Алгоритм маркерной корзины (англ. Token Bucket Algorithm) — алгоритм, позволяющий ограничить полосу пропускания канала и в то же время гарантировать некоторую скорость передачи данных (кадров или пакетов). Поскольку скорость передачи пакета по каналу всегда равна скорости передачи битового потока по среде передачи (или скорости модуляции), то для ограничения, или другими словами, уменьшения средней скорости передачи нужно увеличить временные интервалы между пакетами. Ограничение скорости достигается отбрасыванием некоторых пакетов, передача которых ведёт к превышению согласованной скорости.
Алгоритм текущего (или дырявого) ведра называется так по аналогии с протекающим ведром. Скорость втекания жидкости в ведро определяет согласованную скорость передачи, а скорость вытекания — реальную среднюю скорость передачи. Если отверстие в ведре настолько большое, что вся жидкость, втекающая в ведро, сразу из него вытекает, скорость вытекания не может быть больше скорости втекания. То есть реальная средняя скорость передачи никогда не превысит заданной согласованной скорости.
Параметрами алгоритма являются скорость поступления маркеров в «ведро» (бит/с) и объём «ведра» или «вёдер» (если в алгоритме используется два «ведра»). Один маркер может соответствовать одному биту передаваемой информации. Скорость поступления маркеров определяет среднюю согласованную скорость передачи информации (CIR — commited information rate). Данная скорость гарантируется при передаче информации. Объём «ведра» определяет согласованную величину всплеска (committed burst size (CBS) или exceed burst size (EBS), если в алгоритме используется два «ведра»).
В ведро с постоянной скоростью CIR помещаются маркеры. Если количество маркеров достигло объёма «ведра» CBS, то они туда больше не добавляются. Если размер пакета, который необходимо передать, больше, чем число маркеров в «ведре», то пакет отбрасывается, иначе — передаётся. При этом из ведра удаляется количество маркеров, равное длине пакета. Маркеры продолжают добавляться в ведро со скоростью CIR.
Рассмотрим пример с устройством, на котором работает алгоритм текущего ведра. Пусть размер «ведра» равен 10 кбайт, а согласованная скорость равна 3 кбайт/с. Допустим, что в момент времени t1 «ведро» содержит 3500 маркеров. Пришедший в этот же момент времени пакет размером 1500 байт будет отправлен с исходящего интерфейса, поскольку его размер меньше числа маркеров в «ведре» (1500<3500). При этом из ведра удалится 1500 маркеров и останется 2000 маркеров. В момент времени t2=t1+100 мс в «ведро» добавится 300 маркеров (3000 м/с * 0,1 с = 300 м) и на входящий интерфейс поступит новый пакет (1500 байт). Данный пакет также будет передан с исходящего интерфейса, так как 1500<2000+300. Ещё через 100 мс (t3) в «ведре» будет 2300—1500+300=1100 маркеров. Пришедший в данный момент пакет будет отброшен (1500>1100). Все пакеты, которые поступят на устройство между t3 и t4=t3+400 мс, тоже будут отброшены, поскольку в «ведре» в течение этого промежутка будет недостаточно маркеров для их передачи. Если усреднить число переданных пакетов по времени, то мы получим среднюю согласованную скорость CIR=3 кбайта/с. Если пакетов не было длительное время («ведро» успело наполниться), то допускается передача всплеска, то есть пачки пакетов. Размер всплеска определяется количеством маркеров в «ведре». Максимальный размер всплеска определяется объёмом «ведра». Однако средняя скорость передачи не превышает CIR. Пакеты не удовлетворяющие согласованной скорости могут не отбрасываться, а буферизироваться. То есть перед алгоритмом трафик ставится в очередь и на вход алгоритма пакеты будут поступать из начала очереди.