(57)【要約】【課題】加入者端末の接続要求のタイムアウトを防止する。【解決手段】無線ネットワークシステムのトラフィックを管理するトラフィック管理装置であって、前記無線ネットワークシステムは、加入者端末からの接続要求を処理する少なくとも一つの呼制御装置を有し、前記トラフィック管理装置は、前記加入者端末から前記呼制御装置に入力される接続要求の量に対する接続要求処理の完了時間の傾きの変化に基づいて、前記呼制御装置による接続要求処理の完了時間を予測する。【選択図】図１
2016046575.tif 000002
【特許請求の範囲】
【請求項１】
無線ネットワークシステムのトラフィックを管理するトラフィック管理装置であって、
前記無線ネットワークシステムは、加入者端末からの接続要求を処理する少なくとも一つの呼制御装置を有し、
前記トラフィック管理装置は、前記加入者端末から前記呼制御装置に入力される接続要求の量に対する接続要求処理の完了時間の傾きの変化に基づいて、前記呼制御装置による接続要求処理の完了時間を予測することを特徴とするトラフィック管理装置。
【請求項２】
請求項１に記載のトラフィック管理装置であって、
前記無線ネットワークシステムは、複数の前記呼制御装置と、前記複数の呼制御装置の負荷を制御するロードバランサとを有し、
前記トラフィック管理装置は、
前記接続要求処理の完了時間の傾きの変化に基づいて、前記呼制御装置に輻輳が発生する予兆を検出し、
輻輳が発生する予兆を検出した場合、前記呼制御装置の負荷分散を前記ロードバランサに要求することを特徴とするトラフィック管理装置。
【請求項３】
請求項２に記載のトラフィック管理装置であって、
前記接続要求処理の完了時間の傾きが所定の閾値を超える最小の接続要求の量で輻輳が発生する予兆を検出することを特徴とするトラフィック管理装置。
【請求項４】
請求項２に記載のトラフィック管理装置であって、
前記接続要求処理の完了時間を前記接続要求の量で二階微分した値が負値から正値に変化する最小の接続要求の量で輻輳が発生する予兆を検出することを特徴とするトラフィック管理装置。
【請求項５】
請求項２から４のいずれか一つに記載のトラフィック管理装置であって、
前記呼制御装置は、稼働台数を変更可能な仮想呼制御装置であり、
前記トラフィック管理装置は、前記仮想呼制御装置に輻輳が発生する予兆の検出時に、前記予兆が検出された仮想呼制御装置の負荷を他の仮想呼制御装置へ分散するよう前記ロードバランサに要求することを特徴とするトラフィック管理装置。
【請求項６】
請求項５に記載のトラフィック管理装置であって、
前記仮想呼制御装置に輻輳が発生する予兆の検出時に、新たな仮想呼制御装置の生成を要求し、前記予兆が検出された仮想呼制御装置の負荷を新たに生成された仮想呼制御装置へ分散するよう前記ロードバランサに要求することを特徴とするトラフィック管理装置。
【請求項７】
請求項２から４のいずれか一つに記載のトラフィック管理装置であって、
前記呼制御装置は、稼働台数を変更可能な仮想呼制御装置であり、
前記無線ネットワークシステムは、稼働台数を変更可能な仮想ゲートウェイ装置を有し、
前記トラフィック管理装置は、前記仮想呼制御装置に輻輳が発生する予兆の検出時に、前記仮想ゲートウェイ装置を前記仮想呼制御装置に置き換えることによって新たな仮想呼制御装置の生成を要求し、前記予兆が検出された仮想呼制御装置の負荷を新たに生成された仮想呼制御装置へ分散するよう前記ロードバランサに要求することを特徴とするトラフィック管理装置。
【請求項８】
加入者端末を収容する無線ネットワークシステムであって、
前記無線ネットワークシステムは、
前記加入者端末からの接続要求を処理する少なくとも一つの呼制御装置と、
前記無線ネットワークシステムのトラフィックを監視するデータ解析装置と、
前記無線ネットワークシステムのトラフィックを管理するトラフィック管理装置とを備え、
前記データ解析装置は、
前記加入者端末から前記呼制御装置に入力される接続要求を監視し、
前記監視した接続要求を前記トラフィック管理装置に転送し、
前記トラフィック管理装置は、
前記データ解析装置が監視した接続要求を用いて、前記加入者端末から前記呼制御装置に入力される接続要求の量に対する接続要求処理の完了時間の傾きを解析し、
前記解析された接続要求処理の完了時間の傾きの変化に基づいて、呼制御装置による接続要求処理の完了時間を予測することを特徴とする無線ネットワークシステム。
【請求項９】
請求項８に記載の無線ネットワークシステムであって、
前記無線ネットワークシステムは、複数の前記呼制御装置と、前記複数の呼制御装置の負荷を制御するロードバランサとを有し、
前記トラフィック管理装置は、
前記接続要求処理の完了時間の傾きの変化に基づいて、前記呼制御装置に輻輳が発生する予兆を検出し、
輻輳が発生する予兆を検出した場合、前記呼制御装置の負荷分散を前記ロードバランサに要求することを特徴とする無線ネットワークシステム。
【請求項１０】
請求項９に記載の無線ネットワークシステムであって、
前記トラフィック管理装置は、前記接続要求処理の完了時間の傾きが所定の閾値を超える最小の接続要求の量で輻輳が発生する予兆を検出することを特徴とする無線ネットワークシステム。
【請求項１１】
請求項９に記載の無線ネットワークシステムであって、
前記トラフィック管理装置は、前記接続要求処理の完了時間を前記接続要求の量で二階微分した値が負値から正値に変化する最小の接続要求の量で輻輳が発生する予兆を検出することを特徴とする無線ネットワークシステム。
【請求項１２】
請求項９から１１のいずれか一つに記載の無線ネットワークシステムであって、
前記呼制御装置は、稼働台数を変更可能な仮想呼制御装置であり、
前記トラフィック管理装置は、前記仮想呼制御装置に輻輳が発生する予兆の検出時に、前記予兆が検出された仮想呼制御装置の負荷を他の仮想呼制御装置へ分散するよう前記ロードバランサに要求することを特徴とする無線ネットワークシステム。
【請求項１３】
請求項１２に記載の無線ネットワークシステムであって、
前記トラフィック管理装置は、前記仮想呼制御装置に輻輳が発生する予兆の検出時に、新たな仮想呼制御装置の生成を要求し、前記予兆が検出された仮想呼制御装置の負荷を新たに生成された仮想呼制御装置へ分散するよう前記ロードバランサに要求することを特徴とする無線ネットワークシステム。
【請求項１４】
請求項９から１１のいずれか一つに記載の無線ネットワークシステムであって、
前記呼制御装置は、稼働台数を変更可能な仮想呼制御装置であり、
前記無線ネットワークシステムは、稼働台数を変更可能な仮想ゲートウェイ装置を有し、
前記トラフィック管理装置は、前記仮想呼制御装置に輻輳が発生する予兆の検出時に、前記仮想ゲートウェイ装置を前記仮想呼制御装置に置き換えることによって新たな仮想呼制御装置の生成を要求し、前記予兆が検出された仮想呼制御装置の負荷を新たに生成された仮想呼制御装置へ分散するよう前記ロードバランサに要求することを特徴とする無線ネットワークシステム。
【発明の詳細な説明】
【技術分野】
【０００１】
本発明は、通信ネットワークのトラフィック管理装置に関する。
【背景技術】
【０００２】
携帯電話サービス事業者の携帯電話通信網は、複数のネットワークノードによって構成される。そして、携帯電話サービスの加入者の携帯電話端末は、それら複数のネットワークノードを経由して、例えばインターネット等の外部のネットワークとの間でパケットデータを送受信する。そして、携帯電話サービス事業者は、携帯電話通信網のトラフィック分析及びトラフィック制御によって、加入者のパケットデータ通信の体感品質の向上に取り組んでいる。
【０００３】
この技術分野の背景技術として特開２０１０−２１９４２号公報（特許文献１）がある。
【０００４】
特許文献１には、トラヒックの集中を検出するトラヒック検出部と、トラヒック検出部が所定量を超えるトラヒックを検出したときに、ランダムアクセスチャネル信号の破棄又は無線リンク設定不可応答を行って輻輳状態の発生を防止する輻輳防止制御部１２と、を具備することを特徴とする。トラヒック検出部は、単位時間当たりのランダムアクセスチャネル信号の数、単位時間当たりのＲＮＣからの呼設定要求数、単位時間当たりのＲＮＣ及び／又は移動機からの制御信号数、並びに、ＢＴＳのＣＰＵ使用率が所定の閾値を超えたときにトラヒックの集中を検出する無線ネットワークシステムが開示されている。
【先行技術文献】
【特許文献】
【０００５】
【特許文献１】特開２０１０−２１９４２号公報
【特許文献２】米国特許第６３９７２４２号明細書
【非特許文献】
【０００６】
【非特許文献１】A. Whitaker, M. Shaw, and S. D. Gribble, 「Denali: Lightweight Virtual Machines for Distributed and Networked Applications」, Univ. of Washington Technical Report 02-02-01, 2002
【発明の概要】
【発明が解決しようとする課題】
【０００７】
携帯電話通信網の制御プレーンで輻輳予兆を検知する場合、シグナリングメッセージの特徴及び加入者の体感品質を考慮する必要があり、輻輳予兆の的確な判定は困難である。例えば、接続要求メッセージによって発生する呼制御装置の輻輳予兆を検出する場合、加入者端末の接続や中継装置が自律的に行う再送制御や、中継装置間のメッセージシーケンスの流れが、トラフィックの輻輳に影響を与える要素となる。これに対し、従来のトラフィック管理装置内のトラフィック量及びＣＰＵ負荷に基づいた輻輳予兆の予測は困難である。
【課題を解決するための手段】
【０００８】
本願において開示される発明の代表的な一例を示せば以下の通りである。すなわち、無線ネットワークシステムのトラフィックを管理するトラフィック管理装置であって、前記無線ネットワークシステムは、加入者端末からの接続要求を処理する少なくとも一つの呼制御装置を有し、前記トラフィック管理装置は、前記加入者端末から前記呼制御装置に入力される接続要求の量に対する接続要求処理の完了時間の傾きの変化に基づいて、前記呼制御装置による接続要求処理の完了時間を予測する。
【発明の効果】
【０００９】
本発明の代表的な実施の形態によれば、加入者端末の接続要求のタイムアウトを防止することができる。前述した以外の課題、構成及び効果は、以下の実施例の説明により明らかにされる。
【図面の簡単な説明】
【００１０】
【図１】本発明の第１実施例のネットワーク構成を示す図である。
【図２】Ａｔｔａｃｈトラフィックの入力レートに対する平均Ａｔｔａｃｈ完了時間の推移を示す図である。
【図３】第１実施例のＴＭＳの構成例を示す図である。
【図４】第１実施例のユーザ収容ＭＭＥ管理テーブルの構成例を示す図である。
【図５】第１実施例のトラフィック分析テーブルの構成例を示す図である。
【図６】第１実施例のＭＭＥ制御テーブルの構成例を示す図である。
【図７】第１実施例において入力レートが制御閾値未満である場合のＭＭＥ負荷予測制御処理の例を示すシーケンス図である。
【図８】第１実施例において入力レートが制御閾値以上である場合のＭＭＥ負荷予測制御処理の例を示すシーケンス図である
【図９】第１実施例のユーザ収容ＭＭＥ管理機能の処理の一例を示すフローチャートである。
【図１０】第１実施例の傾き補完方式によってトラフィック分析機能が輻輳を予測する例を示す図である。
【図１１】第１実施例の傾き補完方式によるトラフィック分析機能の処理の一例を示すフローチャートである。
【図１２】第１実施例の変曲点検知方式によってトラフィック分析機能が輻輳を予測する例を示す図である。
【図１３】第１実施例の変曲点検知方式によるトラフィック分析機能の処理の一例を示すフローチャートである。
【図１４】第１実施例の制御計算機能の処理の一例を示すフローチャートである。
【図１５】本発明の第２実施例のネットワーク構成を示す図である。
【図１６】第２実施例の仮想ＭＭＥ装置の構成例を示す図である。
【図１７】第２実施例の仮想ＭＭＥ装置用制御計算機能の処理の一例を示すフローチャートである。
【図１８】第２実施例のＭＭＥ機能追加機能の処理の一例を示すフローチャートである。
【図１９】本発明の第３実施例のネットワーク構成を示す図である。
【図２０】第３実施例の仮想ＥＰＣ装置の構成例を示す。
【図２１】第３実施例の仮想リソース管理機能の処理の一例を示すフローチャートである。
【発明を実施するための形態】
【００１１】
＜実施例１＞
第１実施例では、ＬＴＥネットワークの制御プレーンにおいて、加入者の携帯電話端末が３ＧＰＰに規定される接続開始処理において発するＳ１  Ａｔｔａｃｈシグナリングメッセージを観測し、輻輳予兆を分析し、分析結果に基いて３ＧＰＰに規定されるＭＭＥプール１０４内でＭＭＥの負荷分散をすることによって、輻輳を未然に防止する。
【００１２】
図１は、第１実施例のネットワーク構成を示す図である。
【００１３】
第１実施例のネットワークは、トラフィック管理装置（ＴＭＳ）１００、パケット詳細解析装置（ＤＰＩ）１０１、基地局（ｅＮＢ）１０３、モバイル管理エンティティプール（ＭＭＥプール１０４）１０４及び加入者情報装置（ＨＳＳ）１０５を有する。ＭＭＥプール１０４は、ロードバランサ１０６及び複数のＭＭＥ１０７を有する。
【００１４】
ｅＮＢ１０３は、１又は複数の携帯電話端末（ＵＥ）１０２を収容する基地局である。
【００１５】
ロードバランサ１０６は、ＭＭＥプール１０４に入力される全トラフィックを受信し、トラフィックを各ＭＭＥ１０７に分散して転送する。
【００１６】
ＭＭＥ１０７は、１又は複数のｅＮＢ１０３を収容し、ｅＮＢ１０３に収容される各ＵＥ１０２に対するＬＴＥ通信を管理及び制御する通信装置である。ＭＭＥ１０７は、ＵＥ１０２の接続情報を管理し、ＵＥ１０２の接続要求（Ａｔｔａｃｈ  ＲｅｑＵＥ１０２ｓｔ）に対し、接続許可（Ａｔｔａｃｈ  Ａｃｃｅｐｔ）を与える。
【００１７】
第１実施例におけるＭＭＥ１０７は２台以上の複数台で全て同じ性能であるが、各ＭＭＥ１０７が異なる性能でもよい。
【００１８】
ＨＳＳ１０５は、加入者情報を保持するデータベース装置である。ＨＳＳ１０５は、ＭＭＥ１０７からの要求に応じて加入者情報をＭＭＥ１０７に送信する。
【００１９】
ＤＰＩ１０１は、ネットワーク上のパケットを解析する解析装置であり、ｅＮＢ１０３とＭＭＥ１０７とを接続するＳ１−ＡＰインターフェースを監視し、Ｓ１−ＡＰインターフェースから取得した制御メッセージをＴＭＳへ送信する。
【００２０】
ＴＭＳ１００は、ＤＰＩ１０１から受信した制御メッセージに基づいて、Ａｔｔａｃｈシグナリングメッセージの解析と、輻輳推移を予測し、輻輳予兆を検出し、及びロードバランサへのロードバランスを指示する。
【００２１】
なお、第１実施例ではＴＭＳ１００がＬＴＥ網の挙動を監視するための手段として、ＤＰＩ１０１がｅＮＢ１０３とＭＭＥプール１０４との間の通信を監視する構成を例示する。この構成は、ＤＰＩ１０１がＥ−ＵＴＲＡＮの全ての基地局を監視する場合より、監視点の数を少なくでき、監視作業に要する設備及び運用の費用を抑制できる。
【００２２】
図２は、ＥＰＣシステムのネットワークシミュレーションによって得られた、Ａｔｔａｃｈトラフィックの輻輳強度（入力レート）に対する加入者の平均Ａｔｔａｃｈ完了時間の推移を示す。
【００２３】
図２に示すように、平均Ａｔｔａｃｈ完了時間は、入力レートが０から増加するに従って、はじめは増加度合いが減少し、入力レートがさらに増加してある点（以降、予兆変曲点と呼ぶ）以上になると増加度合いが増大し、さらに入力レートが増加するとＭＭＥ１０７の制御限界点に達してユーザがＳ１  Ａｔｔａｃｈに失敗する。このように、入力レートに伴い推移する平均Ａｔｔａｃｈ完了時間には、予兆変曲点及び制御限界点がある。
【００２４】
この現象が発生する原理には、Ａｔｔａｃｈトラフィックが経由する複数のモバイル網内処理装置（例えば、ＭＭＥ１０７、ＨＳＳ１０６）の処理が関係する。これらの装置にはＡｔｔａｃｈトラフィック処理速度の限界値があり、各装置のＡｔｔａｃｈトラフィック処理速度は異なる場合がある。入力レートがＡｔｔａｃｈトラフィック処理速度を超えると、内部バッファリングによりバースト的に発生したＡｔｔａｃｈトラフィックを平滑化する。このように、複数装置がＡｔｔａｃｈトラフィックをバッファリングするため、バーストは緩和され、ある程度の超過入力レートまでは性能を落とさずに処理することができる。この結果、ＤＰＩ１０１で観測される平均Ａｔｔａｃｈ応答時間は、予兆変曲点に達するまでは入力レートの増加に伴い漸増する。しかし、入力レートが予兆変曲点を超えると、バッファ容量を超えたＡｔｔａｃｈトラフィックは廃棄され、平均Ａｔｔａｃｈ応答時間が悪化する。
【００２５】
第１実施例では、前述した制御限界点に達する前の段階で、予兆変曲点を検出し、ＭＭＥ１０７の負荷を早期に制御する。具体的には、予兆変曲点までの平均Ａｔｔａｃｈ完了時間推移曲線を予測し、予測結果から増加度合いが一定値（α）より最初に緩やかになる入力レートを輻輳予兆の閾値に設定し、ＭＭＥ１０７の負荷を分散する。
【００２６】
図３は、第１実施例のＴＭＳ１００の構成例を示す。
【００２７】
ＴＭＳ１００は、一般的なコンピュータに実装されており、通信インターフェース３０１、ＣＰＵ３０２及び記憶部３０３を有する。ＣＰＵ３０２は、メモリに格納されたプログラムを実行することによって、ＴＭＳ１００の機能（パケット解析機能３１０、トラフィック分析機能３１１、制御計算機能３１２）を実現する。
【００２８】
記憶部３０３は、例えば、磁気記憶装置（ＨＤＤ）、フラッシュメモリ（ＳＳＤ）等の大容量かつ不揮発性の記憶装置によって構成される。また、記憶部３０３は、ＣＰＵ３０２が実行するプログラム及びプログラムの実行時に使用されるデータを格納する。すなわち、プログラムは、記憶部３０３から読み出されて、メモリにロードされて、ＣＰＵ３０２によって実行される。
【００２９】
ＣＰＵ３０２が実行するプログラムは、リムーバブルメディア（ＣＤ−ＲＯＭ、フラッシュメモリなど）又はネットワークを介してＴＭＳ１００に提供され、非一時的記憶媒体である記憶部３０３に格納される。このため、ＴＭＳ１００は、リムーバブルメディアからデータを読み込むインターフェースを有するとよい。
【００３０】
また、記憶部３０３は、ユーザ収容ＭＭＥ管理テーブル３２０、トラフィック分析テーブル３２１及びＭＭＥ制御テーブル３２２を保持する。
【００３１】
通信インターフェース３０１は、所定のプロトコルに従って、他の装置（ＤＰＩ１０１、ロードバランサ１０６など）との通信を制御するネットワークインターフェース装置である。
【００３２】
ＴＭＳ１００は、物理的に一つの計算機上で、又は、論理的又は物理的に複数の計算機上で構成される計算機システムであり、前述したプログラムが、同一の計算機上で別個のスレッドで動作してもよく、複数の物理的計算機資源上に構築された仮想計算機上で動作してもよい。
【００３３】
なお、第１実施例ではプログラム及び各種テーブルを一つのコンピュータ内に格納する構成を示した。しかし、これらのプログラム及びテーブルを外部記憶装置に格納し、プログラムの処理で必要になる度に外部記憶装置からデータ読み込み、処理が完了する度に外部記憶装置に格納するように構成してもよい。
【００３４】
また、プログラム及びデータを複数のコンピュータに分散して格納してもよい。例えば前述したテーブルをリレーショナルデータベースのテーブルとして実装して、ＴＭＳ１００とは異なるデータベース装置に格納し、ＴＭＳ１００が実行するプログラムがデータベース装置に格納されたデータを参照及び更新してもよい。
【００３５】
前述したデータの格納方法の違いは、本発明の本質には影響を与えない。
【００３６】
図４は、ユーザ収容ＭＭＥ管理テーブル３２０の構成例を示す。
【００３７】
ユーザ収容ＭＭＥ管理テーブル３２０の各エントリは、ＵＥ１０２端末識別子（ＩＭＳＩ）、ＭＭＥのＩＰアドレス、及びトンネル終端点識別子（ＴＥＩＤ）の組み合わせによって構成される。ＴＭＳ１００は、ＵＥ１０２を制御しているＭＭＥを管理するためにユーザ収容ＭＭＥ管理テーブル３２０を使用する。
【００３８】
図５は、トラフィック分析テーブル３２１の構成例を示す。
【００３９】
トラフィック分析テーブル３２１の各エントリは、ＭＭＥのＩＰアドレス、入力レート帯、及び平均Ａｔｔａｃｈ完了時間の組み合わせにより構成される。ＴＭＳ１００は、分析したトラフィック情報をトラフィック分析テーブル３２１に保持する。ＴＭＳ１００は、ＩＰアドレスによって各ＭＭＥを識別する。
【００４０】
図６は、ＭＭＥ制御テーブル３２２の構成例を示す。
【００４１】
ＭＭＥ制御テーブル３２２の構成例３２２の各エントリは、ＭＭＥのＩＰアドレス、及び制御入力レート閾値の組み合わせにより構成される。ＴＭＳ１００は、各ＭＭＥの制御トリガとなる入力レート閾値（以降、制御閾値と称する）を保持するためにＭＭＥ制御テーブル３２２の構成例３２２を使用する。
【００４２】
図７は、第１実施例において入力レートが制御閾値未満である場合のＭＭＥ負荷予測制御処理の例を示すシーケンス図である。
【００４３】
ＵＥ１０２とＭＭＥ１（１０７）との間でＡｔｔａｃｈ処理を行う（１００１）。ＤＰＩ１０１は、このＡｔｔａｃｈ処理のメッセージを観測する。
【００４４】
ＤＰＩ１０１は、観測したＡｔｔａｃｈメッセージ及びＤｅｔａｃｈメッセージをＴＭＳ１００に送信する（１００２）。ＴＭＳ１００に転送される情報は、パケット種別、ＩＭＳＩ、ＴＥＩＤ及びＭＭＥのＩＰアドレスを含む。
【００４５】
ＴＭＳ１００は、Ａｔｔａｃｈメッセージ又はＤｅｔａｃｈメッセージを受信すると、ユーザ収容ＭＭＥ管理機能を起動する。ユーザ収容ＭＭＥ管理機能は、ＩＭＳＩ、ＴＥＩＤ及びＭＭＥのＩＰアドレスをユーザ収容ＭＭＥ管理テーブル３２０に登録する。そして、ユーザ収容ＭＭＥ管理機能は、単位時間におけるＡｔｔａｃｈメッセージの数に当該Ａｔｔａｃｈメッセージの大きさを乗じたデータ量を集計して平均入力レートを計算し、当該Ａｔｔａｃｈメッセージに対応するＡｔｔａｃｈ処理の完了時間の平均値を計算し、ＭＭＥ１のトラフィック分析要求のトリガをトラフィック分析機能に送信する（１００３）。
【００４６】
トラフィック分析機能は、入力レートとセッション完了時間の情報を履歴としてトラフィック分析テーブル３２１に蓄積する。またトラフィック推移を予測し、制御閾値を設定する。そして、トラフィック分析機能は、入力レートが制御閾値より小さい場合、輻輳が発生しておらず、制御を行わないことを判定する。
【００４７】
図８は、第１実施例において入力レートが制御閾値以上である場合のＭＭＥ負荷予測制御処理の例を示すシーケンス図である。
【００４８】
図８では、図７と同様にトラフィック分析機能がＭＭＥ１に対する制御有無の判定までの処理を行。そして、トラフィック分析機能は、入力レートが制御閾値より大きい場合、輻輳が発生しているので、制御計算機能にＭＭＥ１の制御要求を送信する（１００４）。
【００４９】
制御計算機能は、ＭＭＥ１０７の負荷分散割合を計算し、ロードバランサ１０６にＭＭＥ１（１０７）の負荷分散要求を送信する（１００５）。
【００５０】
ロードバランサ１０６は、ＵＥ１０２をＭＭＥ１からＭＭＥ２に移動するように制御して、ＭＭＥ１の負荷を制御する（１００６）。ロードバランスには、３ＧＰＰ標準規定の方法によりＬｏａｄ  ｒｅｂａｌａｎｃｉｎｇ、Ｓ１  Ｒｅｌｅａｓｅ、Ｌｏａｄ  ｂａｌａｎｃｉｎｇ  ＴＡＵ処理を行う方法がある（１００７）。なお、ロードバランスの方法は、他の形態でもよく、本実施例では詳細について言及しない。
【００５１】
図９は、ユーザ収容ＭＭＥ管理機能の処理の一例を示すフローチャートである。
【００５２】
ＴＭＳ１００は、ＤＰＩ１０１からパケットを受信すると、受信したパケットを内部キューに格納する。
【００５３】
ＴＭＳ１００のユーザ収容ＭＭＥ管理機能は、キュー内に一つ以上のパケットが格納されている場合、受信パケットを引数とした処理を開始する。
【００５４】
まず、ユーザ収容ＭＭＥ管理機能は、ＤＰＩ１０１から受信したパケットをキューから読み込む（９０１）。
【００５５】
次に、パケット（メッセージ）のＳ１  ＡＰパケットフォーマットを参照してメッセージ種別を判別し、メッセージ種別によって以下のように分岐する（９０２）。
【００５６】
メッセージ種別がＡｔｔａｃｈ  Ｒｅｑｕｅｓｔである場合、ペイロードからＩＭＳＩ及びＭＭＥ  ＩＰアドレスを取得し（９１０）、接続が要求されたＭＭＥ１０７の単位時間におけるＡｔｔａｃｈメッセージの数に当該Ａｔｔａｃｈメッセージの大きさを乗じたデータ量を集計して平均入力レートを計算する（９１１）。平均入力レートの計算には、指数加重移動平均を用いるとよい。指数加重移動平均を用いることによって、平均入力レートの急激な変化を抑制することができる。そして、ステップ９０１で取得したＤＰＩ１０１からの受信メッセージをキューから削除し（９２０）、処理を終える。
【００５７】
一方、条件判定９０２において、メッセージ種別がＡｔｔａｃｈ  Ａｃｃｅｐｔであると判定された場合、ペイロードからＴＥＩＤ及びＭＭＥ  ＩＰアドレスを取得し（９２０）、所定時間におけるＡｔｔａｃｈメッセージに対応するＡｔｔａｃｈ処理の完了時間の平均値を計算し（９２１）、ユーザ情報をユーザ収容ＭＭＥ管理テーブル３２０に登録し（９２２）、分析対象のＭＭＥ  ＩＰ、当該ＭＭＥの現在の平均入力レート情報及びＡｔｔａｃｈ処理完了時間を含む分析要求をトラフィック分析機能に送信し（９２３）、ステップ９０１で取得したＤＰＩ１０１からの受信メッセージをキューから削除し（９４０）、処理を終える。Ａｔｔａｃｈ処理の完了時間の平均値の計算には、指数加重移動平均を用いるとよい。指数加重移動平均を用いることによって、セッション完了時間の平均値の急激な変化を抑制することができる。
【００５８】
また、条件判定９０２において、メッセージ種別がＤｅｔａｃｈ  Ｒｅｑｕｅｓｔである判定された場合、ユーザ収容ＭＭＥ管理テーブル３２０からエントリを削除し（９３０）、ステップ９０１で取得したＤＰＩ１０１からの受信メッセージをキューから削除し（９４０）、処理を終える。
【００５９】
以降、トラフィック分析機能の一例について説明する。第１の例によるトラフィック分析機能は、図２で示した平常時の輻輳が無い状態、すなわち入力レートが低く予兆変曲点に達しない状態で予兆変曲点を検出する。
【００６０】
図１０は、傾き補完方式によってトラフィック分析機能が輻輳を予測する例を示す。
【００６１】
図１０に示すように、トラフィック分析機能は、実測した低い入力レートの平均Ａｔｔａｃｈ完了時間である実線部の傾きに基づいて、未実測の入力レートの平均Ａｔｔａｃｈ完了時間である破線部の傾きを予測する。
【００６２】
さらに、予測結果に基づいて、傾きが所定の閾値αより最初に緩やかになる入力レートを、輻輳を早期に制御するための制御閾値に設定する。
【００６３】
図１１は、傾き補完方式によるトラフィック分析機能の処理の一例を示すフローチャートである。
【００６４】
トラフィック分析機能は、ユーザ収容ＭＭＥ管理機能から受信する分析要求をトリガとして処理を開始し、分析対象のＭＭＥのＩＰアドレス、当該ＭＭＥの現在の平均入力レート及びＡｔｔａｃｈ処理完了時間を引数として処理を実行する。
【００６５】
トラフィック分析機能は、処理を開始すると、トラフィック分析テーブル３２１を参照し、当該ＭＭＥの全入力レート帯について平均Ａｔｔａｃｈ完了時間情報を取得する（１１０１）。ステップ１１０１において、ユーザ収容ＭＭＥ管理機能から受信したＡｔｔａｃｈ処理完了時間は、現在の平均入力レートが属する入力レート帯のＡｔｔａｃｈ処理完了時間と平均化して、新たな平均Ａｔｔａｃｈ処理完了時間を履歴情報として計算する。平均Ａｔｔａｃｈ処理完了時間を計算する方法としては、例えば、指数加重移動平均を用いることができるが、他の方法を用いてもよい。なお、履歴情報にＡｔｔａｃｈ処理完了時間が登録されていない場合は、現在の平均入力レートが属する入力レート帯について最初に計測されたＡｔｔａｃｈ処理完了時間であるため、ユーザ収容ＭＭＥ管理機能から受信したＡｔｔａｃｈ処理完了時間をそのまま設定する。
【００６６】
次に、各入力レート帯の平均Ａｔｔａｃｈ完了時間を用いて、予兆変曲点までの平均Ａｔｔａｃｈ完了時間推移曲線を計算する（１１０２）。平均Ａｔｔａｃｈ完了時間推移曲線は、平均Ａｔｔａｃｈ完了時間の増分推移を用いて、より高い未取得である入力レート帯の平均Ａｔｔａｃｈ完了時間を予測して、計算することができる。
【００６７】
例えば、図５に示すように、ＩＰアドレスが１９２．１６８．０．１のＭＭＥについて、入力レート帯０〜５Ｍｂｉｔ／ｓ、５〜１０Ｍｂｉｔ／ｓ、１０〜１５Ｍｂｉｔ／ｓ時、１５〜２０Ｍｂｉｔ／ｓの平均Ａｔｔａｃｈ完了時間が、それぞれ０．５秒、１．５秒、２．０秒、２．２５秒であること計測されて得られている。そして、未計測の入力レート帯２０〜２５Ｍｂｉｔ／ｓ、２０〜２５Ｍｂｉｔ／ｓの平均Ａｔｔａｃｈ完了時間を求める場合について例示する。
【００６８】
０〜５Ｍｂｉｔ／ｓ帯と５〜１０  Ｍｂｉｔ／ｓ帯の間の平均Ａｔｔａｃｈ時間の増分は１．０秒であり、５〜１０Ｍｂｉｔ／ｓ帯と１０〜１５Ｍｂｉｔ／ｓ帯の間の平均Ａｔｔａｃｈ時間の増分は０．５秒であり、１０〜１５Ｍｂｉｔ／ｓ帯と１５〜２０Ｍｂｉｔ／ｓ帯の間の平均Ａｔｔａｃｈ時間の増分は０．２５秒である。このため、入力レート帯が一つ上がる毎に、平均Ａｔｔａｃｈ時間の増分は０．５倍に減少すると計算できる。この計算結果を用いて、続く未計測の入力レート帯２０〜２５Ｍｂｉｔ／ｓの平均Ａｔｔａｃｈ完了時間の増分を０．１２５秒であると計算し、計算された増分を１５〜２０Ｍｂｉｔ／ｓ帯の間の平均Ａｔｔａｃｈ時間に加算し、平均Ａｔｔａｃｈ完了時間が２．３７５Ｍｂｉｔ／ｓであると予測する。さらに、入力レート帯２５〜３０Ｍｂｉｔ／ｓの平均Ａｔｔａｃｈ完了時間の増分を０．０６２５秒であると計算し、計算された増分を２０〜２５Ｍｂｉｔ／ｓ帯の間の平均Ａｔｔａｃｈ時間に加算し、２．４３７５Ｍｂｉｔ／ｓであると予測する。このような計算を全ての入力レート帯で行い、各入力レート帯の平均Ａｔｔａｃｈ完了時間を予測する。
【００６９】
次に、全入力レート帯についての平均Ａｔｔａｃｈ完了時間に基づいて、増分が初めて閾値α以下となる入力レートを検出する均衡点検出処理を行い、検出された入力レートを制御閾値に設定して、ＭＭＥ制御テーブル３２２の制御閾値を更新する（１１０３）。均衡点の検出によって、平均Ａｔｔａｃｈ完了時間増加度合いが緩やかになる点を予測し、検出することができる。閾値αはネットワーク管理者により設定されるパラメータである。閾値αは、輻輳時のＡｔｔａｃｈ完了時間は数秒から数十秒のスケールであるので、例えば、１秒の４分の１である０．２５秒に設定してもよい。また、前述以外の任意の設定値を用いてもよい。
【００７０】
第１の例において、α＝０．２５秒とした場合、制御閾値は入力レート帯１５〜２０Ｍｂｉｔ／ｓが該当するので、１５Ｍｂｉｔ／ｓを制御閾値に設定する。そして、ＭＭＥ制御テーブル３２２のＭＭＥのＩＰアドレスが１９２．１６８．０．１であるエントリの制御閾値に１５Ｍｂｉｔ／ｓを登録する。
【００７１】
次に、トラフィック分析機能は、負荷分散対象のＭＭＥのＩＰアドレス及び現在の入力レートを制御計算機能に送信し、負荷分散制御を要求して（１１０４）、処理を終える。
【００７２】
傾き補完方式によるトラフィック分析機能では、過去に計測された平均Ａｔｔａｃｈ完了時間を用いて、平均Ａｔｔａｃｈ完了時間を予測することができる。また、現入力レートが変曲点より小さい平常時においても、今後の輻輳の発生を予測して、変曲点を予測することができる。また、輻輳未発生状態でも、輻輳予兆検出時の制御閾値を予め計算することができる。
【００７３】
次に、第２の例として、変曲点検知方式による制御閾値の設定方法について説明する。
【００７４】
図１２は、変曲点検知方式によってトラフィック分析機能が輻輳を予測する例を示す。
【００７５】
図１２に示すように、変曲点検知方式では、実測した入力レートの平均Ａｔｔａｃｈ完了時間の二階微分値を計算することによって、平均Ａｔｔａｃｈ完了時間の変曲点を検出する。平均Ａｔｔａｃｈ完了時間は、入力レートが増加すると、変曲点を境に傾きが減少傾向、増加傾向、減少傾向と変化する。そして、この平均Ａｔｔａｃｈ完了時間の変化に伴い、平均Ａｔｔａｃｈ完了時間の二階微分値が負値、正値、負値と変化する。この特性を利用して、二階微分値が初めて負値から正値に変化する入力レートを制御閾値に設定する。
【００７６】
図１３は、変曲点検知方式によるトラフィック分析機能の処理の一例を示すフローチャートである。
【００７７】
トラフィック分析機能は、ユーザ収容ＭＭＥ管理機能から受信する分析要求をトリガとして処理を開始し、分析対象のＭＭＥのＩＰアドレス、当該ＭＭＥの現在の平均入力レート及びＡｔｔａｃｈ処理完了時間を引数として処理を実行する。
【００７８】
トラフィック分析機能は、処理を開始すると、トラフィック分析テーブル３２１を参照し、当該ＭＭＥの全ての入力レート帯の平均Ａｔｔａｃｈ完了時間を取得する（１３０１）。ユーザ収容ＭＭＥ管理機能から受信したＡｔｔａｃｈ処理完了時間は、現在の平均入力レートが属する入力レート帯のＡｔｔａｃｈ処理完了時間と平均化して、新たな平均Ａｔｔａｃｈ処理完了時間を履歴情報として計算する。平均Ａｔｔａｃｈ処理完了時間を計算する方法としては、例えば、指数加重移動平均を用いることができるが、他の方法を用いてもよい。なお、履歴情報にＡｔｔａｃｈ処理完了時間が登録されていない場合は、現在の平均入力レートが属する入力レート帯について最初に計測されたＡｔｔａｃｈ処理完了時間であるため、ユーザ収容ＭＭＥ管理機能から受信したＡｔｔａｃｈ処理完了時間をそのまま設定する。
【００７９】
次に、トラフィック分析テーブル３２１に登録されている入力レート帯毎の平均Ａｔｔａｃｈ完了時間の二階微分値を計算し、計算された二階微分値が初めて負値から正値に変わる入力レートを検出する（以下、変曲点検出と称する）。そして、検出された入力レート値を制御閾値に設定し、ＭＭＥ制御テーブル３２２の制御閾値を更新する（１３０２）。
【００８０】
例えば、図５に示すように、ＩＰアドレスが１９２．１６８．０．１のＭＭＥについて、入力レート帯０〜５Ｍｂｉｔ／ｓ、５〜１０Ｍｂｉｔ／ｓ、１０〜１５Ｍｂｉｔ／ｓ時、１５〜２０Ｍｂｉｔ／ｓの平均Ａｔｔａｃｈ完了時間が、それぞれ０．５秒、１．５秒、２．０秒、２．２５秒であること計測されて得られいる。そして、未計測の入力レート帯２０〜２５Ｍｂｉｔ／ｓ、２０〜２５Ｍｂｉｔ／ｓの平均Ａｔｔａｃｈ完了時間を求める場合について例示する。
【００８１】
０〜５Ｍｂｉｔ／ｓ帯と５〜１０Ｍｂｉｔ／ｓ帯の平均Ａｔｔａｃｈ時間の差は１．０秒であり、５〜１０Ｍｂｉｔ／ｓ帯と１０〜１５Ｍｂｉｔ／ｓ帯の平均Ａｔｔａｃｈ時間の差は０．５秒であり、１０〜１５Ｍｂｉｔ／ｓ帯と１５〜２０Ｍｂｉｔ／ｓ帯の平均Ａｔｔａｃｈ時間の差は０．２５秒である。二階微分値は更にこの差を計算し、０〜５Ｍｂｉｔ／ｓ、５〜１０Ｍｂｉｔ／ｓ、１０〜１５Ｍｂｉｔ／ｓ帯では０．５秒から１．０秒を減じて−０．５秒である。また、５〜１０Ｍｂｉｔ／ｓ、１０〜１５Ｍｂｉｔ／ｓ、１５〜２０Ｍｂｉｔ／ｓ帯では０．２５秒から０．５秒を減じて−０．２５秒である。このような計算を全入力レート帯について行い、全入力レート帯の平均Ａｔｔａｃｈ完了時間の二階微分値を計算する。
【００８２】
次に、トラフィック分析機能は、負荷分散対象のＭＭＥのＩＰアドレス及び現在の入力レートを制御計算機能に送信し、負荷分散制御を要求して（１３０４）、処理を終える。
【００８３】
変曲点検知方式によるトラフィック分先機能では、入力レートの変曲点によって輻輳を予測するので、輻輳予兆を精度良く検出できる。
【００８４】
第１実施例では、傾き補完方式と変曲点検知方式とのいずれか一方を採用することができる。また、両方を併用してもよい。
【００８５】
図１４は、制御計算機能の処理の一例を示すフローチャートである。
【００８６】
ＴＭＳ１００の制御計算機能は、トラフィック分析機能から受信した負荷分散要求又は制御計算機能の制御の終了をトリガとして処理を開始し、制御要求と輻輳軽減対象のＭＭＥのＩＰアドレス及び当該ＭＭＥの現在の入力レートを引数として処理を実行する。
【００８７】
まず、制御計算機能は、現在の入力レートが制御閾値以上か否かを判定する（１４０１）。具体的には、ＭＭＥの現在の入力レートと、ＭＭＥ制御テーブル３２２から読み出した当該ＭＭＥの制御閾値を比較する（１４０１）。
【００８８】
ステップ１４０１において、現在の入力レートが制御閾値以上であると判定された場合、当該ＭＭＥ（以降、負荷軽減対象ＭＭＥと称する）の負荷分散割合を計算する（１４０２）。負荷分散割合は、負荷軽減対象ＭＭＥが現在収容しているＵＥ１０２の数に対する、負荷軽減制御後に収容しているＵＥ１０２の数の割合で表され、管理者が設定した値を用いるとよい。例えば、負荷軽減対象ＭＭＥの負荷分散割合を８０％に設定することができるが、他の任意の値を設定してもよい。
【００８９】
次に、ＭＭＥの中で負荷が軽いＭＭＥを選択し、選択されたＭＭＥの負荷増加割合を計算する（１４０３）。例えば、負荷軽減対象ＭＭＥの負荷を１００％から８０％に軽減し、分散すべき２０％の負荷を他のＭＭＥに均等に割り当て、他のＭＭＥの負荷を増加する。
【００９０】
次に、ロードバランサ１０６に当該負荷軽減対象ＭＭＥと他ＭＭＥの負荷分散割合を送信し（１４０４）、処理を終了する。
【００９１】
一方、ステップ１４０１において、現在の入力レートが制御閾値未満であると判定された場合、負荷分散制御は不要なので、処理を終了する。
【００９２】
以上に説明したように、第１実施例では、携帯電話端末からの接続要求メッセージのスループット及び接続要求処理の完了時間を計測し、これらを履歴として蓄積し、接続要求のレートに対する接続要求処理の完了時間の傾き（増加度合い）の変化に基づいて、接続要求処理の完了時間を予測する。これによって、将来の接続要求処理の完了時間を正確に予測することができる。また、接続要求処理の完了時間の予測に基づいて、ネットワークリソースの利用率を予測し、ネットワーク設備の増設の必要性を検討することができる。
【００９３】
さらに、接続要求処理の完了時間の傾きの変化に基づいて、ＭＭＥの輻輳を予測し、予測結果に基づいて制御閾値を設定し、接続要求メッセージのスループットが制御閾値に達した場合、ＭＭＥの負荷を分散する。これによって、加入者端末からの接続要求がタイムアウトし、通信開始できなくなる状態を防止することができる。
【００９４】
また、接続要求処理の完了時間の傾きが初めて所定の閾値αを超える点を輻輳発生予兆であると判定するので、将来の輻輳の発生を予測することができる。
【００９５】
また、接続要求処理の完了時間を接続要求メッセージのスループットで二階微分した値が初めて負値から正値に変化する点を輻輳発生予兆であると判定するので、輻輳の発生を正確に予測することができる。
【００９６】
＜実施例２＞
第２実施例では、第１実施例の方法、装置及びシステムに仮想化基盤を組み合わせ、輻輳予兆検知によるＭＭＥロードバランスを実現しつつ、装置の利用効率を高めるシステムを構築する。
【００９７】
ここで仮想化基盤とは、例えば、特許文献２に開示された基盤であり、単一の装置上で仮想的に複数の装置の機能を実行する機能を有する。なお、仮想化基盤の実装方法は、他にも非特許文献１に開示された方法のように仮想化の粒度が異なるものがある。本実施例では仮想化基盤の実現方法及び仮想化の粒度はどのようなものでもよい。
【００９８】
図１５は、第２実施例のネットワーク構成を示す図である。
【００９９】
第２実施例では、第１実施例のＭＭＥプール１０４の代わりに、仮想ＭＭＥ装置１５０２を設ける。また、第１実施例のトラフィック管理装置１００の代わりに、仮想ＭＭＥ装置１５０２のロードバランサ演算機能１６２２（図１６参照）に指示を出す仮想ＭＭＥ装置用制御計算機能１５５１を有する仮想ＭＭＥ装置用トラフィック管理装置１５０１を設ける。その他の装置及び構成は第１実施例と同じであるので、それらの説明は省略する。また、以下では、主に、ＭＭＥプール１０４と仮想ＭＭＥ装置１５０２との差、及びトラフィック管理装置１００と仮想ＭＭＥ装置用制御計算機能１５５１との差を説明する。
【０１００】
図１６は、第２実施例の仮想ＭＭＥ装置１５０２の構成例を示す。
【０１０１】
仮想ＭＭＥ装置１５０２は、一般的なコンピュータに実装されており、通信インターフェース１６０１、ＣＰＵ１６０２及び記憶部１６０３を有する。
【０１０２】
通信インターフェース１６０１は、所定のプロトコルに従って、他の装置（ｅＮＢ１０３、トラフィック管理装置１５０１、ＨＳＳ１０５など）との通信を制御するネットワークインターフェース装置である。
【０１０３】
ＣＰＵ１６０２は、メモリに格納されたプログラムを実行することによって、ＴＭＳ１００の機能（仮想リソース管理機能１６２１、ロードバランサ演算機能１６２２、ＭＭＥ演算機能１６２３〜１６２５）を実現する。ＭＭＥ演算機能１６２３〜１６２５は、システムに実装されるＭＭＥ１０７の数によって、一つまたは複数が実装される。
【０１０４】
仮想リソース管理機能１６２１は、公知の方法によって仮想化基盤を管理し、要求に応じて記憶部１６０３内の仮想イメージによって仮想的な装置を提供する。なお、仮想リソース管理機能１６２１には、前述したように公知の仮想化方法を採用できる。
【０１０５】
ロードバランサ演算機能１６２２は、仮想的なロードバランサ装置として、複数のＭＭＥ演算機能１６２３〜１６２５に処理を割り当てる。ロードバランサ演算機能１６２２は、第１実施例のロードバランサ１０６にＭＭＥ機能追加機能１６４１を付加したものである。ＭＭＥ機能追加機能１６４１は図１８を用いて後述する。
【０１０６】
ＭＭＥ演算機能１６２３〜１６２５は、仮想的なＭＭＥ装置として、第１実施例のＭＭＥ１０７と同じ機能を有する。
【０１０７】
記憶部１６０３は、例えば、磁気記憶装置（ＨＤＤ）、フラッシュメモリ（ＳＳＤ）等の大容量かつ不揮発性の記憶装置によって構成され、仮想イメージ１６３２〜１６３５を保持する。また、記憶部１６０３は、ＣＰＵ１６０２が実行するプログラム及びプログラムの実行時に使用されるデータを格納する。すなわち、プログラムは、記憶部１６０３から読み出されて、メモリにロードされて、ＣＰＵ１６０２によって実行される。
【０１０８】
ＣＰＵ１６０２が実行するプログラムは、リムーバブルメディア（ＣＤ−ＲＯＭ、フラッシュメモリなど）又はネットワークを介して仮想ＭＭＥ装置１５０２に提供され、非一時的記憶媒体である記憶部１６０３に格納される。このため、仮想ＭＭＥ装置１５０２は、リムーバブルメディアからデータを読み込むインターフェースを有するとよい。
【０１０９】
第２実施例のトラフィック管理装置１５０１は、第１実施例のトラフィック管理装置１００の制御計算機能を仮想ＭＭＥ装置用制御計算機能１５５１として実装したものである。その他の構成及び機能は第１実施例のトラフィック管理装置１００と同じである。
【０１１０】
次に、図１７を用いて、仮想ＭＭＥ装置用制御計算機能１５５１の処理内容について説明する。
【０１１１】
図１７は、第２実施例の仮想ＭＭＥ装置用制御計算機能１５５１の処理の一例を示すフローチャートである。
【０１１２】
仮想ＭＭＥ装置用制御計算機能１５５１の処理は、第１実施例の制御計算機能３１２の処理（図１４）と類似しているが、仮想ＭＭＥ装置１５０２への指示送信手順を含む。
【０１１３】
まず、仮想ＭＭＥ装置用制御計算機能１５５１は、  現在の入力レートが制御閾値以上か否かを判定し（１７０１）、負荷軽減対象ＭＭＥの負荷分散割合を計算する（１７０２）。ステップ１７０１及び１７０２の処理は、前述したステップ１４０１及び１４０２の処理と同じである。
【０１１４】
その後、仮想ＭＭＥ装置用制御計算機能１５５１は、当該ＭＭＥの識別子及び当該ＭＭＥの負荷分散割合を引数にして、ＭＭＥ機能追加機能１６４１の呼び出しを、仮想ＭＭＥ装置１５０２のロードバランサ演算機能１６２２に指示する（１７０３）。当該ＭＭＥの識別子は、仮想ＭＭＥ装置１５０２内で仮想的に実行されるＭＭＥ演算機能を一意に識別するための識別子であり、図１４のステップ１４０１で用いるＭＭＥのＩＰアドレスと同じくＩＰアドレスを用いることができる。
【０１１５】
図１８は、第２実施例のＭＭＥ機能追加機能１６４１の処理の一例を示すフローチャートである。
【０１１６】
ＭＭＥ機能追加機能１６４１は、ＭＭＥ機能追加機能１６４１からの呼び出し（図１７のステップ１７０３）をトリガとして処理を開始し、負荷軽減対象のＭＭＥ機能（以下、ＭＭＥ機能Ａと称する）の識別子と負荷分散割合とを引数として処理を実行する。
【０１１７】
まず、ＭＭＥ機能追加機能１６４１は、ＭＭＥ機能を増設する（１８０１）。具体的には、仮想ＭＭＥ装置１５０２の記憶部１６０３内の、いずれかのＭＭＥ仮想イメージの複製を作成し、作成された複製に新たなＭＭＥ識別子を割り当てる。そして、仮想リソース管理機能１６２１が、該仮想イメージの複製を実行する。なお、ステップ１８０１において増設されたＭＭＥ機能を、以下、ＭＭＥ機能Ｂと称する。
【０１１８】
次に、ＭＭＥ機能Ａの負荷分散割合を用いて、ＭＭＥ機能ＡのユーザをＭＭＥ機能Ｂに移動し（１８０２）、処理を終える。
【０１１９】
以上に説明したように、第２実施例では、仮想ＭＭＥ装置１５０２及びトラフィック管理装置１５０１を用いることによって、仮想化環境でもＭＭＥロードバランスを実現し、装置の利用効率を高めることができる。
【０１２０】
また、輻輳予兆の検出時に、仮想ＭＭＥ装置１５０２内でＭＭＥ機能を増設するので、他のＭＭＥに影響を与えることなく負荷分散をすることができ、ネットワークの状態に応じてＭＭＥの数を適切に制御することができる。
【０１２１】
＜実施例３＞
第３実施例では、第２実施例の方法、装置及びシステムにＥＰＣ（Ｅｖｏｌｖｅｄ  Ｐａｃｋｅｔ  Ｃｏｒｅ）の構成要素であるＭＭＥ、サービスゲートウエイ（Ｓ−ＧＷ）を仮想化する仮想化基盤を用いたシステムにおいて、輻輳予兆検知によるＭＭＥロードバランスを実現しつつ、装置の利用効率を高めるシステムを構築する。
【０１２２】
ここで仮想化基盤とは、例えば、特許文献２に開示された基盤であり、単一の装置上で仮想的に複数の装置の機能を実行する機能を有する。なお、仮想化基盤の実装方法は、他にも非特許文献１に開示された方法のように仮想化の粒度が異なるものがある。本実施例では仮想化基盤の実現方法及び仮想化の粒度はどのようなものでもよい。
【０１２３】
図１９は、第３実施例のネットワーク構成を示す図である。
【０１２４】
第３実施例では第２実施例の仮想ＭＭＥ装置１５０２の代わりに、仮想ＥＰＣ装置１９０２を設ける。その他の装置および構成は第２実施例と同じであるので、それらの説明は省略するに。また、以下では、主に、仮想ＭＭＥ装置１５０２と仮想ＥＰＣ装置１９０２の差を説明する。
【０１２５】
図２０は、第３実施例の仮想ＥＰＣ装置１９０２の構成例を示す。
【０１２６】
仮想ＥＰＣ装置１９０２は、一般的なコンピュータに実装されており、通信インターフェース２００１、ＣＰＵ２００２及び記憶部２００３を有する。
【０１２７】
通信インターフェース２００１は、所定のプロトコルに従って、他の装置（ｅＮＢ１０３、トラフィック管理装置１５０１、ＨＳＳ１０５など）との通信を制御するネットワークインターフェース装置である。
【０１２８】
ＣＰＵ２００２は、メモリに格納されたプログラムを実行することによって、ＴＭＳ１００の機能（仮想リソース管理機能２０２１、ロードバランサ演算機能２０２２、ＭＭＥ演算機能２０２３〜２０２４、Ｓ−ＧＷ演算機能２０２５〜２０２６）を実現する。ＭＭＥ演算機能２０２３〜２０２４は、システムに実装されるＭＭＥ１０７の数によって、一つまたは複数が実装される。Ｓ−ＧＷ演算機能２０２５〜２０２６は、システムに実装されるＳ−ＧＷの数によって、一つまたは複数が実装される。
【０１２９】
仮想リソース管理機能２０２１は、公知の方法によって仮想化基盤を管理し、要求に応じて記憶部２００３内の仮想イメージによって仮想的な装置を提供する。なお、仮想リソース管理機能２０２１には、前述したように公知の仮想化方法を採用できる。
【０１３０】
ロードバランサ演算機能２０２２は、仮想的なロードバランサ装置として、複数のＭＭＥ演算機能２０２３〜２０２４及びＳ−ＧＷ演算機能２０２５〜２０２６に処理を割り当てる。ロードバランサ演算機能２０２２は、第２実施例のロードバランサ演算機能１６２２のＭＭＥ機能追加機能１６４１の代わりに、仮想機能最適化機能を有する。
【０１３１】
ＭＭＥ演算機能２０２３〜２０２４は、仮想的なＭＭＥ装置として、第２実施例のＭＭＥ演算機能１６２３〜１６２５と同じ機能を有する。
【０１３２】
Ｓ−ＧＷ演算機能２０２５〜２０２６は、仮想的なＳ−ＧＷ装置として、ＥＰＣにおけるサービスゲートウェイの機能を有する。
【０１３３】
記憶部２００３は、例えば、磁気記憶装置（ＨＤＤ）、フラッシュメモリ（ＳＳＤ）等の大容量かつ不揮発性の記憶装置によって構成され、仮想イメージ２０５１〜２０５５を保持する。また、記憶部２００３は、ＣＰＵ２００２が実行するプログラム及びプログラムの実行時に使用されるデータを格納する。すなわち、プログラムは、記憶部２００３から読み出されて、メモリにロードされて、ＣＰＵ２００２によって実行される。
【０１３４】
ＣＰＵ２００２が実行するプログラムは、リムーバブルメディア（ＣＤ−ＲＯＭ、フラッシュメモリなど）又はネットワークを介して仮想ＥＰＣ装置１９０２に提供され、非一時的記憶媒体である記憶部２００３に格納される。このため、仮想ＥＰＣ装置１９０２は、リムーバブルメディアからデータを読み込むインターフェースを有するとよい。
【０１３５】
本実施例のトラフィック管理装置１９０１は、第２実施例のトラフィック管理装置１５０１と変わりないが、仮想機能最適化機能１９５１を有するが、その他の構成及び機能は第１実施例のトラフィック管理装置１００と同じである。
【０１３６】
次に、図２１を用いて、仮想ＥＰＣ装置１９０２内の仮想リソース管理機能２０２１の処理内容について説明する。
【０１３７】
図２１は、第３実施例の仮想リソース管理機能２０２１の処理の一例を示すフローチャートである。
【０１３８】
仮想リソース管理機能２０２１は、ＭＭＥ機能追加機能１６４１からの呼び出し（図１７のステップ１７０３）をトリガとして処理を開始し、負荷軽減対象のＭＭＥ機能（以下、ＭＭＥ機能Ａと称する）の識別子と負荷分散割合とを引数として処理を実行する。
【０１３９】
まず、仮想リソース管理機能２０２１は、仮想Ｓ−ＧＷのリソースを新規仮想ＭＭＥとして使用する（２１０１）。具体的には、仮想ＥＰＣサーバの記憶部２００３内のいずれかのＳ−ＧＷ仮想イメージ２０５４〜２０５５をＭＭＥ仮想イメージに変更する。なお、ステップ２１０１によって新たに生成されたＭＭＥ機能を、以下、ＭＭＥ機能Ｂと称する。
【０１４０】
次に、図１８のステップ１８０２と同様に、ＭＭＥ機能Ａの負荷分散割合を用いて、ＭＭＥ機能ＡのユーザをＭＭＥ機能Ｂに移動する（２１０３）。その後、処理を終える。
【０１４１】
以上に説明したように、第３実施例では、仮想ＥＰＣ装置１９０２を用いることによって、仮想ＥＰＣ装置を含んだ仮想化環境でも、ＭＭＥロードバランスを実現し、装置の利用効率を高めることができる。
【０１４２】
なお、本発明は前述した実施例に限定されるものではなく、添付した特許請求の範囲の趣旨内における様々な変形例及び同等の構成が含まれる。例えば、前述した実施例は本発明を分かりやすく説明するために詳細に説明したものであり、必ずしも説明した全ての構成を有するものに本発明は限定されない。また、ある実施例の構成の一部を他の実施例の構成に置き換えてもよい。また、ある実施例の構成に他の実施例の構成を加えてもよい。また、各実施例の構成の一部について、他の構成の追加・削除・置換をしてもよい。
【０１４３】
また、前述した各構成、機能、処理部、処理手段等は、それらの一部又は全部を、例えば集積回路で設計する等により、ハードウェアで実現してもよく、プロセッサがそれぞれの機能を実現するプログラムを解釈し実行することにより、ソフトウェアで実現してもよい。
【０１４４】
各機能を実現するプログラム、テーブル、ファイル等の情報は、メモリ、ハードディスク、ＳＳＤ（Ｓｏｌｉｄ  Ｓｔａｔｅ  Ｄｒｉｖｅ）等の記憶装置、又は、ＩＣカード、ＳＤカード、ＤＶＤ等の記録媒体に格納することができる。
【０１４５】
また、制御線や情報線は説明上必要と考えられるものを示しており、実装上必要な全ての制御線や情報線を示しているとは限らない。実際には、ほとんど全ての構成が相互に接続されていると考えてよい。
【符号の説明】
【０１４６】
１００、１５０１、１９０１  トラフィック管理装置
１０４  ＭＭＥプール
１０６  ロードバランサ
３０１、１６０１、２００１  通信インターフェース
３０２、１６０２、２００２  ＣＰＵ
３０３、１６０３、２００３  記憶部
３１０  パケット解析機能
３１１  トラフィック分析機能
３１２  制御計算機能
３２０  ユーザ収容ＭＭＥ管理テーブル
３２１  トラフィック分析テーブル
３２２  ＭＭＥ制御テーブル
１５０２  仮想ＭＭＥ装置
１５５１  仮想ＭＭＥ装置用制御計算機能
１６２１、２０２１  仮想リソース管理機能
１６２２、２０２２  ロードバランサ演算機能
１６２３〜１６２５、２０２３〜２０２４  ＭＭＥ演算機能
１６３２〜１６３５、２０５２〜２０５３  ＭＭＥ仮想イメージ
１６４１  ＭＭＥ機能追加機能
１９０２  仮想ＥＰＣ装置
１９５１  仮想機能最適化機能
２０２５〜２０２６  Ｓ−ＧＷ演算機能
２０５１  ロードバランサ仮想イメージ
２０５４〜２０５５  Ｓ−ＧＷ仮想イメージ
【図１】
2016046575.tif 000003
【図２】
2016046575.tif 000004
【図３】
2016046575.tif 000005
【図４】
2016046575.tif 000006
【図５】
2016046575.tif 000007
【図６】
2016046575.tif 000008
【図７】
2016046575.tif 000009
【図８】
2016046575.tif 000010
【図９】
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【図１０】
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【図１１】
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【図１２】
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【図１３】
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【図１４】
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【図１５】
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【図１６】
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【図１７】
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【図１８】
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【図１９】
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【図２０】
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【図２１】
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