(57)【要約】この発明に従った通信システムは、衛星を介して分散型通信システムと移動プラットフォームとの間に通信リンクを提供する。この通信システムは、地上局と、地上局に接続された親プロキシサーバとを含む。分散型通信システムは親プロキシサーバに接続されている。衛星は地上局と通信する。送受信機、ルータ、および子プロキシサーバは、移動プラットフォーム上に配置されている。ユーザ通信装置（ＵＣＤ）は子プロキシサーバに接続されている。子および親プロキシサーバは、移動プラットフォームと地上局との間に永続的な伝送制御プロトコル（ＴＣＰ）リンクを確立している。ＵＣＤは、ＴＣＰ設定の第１の群を用いて子プロキシサーバに接続している。子および親プロキシサーバは、ＴＣＰ設定の第２の群を用いて通信し、遅延が長い衛星リンクのためにＴＣＰリンクを最適化する。
2005503051.tif 000002
【特許請求の範囲】
【請求項１】
衛星を介して地上局と移動プラットフォームとの間に通信リンクを提供するための通信システムであって、
地上局に接続された親プロキシサーバと、
移動プラットフォーム上に配置された子プロキシサーバとを含み、
前記子および親プロキシサーバは、前記移動プラットフォームと前記地上局との間に永続的な伝送制御プロトコル（ＴＣＰ）リンクを確立している、通信システム。
【請求項２】
前記移動プラットフォーム上に配置され、前記子プロキシサーバに接続されたユーザ通信装置（ＵＣＤ）をさらに含む、請求項１に記載の通信システム。
【請求項３】
前記移動プラットフォーム上に配置され、前記子プロキシサーバに接続されたルータをさらに含む、請求項２に記載の通信システム。
【請求項４】
前記移動プラットフォーム上に配置され、前記子プロキシサーバに接続されたウェブキャッシュサービスをさらに含む、請求項３に記載の通信システム。
【請求項５】
前記ウェブキャッシュサービスはウェブページをキャッシュに記憶する、請求項４に記載の通信システム。
【請求項６】
前記ＵＣＤが前記ウェブページへのアクセスを要求する場合には、前記子プロキシサーバは前記ウェブキャッシュサービスにおける前記ウェブページへアクセスする、請求項５に記載の通信システム。
【請求項７】
衛星を介して分散型通信システムと移動プラットフォームとの間に通信リンクを提供するための通信システムであって、
地上局と、
前記地上局に接続された親プロキシサーバと、
前記親プロキシサーバに接続された分散型通信システムと、
前記地上局と通信する衛星と、
移動プラットフォーム上に配置され、前記衛星と通信する送受信機と、
前記送受信機に接続されたルータと、
前記ルータに接続された子プロキシサーバと、
前記子プロキシサーバに接続されたユーザ通信装置（ＵＣＤ）とを含み、
前記子および親プロキシサーバは、前記移動プラットフォームと前記地上局との間に永続的な伝送制御プロトコル（ＴＣＰ）リンクを確立している、通信システム。
【請求項８】
前記ＵＣＤは、ＴＣＰ設定の第１の群を用いて前記子プロキシサーバに接続する、請求項７に記載の通信システム。
【請求項９】
前記親および子プロキシサーバは、ＴＣＰ設定の第２の群を用いて通信する、請求項８に記載の通信システム。
【請求項１０】
前記移動プラットフォーム上に配置され、前記子プロキシサーバに接続されたウェブキャッシュサービスをさらに含む、請求項７に記載の通信システム。
【請求項１１】
前記ウェブキャッシュサービスはウェブページを記憶する、請求項１０に記載の通信システム。
【請求項１２】
前記ＵＣＤが前記ウェブページへのアクセスを要求した場合には、前記子プロキシサーバは前記ウェブキャッシュサービスにおける前記ウェブページへアクセスする、請求項１１に記載の通信システム。
【請求項１３】
衛星を介して地上局と移動プラットフォームとの間に通信リンクを提供するための方法であって、
親プロキシサーバを地上局に接続するステップと、
子プロキシサーバを移動プラットフォーム上に提供するステップと、
前記子および親プロキシサーバを用いて、前記移動プラットフォームと前記地上局との間に永続的な伝送制御プロトコル（ＴＣＰ）リンクを確立するステップとを含む、方法。
【請求項１４】
前記移動プラットフォーム上に配置されるユーザ通信装置（ＵＣＤ）を、前記子プロキシサーバに接続するステップをさらに含む、請求項１３に記載の方法。
【請求項１５】
前記移動プラットフォーム上に配置されるルータを、前記子プロキシサーバに接続するステップをさらに含む、請求項１４に記載の方法。
【請求項１６】
前記移動プラットフォーム上に配置されるウェブキャッシュサービスを、前記子プロキシサーバに接続するステップをさらに含む、請求項１５に記載の方法。
【請求項１７】
前記ウェブキャッシュサービスはウェブページを記憶する、請求項１６に記載の方法。
【請求項１８】
前記ＵＣＤが前記ウェブページへのアクセスを要求した場合には、前記子プロキシサーバは前記ウェブキャッシュサービスにおける前記ウェブページへアクセスする、請求項１７に記載の方法。
【請求項１９】
前記ＵＣＤはＴＣＰ設定の第１の群を用いて前記子プロキシサーバに接続し、前記子および親プロキシサーバはＴＣＰ設定の第２の群を用いて通信して、前記永続的なリンクを最適化する、請求項１３に記載の方法。
【請求項２０】
衛星を介して移動プラットフォーム用の通信リンクを提供するための方法であって、
親プロキシサーバを地上局に接続するステップと、
送受信機を移動プラットフォーム上に提供するステップと、
子プロキシサーバを前記送受信機に接続するステップと、
衛星を介して前記送受信機と前記地上局との間に通信リンクを確立するステップと、
衛星リンクのために、前記子プロキシサーバと前記親プロキシサーバとの間の前記通信リンクの伝送制御プロトコル（ＴＣＰ）パラメータを設定するステップとを含む、方法。
【請求項２１】
分散型通信システムを前記親プロキシサーバに接続するステップをさらに含む、請求項２０に記載の方法。
【請求項２２】
ユーザ通信装置（ＵＣＤ）を前記子プロキシサーバに接続するステップをさらに含む、請求項２０に記載の方法。
【請求項２３】
前記ＵＣＤはＴＣＰ設定の第１の群を用いて前記子プロキシサーバに接続し、前記子および親プロキシサーバはＴＣＰ設定の第２の群を用いて通信する、請求項２２に記載の方法。
【発明の詳細な説明】
【技術分野】
【０００１】
発明の分野
この発明は移動プラットフォームのための広帯域通信システムに関し、より特定的にはプロキシサーバを用いた永続的な伝送制御プロトコル（ＴＣＰ）リンクに関する。
【背景技術】
【０００２】
発明の背景
広帯域通信アクセスは、我々の社会および経済がそれに益々依存して成長しているものであるが、航空機、船舶および列車などの移動プラットフォームに乗っているユーザには簡単には利用できない。広帯域通信サービスを移動プラットフォームへ配送する技術は存在するものの、従来の解決策は高コストまたは低データレートのために商業的に実現不可能である。従来の解決策はしたがって、政府／軍のユーザ、および／またはクルーズ船などの最高級の海運市場しか利用できなかった。
【０００３】
インターネットはパケット交換網である。ユーザがインターネットを越えて別のコンピュータへ情報を送ると、データは、セグメントとしても知られる小さなパケットに分割される。ルータがインターネットを越えてパケットを個々に仕向ける。パケットが送り先のコンピュータに到着すると、パケットはそれらの元の形に再び組合わされる。２つの異なるプロトコルが、データをパケットに分割し、インターネットを越えてパケットをルーティングし、相手側でパケットを再び組合わせるという作業を取扱う。インターネットプロトコル（ＩＰ）は、適正な順序付けまたは重複に構わずデータパケットをルーティングし、パケットが落とされるようにする。伝送制御プロトコル（ＴＣＰ）は、パケットの適正な順序付け、重複パケット、および損傷パケットについてチェックすることにより、ＩＰに信頼性を付加する。ＴＣＰはまた、損傷パケットまたは欠損パケットの再伝送を要求する。
【０００４】
ＴＣＰはデータの各パケットにヘッダを割当てる。ヘッダは、パケットのそれらの元の順序への再構築を可能にする連続番号などの情報を含む。ＴＣＰが各パケットを作り出す際、それはまた、チェックサムを計算して付加する。チェックサムとは、送信中にエラーが発生したかどうかを判断するためにＴＣＰが用いる数である。チェックサムは、パケット内の精密な量のデータに基づいている。各パケットは、ルータに指示するためのアドレス情報を含む別個のＩＰエンベロープ内に封入されている。データの所与のパケット用のエンベロープは全部、同じアドレス情報を有しており、そのため全部同じ送り先へ送られて再構築される。ＩＰエンベロープはヘッダを含んでおり、ヘッダは送信者のアドレス、送り先アドレス、パケットを破棄する前にパケットを保持すべき時間量、およびその他の情報などの情報を含む。
【０００５】
パケットがインターネットを越えて送られる際、ルータはＩＰエンベロープを調べ、それらのアドレスを見る。ルータは、各パケットを送るために最も効率の良い経路を判断する。パケットは、一連のルータを通って進んだ後で、受信者のコンピュータへ到着する。インターネット上のトラフィック負荷は常に変わるため、個々のパケットは異なる経路に沿って送られるかもしれず、送り先のコンピュータにばらばらの順序で到着するかもしれない。
【０００６】
パケットが送り先のコンピュータに到着すると、ＴＣＰは各パケットについてチェックサムを計算する。計算されたチェックサムがパケットに含まれるチェックサムと整合する場合、そのＴＣＰパケットはエラーを含まない。チェックサムが整合しない場合、ＴＣＰは、パケット内のデータが送信中に破損したということを知る。ＴＣＰはそのパケットを破棄し、破損パケットを再送信するよう送信者に要求を送り返す。送り先のコンピュータが破損していないパケットを受信すると、ＴＣＰはパケットをそれらの元の順序に再構築し、要求中のプロセスへデータを提示する。
【０００７】
移動プラットフォームに乗っている乗客に通信を提供する場合、衛星が通常、移動プラットフォームと地上局との間に無線周波数（ＲＦ）通信リンクを提供する。ＴＣＰは、ＲＦ通信リンクを含むネットワーク経路を越えて、データの信頼ある配送を提供する。光の限りある速度および通信衛星の高度のため、衛星リンクを通したメッセージの配送には遅延が生じる。多くの通信衛星は約３６，０００キロメートルの高度を有する静止軌道に配置される。この高度では、軌道周期は地球の回転周期と同じである。無線信号がその距離の２倍を進むための伝搬時間は２４０ミリ秒である。衛星の視界区域の端にある地上局については、進んだ距離はより長くなり、伝搬遅延は約２８０ミリ秒である。これらの遅延は、地上局−衛星−地上局ルートまたは「ホップ」によるものである。したがって、メッセージおよび対応する返信に対する伝搬遅延は通常、４８０−５６０ミリ秒の範囲である。往復時間は、他のリンクの送信および伝搬時間、およびゲートウェイにおける遅延などのネットワークにおける他の要因によって増加する。
【０００８】
衛星チャネルはまた、地上リンク以上にノイズおよび帯域幅によって影響される。ＲＦ信号の強度は、進んだ距離の二乗に比例して落ちる。衛星リンクについては、距離が長く、信号はその送り先に到達する前に弱くなる。無線周波スペクトルは限られた天然資源であるため、衛星システムが利用可能な帯域幅の量は制限されている。帯域幅の不足により、他のデザイン上の問題を解決するために帯域幅を手放すことは難しくなる。ノイズの結果、衛星チャネルはまた、地上ネットワークよりも高いビットエラーレートを呈する。したがって、衛星リンクは他のネットワークよりも破損パケットの率が高い。
【０００９】
ＴＣＰは、パケットドロップまたは破損をネットワーク輻輳の兆候として解釈し、そのパケットウィンドウサイズを縮小して輻輳を緩和する。パケットがなぜ落ちたか知らないまま、ＴＣＰはドロップがネットワーク輻輳によるものと仮定し、ネットワークの潜在的な輻輳崩壊を回避する。したがって、破損により落とされたパケットは、パケットが輻輳により落とされてはいない場合でも、ＴＣＰにパケットウィンドウサイズを縮小させる。衛星リンクに独特のさらに他の問題は、非対称な衛星ネットワークを含む。衛星ネットワークはしばしば、リターンリンクよりも利用可能な容量が大きいフォワードリンクを有しており、フォワードリンクおよびリターンリンクのために別個の衛星および地上局を用いる場合がある。
【００１０】
現在のネットワーク状態にとって不適切な量のネットワークトラフィックを作り出さないようにするため、ＴＣＰは４つの主な輻輳制御メカニズム、つまり、低速開始、輻輳回避、高速再送信、低速開始−再開始、および高速回復を採用している。これらのアルゴリズムは、ネットワークに注入可能な確認応答されたデータの量を調整するため、および、ネットワークによって落とされた信号を再送信するために用いられる。
【００１１】
ＴＣＰは状態変数を用いて輻輳を制御する。第１の状態変数は、送信者が確認応答を受取る前にネットワークに注入可能なデータ量の上限である輻輳ウィンドウである。輻輳ウィンドウ変数の値は、受信者の広告ウィンドウに限定される。輻輳ウィンドウ変数は、ネットワーク上に存在する輻輳量に基づいて、転送中に増加または減少される。第２の状態変数は、輻輳ウィンドウ変数の値を増加させるためにどのアルゴリズムを使用するか判断する低速開始しきい値である。輻輳ウィンドウ変数が低速開始しきい値よりも小さい場合には、低速開始アルゴリズムが使用されて輻輳ウィンドウ変数の値を増加させる。しかしながら、輻輳ウィンドウ変数が低速開始しきい値よりも大きいかまたは等しい場合には、輻輳回避アルゴリズムが使用される。
【００１２】
ホストがＴＣＰ接続上でデータを送信し始める際、ホストはそれ自体と受信者との間のネットワークの現状について知らない。不適切に大きい爆発的なトラフィックを送信しないようにするため、データ送信者は各新規転送の最初に低速開始アルゴリズムを使用するよう要求される。したがって、移動プラットフォームに乗っている乗客が転送を開始するたびに、低速開始アルゴリズムが起動される。低速開始アルゴリズムは、輻輳ウィンドウを１つのセグメントに、低速開始しきい値を受信者の広告ウィンドウに初期化することによって始まる。これはＴＣＰに、１つのセグメントを送信し、対応する確認応答を待つよう強制する。低速開始アルゴリズム中に受取られる各確認応答に対して、輻輳ウィンドウの値は１セグメントずつ増加される。
【００１３】
輻輳ウィンドウ変数の値が低速開始しきい値よりも大きいかまたは等しい場合、輻輳回避アルゴリズムが使用されて輻輳ウィンドウ変数を増加させる。輻輳制御アルゴリズムは、輻輳ウィンドウ変数の大きさを、低速開始アルゴリズムよりもゆっくりと増加させる。輻輳回避は、追加容量についてネットワークをゆっくりと調べるために使用される。
【発明の開示】
【発明が解決しようとする課題】
【００１４】
遅延が長い衛星ネットワークを使用する場合、低速開始および輻輳制御アルゴリズムは、利用可能なチャネル帯域幅の利用を十分には支持しない。たとえば、送信は１つのセグメントから始まる。第１のセグメントが送信された後で、送信者は対応する確認応答を待つよう強制される。静止衛星を使用する場合、これはほぼ５００−７００ミリ秒のアイドル時間につながり、その間は有用な作業が遂行されない。落とされたセグメントを検出するＴＣＰのデフォルトメカニズムが、タイムアウトである。言い換えれば、送信者が予期された量の時間内に所与のパケットに対する確認応答を受信しなければ、セグメントは再送信される。再送信タイムアウトは往復時間の観測に基づく。
【００１５】
大抵のブラウザは、ユーザがＴＣＰ設定を変更して特定のネットワーク用にパラメータを最適化できるようにしているものの、設定を変更するのに必要な知識は通常、典型的な出張旅行者のそれを上回っている。加えて、出張旅行者がデータを送るたびに、ＴＣＰ接続が再確立されなければならず、低速開始アルゴリズムが送信データレートをゆっくりと増加させる。
【００１６】
したがって、移動プラットフォーム通信システムのＲＦ通信リンクを最適化することが望ましい。
【課題を解決するための手段】
【００１７】
発明の概要
この発明に従った通信システムは、衛星を介して分散型通信システムと移動プラットフォームとの間に通信リンクを提供する。この通信システムは、地上局と、地上局に接続された親プロキシサーバとを含む。分散型通信システムは親プロキシサーバに接続されている。衛星は地上局と通信する。送受信機は移動プラットフォーム上に配置されており、衛星と通信する。ルータは送受信機に接続されている。子プロキシサーバはルータに接続されている。ユーザ通信装置（ＵＣＤ）は子プロキシサーバに接続されている。子および親プロキシサーバは、移動プラットフォームと地上局との間に永続的な伝送制御プロトコル（ＴＣＰ）リンクを確立している。
【００１８】
この発明の他の特徴によれば、ＵＣＤは、ＴＣＰ設定の第１の群を用いて子プロキシサーバに接続している。子および親プロキシサーバは、ＴＣＰ設定の第２の群を用いて通信する。ウェブキャッシュサービスは、移動プラットフォーム上に配置され、子プロキシサーバに接続されている。
【００１９】
この発明のさらに他の特徴によれば、ウェブキャッシュサービスはウェブページを記憶する。ＵＣＤがウェブページへのアクセスを要求した場合には、子プロキシサーバはウェブキャッシュサービスにおけるウェブページへアクセスする。
【発明を実施するための最良の形態】
【００２０】
この発明の利用可能性のなお一層の領域は、以下に提供される詳細な説明から明らかとなるであろう。詳細な説明および特定の例は、この発明の好ましい実施例を示してはいるものの、例示の目的でのみ意図されており、この発明の範囲を制限するよう意図されてはいない。
【００２１】
この発明は、詳細な説明および添付図面からより十分に理解されるであろう。
【００２２】
好ましい実施例の詳細な説明
好ましい実施例の以下の説明は本質的に単なる例示であり、この発明、その用途または使用を限定する意図は全くない。
【００２３】
ここで図１を参照すると、移動プラットフォーム１２−１、１２−２、１２−３、…、１２−ｎのための移動プラットフォーム通信システム１０が示されている。移動プラットフォーム１２は、１つ以上の衛星１６−１、１６−２、…、１６−ｎを介して、１つ以上の地上受信局１８−１、１８−２、…、１８−ｎと通信する。地上受信局１８は、親プロキシサーバ２０−１、２０−２、…、２０−ｎを介して、ウェブサーバ２２−１、２２−２、…、２２−ｎに接続されている。ウェブサーバ２２はインターネットなどの分散型通信システム２４に接続されている。
【００２４】
ニュース、音楽、映画などのコンテンツを提供する１つ以上のウェブサーバ３０−１、３０−２、…、３０−ｎが分散型通信システム２４に接続されている。同様に、企業プライベートネットワークなどの１つ以上の仮想プライベートネットワーク（ＶＰＮ）３２−１、３２−２、…、３２−ｎが、分散型通信システム２４に接続されている。移動プラットフォーム１２は、移動プラットフォームネットワーク３４と、移動プラットフォームネットワーク３４に接続されたユーザ通信装置（ＵＣＤ）３６−１、３６−２、…、３６−ｎとを含む。ＵＣＤ３６は好ましくは、ブラウザを含みインターネットを介して通信可能なラップトップコンピュータ、携帯情報端末（ＰＤＡ）、または任意の他の電子装置である。ＵＣＤ３６は好ましくは、マイクロプロセッサ、メモリ（ランダムアクセスメモリ、読出専用メモリ、および／またはフラッシュメモリなど）、および、キーボード、マウス、および／または音声作動インターフェイスなどの入力／出力装置を含む。
【００２５】
ここで図１および図２を参照すると、この発明は、地上局および移動プラットフォームに関連する親および子プロキシサーバを用いて、永続的な衛星ＴＣＰ接続を確立している。親プロキシサーバ２２は、地上局１８とウェブサーバ２０との間に接続されている。同様に、子プロキシサーバ５０は、移動プラットフォーム１２上で、ウェブサーバ５４、ＵＣＤ３６、およびルータ５６に接続されている。移動プラットフォーム上の子プロキシサーバ５０と、親プロキシサーバ２２とは、以下にさらに説明されるように、永続的な衛星同調ＴＣＰ接続を確立している。親および子プロキシサーバを採用することにより、ＴＣＰ状態変数、輻輳アルゴリズム、および他のパラメータが、遅延の長い衛星リンクに対して最適化される。親および子プロキシサーバを使用する結果、移動プラットフォーム通信システム１０は、衛星リンクの長い遅延、より高い送信エラー、非対称リンク、および長い遅延*帯域幅の製品に対してＴＣＰ接続を最適化する。
【００２６】
親プロキシサーバ２２および子プロキシサーバ５０を提供することにより、プロキシサーバのないシステムと比較して、より大きな初期ＴＣＰウィンドウが使用可能である。加えて、選択的な確認応答が採用可能である。移動プラットフォーム通信システムはプライベートネットワークであるため、共有ネットワークにとっては適切ではないいくつかの設定も採用可能である。ＴＣＰ拡張もトランザクション用に使用可能である。
【００２７】
ここで図２を参照すると、この発明は、地上局および移動プラットフォームに関連するプロキシサーバを用いて、永続的な衛星ＴＣＰ接続を確立している。ネットワークにおいて親および子プロキシサーバを採用することにより、ＴＣＰ状態変数および輻輳アルゴリズムを、衛星リンクに対して最適化することができる。移動プラットフォーム通信システム１０はまた、衛星リンクの長い遅延、より高い送信エラー、非対称リンク、および長い遅延*帯域幅の製品に対してＴＣＰ接続を最適化する。移動プラットフォーム１２上の子プロキシサーバ５０と、親プロキシサーバ２２とは、以下にさらに説明されるように、永続的な衛星同調ＴＣＰ接続を確立している。
【００２８】
ここで図３を参照すると、例示的な移動プラットフォーム通信システムが示されている。送信アンテナ６０および受信アンテナ６２が、データ送受信機ルータ（ＤＴＲ）６６に接続されている。ＤＴＲ６６は、受信アンテナ６２に接続された受信機６８を含む。ＤＴＲ６６は、送信アンテナ６０に接続された送信機７０を含む。送信アンテナ６０および受信アンテナ６２は、アンテナ制御システム８０によって制御される。送信機７０および受信機６８は、ルータ８２およびスイッチ８４に接続されている。
【００２９】
スイッチ８４は、サーバ９４および９６とＵＣＤ３６とに接続されたスイッチ８６に接続されている。サーバ９４および９６は好ましくは、プロキシサーバおよびウェブサーバ機能を移動プラットフォーム１２に提供する。当業者であれば、プロキシサーバ機能が別のサーバによって提供され、および／または異なる態様でネットワークに接続され得ることを理解できるであろう。
【００３０】
この発明に従って親プロキシサーバ２２および子プロキシサーバ５０により提供される永続的なＴＣＰリンクを、より低いレベルの緩和（フォワードエラー訂正（ＦＥＣ））を用いて、衛星リンクのために強化することが可能である。経路ＭＴＵ探索により、ＴＣＰは、フラグメンテーションおよび再構築の犠牲をこうむることなく、最大可能パケットサイズを使用できるようになる。最適化され得る他の機能は、低速開始および輻輳回避、高速再送信および高速回復、大きなＴＣＰウィンドウ、遅延したおよび選択的な確認応答などの確認応答方策を含む。
【００３１】
既存のＴＣＰ機能および設定の最適化に加え、この発明はまた、衛星リンクを通してＴＣＰをさらに最適化する提案されたＴＣＰ機能を利用することもできる。ＴＣＰは３方向ハンドシェイクを使用して２つのホスト間の接続をセットアップする。この接続セットアップは、データ送信者が接続を能動的に開始したか、または受動的に開始したかに依存して、１−１．５往復時間（ＲＴＴ）を必要とする。この開始時間はトランザクション向けＴＣＰの拡張（Ｔ／ＴＣＰ）を用いることによって排除される。１対のホスト間の第１の接続が確立した後、Ｔ／ＴＣＰは３方向ハンドシェイクを迂回でき、データ送信者が（ＳＹＮとともに）送られた第１のセグメント内のデータを送信開始できるようにする。これは短い要求／応答トラフィックにとって特に有用である。なぜならそれは、有用なデータが送信されていない場合に潜在的に長いセットアップ段階を節約するためである。
【００３２】
上述のように、ＴＣＰ送信者は着信する確認応答の数を使用して、低速開始中に輻輳ウィンドウを増大させる。遅延した確認応答は受信者によって戻される確認応答の数をほぼ半分に減少させるため、輻輳ウィンドウの成長レートは低減する。この問題に対して提案されている一解決策は、低速開始段階の後でのみ遅延した確認応答を使用することである。これは、ＴＣＰが積極的に輻輳ウィンドウを増大させている間にはより多くの確認応答を、ＴＣＰが安定した状態にある間にはより少ない確認応答を提供し、ネットワーク資源を保存する。
【００３３】
遅延した確認応答の幅広い使用は、低速開始中に輻輳ウィンドウの大きさを増大させるためにＴＣＰ送信者により必要とされる時間を増加させる。これは、遅延の長い静止衛星リンクを横断するフローにとって特に有害である。遅延した確認応答によって引き起こされる問題を緩和するために提案されてきた或るメカニズムは、標準的な確認応答カウントよりはむしろ「バイトカウント」を使用することである。標準的な確認応答カウントを使用すると、輻輳ウィンドウは低速開始中に受取られた各確認応答につき１セグメントずつ増大する。しかしながら、バイトカウントを用いると、輻輳ウィンドウの増大は、受信された確認応答の数にというよりはむしろ、各着信確認応答によってカバーされた、以前に確認応答されなかったバイトの数に基づいている。これにより、増大は、受信者により使用される確認応答間隔に依存するというよりもむしろ、送信されたデータの量に比例するようになる。
【００３４】
ＴＣＰ送信者は着信する確認応答の数を使用して、低速開始中に輻輳ウィンドウを増大させる。遅延した確認応答は受信者によって戻される確認応答の数をほぼ半分に減少させるため、輻輳ウィンドウの成長レートは低減する。この問題に対して提案されている一解決策は、低速開始段階の後でのみ遅延したＡＣＫを使用することである。これは、ＴＣＰが積極的に輻輳ウィンドウを増大させている間にはより多くの確認応答を、ＴＣＰが安定した状態にある間にはより少ない確認応答を提供し、ネットワーク資源を保存する。シミュレーションでは、遅延した確認応答を低速開始後に使用することは、遅延した確認応答を常に生成する受信者と比較すると、転送時間を向上させている。しかしながら、輻輳ウィンドウ成長のレート増加のため、低速開始も若干、損失レートを増加させている。
【００３５】
初期の低速開始段階は、ＴＣＰにより、所与のネットワーク状態にとって最適な輻輳ウィンドウの大きさを判断するために使用される。ＴＣＰが輻輳を検出した場合、または輻輳ウィンドウの大きさが受信者の広告ウィンドウの大きさに達した場合に、低速開始は終了される。低速開始は、輻輳ウィンドウが或る大きさを超えて成長した場合にも終了される。ＴＣＰが低速開始を終了させ、輻輳回避アルゴリズムを使用し始めるしきい値は、「ssthresh」と呼ばれる。大抵の実現化例では、ssthreshについての初期値は受信者の広告ウィンドウである。低速開始中、ＴＣＰはＲＴＴごとに輻輳ウィンドウの大きさをほぼ２倍にし、したがって、ネットワークが取扱い可能なセグメントのせいぜい２倍のセグメントでネットワークを圧倒することができる。ssthreshを当初受信者の広告ウィンドウよりも小さい値に設定することにより、送信者は、適切な数の２倍のセグメントでネットワークを圧倒することを回避してもよい。或るアプローチは、パケット対アルゴリズムおよび測定されたＲＴＴを用いて、ssthreshにとってより適切な値を判断する。そのアルゴリズムは、初めのいくつかの戻ってくる確認応答間の間隔を観察して、ボトルネックリンクの帯域幅を判断する。測定されたＲＴＴとともに、遅延*帯域幅製品が判断され、ssthreshはこの値に設定される。ＴＣＰの輻輳ウィンドウがこの低減されたssthreshに達すると、低速開始は終了され、輻輳ウィンドウの大きさを増大させるためのより保守的なアルゴリズムである輻輳回避を使用して送信が継続する。
【００３６】
フォワード確認応答（ＦＡＣＫ）アルゴリズムは、損失回復中にＴＣＰ輻輳制御を改良するために開発された。ＦＡＣＫはＴＣＰ  ＳＡＣＫオプションを使用して輻輳状態についての追加情報を収集し、回復中のネットワークへのデータの注入へより精密な制御を付加する。ＦＡＣＫは、データ回復アルゴリズムから輻輳制御アルゴリズムを切り離して、ＳＡＣＫを使用して輻輳制御を改良する簡単かつ直接的な方法を提供する。これら２つのアルゴリズムの分離のため、再送信されるデータがもうない場合には新しいデータが回復中に送られてＴＣＰの自己クロックを維持してもよい。
【００３７】
低速開始は数回往復を行なってＴＣＰ輻輳ウィンドウを十分に開く。短いＴＣＰ接続（ＨＴＴＰ／１．０でのＷＷＷトラフィックなど）については、低速開始オーバーヘッドが高帯域幅衛星リンクの効果的な使用を妨げる場合がある。ＴＣＰ接続がアイドルとなった後で送信者が低速開始再開始を実行すると、長寿命の（しかしながら爆発的な）接続（永続的なＴＣＰ接続を使用して多数のＷＷＷページエレメントを転送するＨＴＴＰ／１．１など）では性能が低下する。
【００３８】
確認応答輻輳制御（ＡＣＣ）は、データセグメントのためのフロー制御の概念を確認応答セグメントへ拡張する。ルータにおける待ち行列占有率が所与のしきい値を一旦超えると、任意の中間ルータが明示的な輻輳通知（ＥＣＮ）ビットを用いて確認応答をマークできる。（確認応答を受ける）データ送信者は、ＥＣＮビットをデータ受信者へ「エコー」バックしなければならない。ＥＣＮビットを用いて確認応答セグメントをマークするため提案されたアルゴリズムが、ランダム早期検出（ＲＥＤ）である。ＥＣＮでマークされたデータセグメントの受信に応答して、受信者は、倍数的に増加するバックオフを用いて確認応答のレートを動的に低減させる。ＥＣＮのないセグメントが一旦受信されると、データ受信者は、１ＡＣＫにつき１（遅延ＡＣＫがない場合）または２（通常の遅延ＡＣＫの場合）までのレートで、線形増加を用いて確認応答を加速する。確認応答は少なくとも１ウィンドウに１回、理想的には１ウィンドウに数回生成される。
【００３９】
ＡＣＫフィルタリング（ＡＦ）は、上述の同じＡＣＫ輻輳効果に対処するよう設計されている。しかしながらＡＣＣとは異なり、ＡＦはホスト変更なしで動作するよう設計されている。ＡＦはＴＣＰの累積的な確認応答構造を利用している。ＡＦを実現するには、逆方向（低速リンク）のボトルネックルータは変更されなければならない。ＴＣＰ確認応答を表わすセグメントを受信すると、ルータは、同じ接続についての冗長ＡＣＫ、つまり最近のＡＣＫに含まれるウィンドウの部分を確認応答するＡＣＫがないか、待ち行列を走査する。これらの「より初期の」ＡＣＫはすべて、待ち行列から除去されて破棄される。
【００４０】
当業者であれば、この発明の幅広い教示がさまざまな形で実現可能であることが前述の説明から理解できるであろう。したがって、この発明をその特定の例に関連して説明してきたが、この発明の真の範囲はそのように限定されるべきではない。なぜなら、図面、明細書および特許請求の範囲を研究すれば、他の変更が当業者には明らかとなるためである。
【図面の簡単な説明】
【００４１】
【図１】移動プラットフォームと地上通信システムとの間の広帯域通信システムを示す機能ブロック図である。
【図２】図１の広帯域通信システムに使用されて永続的なＴＣＰリンクを確立するプロキシサーバを示す図である。
【図３】例示的な移動プラットフォーム通信システムを示す機能ブロック図である。
【図１】
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【図２】
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【図３】
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【国際公開パンフレット】
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【国際公開パンフレット（コレクトバージョン）】
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【国際調査報告】
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