng)絡特性中的至少一個涉及所述網(wǎng)絡中的路徑上的上游擁塞的測量。
16.根據(jù)權利要求15所述的方法，其中涉及上游擁塞的所述網(wǎng)絡特性就它在與報文經(jīng)過所述路徑的一個往返行程時間對應的時段期間可以變化這種意義上而言是動態(tài)的。
17.根據(jù)權利要求15或16所述的方法，其中所述所選部分包含顯式擁塞通知字段，且其中取決于上游擁塞的所述測量，表示“經(jīng)歷擁塞”的代碼點CE被指派給與第一比例的報文相關的報頭中的該顯式擁塞通知字段。
18.根據(jù)前面權利要求中任意一個所述的方法，該方法還包括以下步驟響應來自于接收器的所述信息需要更新的報文的指示，改變所述第一比例和第二比例中的至少一個，所述改變步驟包括
從多個隨后發(fā)送的報文中選擇一定比例的報文，所述比例依賴于源于所述接收器的指示的特性；
向所述所選報文指派代碼點，從而導致所述信息被更新。
19.根據(jù)權利要求18所述的方法，當該方法從屬于權利要求8或17時，其中所述指示包括“經(jīng)歷擁塞”通知，且所述選擇步驟包括在收到所述“經(jīng)歷擁塞”通知之后選擇報文。
20.根據(jù)權利要求16所述的方法，當該方法從屬于權利要求8或17時，其中所述指示包括多個“經(jīng)歷擁塞”通知的回復，且所述選擇步驟包括判定在兩個連續(xù)回復收條之間確認的報文數(shù)N的估值，以及為大約每N-1個確認的報文選擇一個報文。
21.根據(jù)權利要求20所述的方法，其中所述估值是滑動平均值且所述選擇步驟包括
為每個接收的回復選擇一個報文；
以及為每N-1個接收的回復選擇一個額外的報文。
22.根據(jù)前面權利要求中任意一個所述的方法，其中所述代碼點組之一或二者包括一個代碼點。
23.根據(jù)前面權利要求中任意一個所述的方法，該方法用于從重復的單個字段中執(zhí)行單獨序列的無狀態(tài)提取，由此同時傳達多于一個的信號。
24.根據(jù)權利要求23所述的方法，該方法還包括通過各種算法組合來重迭每次的結果。
25.根據(jù)前面權利要求中任意一個所述的方法，當在經(jīng)過網(wǎng)絡中的多個節(jié)點的一個路徑上發(fā)送報文時，指派代碼點的所述步驟中的至少一個由所述網(wǎng)絡中的節(jié)點執(zhí)行。
26.根據(jù)前面權利要求中任意一個所述的方法，當在經(jīng)過網(wǎng)絡的多個節(jié)點的一個路徑上轉發(fā)報文時，指派代碼點的所述步驟中的至少一個由所述網(wǎng)絡中的節(jié)點執(zhí)行。
27.一種用于對信息進行編碼的設備，該設備包含用于實施一些步驟的裝置，所述步驟用于執(zhí)行根據(jù)前面權利要求中任意一個所述的方法。
全文摘要
本發(fā)明涉及網(wǎng)絡中的數(shù)據(jù)控制。用于通過n比特字段對很多小動態(tài)值進行編碼的方法和設備。以及允許從重復的單個字段中無狀態(tài)提取單獨序列由此一次傳達多于一個的信號的方法和設備。
文檔編號H04L12/56GK101112056SQ200680003535
公開日2008年1月23日 申請日期2006年1月31日 優(yōu)先權日2005年1月31日
發(fā)明者羅伯特·約翰·布里斯科, 阿諾·雅凱 申請人:英國電訊有限公司