映像情報の同期によるネットワーク内一次記憶の削減に関する研究
研究代表者

中

里

秀

則

早稲田大学基幹理工学部情報通信学科教授

1 はじめにインターネットの利用目的は、ユーザ間の通信や資源の共有から情報コンテンツの取得に変化してきており、特に数年後にはインターネット上を流れる情報の 80%を映像コンテンツが占めることが予想されている[1]。このようなインターネット利用状況の変化の中で、コンテンツ指向ネットワーク (ICN) が注目されている[2]。ICN では、ネットワーク内のルータでコンテンツを一時的に記憶（キャッシュ）することが可能である。同一コンテンツを何度もコンテンツを保持するサーバから取得する代わりに、そのコンテンツをキャッシュしたルータから配送することにより、ネットワークやサーバの負荷を軽減することが期待されている。
ここで、ネットワークやサーバの負荷が有効に軽減されるためには、要求されたコンテンツがルータにキャッシュされているように、キャッシュを制御することが重要である。
ところがビデオコンテンツは、コンテンツ当たりの情報量が多いため、要求されるコンテンツが一時記憶に存在するように制御することが容易ではない。ルータに装備することができるキャッシュ容量には限度があるため、アクセスされるコンテンツのすべてをルータで記憶させることはできない。できるだけ多くの視聴者に対して、キャッシュされたコンテンツから要求を満たせるようにするためには、要求の多いコンテンツに対してより多くのキャッシュを割り当てるとともに、各コンテンツに対して割り当てるキャッシュ量をできるだけ少なくし、より多くのコンテンツをキャッシュできるようにすることが重要である。
そこで、本研究では、同一ビデオコンテンツの視聴者が、近いタイミングでコンテンツデータを要求する
ように視聴者のビデオ再生速度を調整し、できるだけ短い時間の間に、多くの視聴者に対して同一コンテン
ツデータの送出が終わるようにすることにより、コンテンツ毎のキャッシュ割当量を削減し、効率的に一時記憶を活用できるようにする手法について検討を行った。本研究の成果は、これから増加が予想されるビデオ配信において、ビデオ配信サーバやネットワークの負荷を軽減し、コストを抑えながら、快適なビデオ視聴をネットワークで提供することに貢献する。

2 ビデオコンテンツのキャッシュ
2-1 制御対象ビデオコンテンツの特定と割り当てキャッシュ量
本研究では ICN の一つの実装である Named Data Networking (NDN)を仮定している。NDN では、Interest
パケットでコンテンツを要求し、Data パケットでコンテンツが要求者に送り届けられる。一般に、ビデオコ
ンテンツ（ビデオタイトル）は、複数のビデオセグメントからなり、このビデオセグメントを順番に連続して取得することによりビデオ再生が行われる。ここでは、NDN によって連続してビデオセグメントを取得するものとし、一つの Interest パケットに対して、Data パケットで返送されるのはビデオセグメントである
ものとする。
NDN では、コンテンツ名を Interest パケットに記述することによって、コンテンツを要求するが、コンテ
ンツ名は階層的な名前が使われる。あるビデオタイトルは、その階層的な名前のプレフィクスとして指定され、その後に、各ビデオセグメントを示すシーケンス番号を付けることによって特定のビデオセグメントを
指 定 す る 。 例 え ば ndn://waseda/video/frozen/7 と い う ビ デ オ セ グ メ ン ト の 名 前 で は 、“//waseda/video/frozen”というプレフィクス部分でビデオタイトルが指定され、そのビデオタイトルの中の“7”番目のセグメントということを示している。
NDN の Interest パケットには、コンテンツの要求者を示す情報が含まれておらず、視聴者を特定できない。
また、同一のコンテンツに対する複数の要求は、ルータで集約が行われ、ただ一つの Interest パケットのみ
がサーバに向けて転送される。そのため、何人の視聴者が同一コンテンツを視聴しているのかも、途中のルータでは把握することができない。したがって、視聴者のビデオ再生速度の調整は視聴者を区別することな
く、コンテンツ名のプレフィクスによりビデオコンテンツの要求を管理することにより、再生速度を変化させるビデオセグメント群を特定する。

1

ネットワークの中には多くのビデオタイトルが存在することが予想され、かつそのすべてのタイトルが頻繁に要求される訳ではない。一般に、ビデオタイトルの人気の分布は Zipf 則に沿うといわれている。つまり、少数の人気タイトルに多くの要求が集中することになる。このことから、すべてのビデオタイトルに同じ量のキャッシュを割り当てることは非効率であり、キャッシュが機能しなくなる。そこで、コンテンツのアクセス頻度に応じて、割り当てるキャッシュサイズを変化させることを提案した。各ルータでビデオタイ
トル𝑖に割り当てるキャッシュサイズは、各ルータでビデオタイトル𝑖の要求頻度𝑅𝑒𝑐𝑖 を観測し、𝑅𝑒𝑐𝑖 の全タイ
トルの要求頻度の和𝑅𝑒𝑐に占める割合
𝑅𝑒𝑞𝑖 = 𝑅𝑒𝑐𝑖 ⁄ 𝑅𝑒𝑐(1)に応じてキャッシュを割り当てる。すなわち、𝑅𝑐𝑠𝑖 をビデオタイトル𝑖に割り当てられたキャッシュ量とすると、𝑅𝑐𝑠𝑖 = 𝐾 × 𝑅𝑒𝑞𝑖(2)である。ここで𝐾は当該ルータにあるキャッシュの総量である。割り当てたキャッシュサイズによって、複数のビデオセグメントを保持することができるビデオタイトルのみが再生速度制御対象のビデオタイトルとなる。
2-2 ビデオコンテンツのキャッシュ方式
上記のように一定量のキャッシュをビデオタイトルに割り当てるために、以下のキャッシュアルゴリズムを適用する。
まず、𝑅𝑒𝑞𝑖 を求めるために、各ルータではビデオタイトル𝑖に属するビデオセグメントに対する Interest
パケット数𝑅𝑒𝑐𝑖 をカウントする。𝑅𝑒𝑐はすべてのビデオタイトル𝑖に対する Interest パケット数𝑅𝑒𝑐𝑖 の総合計であるので、𝑅𝑒𝑐𝑖 をカウントすることにより、式(1)により𝑅𝑒𝑞𝑖 を求めることができる。
ルータでは、ビデオタイトル𝑖が占有するキャッシュ量𝑅𝑐𝑠𝑖 を管理する。ルータがビデオタイトル𝑖 に属す
るビデオセグメントを含む Data パケットを受け取ったときに、以下の三つの可能性があり、それぞれ以下に示す動作をする。
⚫ 𝑅𝑐𝑠𝑖 > 𝐾 × 𝑅𝑒𝑞𝑖 の場合: この場合、ビデオタイトル𝑖が必要以上にキャッシュを占有していることになる。よって、ビデオタイトル𝑖が占有するキャッシュの内、２ビデオセグメント分の領域を解放し、その内、１セグメント分に受信した Data パケットに含まれるビデオセグメントを格納する。
⚫ 𝑅𝑐𝑠𝑖 = 𝐾 × 𝑅𝑒𝑞𝑖 の場合: この場合、ビデオタイトル𝑖は適切なキャッシュ量を使用していることになる。したがって、ビデオタイトル𝑖が占有するキャッシュの内、1 セグメント分を解放し、解放したキャッシュに受信した Data パケットに含まれるビデオセグメントを格納する。
⚫ 𝑅𝑐𝑠𝑖 > 𝐾 × 𝑅𝑒𝑞𝑖 の場合: この場合、ビデオタイトル𝑖が占有しているキャッシュ量は適切な量よりも不足している。そのため、ビデオタイトル𝑖以外のビデオタイトルが占有するキャッシュの 1 セグメン
ト分を解放し、受信した Data パケットのコンテンツを格納する。
以上のアルゴリズムにより、ビデオタイトル毎のキャッシュ割り当て量を調整することができる。なお、
上記記述の内、どのビデオセグメントを解放するかについては、次節で説明する。
2.3 キャッシュから解放するビデオセグメントの選択方法
既にルータにキャッシュされている、ビデオタイトル𝑖のビデオセグメント𝑗が、将来アクセスされる可能性を示す評価値を𝐸𝑖𝑗 とし、ルータはキャッシュされているすべてのビデオセグメントについて𝐸𝑖𝑗 を管理する。𝐸𝑖𝑗 は以下のように設定する。
⚫ ビデオタイトル𝑖に属するビデオセグメント𝑗をルータ内のキャッシュに格納するとき、𝐸𝑖𝑗 をその時の現在時刻𝑡に設定する。
⚫ ルータは、ビデオタイトル𝑖に属するビデオセグメント𝑘 (𝑘 > 𝑗)を要求する Interest パケットを受信したとき、𝐸𝑖𝑗 を以下のように更新する。
𝐸𝑖𝑗 = max{𝐸𝑖𝑗 , 𝑡 + (𝑘 − 𝑗) × ∆𝑡}
ここで、𝑡は Interest パケットを受け取った現在時刻、∆𝑡は一つのビデオセグメントの再生に要する時間である。
以上で求めた𝐸𝑖𝑗 を用いて、前節で説明したアルゴリズムにおける、解放するビデオセグメントの決定を行う。
⚫ 𝑅𝑐𝑠𝑖 > 𝐾 × 𝑅𝑒𝑞𝑖 の場合: 解放する二つのビデオセグメントはビデオタイトル𝑖に属するビデオセグメ

2ントの内で、𝐸𝑖𝑗 が最も小さい
２つのビデオセグメントである。
⚫ 𝑅𝑐𝑠𝑖 = 𝐾 × 𝑅𝑒𝑞𝑖 の場合: 解放するビデオセグメントはビデ
オタイトル𝑖に属するビデオセ
グメントの内で、𝐸𝑖𝑗 が最も小さいビデオセグメントである。
⚫ 𝑅𝑐𝑠𝑖 > 𝐾 × 𝑅𝑒𝑞𝑖 の場合: 解放
図 1 シミュレーションのトポロジ
するビデオセグメントはビデ
オタイトル𝑖以外のビデオセグメント𝑘の内で、𝐸𝑘𝑗 が最も小さいビデオセグメントである。
2.4 キャッシュ方式の評価
前節で提案したキャッシュ方式(TLP-TTH)についてシミュレーションによる評価を行った。シミュレーシ
ョンは図 1 のような高さ 4 の完全３分木のトポロジのネットワークで行った。ビデオサーバはこの木の葉の部分に均等に９台準備をした。図中では白丸のノードで示している。この９台のビデオサーバに２５の異なるビデオタイトルをランダムに配置した。各ビデオファイルは 1,000 のビデオセグメントからなる。視聴者
は、ビデオサーバが配置されているノード以外の葉のノードに 100 人がいるものとした。視聴者がどのビデ
オタイトルを視聴するかは、𝛼 = 1.2の Zipf 分布に従うものとした。視聴者は平均到着間隔１秒のポアソン
到着でビデオの視聴を開始する。視聴者は、ビデオセグメント 1 から順番にビデオタイトルの最後まで視聴

図 2

シミュレーション結果3する。以上の条件でルータのキャッシュサイズを 200 ビデオセグメントから 1,000 ビデオセグメント分まで変化させてシミュレーションを行った。
評価は以下の４つの評価基準により行った。
1. 平均キャッシュヒット率2. 平均コンテンツ取得距離: 視聴者からビデオサーバまでの往復ホップ数
3. ネットワークトラヒック: ルータが転送したデータの総量
4. 平均コンテンツ取得時間: 平均の Interest パケット送出から Data パケット受信までにかかった時間
また比較対象として、Least Recently Used (LRU)、Least Frequently Used (LFU)、および PPCSA [3]についても評価を行った。
シミュレーション結果は図 2 のようになった。平均ヒット率（図 2(a)）では、提案の TLP-TTH は、それ以外の中で最もヒット率が高い PPCSA を約 3%上回っている。一方、PPCSA は最も一般に使われる LRU よりも約5%ヒット率が高い。したがって、提案の TLP-TTH は一般に使われる LRU よりも 8%ヒット率が向上したことになる。平均コンテンツ取得距離（図 2(b)）に関しては、TLP-TTH では PPCSA よりも 24%取得距離が減少している。一般の LRU に比べると約 30%の取得距離の減少となっている。この結果から、TLP-TTH はキャッシュをより有効に活用しており、視聴者は、より近いルータからビデオセグメントを取得できているということができる。
TLP-TTH は、ネットワークトラヒックや平均コンテンツ取得時間に関しても、他の比較対象アルゴリズムに比べて減少することができている（図 2(c)と(d)）
。
ネットワークトラヒックについて、TLP-TTH は PPCSA に比べて 10%、LRU に比べて 24%それぞれ減少させることに成功している。平均コンテンツ取得時間においては、
TLP-TTH は PPCSA に比べて 4%以上、LRU に比べて 10%以
上、それぞれ減少させている。
高い平均キャッシュヒット率により平均コンテンツ
取得距離が減少し、平均コンテンツ取得距離の抑制がルータ間の不必要なネットワークトラヒックを減少させ、また平均コンテンツ取得時間も抑制することができた。結論として、特にルータのキャッシュ容量が限られている場合、TLP-TTH は消費するネットワーク資源を抑え、またコンテンツ取得にかかる時間も減少させることができることが示された。
図 3 異なるネットワークドメインでの平均キ
図 3 は図 1 のネットワークトポロジにおけるコアャッシュヒット率
ネットワーク、アクセスネットワークそれぞれでのTLP-TTH のパフォーマンスを示している。ここで、コアネットワークは図 1 の L0 と L1、アクセスネットワ
ークは図 1 の L2 と L3 とした。図 3 から、TLP-TTH はコアネットワークとアクセスネットワークの両方で平均キャッシュヒット率が上昇している。特に、PPCSA がコアネットワークで LRU に比べてヒット率が減少しているのと対照的に、TLP-TTH ではコアネットワークに於いても LRU に比べて平均キャッシュヒット率を上昇させることに成功している。
ここでは図 1 の完全３分木のトポロジについてのみ評価結果を照会したが、他のトポロジについてもほぼ同様の結果を確認している。

4

3. ビデオ再生周期の調整アルゴリズム
3.1 調整の概要
ビデオコンテンツを視聴する場合、視聴者は連続したビデオセグメントを Interest パケ
ットにより要求し、その連続したセグメント
が Data パケットとして返送され、ルータでキャッシュされることになる。何人かの視聴者が、類似した時刻に視聴を開始したとすると、最初にアクセスした視聴者の要求によりキャ
図 4 使用中のキャッシュ状態
ッシュされたビデオセグメントが、できるだ
け多くの後続の視聴者によって利用されるのが好ましいが、一方で、他のビデオタイトルとキャッシュを分け合って使うため、一つのビデオタイトルが占有するキャッシュ量は、前節で説明したように限定される。例えば、図 4 はビデオ１の連続したセグメン
トがキャッシュに一時保存されている状態を示している。このキャッシュされたビデオセグメントを視聴する視聴者がグループを構成し、このグループのメンバがキャッシュされたビデオセグメントを共用する。このグループの中では、最初に視聴し始めた視聴者は、すでにセグメント 9 を見ており、そのグループの中で最後に見始めた視聴者はセグメント 1 を見ている。このように、キャッシュにビデオセグメントを保存する
ことにより、このグループの視聴者に対して、サーバへのアクセスは一度だけすれば済むことになり、サーバ負荷およびネットワーク負荷を低減できるとともに、視聴者にとっても応答よくビデオを見ることができることになる。
時間の経過とともに、最初にアクセスした視聴者は、さらにビデオセグメントを要求し、新たに到着したビデオセグメントをキャッシュする
ために、前節で説明したキャッシュアルゴリズ
ムにより、キャッシュされたビデオセグメントは図 5 のように更新される。
ここで、最初にアクセスした視聴者のアクセス周期を長く、最後にアクセスした視聴者のア
クセス周期を短くするように操作をすると、視聴者のアクセスタイミングが近寄っていくこと
図 5 キャッシュ状態の遷移になり（図 6）
、結果として、この視聴者グルー
プに対して使用するキャッシュを削減できることになる。
ビデオ再生において、視聴者が感知できない程度に再生速度を変更することができるとされている。
再生速度はビデオセグメントの要求周期とみることができるため、要求周期を、視聴者が感知できない範囲内で変更することによってキャッシュ量の削減を行う。
再生速度の変更を続けると、最終的にはグループ
内のすべての視聴者が同期して同じビデオセグメン
トを要求するようになるため、キャッシュ量が 0 となり、この視聴者グループに対してのキャッシュは行われなくなる。この状態のとき、このグループに属する視聴者からの Interest パケットは、途中の NDN
図 6 キャッシュの縮小
ルータによって集約され、一つの Interest パケットのみがビデオサーバに配送される。ビデオサーバから送信された Data パケットは、NDN ルータの機能により途中でコピーされ、要求しているすべての視聴者に同一の Data パケットが配送される。

5

3.2 調整アルゴリズム
まず、ビデオタイトル𝑖のビデオセグメントを要求する視聴者の中から、𝑆 𝑚𝑖𝑛 ≤ 𝑆 ≤ 𝑆𝑚𝑎𝑥 を満足するシー
ケンス番号𝑆のビデオセグメントを要求する視聴者によりグループを構成する。𝑆 𝑚𝑖𝑛 と𝑆𝑚𝑎𝑥 は以下で与えられる。
𝑡 − 𝑡0𝑆𝑚𝑎𝑥 = 𝑆0 +𝑡𝑓
𝑆𝑚𝑖𝑛 = 𝑆𝑚𝑎𝑥 − 𝑅𝑐𝑠𝑖
ここで、𝑡0 はビデオタイトル𝑖の最初のビデオセグメントを要求する Interest パケットの到着時刻, 𝑆0 はその時に要求されたビデオセグメントの番号、𝑡は現在時刻、𝑡𝑓 はビデオセグメントの要求周期とする。また、𝑅𝑐𝑠𝑖
は 2 節で説明した、ビデオタイトル𝑖に割り当てられたキャッシュ量である。
𝑆 𝑚𝑖𝑛 ≤ 𝑆 < (𝑆 𝑚𝑖𝑛 + 𝑆𝑚𝑎𝑥 )⁄2 を満たすビデオセグメント𝑆の要求に対しては、要求周期を0.95 × 𝑡𝑓 してビデオ再生を早め、一方、(𝑆 𝑚𝑖𝑛 + 𝑆𝑚𝑎𝑥 )⁄2 < 𝑆 ≤ 𝑆𝑚𝑎𝑥 を満たすビデオセグメント𝑆の要求に対しては、要求周期を1.05 × 𝑡𝑓 として再生を遅らせる。これにより、キャッシュするビデオセグメントの範囲を抑制する。
𝑆 𝑚𝑖𝑛 ≤ 𝑆 ≤ 𝑆𝑚𝑎𝑥 の範囲外のシーケンス番号𝑆のビデオセグメントを要求する視聴者については、別のグループを構成することになる。
3.3 調整アルゴリズムの評価実験
ビデオ再生周期調整アルゴリズムについてのシミュレーションによる評価実験を行った。
無限長のコンテンツをセグメントに切り分
け、0 から順番にシーケンス番号を割り当てる。
視聴者はアクセスを開始するとシーケンス番号
0 のセグメントから順にビデオセグメントを要求する。1 パケットには一つのビデオセグメン
トが含まれる。簡単化のためビデオセグメントの大きさは一定とする。
視聴者のビデオセグメント要求周期は、前節のアルゴリズムにしたがって、
通常の 95%、100%、
105%の 3 段階に切替られる。この実験では、そ図 7 評価実験
れぞれ 95、100、105 Interest パケット/s の周期で Interest パケットを送信する。（それぞれ、低速モード、等速モード、高速モードと呼ぶ。）視聴者はData パケットを受け取ると、Data パケットに付与された周期変更の指示を読み取り、ビデオ再生周期、すな
わち Interest パケットの発生周期を変更する。また、この実験ではルータのキャッシュ容量は 100 ビデオセ
グメント分とした。
図 7 のようにルータを介して二人の視聴者が同一ビデオ
タイトル視聴のためにビデオ
サーバにアクセスする構成で実験を行った。視聴者-ルータ
間、ルータ-ビデオサーバ間の遅延はそれぞれ 20ms とした。
視聴者１が Interest パケットを送信し始めてから𝑔秒後に視聴者２が Interest パケットを送信し始める。両視聴者がInterest パケットを送信する
間隔はともに通常時 100 パケット/s である。またグループを決定する𝑅𝑐𝑠𝑖 については、ここ
図 8 𝒈 = 𝟎. 𝟒のときの経過時間と参照シーケンス番号6

では 45 として実験を行った。
視聴者間のアクセス開始時間差ｇが 0.4 秒の場合の参照シーケンスナンバと経過時間の分布は図 8 のようになった。視聴者 1 は最初に低速モードとなり、4.2603 秒で等速モードとなった。視聴者２は最初に高速モードとなり、3.7000 秒で等速モードとなった。二人の視聴者が共に等速モードになるとルータのパケット
送信タイミングは視聴者 1 への Data パケットが先に返送されるが、視聴者１と２の間で 0.0066 秒の差を保ちながら送信が続く。視聴者１への Data パケットのホップ数は 2、視聴者２への Data パケットのホップ数
は 1 となった。
視聴者間のアクセス開始時間
差𝑔が 0.5 秒の場合の参照シーケ
ンスナンバと経過時間の分布は
図 9 のようになった。視聴者１、視聴者２共に、最初は低速モードとなった。これにより視聴者１と視聴者２が別々のグループに分類されたことがわかる。視聴者１
は 4.2603 秒、視聴者２は 5.8113
秒でそれぞれ等速モードとなった。二人の視聴者が等速モードになると、視聴者１と視聴者２のData パ ケ ッ ト の 送 信 間 隔 は0.551 秒を保ちながら送信が継続される。Data パケットのホッ
図 9 𝒈 = 𝟎. 𝟓のときの経過時間と参照シーケンス番号
プ数はどちらの視聴者に対しても 2 となった。
二人の視聴者が同じグループに分類された場合は、アクセス間隔を揃えることができ、ルータの使用中のキャッシュを削減することができた。また、アクセス間隔が長くルータキャッシュが既に削除されている場
合は、別グループとしアクセスタイミングを揃えることはなかった。

4. ビデオ周期変更指示の仕組み
前節で提案したビデオ再生周期調整アルゴリズムは、各ルータで実装するアルゴリズムであるが、実際にビデオ再生周期を調整するのは視聴者の端末であり、周期変更の指示をルータから視聴者端末まで伝達し、視聴者端末でビデオ再生やビデオセグメント要求周期を調整する必要がある。このとき、視聴者端末での対応の仕方により二つの場合が考えられる。一つは、視聴者端末に何も手を加えず、通常の視聴者端末でビデオ再生周期を変更する方法であり、もう一つは、視聴者端末に専用アプリケーションを準備し、ルータからの指示を判別し、ビデオ再生とビデオセグメント要求周期をアプリケーションが仕組みの一部となって変更する方法である。
4.1 視聴者端末に手を加えない場合
視聴者端末に手を加えずにビデオセグメント要求周期を変更させる仕組みとして、ビデオ再生速度を変化させることが考えられる。再生速度を速くすればセグメント要求周期は短くなり、遅くすればビデオセグメ
ント要求周期が長くなる。ただし、この場合の再生速度の変更は、視聴者端末が自律的に変更するのではな
く、送られて来る情報を基に変更されるようにしなければならないため、通常の、例えば Real Time Streaming
Protocol を使ったビデオ再生の制御のような手法は使うことができない。
ここでは、一つの可能性として、ビデオ情報に手を加えることによってビデオ再生のアプリケーションを騙し、再生速度を変更させる方法について検討した。
ビデオ情報としては、動画ファイルの mp4 フォーマットを仮定した。視聴者からビデオサーバにビデオセ
グメントを要求する Interest パケットが送られ、ビデオサーバがルータを介して視聴者にビデオセグメン
トを Data パケットとして配信する。その際に、通過する途中のルータで Data パケットのペイロード部分を書き換えることにより、再生速度をルータで操作するシステムを実現する。

7

mp4 のフォーマットでは、atom と呼ばれる情報の単位が階層的に組み合わされた構造になっていて、この中の幾つかの atom に再生速度に係わる情報が記述される。具体的には、まずビデオセグメントの再生時間を変更するために movie header atom の Duration を再生周期の調整に合わせて変更する。ビデオの再生時間
および再生速度を変更するためにビデオトラックの track atom に含まれる edit list atom の Trackduration および Media rate、オーディオの再生時間および再生速度を変更するためにオーディオトラックの edit list atom の Track duration および Media rate を変更する。以上の情報の変更により、ビデオ再
生速度を変化できることを確認した。その結果、Interest パケットの送出間隔が変化することを期待することができる。
ただし、この手法によるビデオ再生速度の変化は、ビデオ再生ソフトウェアに依存する部分があり、すべての視聴者端末に対応できる訳ではないこともわかった。また、この手法によって視聴者端末に再生速度の調整を指示した場合、複数のルータによってビデオ再生周期調整アルゴリズムが適用されると、調整が累積し、再生速度が早くあるいは遅くなりすぎてしまう欠点があり、ルータ間で適用を調整する必要がある。
4.2 専用アプリケーションを視聴者端末に用意する場合
この場合、Data パケットに、3.2 節で提案したビデオ再生周期調整アルゴリズムでの判定結果を指示する
ためのフィールドを設けて、視聴者端末に再生周期の調整を指示することができる。ビデオ再生周期調整ア
ルゴリズムによる制御は、低速モード、等速モード、高速モードの３値なので、調整を指示する再生速度調
整フィールドは２ビットあれば十分である。この調整フィールドの指示を受けて、視聴者端末では、0%および±5%の固定の変動を再生速度およびビデオセグメント要求周期に与える。
この方式の場合、再生周期の調整は特定のフィールドで示されるため、複数ルータによる調整アルゴリズ
ムの適用を阻止することが可能である。複数ルータを経由する経路によってビデオセグメントを要求する
Interest パケットが配送される場合、各ルータではビデオ再生周期調整アルゴリズムが実行され、ビデオセ
グメントのシーケンス番号により視聴者からの要求がグルーピングされる。グループ内のシーケンス番号の位置により、ビデオ再生周期の調整が判断されるが、固定のフィールドで指示がなされ、また固定の変動幅のみ許容されているため、過度の周期の調整は起こらない。また、ビデオ再生周期調整アルゴリズムの判定
結果を Data パケットに書き込もうとしたときに、もし上流のルータで既にビデオ再生周期調整アルゴリズ
ムが適用されていると、再生周期調整フィールドに値が設定されており、上流で調整が行われていることをルータで検知することができる。その検知の結果として、そのルータでの当該ビデオタイトルのキャッシュを停止し、キャッシュを他のビデオタイトルに振り分けることが可能になる。また、この手法によって、上流ルータから順次キャッシュの削減を行い、ネットワーク全体としてのさらなるキャッシュの有効活用が可能になる。

5. まとめ本研究では、ネットワーク内のルータに一時記憶（キャッシュ）を装備したネットワーク、特にコンテン
ツ指向ネットワークの一実装である Named Data Networking において、複数の視聴者が同一ビデオコンテン
ツをアクセスする場合の、キャッシュの有効利用方法について検討を加えた。
まず、ビデオタイトル毎の人気度（アクセス頻度）を基にしたキャッシュサイズの割当方法について検討
し、TLP-TTH というキャッシュアルゴリズムを提案した。TLP-TTH ではビデオタイトルにそのアクセス頻度に応じて一定のキャッシュサイズを割り当てる。ビデオのような連続したコンテンツ取得が行われる場合に、
TLP-TTH が他のキャッシュ方式より有効に限られたサイズのキャッシュを活用できることを示した。
次に、TLP-TTH が決定するビデオタイトル毎のキャッシュサイズを基準として、同一ビデオタイトルにアクセスル視聴者のビデオ再生周期を変動させることによって必要とするキャッシュ量を抑制する方式について検討した。TLP-TTH によって決まるキャッシュサイズにより視聴者をグループ化し、グループ内で再生周期を調整し、その割当サイズを縮小する方式を提案した。この方式により、視聴時間の経過とともに使用するキャッシュ量を減少させ、最終的にはコンテンツ指向ネットワークが提供するマルチキャスト機能により、
キャッシュを使わずに複数視聴者にサービスできるようになることを確認した。
また、再生周期の視聴者端末への指定方法についても、ビデオアプリケーションの変更を必要としない方
式と、専用ビデオアプリケーションを使用する場合について検討した。複数ルータで再生周期調整アルゴリ
ズムを実行した場合、ビデオアプリケーションを変更しない手法の場合、再生周期の変動が大きくなり、問8

題が発生する。一方、専用アプリケーションにより、再生周期を固定量変動させる方式では、複数ルータで再生周期調整アルゴリズムを実施しても、過大な再生周期の調整にならないようにすることができるとともに、さらなるキャッシュ利用の効率化の可能性があることを示した。
本研究の成果は、これから増加が予想されるビデオ配信において、ビデオ配信サーバやネットワークの負荷を軽減し、コストを抑えながら、快適なビデオ視聴をネットワークで提供することに貢献する。

【参考文献】[1] Cisco Systems. Cisco visual networking index: Forecast and trends, 2017–2022. [Online].
Available https://www.cisco.com/c/en/us/solutions/collateral/service-provider/visual-networkingindex-vni/white-paper-c11-741490.pdf, 2019. Accessed: 2019-6-23.
[2] 山本幹. コンテンツオリエンテッドネットワーク. 電子情報通信学会論文誌 B, Vol. J96-B, No. 6, pp. 589–
604, 2013.
[3] H. Li, H. Nakazato, A. Detti, and N.B. Melazzi, “Popularity proportional cache size allocation
policy for video delivery on CCN,” Proc. 2015 European Conference on Networks andCommunications (EuCNC), pp.434–438, 2015.

〈発
題

名

LCD-Based Probabilistic Caching
Information Centric Networking

表

資

料〉

掲載誌・学会名等
for

発表年月

電子情報通信学会通信方式研究会

2017 年 8 月

電子情報通信学会総合大会

2017 年 9 月

Future Internet

2017 年 11 月

電子情報通信学会総合大会

2018 年 3 月

キャッシュ削減手法の提案

電子情報通信学会総合大会

2019 年 3 月

NDN におけるネットワーク遅延とキャッシ
ュ容量に基づくキャッシュ方式.

電子情報通信学会総合大会

2019 年 3 月

Research on content distribution over ICN
Request Expectation Index Based Cache
Replacement Algorithm for Streaming
Content Delivery over ICN
ルータによる動画ファイル再生速度制御方式9