JPH02105738A - 複数目標ネットワーク探索方式 - Google Patents

Abstract

(57)【要約】本公報は電子出願前の出願データであるた
め要約のデータは記録されません。

Description

【発明の詳細な説明】 （１）発明の属する技術分野 本発明は、複数ノードから構成されるノード群とそのノ
ード群とは離れた位置にある特定ノードとの間の最短ル
ートを高速に探索するようにした複数目標ネットワーク
探索方式に関する。

（２）従来の技術 ノードとパスとから形成されるネットワーク上で、２ノ
一ド間の最短ルートを探索する問題は我々の日常生活に
しばしば登場する。例えば、地図上で特定の２地点間の
道路を探索する問題はこれにあたる、道路網上の２地点
間の道路を探索する問題では、ノードが交差点に相当し
、パスが交差点間の道路に相当する。ネットワーク上の
異なる２ノ一ド間の最短ルートを求めるアルゴリズムは
。

すでに種々の研究があり、中でも、Ａ０アルゴリズムは
、効率の良いアルゴリズムとして知られている（Ｗｉｎ
ｓｔｏｎ著、長尾他訳、「人工知能」　（培風館）、４
．１節、「基本探索」に詳しい〕。

しかし、従来のルート探索アルゴリズムでは。

その始点と終点とが固定され、探索の中途で変更できな
い。このことは、現実の探索サービスでは大きな制限事
項となる。例えば、東京から出発して新潟方面で温泉に
入りたいと思った場合、あらかじめ新潟県内の唯一の温
泉のみを候補として限定し、旅行計画を立てるであろう
か。その様な場合もあるかも知れないが１通常は、更に
新潟以遠に足を延ばすスケジュール等と勘案して予算的
・時間的にムリが無＜、シかもある程度のレベルを持つ
温泉地を捜すことになる。しかし、従来のルート探索機
構・アルゴリズムは、この様な「複数目標」を対象とす
る探索問題に対しては無力である。

複数目標に対する探索問題に対して、当業者が従来の技
術から比較的容易に類推できる方法がひとつある。それ
は１例えば、「新潟方面の温泉地」に該当する全ての温
泉地を始点ノード候補として選択し、各始点毎に終点ノ
ードとの間でルート探索を繰り返し行いその結果得られ
た複数のルートの中から最適なものを選ぶことである。

しかし、この方法では、ルート探索に必要な時間が。

始点ノード候補個数倍だけ増加し、現実的な実用性に乏
しい。

以下２本発明を説明する前に、基本の探索アルゴリズム
であるへ〇アルゴリズムと、上記の当業者には類推可能
なＡ４アルゴリズムを用いた複数目標ネットワーク探索
手法について述べる。

Ａ１１アルゴリズム ネットワークの構成要素はノードとパスとである。第２
図の１はノードを示す。ここでは、ＡＢ等がノード名称
であり、自動車道路地図網では。

都市にあたる。第２図において、２はパスであり。

自動車道路地図網の道路にあたる。パス名称は。

そのパスの両側のノードの名称を並べて表すこととする
。従って、ノードＡとノードＢとの間のパスはｒＡＢｊ
である。更に１本明細書の中では。

しばしば、ノード間の距離が問題となるので、ＧＯＡＬ
であるノードＫを原点として、ノードＡが（−６，３３
）となる様に座標軸を仮定しである。

これにより、当該ノードからＧＯＡＬ　（ノードＫ）ま
での直線距離を各ノードの近傍に示し、各パスの長さを
パスの近傍に示しである。例えば。

ノードＡはＫから３３．５の距離にあり、パスＡＢの長
さは９．２である。

ネットワーク上の異なる２ノ一ド間の最短ルートを求め
るには、このルートを構成する各パスの長さを合計した
値を最小化する必要がある。第２図のネットワーク上の
最短ルートは、以下の様にして求める。但し、ここでは
例として、ＡからＫまでのルートを求める場合について
考え、探索はＡから開始することとする。ルート探索は
基本的にはＡからルートを延ばして行き、ノードによる
分岐があると、ルートも複数に分岐させて延ばす。

現在延ばしているルートの先端ノードを１本明細書では
「フロンティア」と呼ぶ、探索の途中では、フロンティ
アは９通常、複数個存在する。フロンティアが終端ノー
ド（第２図ではＫ）に到達し、しかも、終端まで到達し
ていない他の全てのルートの各延長距離が、終端まで到
達しているルートよりも大の時に（正確に言えば、終端
まで到着していない他の全てのルートのへ〇評価値「始
点から当該ノードまでの経由距離」＋［当該ノードと終
点間の直線距離」−一が、終端まで到達しているルート
のそれよりも大の時である）探索終了し、終端に到達し
ているルートが求める最短パスである。

上記の手法では、どのフロンティアからルートを延長す
べきかを決定するための評価値の計算方法、即ち評価関
数の良し悪しが探索処理量を大きく左右する。最も優れ
た探査アルゴリズムとして知られるのはＡ＊アルゴリズ
ムであり、Ａ″アルゴリズムは、各フロンティアノード
に到着しているルートの評価値として 評価値＝［始点ノードから当該フロンティアまでのルー
ト経由距離（実距離）」 ＋「当該フロンティアから終端ノード までの直線距離」 を使用する。へ〇アルゴリズムは、最適解が保証された
アルゴリズムとして、現在知られている最もすぐれたア
ルゴリズムである。

Ａ＊アルゴリズムの詳細を以下に示す。

（１）各々フロンティアを持つ全てのルートの中で。

評価値が最小のルート（Ｒとする）を選択し。

これのフロンティアをＦとする。

（２）　　ノードＦに接続する各パス毎に、ルートを分
岐延長し、延長光のノードをフロンティアの集合に加え
る。旧フロンティアＦをフロンティア集合から抹消する
。各パスの長さをＲの長さに加えたものが、新しい各ル
ートの延長である。

また、評価値については、新しいフロンティア毎に再度
計算しておく。

「フロンティア−終端」の時には、フロンティアの集合
には含めるが、その後の延長対象とはせず、その評価値
を暫定解（ルート）の評価値として記憶する。

（３）終端まで到達したルートがなければ、（１）に戻
る。さもなければ、（４）に飛ぶ。

（４）終端まで到達していない他の全てのルートの各評
価値が、終端まで到達しているルートのそれよりも大で
あれば（５）へ行く。さもなければ。

（１）へ飛ぶ。

（５）終了。

なお、探索途中のルートが他のルートと合流した場合に
は、評価値の小さなルートを優先し、評価値の大きなル
ートを展開中止とする。第３図は実際にへ〇アルゴリズ
ムでＡからＫに至るルートを探索した結果を示す。太い
実線は結果として得られた最短ルート実線で示したパス
は探索途中に展開されたが棄却されたパス、破線で示し
たパスは展開されなかったパスである。

から　　可　なあいまい　　　法 第２図および第３図では、ルート探索の対象となる始点
・終点ノードは一個に特定されている。

しかし始点が特性のノードＡでは無＜、Ａのあたりには
Ａ、Ａ’　、Ａ’”の３つのノードがあり。

「ＡあたりＪとして探索が要求されているとする。

この場合、特性のノードＡのみを始点候補とすることは
出来ない。この場合、「Ａあたり」とノードにとの最短
ルートを求めるには、Ａ、Ａ’Ａ″の各ノードから第３
図ないし第５図図示の如く夫々ルート探索をＫまで行い
、得られた各々の最短ルートの中で最短の距離を持つル
ートを最短ルートとする必要がある。この場合、探索に
必要な時間は、「−−あたり」により指定される範囲に
あるとして選ばれた候補ノードの個数倍に増加する。

この処理時間の問題は、単に２つのノード（但しその一
方は「−−あたり」として指定されている訳であるが・
・・）間の最短距離を求めるのではなく、３つ以上のノ
ードを巡回的に回る最短ルートを求める問題ではさらに
深刻な問題となる。この３つ以上のノードの中で「あい
まい」なノードの候補の個数がそれぞれ、ｎ、ｍ、１・
・・とすると。

最初にｎ回に分けた探索の各々を更にｍ倍に分けねばな
らず、またその各々の探索を２倍に分け・・・と次々と
場合分けが増加する。この結果、探索を繰り返す回数は
、ｎｘｍｘｘｘ・・・に比例して増加するため、現実の
コンピュータで探索することは不可能である。

ここで、再び第３図ないし第５図を参照されたい。始点
はそれぞれ異なっているが、第３図と第４図とでは、最
短ルートはいずれもノードＣを経由して、以後の経由ノ
ードは同一である。従って。

第３図ないし第５図を同時に実行することができるなら
ば、このノードＣ以降の探索を共通化して無駄を無くせ
ると考えるのが自然である。本発明では、この探索のム
ダを取り除くことにより、第６図図示の如く、高速で複
数目標探索可能な複数目標ネットワーク探索方式を提供
する。

（３）発明の目的 本発明の目的は、ネットワーク内のルート探索において
、始点あるいは終点のノードが陽に指定されず「−一あ
たり」として指定される様な「あいまい性」を含むルー
ト探索問題を高速に実行する複数目標ネットワーク探索
方式を提供することにある。

（４）発明の構成 （４−１）発明の特徴と従来技術との差異本発明は、始
点の異なる複数のルートを１つのルート探索機構で、同
時に展開する点に特徴がある。そこで、ルートの情報を
記憶する構造について見ていくためにＡ４アルゴリズム
の処理について具体的に見ていく。

Ａ”アルゴリズムでは、その趣旨から、探索を開始する
前に、まず。

（１）始点と終点とをルート探索機構に入力する。

（２）全てのノードから終点までの直線距離を計算する
。

の２つの前処理が必要となる。各バスの長さはあらかじ
めシステムで計算されてネットワーク情報として記憶さ
れている。但し、上記（２）は、ノード数が極めて多く
、現実の探索ではその一部しか探索に登場しない時には
、ルート展開時に必要となる都度、オンデマンドでフロ
ンティアノードの座標値と目標ノードの座標とから直線
距離を計算した方が効率的な場合もある。

Ａ９アルゴリズムでは、あるフロンティアに到達したル
ートの情報は２例えば、以下の様にして保持する。なお
１本明細書では、データ構造を計算機用言語ＬＩＳＰの
８式として、即ちリスト構造として表現する。（ａ　　
ｂ　　ｃ）は要素ａ、　　ｂ。

Ｃから構成されるリストである。これは、当業者におい
て探索システムがＬＩＳＰにより構築されることが多い
からであるが２本明細書の理解にはＬ【ＳＰ言語仕様の
理解は不要である。

（（１４，４３５，５）（Ｅ　　ＣＡ））上記のリスト
は、２つのリストから構成されるリスト（これを通常リ
スト・オプ・リストと呼ぶ）であり、Ａを始点とするル
ートがＡからＣを経由して已に至り、現在のフロンティ
アノードがＥであること、始点Ａからのルート道のりは
１４゜４、そしてＥと終端にとの直線距離２１．１を道
のりに加えて、Ａ“評価値は３５．５である。

ここで、Ｅからバスを展開して更にＧまでルートを展開
すると、上記保持されているデータは以下の様に変更さ
れる。これがノードＧをフロンティアとするＡからのル
ートの詳細情報となる。

（（２０，８３９，２）（Ｇ　　Ｅ　　ＣＡ））探索の
始点をＡ、終端をＫとした時の全探索トレース結果を第
７図に示す。Ａから始まった探索は、Ａ”、　　Ｂ、　
Ｃの３つの方向に伸びるが、この内、最も小さな評価値
を持つノードＣが次の展開対象である。Ｃからは、Ａ’
　、Ａ″、　Ｅ、　　Ｆの４つの方向にルートを延長で
きる。その各々に対するデータを矢印で示している。但
し、ノードＡ″については、既にバスＡＡ’からルート
が到着しているため、ＣＡ’から来たルートは評価値が
大きく、直ちに抹消される。次に、５ＴＥＰ３では。

最も小さな評価値を持っノードＢがルート展開の対象と
なる。以下、同様の処理により、最終的に５ＴＥＰ９で
目標ノードに到着する。全体の５ＴＥＰ数は９である。

以上の従来技術に対して１本発明では、複数のノードを
始点ノードとして認める。第８図には。

第３図ないし第５図のルート探索を同時に実行する様子
を例示している。５ＴＥＰＩでの始点は同時に３個ある
（Ａ、Ａ’　、Ａ”）。当然、当該ノードまでのルート
延長値はすべて「Ｏ」であることに注意されたい。本発
明では、どの始点から探索がスタートしているかについ
ては、評価値の比較の時に問題にしない。従って、５Ｔ
ＥＰＩでは。

最も小さな評価値を持つノードＡ”を展開として選択す
る。Ａ″からは、Ａ’　Ａ’　、Ａ’　Ｃ，Ａ’“Ｄの
３つのバスの方向にルートを伸長できる。以下第８図の
ルート展開は第７図と同様である。展開途中のルートが
どの始点からスタートしているかを問題にしないから、
異なる始点を有するルートが同一のノードに到達した時
には、単に評価値が小さい方を優先する。第８図に示す
様に、全体の５ＴＥＰ数はＩ２であり、始点をＡのみ七
する時に比べて、５ＴＥＰ数が３増加しているが、第３
図ないし第５図の探索を各々実施すると、２７ＳＴＥＰ
前後の探索が必要であることを考慮すると、探索５ＴＥ
Ｐ数が大幅に減少していること、が分かる。

（４−２）実施例 第１図には１本発明の趣旨により構成された複数目標ネ
ットワーク探索機構の実施例を示す。ネットワーク探索
機構１０は、大きく分けて、ネットワーク情報を記憶す
るワーキングメモリ手段１１と探索手段１２から構成さ
れる。４０はワーキングメモリアクセス手段、４１はデ
ータ転送手段である。ワーキングメモリアクセス手段４
０は、探索手段１２がワーキングメモリ手段１１からの
データ読みだしを実行するためのアクセスパスを構成し
、データ転送手段４１は結果として得られたデータをワ
ーキングメモリ手段１１から探索手段１２へ転送するた
めのパスを形成する。

ワーキングメモリ手段１１は、当業者の間で「フレーム
」と呼ばれる記憶構造によりネットワークの接続情報を
記憶するものである。フレームは。

ある一つのオブジェクト（実体）とそれに関連するデー
タをひとまとまりに記憶するための手段であり、第１図
では、　２１．３１等がそれにあたる。但し、２１はノ
ードとそれに関連する情報をひとまとまりにしたフレー
ムであり９例えば、左側の°フレームは名称ｒＣ，１で
あり、ノード「Ｃ」に関する情報を表現する手段である
。フレームは、関連する情報を記憶するための「スロッ
ト」と呼ばれるものを持つ、具体的には、フレーム「Ｃ
」の場合には、　　ｒｐａｔＪ　　ｒｄｉｓｔａｎｃｅ
」ｒｒｏｕｔｅ　Ｊの３つのスロットを有し、その「ス
ロット値」がそれぞれ’（ＡＣＣＦ　　ＣＥ　　Ａ’　
Ｃ）Ｊ　　ｒ２７．ＩＪｒ（（８，９３６）（ＣＡ”）
）Ｊである事を示している。これはノード「Ｃ」から出
ているｒｐａｔｈ　（即ちパス）」にはｒＡＣ，ＣＦ、
ＣＥ。

Ａ’　ＣＪなる名称を持つパスがあること、さらに原点
からの距離（ｄ　ｉｓ　ｔａｎｃｅ　）が２７．１であ
ること、そしてＡ９アルゴリズムで使用するルート情報
が現在の所、　　（（８，９３６）（ＣＡ”））である
ことをそれぞれ表現している。

ネットワーク情報は太き（分けて、２種類のフレーム、
即ち、ノード情報を記憶するフレーム群２１と、パス情
報を記憶するフレーム３１から構成される。ノード情報
を記憶するフレーム群２１は、全体で一つの「クラス」
を形成していると呼ばれ。

その「クラス」の名称は「ノード」となる、このクラス
を表現するフレームが２０であり、クラスフレーム２０
と具体フレーム２１の間には、ポインタ手段２２が設け
られて、クラスフレームから具体フレームをたぐること
ができる様に構成されている。

パス情報についても同様であり、パス情報を記憶するフ
レーム３１は全体で、クラス「パス」を形成し、クラス
を表すフレーム３０と、具体フレーム３１の間にはポイ
ンタ手段３２が張られている。パスフレーム３１の各ス
ロットの意味については説明を要しないであろう。パス
フレーム３１には、各パスの長さの情報、そのパスが接
続されているノードの名称が記憶される。

次に、探索手段１２について説明する。探索手段１２は
、フロンティアリスト記憶手段５３．フロンティア選択
手段５２．ルート展開手段５０．並びにこれらを制御す
る制御手段５４から構成される。５５．５６゜５８、６
１は各々データ転送手段である。また、５９は制御手段
起動信号、　６０は制御情報である。ここで。

各構成要素の機能は以下の様なものである。

フロンティアリスト記憶手段５３は、始点が何であるか
は特に区別せず、フロンティア名称をリストとして保持
する。ここでは、リスト （Ａ″ＣＥ　　Ｇ） が記憶されている。このフロンティアリストは。

探索が進行するとともに適宜変更される。例えば。

（Ａ’ＣＥ　　Ｇ）でＧを展開した結果、新たなフロン
ティアとしてＨが加わったとすると、展開対象となるＧ
を除去して、Ｈをリストに加える結果。

（Ａ’ＣＥ　　Ｈ） が新たなリストとなる。フロンティアリスト記憶手段５
３は、この様に、データ転送手段５５から送られて来る
新しいフロンティア（通常は複数個ある）と、フロンテ
ィア選択手段５２がらデータ転送手段６１を経由して送
られてくる展開対象フロンティア情報に基づき、上記の
ようなフロンティアリストを修正する機能を有している
。

フロンティア選択手段５２は、データ転送手段５８を経
由して、フロンティアリスト記憶手段５３に記憶されて
いるフロンティアリストを読みだし、このフロンティア
リストに記述されている各フロンティアノードの評価値
を読みだすため、ワーキングメモリアクセス手段４０に
よりワーキングメモリ手段１１をアクセスする。そして
、各出発地点毎に。

最も小さな評価値を有するフロンティアノードを選びだ
す。従って、結果として得られるフロンティアノードの
個数は１つとなる。

ルート展開手段５０は、フロンティア選択手段５２から
データ転送手段５６を用いて、展開すべきノード名称を
受信する。そして、そのノードに到着しているすべての
ルートを展開し、結果として得られる新しいフロンティ
アをデータ転送手段５５により、フロンティアリスト記
憶手段５３へ報知する。

以上のフロンティアリスト記憶手段５３．フロンティア
選択手段５２．ルート展開手段５０を用いることにより
、各始点ごとのフロンティアリストから展開すべきフロ
ンティアノードを一個選択し、当該ノードに関連した情
報（即ち、当該ノードから１個のパスで到達可能なノー
ド名称と各パスの長さ、およびそれらのノードの終点ま
での直線距離光）をワーキングメモリ手段１１から読み
だして。

ルートを展開して、新しいフロンティアノードに対して
、ルート情報を書き込む動作を実行することができる。

制御手段５４は、探索のための始点、終点を保持し１以
上のフロンティアリスト記憶手段５３．フロンティア選
択手段５２．ルート展開手段５０を逐次動作させて、探
索全体を制御する。

次に、第１図の実施例を構成する各要素のより詳細な構
成について説明する。まず、第９図（ａ）はワーキング
メモリ手段１１の実現例を示したものである。ワーキン
グメモリ手段１１は、記憶セルプレーン１０４　とこの
記憶セルプレーン１０４を付勢するためのアドレスデコ
ーダ１０３　、アドレスレジスタ１００　、記憶セルか
らの読みだし情報を記憶するリードデータレジスタ１０
１　、記憶セルへの書き込み情報を記憶するライトデー
タレジスタ１０２．および、全体の制御を行う制御部１
１１から構成される。

１０６はアドレス情報転送路、　１０５はセル付勢路。

１０７は書き込み情報転送路、１０８は読み出し情報転
送路、１０９はアドレス情報転送路、　１１０は制御信
号転送路である。

第９図（ａ）の記憶セルプレーン１０４上には、ワーキ
ングメモリ上のフレーム情報が記憶されるが。

第９図（ｂ）の１２０に示す様に、フレーム名称とアド
レスとは予めコンパイラにより対応がつけられている。

この対応づけは、当業者には一般的なコンパイル手法に
より可能である。第９図（ハ）の意味は。

当業者には明らかと思われるが、フレーム（その名称は
「Ｃ」）はアドレス０に対応しており、アドレス０の記
憶セルには、そのフレームのシンボル名称「Ｃ」が記憶
され、当該アドレスからアドレス加算方向にセルを次々
と読むことにより、スロットｒｐａｔＪ　　（実際には
コンパイル結果のアドレス「１２」を記憶）、スロット
ｒ　ｄ　ｉｓ　ｔａｎｃｅ　Ｊがあり、その値は、それ
ぞれ、ｒ（ＡＣＣＦ　　ＣＥＡ’　　Ｃ）Ｊ　　’２７
．ＩＪであることを示している。なおｒ／Ｅ　Ｎ　Ｄ　
、はスロットの並びがそこで終了していることを示す。

第９図の動作をあるスロットを読みだす動作として説明
する。ただし、読みだしフレームはアドレスＯの「ＣＪ
フレームであり、スロット名称は予めコンパイル結果の
アドレスとして（アドレス「１３」と仮定する）システ
ム内部では扱われることに注意されたい。まず、制御部
１１１に制御信号１１０が送られて、スロット値の読み
だし動作が開始される。読みだしアドレス０がまず、ア
ドレスレジスタｌＯＯに入れられる。また、スロット名
称に相当するアドレスは比較のためリードデータレジス
タ１０１に格納される。アドレスレジスタ１００では、
このアドレスを１加算して、この情報をアドレスデコー
ダ１０３にアドレス情報転送路１０６により転送する。

アドレスデコーダ１０３は、この１番の記憶セルを付勢
し、セル情報をリードデータレジスタ１０１に読みだす
。ここでは、このリードデータレジスタ１０１の内容は
アドレス１２番であり。

期待していた１３番ではない。従って、アドレスレジス
タ１００では、更に２を加算したアドレスを作成する。

このアドレス３番をアクセスすると、確かに目的とする
アドレス「１３」が格納されているので、更に、アドレ
スレジスタ１００を１進めて。

４番のアドレスから目的とする情報（２７，１）をリー
ドデータレジスタ１０１に転送する。

以上では、スロット値の読みだしを説明したが書き込み
も同様であり、書き込むデータをライトデータレジスタ
１０２に入れておいて、目的とするスロット値が付勢さ
れた状態で、記憶セルにデータを転送する点のみが異な
る。

第１０図は探索手段１２のより詳細な実現方法を示す図
である。フロンティアリスト記憶手段５３は。

新たに追加／削除されるフロンティアノード名称を記憶
するレジスタ４１０．フロンティアリストを記憶するメ
モリ４１４．追加フロンティアリストノードとフロンテ
ィアリストの内容をマージするマーシャ４１２．フロン
ティアノードのダブリを検査して重複を除く重複チエッ
カ４１３およびフロンティアリストの内容を読みだして
保持するリードデータバッファ４１１から構成される。

フロンティアリストの内容は、転送路５１５によりマー
シャ４１２に転送され、ここで、転送路５１４から送ら
れて来るデータに基づき、新しいフロンティアノードが
加えられ、古いフロンティアノードが除去される。

マージ結果は、転送路５１６を経由し９重複チエッカ４
１３に送られ、フロンティアノードの重複が除かれる。

新しいフロンティアリストは転送路５１７を経由して再
びフロンティアリスト記憶メモリ４１４に記憶される。

フロンティアリスト記憶メモリ４１４の内容は、転送路
５１１によりリードデータバッファ４１１に送られ、最
短ルート検出機構により使用される。

フロンティア選択手段５２は、フロンティアリストの各
ノードに相当するフレームを転送路５０８によりアクセ
スして、展開中のすべてのルートを読みだすアクセス部
４０５．読みだされたルート情報を記憶するルートメモ
１月０６．ルートメモリの内容を、その評価値に基づき
ソートするソータ４０７および展開ルートを記憶するレ
ジスタ４０９から構成される。ワーキングメモリから読
みだされたルート情報は、転送路５０７を経由してアク
セス部４０５に入力され、転送路５０９を経由してルー
トメモリ４０６に記憶される。この中から、ソータ４０
７は、転送路５１０を利用して最も小さな評価値を持つ
ルートを探し出す。その結果は転送路４０８により、展
開ルートレジスタ４０９に蓄える。

ルート展開手段５０は、展開すべきルート情報から展開
するフロンティアノード名称を読み取り。

ワーキングメモリをアクセスして、当該ノードに接続さ
れたパスを読み出すアクセス機構４０４．読みだされた
パス情報を記憶するレジスタ４０３．ルート展開を行う
ルートエキスパンダ４０１．および生成されたルートを
ワーキングメモリに書き込むライトデータレジスタ４０
０から構成される。なお。

新たに生成されたフロンティアノード名称は、データ転
送手段５５によりフロンティアリスト記憶手段５３に転
送される。アクセス機構４０４は、転送路５０４により
ノード名称を指定してワーキングメモリ手段をアクセス
する。その結果、スロットからパス情報は転送路５０３
を経由して読みだされ、転送路５０６を経由して、パス
情報レジスタ４０３に記憶される。このパス情報を転送
路５０５により読みだして、ルートエキスパンダ４０１
は新たなルート情報を生成し転送路５０１を経由して、
ライトデータレジスタ４００に送る。ライトデータレジ
スタ４００の内容は、転送路５０２を経由して、ワーキ
ングメモリ手段に送られる。

なお１以上の説明では、複数ノードを始点とし。

複数ノードを終点とする場合の探索方法については、述
べなかったが、この場合にも本発明の趣旨に従って８容
易に構成可能である０部ち、複数の始点ノードからは、
複数の終点ノードの大凡の中心を目標として探索を開始
し、一方、複数の終点ノードからは、複数の始点ノード
の大凡の中心を目標として探索を実行する。始点・終点
の２つから延びたルートはやがて中央部分で遭遇するこ
とにより、最短ルートを探索可能である。

また１本発明の実施にあたっては、メモリ素子とマイク
ロコンピュータを使用することにより。

本発明を構成する各手段、ならびに接続関係等の趣旨を
実現できることは当業者には明らかである。

（５）発明の効果 以上述べた様に９本発明によれば、複数のノードから探
索がスタートする場合でも、ルート探索が可能となる。

また１本発明によれば、複数のノードから探索がスター
トする場合でも、１個のノードからのルートを探索する
場合とほぼ同等の処理ステップ数で探索が終了するため
、高速に探索が可能である。

【図面の簡単な説明】

第１図は本発明の趣旨により構成された複数目標ネット
ワーク探索手段、第２図はネットワークの例、第３図は
ルート探索結果（始点はＡ）、第４図はルート探索結果
（始点は八°）、第５図はルート探索結果（始点はＡ゛
）、第６図は本発明による探索結果、第７図は探索トレ
ース結果（始点Ａ）、第８図は本発明の探索トレース結
果、第９図はワーキングメモリ手段構成例、第１０図は
ルート探索手段構成例。 １０・・・ネットワーク探索機構。 １１・・・ワーキングメモリ手段。 １２・・・探索手段、２０・・・クラスフレーム。 ２１・・・フレーム、２２・・・ポインタ手段。 ３０・・・クラスフレーム、３１・・・フレーム。 ３２・・・ポインタ手段。 ４０・・・ワーキングメモリアクセス手段。 ４１・・・データ転送手段、５０・・・ルート展開手段
。 ５２・・・フロンティア選択手段。 ５３・・・フロンティアリスト記憶手段。 ５４・・・制御手段、５５・・・データ転送手段。 ５６・・・データ転送手段、５８・・・データ転送手段
。 ５９・・・制御手段起動信号、６０・・・制御情報。 ６１・・・データ転送手段。 特許出願人　　日本電信電話株式会社

Claims (1)

1. 【特許請求の範囲】 ノードならびにパスから形成されるネットワークの接続
   情報をフレーム形式で記憶するワーキングメモリ手段と
   、該ネットワーク上の複数のノードを始点として、終点
   ノードに至るルートを探索するルート探索手段とをそな
   え、 該ルート探索手段は、展開途中の各ルートの先端を形成
   する複数のフロンティアノードの中から、次に延長すべ
   きフロンティアノードを選択決定する際において、それ
   らフロンティアノードに至る探索途中のルートの始点が
   複数始点ノードのいずれであるかに無関係に、もっとも
   小さな評価値を有するフロンティアノードを、次に展開
   すべきフロンティアノードとして決定するようにしてネ
   ットワーク探索を行う ことを特徴とする複数目標ネットワーク探索方式。