JP2001111609A - ルータ装置の制御方法及び制御装置 - Google Patents
ルータ装置の制御方法及び制御装置Info
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Abstract
(57)【要約】
【課題】 一定のＱｏＳを保証することができるルータ
装置の制御方法及び制御装置を提供する。 【解決手段】 パケットを自局ノードから隣接ノード
に、各隣接ノードに対するルーチング確率を含むルーチ
ングテーブルを用いてルーチングするルータ装置が提供
される。ルータ装置のコントローラ１０は、発信ノード
に接続された発信通信端末からパケットを送信するとき
に必要なサービス品質を受信し、受信されたサービス品
質を保持する前進蟻エージェントを発信ノードから宛先
ノードに向けて送信した後、宛先ノードで前進蟻エージ
ェントを受信したとき後退蟻エージェントを発信ノード
に返信し、各ノードにおいて前進蟻エージェントを受信
したときに前進蟻エージェントにより形成されたパスが
前進蟻エージェントが保持するサービス品質を満たさな
いと判断したときに前進蟻エージェントを廃棄する。
装置の制御方法及び制御装置を提供する。 【解決手段】 パケットを自局ノードから隣接ノード
に、各隣接ノードに対するルーチング確率を含むルーチ
ングテーブルを用いてルーチングするルータ装置が提供
される。ルータ装置のコントローラ１０は、発信ノード
に接続された発信通信端末からパケットを送信するとき
に必要なサービス品質を受信し、受信されたサービス品
質を保持する前進蟻エージェントを発信ノードから宛先
ノードに向けて送信した後、宛先ノードで前進蟻エージ
ェントを受信したとき後退蟻エージェントを発信ノード
に返信し、各ノードにおいて前進蟻エージェントを受信
したときに前進蟻エージェントにより形成されたパスが
前進蟻エージェントが保持するサービス品質を満たさな
いと判断したときに前進蟻エージェントを廃棄する。
Description
【０００１】
【発明の属する技術分野】本発明は、インターネットな
どのコネクションレスのパケット伝送ネットワークのた
めのルータ装置の制御方法及び制御装置に関する。
どのコネクションレスのパケット伝送ネットワークのた
めのルータ装置の制御方法及び制御装置に関する。
【０００２】
【従来の技術】インターネットに代表されるデータグラ
ムネットワークの適応型ルーチングアルゴリズムの多く
は、１９６０年代より従来技術文献１「エー・エス・タ
ネンバウム（A. S. Tanenbaum），“コンピュータネッ
トワークス（Computer Networks）”，Printice-Hall，
1996年」記載のＡＲＰＡＮＥＴ（Advanced Research Pr
oject Agency Network）で研究されてきた従来技術文献
２「ディー・バートセカスほか（D. Bertsekas et a
l），“データネットワークス（Data Networks）”，Pr
intice-Hall，1992年」記載の最短パスルーチングアル
ゴリズムから派生したものである。これらは、ネットワ
ークノード間でメッセージパッシングにより情報交換を
行う分散アルゴリズムの一種であり、従来技術文献３
「エム・イー・ストリーンストラップ（M. E. Streenst
rup），“通信網におけるルーチング（Routing in Comm
unications Networks）”，Printice-Hall，1995年」に
記載されているように様々なアルゴリズムが存在する。
ムネットワークの適応型ルーチングアルゴリズムの多く
は、１９６０年代より従来技術文献１「エー・エス・タ
ネンバウム（A. S. Tanenbaum），“コンピュータネッ
トワークス（Computer Networks）”，Printice-Hall，
1996年」記載のＡＲＰＡＮＥＴ（Advanced Research Pr
oject Agency Network）で研究されてきた従来技術文献
２「ディー・バートセカスほか（D. Bertsekas et a
l），“データネットワークス（Data Networks）”，Pr
intice-Hall，1992年」記載の最短パスルーチングアル
ゴリズムから派生したものである。これらは、ネットワ
ークノード間でメッセージパッシングにより情報交換を
行う分散アルゴリズムの一種であり、従来技術文献３
「エム・イー・ストリーンストラップ（M. E. Streenst
rup），“通信網におけるルーチング（Routing in Comm
unications Networks）”，Printice-Hall，1995年」に
記載されているように様々なアルゴリズムが存在する。
【０００３】一方、近年、難解な分散処理問題に対し
て、従来技術文献４「イー・ボナブーほか（E. Bonabea
u et al），“社会性昆虫の自己組織化（Self-organiza
tion in social insects）”，TREE，Vol.12，No.5，19
97年」に記載される蟻や蜂などの社会性昆虫の自己組織
化に触発された解決手法が提案されている。
て、従来技術文献４「イー・ボナブーほか（E. Bonabea
u et al），“社会性昆虫の自己組織化（Self-organiza
tion in social insects）”，TREE，Vol.12，No.5，19
97年」に記載される蟻や蜂などの社会性昆虫の自己組織
化に触発された解決手法が提案されている。
【０００４】その中で、蟻コロニーの振舞いをデータグ
ラムネットワークのルーチングに適用したものが、従来
技術文献５「ジー・ディー・カロほか（G. D. Caro et
al），“適応的ルーチングのための移動性エージェント
（Mobile Agents for Adaptive Routing）”，Internat
ional Conference of Systems Sciences，Hawaii，1998
年」に記載されているアントネット（Ａｎｔｎｅｔ）
（以下、従来例という。）である。蟻が巣穴と食物の間
の軌道の中で、長さが短い方を選択する過程は次の通り
である。 （１）蟻同士は、分散アルゴリズムとは異なり、明示的
な情報交換は行わない。 （２）フェロモンという化学物質を介して緩慢な相互作
用を行う。 （３）各蟻はフェロモンを放出しながら食物を求めて徘
徊する。 （４）これによりフェロモンの軌道ができる。 （５）蟻は、食物を見つけると同一軌道を通って巣穴に
戻る。
ラムネットワークのルーチングに適用したものが、従来
技術文献５「ジー・ディー・カロほか（G. D. Caro et
al），“適応的ルーチングのための移動性エージェント
（Mobile Agents for Adaptive Routing）”，Internat
ional Conference of Systems Sciences，Hawaii，1998
年」に記載されているアントネット（Ａｎｔｎｅｔ）
（以下、従来例という。）である。蟻が巣穴と食物の間
の軌道の中で、長さが短い方を選択する過程は次の通り
である。 （１）蟻同士は、分散アルゴリズムとは異なり、明示的
な情報交換は行わない。 （２）フェロモンという化学物質を介して緩慢な相互作
用を行う。 （３）各蟻はフェロモンを放出しながら食物を求めて徘
徊する。 （４）これによりフェロモンの軌道ができる。 （５）蟻は、食物を見つけると同一軌道を通って巣穴に
戻る。
【０００５】蟻はフェロモンの量が多い軌道をたどるた
め、正のフィードバック効果により、短い軌道のフェロ
モンの堆積量が次第に多くなり、最終的に、ほとんどの
蟻が短い軌道を通ることになる。
め、正のフィードバック効果により、短い軌道のフェロ
モンの堆積量が次第に多くなり、最終的に、ほとんどの
蟻が短い軌道を通ることになる。
【０００６】アントネットは、蟻コロニーが短い軌道を
選択する自己組織化の過程を、ネットワーク上を動く蟻
エージェントを使って実現したルーチングアルゴリズム
である。フェロモンの堆積量をルーチング確率に、巣穴
を発信ノードに、食物を宛先ノードにそれぞれ対応づけ
ている。コンピュータシミュレーションを行った結果、
アントネットはインターネットのデファクト標準である
従来技術文献６「ジェイ・モイ（J. Moy），“ＯＳＰＦ
バージョン２（Open Shortest Path First Version
2）”，RFC1583，Network Working Group，1994年」記
載のルーチングアルゴリズムと比較すると、平均遅延時
間が１／２から１／１０になることが、従来技術文献５
によって報告されている。
選択する自己組織化の過程を、ネットワーク上を動く蟻
エージェントを使って実現したルーチングアルゴリズム
である。フェロモンの堆積量をルーチング確率に、巣穴
を発信ノードに、食物を宛先ノードにそれぞれ対応づけ
ている。コンピュータシミュレーションを行った結果、
アントネットはインターネットのデファクト標準である
従来技術文献６「ジェイ・モイ（J. Moy），“ＯＳＰＦ
バージョン２（Open Shortest Path First Version
2）”，RFC1583，Network Working Group，1994年」記
載のルーチングアルゴリズムと比較すると、平均遅延時
間が１／２から１／１０になることが、従来技術文献５
によって報告されている。
【０００７】
【発明が解決しようとする課題】以上のように構成され
た従来例のアントネットにおいては、サービス品質（以
下、ＱｏＳという。）の制約条件に基づいたルーチング
をしていないために、当該ネットワークにおいて一定の
ＱｏＳを保証することができない。また、各ノードにお
いてリソースの管理をしていないために、リソース利用
率を高めることができない。さらには、発信ノード側で
パケット発生率の制御をしていないために、当該ネット
ワーク全体におけるスループットを高めることができな
いという問題点があった。
た従来例のアントネットにおいては、サービス品質（以
下、ＱｏＳという。）の制約条件に基づいたルーチング
をしていないために、当該ネットワークにおいて一定の
ＱｏＳを保証することができない。また、各ノードにお
いてリソースの管理をしていないために、リソース利用
率を高めることができない。さらには、発信ノード側で
パケット発生率の制御をしていないために、当該ネット
ワーク全体におけるスループットを高めることができな
いという問題点があった。
【０００８】本発明の第１の目的は上述の問題点を解決
し、一定のＱｏＳを保証することができるルータ装置の
制御方法及び制御装置を提供することにある。
し、一定のＱｏＳを保証することができるルータ装置の
制御方法及び制御装置を提供することにある。
【０００９】また、本発明の第２の目的は上述の問題点
を解決し、従来例に比較してリソース利用率を高めるこ
とができるルータ装置の制御方法及び制御装置を提供す
ることにある。
を解決し、従来例に比較してリソース利用率を高めるこ
とができるルータ装置の制御方法及び制御装置を提供す
ることにある。
【００１０】さらに、本発明の第３の目的は上述の問題
点を解決し、発信ノード側でパケット発信を制御してネ
ットワークにおけるスループットを高めることができる
ルータ装置の制御方法及び制御装置を提供することにあ
る。
点を解決し、発信ノード側でパケット発信を制御してネ
ットワークにおけるスループットを高めることができる
ルータ装置の制御方法及び制御装置を提供することにあ
る。
【００１１】
【課題を解決するための手段】本発明に係る請求項１記
載のルータ装置の制御方法は、複数のノードから構成さ
れるパケット伝送ネットワークを介して発信ノードから
宛先ノードに向けてパケットを送信する場合に、パケッ
トを自局ノードから隣接ノードに、各隣接ノードに対す
るルーチング確率を含むルーチングテーブルを用いてル
ーチングし、かつ蟻エージェントを用いてアントネット
アルゴリズムに基づいて上記ルーチングテーブルを学習
により構築するルータ装置の制御方法において、各ノー
ドにおいて、宛先ノードとサービス品質との組み合わせ
に対して、実行可能なパスのノードのシーケンスである
ルート情報である実行可能パス情報と、それが現在有効
であるか否かを示す有効フラグとを格納するパスキャッ
シュテーブルメモリを備え、発信ノードに接続された通
信端末からの発信要求時とは独立にかつ定期的に、ラン
ダムに決定されたサービス品質を保持する前進蟻エージ
ェントを発信ノードから宛先ノードに向けて送信した
後、宛先ノードで前進蟻エージェントを受信したとき後
退蟻エージェントを発信ノードに返信し、各ノードにお
いて前進蟻エージェントを受信したときに当該前進蟻エ
ージェントにより形成されたパスが当該前進蟻エージェ
ントが保持するサービス品質を満たさないと判断したと
きに当該前進蟻エージェントを廃棄して後退蟻エージェ
ントを返信することを中止し、各ノードから後退蟻エー
ジェントを送信するときに当該ノードの出リンクにおけ
るサービス品質の情報を保持して送信し、発信ノードを
含む各ノードで後退蟻エージェントを受信するときに当
該後退蟻エージェントが保持する隣接するノードの出リ
ンクにおけるサービス品質の情報に基づいて上記パスキ
ャッシュテーブルメモリにおける実行可能パス情報を更
新することを特徴とする。
載のルータ装置の制御方法は、複数のノードから構成さ
れるパケット伝送ネットワークを介して発信ノードから
宛先ノードに向けてパケットを送信する場合に、パケッ
トを自局ノードから隣接ノードに、各隣接ノードに対す
るルーチング確率を含むルーチングテーブルを用いてル
ーチングし、かつ蟻エージェントを用いてアントネット
アルゴリズムに基づいて上記ルーチングテーブルを学習
により構築するルータ装置の制御方法において、各ノー
ドにおいて、宛先ノードとサービス品質との組み合わせ
に対して、実行可能なパスのノードのシーケンスである
ルート情報である実行可能パス情報と、それが現在有効
であるか否かを示す有効フラグとを格納するパスキャッ
シュテーブルメモリを備え、発信ノードに接続された通
信端末からの発信要求時とは独立にかつ定期的に、ラン
ダムに決定されたサービス品質を保持する前進蟻エージ
ェントを発信ノードから宛先ノードに向けて送信した
後、宛先ノードで前進蟻エージェントを受信したとき後
退蟻エージェントを発信ノードに返信し、各ノードにお
いて前進蟻エージェントを受信したときに当該前進蟻エ
ージェントにより形成されたパスが当該前進蟻エージェ
ントが保持するサービス品質を満たさないと判断したと
きに当該前進蟻エージェントを廃棄して後退蟻エージェ
ントを返信することを中止し、各ノードから後退蟻エー
ジェントを送信するときに当該ノードの出リンクにおけ
るサービス品質の情報を保持して送信し、発信ノードを
含む各ノードで後退蟻エージェントを受信するときに当
該後退蟻エージェントが保持する隣接するノードの出リ
ンクにおけるサービス品質の情報に基づいて上記パスキ
ャッシュテーブルメモリにおける実行可能パス情報を更
新することを特徴とする。
【００１２】また、請求項２記載のルータ装置の制御方
法は、請求項１記載のルータ装置の制御方法において、
上記サービス品質は、少なくともリソース数を含み、各
ノードにおいて前進蟻エージェントを受信したときに、
出リンクにおける未使用リソース数が必要なリソース数
を下回らないリンクだけを使用し、各ノードにおいてす
べての出リンクがリソースの必要条件を満たさないため
に、前進蟻エージェントが次のホップのノードを選択で
きないとき、もしくは、前進蟻エージェントが少なくと
も同一のノードを２回通過したとき、当該前進蟻エージ
ェントにより形成されたパスが当該前進蟻エージェント
が保持するサービス品質を満たさないと判断して当該前
進蟻エージェントを廃棄して後退蟻エージェントを返信
することを中止することを特徴とする。
法は、請求項１記載のルータ装置の制御方法において、
上記サービス品質は、少なくともリソース数を含み、各
ノードにおいて前進蟻エージェントを受信したときに、
出リンクにおける未使用リソース数が必要なリソース数
を下回らないリンクだけを使用し、各ノードにおいてす
べての出リンクがリソースの必要条件を満たさないため
に、前進蟻エージェントが次のホップのノードを選択で
きないとき、もしくは、前進蟻エージェントが少なくと
も同一のノードを２回通過したとき、当該前進蟻エージ
ェントにより形成されたパスが当該前進蟻エージェント
が保持するサービス品質を満たさないと判断して当該前
進蟻エージェントを廃棄して後退蟻エージェントを返信
することを中止することを特徴とする。
【００１３】さらに、請求項３記載のルータ装置の制御
方法は、請求項１記載のルータ装置の制御方法におい
て、上記サービス品質は、少なくとも最大ホップ数を含
み、各ノードにおいて前進蟻エージェントを受信したと
きに、当該前進蟻エージェントが伝送することにより計
数したホップ数が上記最大ホップ数を越えるときに、当
該前進蟻エージェントにより形成されたパスが当該前進
蟻エージェントが保持するサービス品質を満たさないと
判断して当該前進蟻エージェントを廃棄して後退蟻エー
ジェントを返信することを中止することを特徴とする。
方法は、請求項１記載のルータ装置の制御方法におい
て、上記サービス品質は、少なくとも最大ホップ数を含
み、各ノードにおいて前進蟻エージェントを受信したと
きに、当該前進蟻エージェントが伝送することにより計
数したホップ数が上記最大ホップ数を越えるときに、当
該前進蟻エージェントにより形成されたパスが当該前進
蟻エージェントが保持するサービス品質を満たさないと
判断して当該前進蟻エージェントを廃棄して後退蟻エー
ジェントを返信することを中止することを特徴とする。
【００１４】またさらに、請求項４記載のルータ装置の
制御方法は、請求項１記載のルータ装置の制御方法にお
いて、上記サービス品質は、少なくともリソース数及び
最大ホップ数を含み、各ノードにおいて前進蟻エージェ
ントを受信したときに、出リンクにおける未使用リソー
ス数が、必要なリソース数を下回らないリンクだけを使
用し、各ノードにおいてすべての出リンクがリソースの
必要条件を満たさないために、前進蟻エージェントが次
のホップのノードを選択できないとき、前進蟻エージェ
ントが少なくとも同一のノードを２回通過したとき、も
しくは、各ノードにおいて前進蟻エージェントを受信し
たときに、当該前進蟻エージェントが伝送することによ
り計数したホップ数が上記最大ホップ数を越えるとき
に、当該前進蟻エージェントにより形成されたパスが当
該前進蟻エージェントが保持するサービス品質を満たさ
ないと判断して当該前進蟻エージェントを廃棄して後退
蟻エージェントを返信することを中止することを特徴と
する。
制御方法は、請求項１記載のルータ装置の制御方法にお
いて、上記サービス品質は、少なくともリソース数及び
最大ホップ数を含み、各ノードにおいて前進蟻エージェ
ントを受信したときに、出リンクにおける未使用リソー
ス数が、必要なリソース数を下回らないリンクだけを使
用し、各ノードにおいてすべての出リンクがリソースの
必要条件を満たさないために、前進蟻エージェントが次
のホップのノードを選択できないとき、前進蟻エージェ
ントが少なくとも同一のノードを２回通過したとき、も
しくは、各ノードにおいて前進蟻エージェントを受信し
たときに、当該前進蟻エージェントが伝送することによ
り計数したホップ数が上記最大ホップ数を越えるとき
に、当該前進蟻エージェントにより形成されたパスが当
該前進蟻エージェントが保持するサービス品質を満たさ
ないと判断して当該前進蟻エージェントを廃棄して後退
蟻エージェントを返信することを中止することを特徴と
する。
【００１５】また、請求項５記載のルータ装置の制御方
法は、請求項１乃至４のうちの１つに記載のルータ装置
の制御方法において、各ノードにおいて出リンクの各リ
ソース毎にリソース予約されているか否かを含むリソー
ス管理テーブルを格納するリソース管理テーブルメモリ
を備え、発信ノードに接続された通信端末からの発信要
求時に、上記発信通信端末からパケットを送信するとき
に必要なサービス品質を受信し、受信されたサービス品
質を保持するリソース予約用前進エージェントを発信ノ
ードから宛先ノードに向けて送信し、当該リソース予約
用前進エージェントは上記実行可能パス情報に沿って各
ノードを通過するときに上記リソース管理テーブルにお
いてリソースを予約するように更新し、宛先ノードで当
該リソース予約用前進エージェントを受信したときリソ
ース予約用後退エージェントを発信ノードに返信し、上
記リソース予約用前進エージェントによりリソースが予
約されたパスを介して上記実行可能パス情報を用いて発
信ノードから宛先ノードに向けてパケットを伝送し、当
該パケットの伝送が完了したとき、宛先ノードは発信ノ
ードに向けて、リソース開放用後退エージェントを送信
することにより、当該リソース開放用後退エージェント
により上記リソース管理テーブルにおけるリソースの予
約を開放することを特徴とする。
法は、請求項１乃至４のうちの１つに記載のルータ装置
の制御方法において、各ノードにおいて出リンクの各リ
ソース毎にリソース予約されているか否かを含むリソー
ス管理テーブルを格納するリソース管理テーブルメモリ
を備え、発信ノードに接続された通信端末からの発信要
求時に、上記発信通信端末からパケットを送信するとき
に必要なサービス品質を受信し、受信されたサービス品
質を保持するリソース予約用前進エージェントを発信ノ
ードから宛先ノードに向けて送信し、当該リソース予約
用前進エージェントは上記実行可能パス情報に沿って各
ノードを通過するときに上記リソース管理テーブルにお
いてリソースを予約するように更新し、宛先ノードで当
該リソース予約用前進エージェントを受信したときリソ
ース予約用後退エージェントを発信ノードに返信し、上
記リソース予約用前進エージェントによりリソースが予
約されたパスを介して上記実行可能パス情報を用いて発
信ノードから宛先ノードに向けてパケットを伝送し、当
該パケットの伝送が完了したとき、宛先ノードは発信ノ
ードに向けて、リソース開放用後退エージェントを送信
することにより、当該リソース開放用後退エージェント
により上記リソース管理テーブルにおけるリソースの予
約を開放することを特徴とする。
【００１６】さらに、請求項６記載のルータ装置の制御
方法は、請求項５記載のルータ装置の制御方法におい
て、発信ノードに接続された通信端末からの発信要求時
において上記リソース予約用前進エージェントを送信す
る前に、上記パスキャッシュメモリに格納された実行可
能パス情報を参照して、宛先ノードへのパスが上記有効
フラグにより現在有効であって実行可能であるときのみ
上記リソース予約用前進エージェントを送信することに
より発信制御を行うことを特徴とする。
方法は、請求項５記載のルータ装置の制御方法におい
て、発信ノードに接続された通信端末からの発信要求時
において上記リソース予約用前進エージェントを送信す
る前に、上記パスキャッシュメモリに格納された実行可
能パス情報を参照して、宛先ノードへのパスが上記有効
フラグにより現在有効であって実行可能であるときのみ
上記リソース予約用前進エージェントを送信することに
より発信制御を行うことを特徴とする。
【００１７】本発明に係る請求項７記載のルータ装置の
制御装置は、複数のノードから構成されるパケット伝送
ネットワークを介して発信ノードから宛先ノードに向け
てパケットを送信する場合に、パケットを自局ノードか
ら隣接ノードに、各隣接ノードに対するルーチング確率
を含むルーチングテーブルを用いてルーチングし、かつ
蟻エージェントを用いてアントネットアルゴリズムに基
づいて上記ルーチングテーブルを学習により構築する制
御手段を備えたルータ装置の制御装置において、上記制
御手段は、各ノードにおいて、宛先ノードとサービス品
質との組み合わせに対して、実行可能なパスのノードの
シーケンスであるルート情報である実行可能パス情報
と、それが現在有効であるか否かを示す有効フラグとを
格納するパスキャッシュテーブルメモリを備え、上記制
御手段は、発信ノードに接続された通信端末からの発信
要求時とは独立にかつ定期的に、ランダムに決定された
サービス品質を保持する前進蟻エージェントを発信ノー
ドから宛先ノードに向けて送信した後、宛先ノードで前
進蟻エージェントを受信したとき後退蟻エージェントを
発信ノードに返信し、各ノードにおいて前進蟻エージェ
ントを受信したときに当該前進蟻エージェントにより形
成されたパスが当該前進蟻エージェントが保持するサー
ビス品質を満たさないと判断したときに当該前進蟻エー
ジェントを廃棄して後退蟻エージェントを返信すること
を中止し、各ノードから後退蟻エージェントを送信する
ときに当該ノードの出リンクにおけるサービス品質の情
報を保持して送信し、発信ノードを含む各ノードで後退
蟻エージェントを受信するときに当該後退蟻エージェン
トが保持する隣接するノードの出リンクにおけるサービ
ス品質の情報に基づいて上記パスキャッシュテーブルメ
モリにおける実行可能パス情報を更新することを特徴と
する。
制御装置は、複数のノードから構成されるパケット伝送
ネットワークを介して発信ノードから宛先ノードに向け
てパケットを送信する場合に、パケットを自局ノードか
ら隣接ノードに、各隣接ノードに対するルーチング確率
を含むルーチングテーブルを用いてルーチングし、かつ
蟻エージェントを用いてアントネットアルゴリズムに基
づいて上記ルーチングテーブルを学習により構築する制
御手段を備えたルータ装置の制御装置において、上記制
御手段は、各ノードにおいて、宛先ノードとサービス品
質との組み合わせに対して、実行可能なパスのノードの
シーケンスであるルート情報である実行可能パス情報
と、それが現在有効であるか否かを示す有効フラグとを
格納するパスキャッシュテーブルメモリを備え、上記制
御手段は、発信ノードに接続された通信端末からの発信
要求時とは独立にかつ定期的に、ランダムに決定された
サービス品質を保持する前進蟻エージェントを発信ノー
ドから宛先ノードに向けて送信した後、宛先ノードで前
進蟻エージェントを受信したとき後退蟻エージェントを
発信ノードに返信し、各ノードにおいて前進蟻エージェ
ントを受信したときに当該前進蟻エージェントにより形
成されたパスが当該前進蟻エージェントが保持するサー
ビス品質を満たさないと判断したときに当該前進蟻エー
ジェントを廃棄して後退蟻エージェントを返信すること
を中止し、各ノードから後退蟻エージェントを送信する
ときに当該ノードの出リンクにおけるサービス品質の情
報を保持して送信し、発信ノードを含む各ノードで後退
蟻エージェントを受信するときに当該後退蟻エージェン
トが保持する隣接するノードの出リンクにおけるサービ
ス品質の情報に基づいて上記パスキャッシュテーブルメ
モリにおける実行可能パス情報を更新することを特徴と
する。
【００１８】また、請求項８記載のルータ装置の制御装
置は、請求項７記載のルータ装置の制御装置において、
上記サービス品質は、少なくともリソース数を含み、上
記制御手段は、各ノードにおいて前進蟻エージェントを
受信したときに、出リンクにおける未使用リソース数が
必要なリソース数を下回らないリンクだけを使用し、各
ノードにおいてすべての出リンクがリソースの必要条件
を満たさないために、前進蟻エージェントが次のホップ
のノードを選択できないとき、もしくは、前進蟻エージ
ェントが少なくとも同一のノードを２回通過したとき、
当該前進蟻エージェントにより形成されたパスが当該前
進蟻エージェントが保持するサービス品質を満たさない
と判断して当該前進蟻エージェントを廃棄して後退蟻エ
ージェントを返信することを中止することを特徴とす
る。
置は、請求項７記載のルータ装置の制御装置において、
上記サービス品質は、少なくともリソース数を含み、上
記制御手段は、各ノードにおいて前進蟻エージェントを
受信したときに、出リンクにおける未使用リソース数が
必要なリソース数を下回らないリンクだけを使用し、各
ノードにおいてすべての出リンクがリソースの必要条件
を満たさないために、前進蟻エージェントが次のホップ
のノードを選択できないとき、もしくは、前進蟻エージ
ェントが少なくとも同一のノードを２回通過したとき、
当該前進蟻エージェントにより形成されたパスが当該前
進蟻エージェントが保持するサービス品質を満たさない
と判断して当該前進蟻エージェントを廃棄して後退蟻エ
ージェントを返信することを中止することを特徴とす
る。
【００１９】さらに、請求項９記載のルータ装置の制御
装置は、請求項７記載のルータ装置の制御装置におい
て、上記サービス品質は、少なくとも最大ホップ数を含
み、上記制御手段は、各ノードにおいて前進蟻エージェ
ントを受信したときに、当該前進蟻エージェントが伝送
することにより計数したホップ数が上記最大ホップ数を
越えるときに、当該前進蟻エージェントにより形成され
たパスが当該前進蟻エージェントが保持するサービス品
質を満たさないと判断して当該前進蟻エージェントを廃
棄して後退蟻エージェントを返信することを中止するこ
とを特徴とする。
装置は、請求項７記載のルータ装置の制御装置におい
て、上記サービス品質は、少なくとも最大ホップ数を含
み、上記制御手段は、各ノードにおいて前進蟻エージェ
ントを受信したときに、当該前進蟻エージェントが伝送
することにより計数したホップ数が上記最大ホップ数を
越えるときに、当該前進蟻エージェントにより形成され
たパスが当該前進蟻エージェントが保持するサービス品
質を満たさないと判断して当該前進蟻エージェントを廃
棄して後退蟻エージェントを返信することを中止するこ
とを特徴とする。
【００２０】またさらに、請求項１０記載のルータ装置
の制御装置は、請求項７記載のルータ装置の制御装置に
おいて、上記サービス品質は、少なくともリソース数及
び最大ホップ数を含み、上記制御手段は、各ノードにお
いて前進蟻エージェントを受信したときに、出リンクに
おける未使用リソース数が、必要なリソース数を下回ら
ないリンクだけを使用し、各ノードにおいてすべての出
リンクがリソースの必要条件を満たさないために、前進
蟻エージェントが次のホップのノードを選択できないと
き、前進蟻エージェントが少なくとも同一のノードを２
回通過したとき、もしくは、各ノードにおいて前進蟻エ
ージェントを受信したときに、当該前進蟻エージェント
が伝送することにより計数したホップ数が上記最大ホッ
プ数を越えるときに、当該前進蟻エージェントにより形
成されたパスが当該前進蟻エージェントが保持するサー
ビス品質を満たさないと判断して当該前進蟻エージェン
トを廃棄して後退蟻エージェントを返信することを中止
することを特徴とする。
の制御装置は、請求項７記載のルータ装置の制御装置に
おいて、上記サービス品質は、少なくともリソース数及
び最大ホップ数を含み、上記制御手段は、各ノードにお
いて前進蟻エージェントを受信したときに、出リンクに
おける未使用リソース数が、必要なリソース数を下回ら
ないリンクだけを使用し、各ノードにおいてすべての出
リンクがリソースの必要条件を満たさないために、前進
蟻エージェントが次のホップのノードを選択できないと
き、前進蟻エージェントが少なくとも同一のノードを２
回通過したとき、もしくは、各ノードにおいて前進蟻エ
ージェントを受信したときに、当該前進蟻エージェント
が伝送することにより計数したホップ数が上記最大ホッ
プ数を越えるときに、当該前進蟻エージェントにより形
成されたパスが当該前進蟻エージェントが保持するサー
ビス品質を満たさないと判断して当該前進蟻エージェン
トを廃棄して後退蟻エージェントを返信することを中止
することを特徴とする。
【００２１】また、請求項１１記載のルータ装置の制御
装置は、請求項７乃至１０のうちの１つに記載のルータ
装置の制御装置において、各ノードにおいて出リンクの
各リソース毎にリソース予約されているか否かを含むリ
ソース管理テーブルを格納するリソース管理テーブルメ
モリを備え、上記制御手段は、発信ノードに接続された
通信端末からの発信要求時に、上記発信通信端末からパ
ケットを送信するときに必要なサービス品質を受信し、
受信されたサービス品質を保持するリソース予約用前進
エージェントを発信ノードから宛先ノードに向けて送信
し、当該リソース予約用前進エージェントは上記実行可
能パス情報に沿って各ノードを通過するときに上記リソ
ース管理テーブルにおいてリソースを予約するように更
新し、宛先ノードで当該リソース予約用前進エージェン
トを受信したときリソース予約用後退エージェントを発
信ノードに返信し、上記リソース予約用前進エージェン
トによりリソースが予約されたパスを介して上記実行可
能パス情報を用いて発信ノードから宛先ノードに向けて
パケットを伝送し、当該パケットの伝送が完了したと
き、宛先ノードは発信ノードに向けて、リソース開放用
後退エージェントを送信することにより、当該リソース
開放用後退エージェントにより上記リソース管理テーブ
ルにおけるリソースの予約を開放することを特徴とす
る。
装置は、請求項７乃至１０のうちの１つに記載のルータ
装置の制御装置において、各ノードにおいて出リンクの
各リソース毎にリソース予約されているか否かを含むリ
ソース管理テーブルを格納するリソース管理テーブルメ
モリを備え、上記制御手段は、発信ノードに接続された
通信端末からの発信要求時に、上記発信通信端末からパ
ケットを送信するときに必要なサービス品質を受信し、
受信されたサービス品質を保持するリソース予約用前進
エージェントを発信ノードから宛先ノードに向けて送信
し、当該リソース予約用前進エージェントは上記実行可
能パス情報に沿って各ノードを通過するときに上記リソ
ース管理テーブルにおいてリソースを予約するように更
新し、宛先ノードで当該リソース予約用前進エージェン
トを受信したときリソース予約用後退エージェントを発
信ノードに返信し、上記リソース予約用前進エージェン
トによりリソースが予約されたパスを介して上記実行可
能パス情報を用いて発信ノードから宛先ノードに向けて
パケットを伝送し、当該パケットの伝送が完了したと
き、宛先ノードは発信ノードに向けて、リソース開放用
後退エージェントを送信することにより、当該リソース
開放用後退エージェントにより上記リソース管理テーブ
ルにおけるリソースの予約を開放することを特徴とす
る。
【００２２】さらに、請求項１２記載のルータ装置の制
御装置は、請求項１１記載のルータ装置の制御装置にお
いて、上記制御手段は、発信ノードに接続された通信端
末からの発信要求時において上記リソース予約用前進エ
ージェントを送信する前に、上記パスキャッシュメモリ
に格納された実行可能パス情報を参照して、宛先ノード
へのパスが上記有効フラグにより現在有効であって実行
可能であるときのみ上記リソース予約用前進エージェン
トを送信することにより発信制御を行うことを特徴とす
る。
御装置は、請求項１１記載のルータ装置の制御装置にお
いて、上記制御手段は、発信ノードに接続された通信端
末からの発信要求時において上記リソース予約用前進エ
ージェントを送信する前に、上記パスキャッシュメモリ
に格納された実行可能パス情報を参照して、宛先ノード
へのパスが上記有効フラグにより現在有効であって実行
可能であるときのみ上記リソース予約用前進エージェン
トを送信することにより発信制御を行うことを特徴とす
る。
【００２３】
【発明の実施の形態】以下、図面を参照して本発明に係
る実施形態について説明する。
る実施形態について説明する。
【００２４】＜第１の実施形態＞図１は、本発明に係る
実施形態であるルーチング処理を実行するルータ装置１
００の全体構成を示すブロック図であり、図１１はそれ
を模式化したブロック図図である。このルータ装置１０
０のコントローラ１０は、従来例のアントネットにおい
て、以下の処理を行うことを特徴としている。 （１）ＱｏＳの制約条件に基づくＱｏＳルーチング処
理。 （２）リソースを管理するリソース管理処理。 （３）発信パケットの発生を制御する発信制御処理。
実施形態であるルーチング処理を実行するルータ装置１
００の全体構成を示すブロック図であり、図１１はそれ
を模式化したブロック図図である。このルータ装置１０
０のコントローラ１０は、従来例のアントネットにおい
て、以下の処理を行うことを特徴としている。 （１）ＱｏＳの制約条件に基づくＱｏＳルーチング処
理。 （２）リソースを管理するリソース管理処理。 （３）発信パケットの発生を制御する発信制御処理。
【００２５】ここで、ネットワーク上の各ノードはパケ
ット交換器等の中継器であり、それぞれ当該ルータ装置
１００を設け、入力されたパケット等をルーチング処理
により隣接ノードに送信する。
ット交換器等の中継器であり、それぞれ当該ルータ装置
１００を設け、入力されたパケット等をルーチング処理
により隣接ノードに送信する。
【００２６】図１を参照して、本実施形態であるルーチ
ング処理を実行する、ノードｋに備えられたルータ装置
１００の構成及び動作について説明する。図１におい
て、コントローラ１０は、当該ルータ装置１００の動作
を制御するためのマイクロコンピュータなどのＣＰＵ又
はＤＳＰで構成され、コントローラ１０には、図４乃至
図９のルーチング処理のプログラム、図１０の前進蟻送
信処理のプログラム、並びにＱｏＳルーチング処理、リ
ソース管理処理、発信制御処理のプログラムなどを予め
記憶するプログラムＲＯＭ（読み出し専用メモリ）１１
と、コントローラ１０のワーキングエリアとして用いら
れるワーキングＲＡＭ（ランダムアクセスメモリ）１２
と、第１のルーチングテーブルを記憶するルーチングテ
ーブルメモリ１３ａと、第２のルーチングテーブルを記
憶するルーチングテーブルメモリ１３ｂと、ネットワー
クを構成するすべてのノードを記憶するネットワークノ
ードメモリ１４と、トリップ時間統計データＴｒｉｐk
（μk'，δk' 2）を記憶するトリップ時間統計データメ
モリ１５と、パスキャッシュテーブルメモリ１６と、リ
ソース管理テーブルメモリ１７とが接続される。
ング処理を実行する、ノードｋに備えられたルータ装置
１００の構成及び動作について説明する。図１におい
て、コントローラ１０は、当該ルータ装置１００の動作
を制御するためのマイクロコンピュータなどのＣＰＵ又
はＤＳＰで構成され、コントローラ１０には、図４乃至
図９のルーチング処理のプログラム、図１０の前進蟻送
信処理のプログラム、並びにＱｏＳルーチング処理、リ
ソース管理処理、発信制御処理のプログラムなどを予め
記憶するプログラムＲＯＭ（読み出し専用メモリ）１１
と、コントローラ１０のワーキングエリアとして用いら
れるワーキングＲＡＭ（ランダムアクセスメモリ）１２
と、第１のルーチングテーブルを記憶するルーチングテ
ーブルメモリ１３ａと、第２のルーチングテーブルを記
憶するルーチングテーブルメモリ１３ｂと、ネットワー
クを構成するすべてのノードを記憶するネットワークノ
ードメモリ１４と、トリップ時間統計データＴｒｉｐk
（μk'，δk' 2）を記憶するトリップ時間統計データメ
モリ１５と、パスキャッシュテーブルメモリ１６と、リ
ソース管理テーブルメモリ１７とが接続される。
【００２７】図１において、コントローラ１０は、複数
Ｍ個の隣接するノードＡ1乃至ＡMに接続された入力イン
ターフェース２０−１乃至２０−Ｍと、ローカル通信端
末ＣＴ１に接続された入力インターフェース２０−０
と、キューメモリ２１と、データスイッチ２２と、複数
Ｍ個のノードＡ1乃至ＡMに対応する出力バッファメモリ
２３−１乃至２３−Ｍと、ローカル通信端末ＣＴ１に対
応する出力バッファメモリ２３−０と、複数Ｍ個の隣接
するノードＡ1乃至ＡMに接続された出力インターフェー
ス２４−１乃至２４−Ｍと、ローカル通信端末ＣＴ１に
接続された出力インターフェース２４−０との動作を制
御する。当該ノードｋが発信ノードであれば、ノードｋ
のコントローラ１０は、送信すべきパケットをローカル
通信端末ＣＴ１から入力インターフェース２０−０を介
してキューメモリ２１で受信する一方、当該ノードｋが
宛先ノードであれば、ノードｋのコントローラ１０は、
パケットをデータスイッチ２２から出力バッファメモリ
２３−０及び出力インターフェース２４−０を介してロ
ーカル通信端末ＣＴ１に送信する。
Ｍ個の隣接するノードＡ1乃至ＡMに接続された入力イン
ターフェース２０−１乃至２０−Ｍと、ローカル通信端
末ＣＴ１に接続された入力インターフェース２０−０
と、キューメモリ２１と、データスイッチ２２と、複数
Ｍ個のノードＡ1乃至ＡMに対応する出力バッファメモリ
２３−１乃至２３−Ｍと、ローカル通信端末ＣＴ１に対
応する出力バッファメモリ２３−０と、複数Ｍ個の隣接
するノードＡ1乃至ＡMに接続された出力インターフェー
ス２４−１乃至２４−Ｍと、ローカル通信端末ＣＴ１に
接続された出力インターフェース２４−０との動作を制
御する。当該ノードｋが発信ノードであれば、ノードｋ
のコントローラ１０は、送信すべきパケットをローカル
通信端末ＣＴ１から入力インターフェース２０−０を介
してキューメモリ２１で受信する一方、当該ノードｋが
宛先ノードであれば、ノードｋのコントローラ１０は、
パケットをデータスイッチ２２から出力バッファメモリ
２３−０及び出力インターフェース２４−０を介してロ
ーカル通信端末ＣＴ１に送信する。
【００２８】各入力インターフェース２０−０乃至２０
−Ｍはそれぞれ、パケット又はエージェントを受信する
ための受信機を備え、ローカル通信端末ＣＴ１又は各ノ
ードＡ1乃至ＡMから入力されるパケット又はエージェン
トを受信してキューメモリ２１に出力する。キューメモ
リ２１は、ＦＩＦＯ（先入れ先出し方式）メモリで構成
され、各入力インターフェース２０−０乃至２０−Ｍか
ら入力されるパケット又はエージェントを順次、その入
力順序で待ち合わせて記憶して、コントローラ１００の
制御のもとで、先頭のパケット又はエージェントをデー
タスイッチ２２を介して出力バッファメモリ２３−０乃
至２３−Ｍのうちの１つに出力して記憶させる。但し、
入力されたエージェントが後退蟻であれば、キューメモ
リ２１は当該後退蟻を前進蟻及びパケットより優先す
る。データスイッチ２２は、パケット交換機を構成し、
コントローラ１０の制御のもとで、キューメモリ２１か
ら入力されるパケット又はエージェントをコントローラ
１０から指示されたローカル通信端末ＣＴ１及びノード
Ａ1乃至ＡMにそれぞれ対応する出力バッファメモリ２３
−０乃至２３−Ｍに出力して記憶させる。出力バッファ
メモリ２３−０乃至２３−Ｍはそれぞれ、入力されたパ
ケット又はエージェントを一時的に記憶した後、対応す
る送信機を備えた各出力インターフェース２４−０乃至
２４−Ｍを介してローカル通信端末ＣＴ１又はノードＡ
1乃至ＡMに送信する。
−Ｍはそれぞれ、パケット又はエージェントを受信する
ための受信機を備え、ローカル通信端末ＣＴ１又は各ノ
ードＡ1乃至ＡMから入力されるパケット又はエージェン
トを受信してキューメモリ２１に出力する。キューメモ
リ２１は、ＦＩＦＯ（先入れ先出し方式）メモリで構成
され、各入力インターフェース２０−０乃至２０−Ｍか
ら入力されるパケット又はエージェントを順次、その入
力順序で待ち合わせて記憶して、コントローラ１００の
制御のもとで、先頭のパケット又はエージェントをデー
タスイッチ２２を介して出力バッファメモリ２３−０乃
至２３−Ｍのうちの１つに出力して記憶させる。但し、
入力されたエージェントが後退蟻であれば、キューメモ
リ２１は当該後退蟻を前進蟻及びパケットより優先す
る。データスイッチ２２は、パケット交換機を構成し、
コントローラ１０の制御のもとで、キューメモリ２１か
ら入力されるパケット又はエージェントをコントローラ
１０から指示されたローカル通信端末ＣＴ１及びノード
Ａ1乃至ＡMにそれぞれ対応する出力バッファメモリ２３
−０乃至２３−Ｍに出力して記憶させる。出力バッファ
メモリ２３−０乃至２３−Ｍはそれぞれ、入力されたパ
ケット又はエージェントを一時的に記憶した後、対応す
る送信機を備えた各出力インターフェース２４−０乃至
２４−Ｍを介してローカル通信端末ＣＴ１又はノードＡ
1乃至ＡMに送信する。
【００２９】以下、図１のルータ装置１００によって実
行され、本実施形態で用いるルーチング処理に用いられ
るアントネットアルゴリズムについて説明する。アント
ネットアルゴリズムは、データグラムネットワークのル
ーチングアルゴリズムであり、パケット交換を行う複数
のノード間を接続するリンクからなるネットワーク上に
おいて動作する。ルーチングとは、発信ノードと宛先ノ
ードの間のパスをパケット毎に決定することであり、ア
ントネットアルゴリズムは、時間的に短いパスを介して
パケットをルーチングするためのアルゴリズムである。
時間的に短いパスは、時間とともに変化するために、ア
ントネットアルゴリズムは動的ルーチングのカテゴリに
属する。なお、本実施形態では、図１のルータ装置１０
０をそれぞれ備えた複数個のノードから構成されるネッ
トワークを使用する。
行され、本実施形態で用いるルーチング処理に用いられ
るアントネットアルゴリズムについて説明する。アント
ネットアルゴリズムは、データグラムネットワークのル
ーチングアルゴリズムであり、パケット交換を行う複数
のノード間を接続するリンクからなるネットワーク上に
おいて動作する。ルーチングとは、発信ノードと宛先ノ
ードの間のパスをパケット毎に決定することであり、ア
ントネットアルゴリズムは、時間的に短いパスを介して
パケットをルーチングするためのアルゴリズムである。
時間的に短いパスは、時間とともに変化するために、ア
ントネットアルゴリズムは動的ルーチングのカテゴリに
属する。なお、本実施形態では、図１のルータ装置１０
０をそれぞれ備えた複数個のノードから構成されるネッ
トワークを使用する。
【００３０】アントネットアルゴリズムは、ネットワー
ク上の任意のノードｓが宛先ノードｄにパケットを送信
するためにノードｓの隣接ノードｎにパケットを送信す
るルーチング確率Ｐs d,nを計算するアルゴリズムであ
る。ルーチング確率Ｐs d,nは次式の正規化条件を満足す
る。
ク上の任意のノードｓが宛先ノードｄにパケットを送信
するためにノードｓの隣接ノードｎにパケットを送信す
るルーチング確率Ｐs d,nを計算するアルゴリズムであ
る。ルーチング確率Ｐs d,nは次式の正規化条件を満足す
る。
【００３１】
【数１】
【００３２】ここで、Ｎはネットワーク内のノード集合
を表し、Ｎsはノードｓの隣接ノードのノード集合を表
す。
を表し、Ｎsはノードｓの隣接ノードのノード集合を表
す。
【００３３】アントネットアルゴリズムで用いられるパ
ラメータを次のように定義する。Ｆ s → dは、ノードｓを
出発して宛先ノードｄに向かう前進蟻を表す。Ｂ
d → sは、宛先ノードｄを出発してノードｓに向かう後退
蟻を表す。Ｓs → dは、ノードｓから宛先ノードｄまでの
パス上のノード集合を表す。Ｔk,k'は、前進蟻Ｆs → dが
ノードｋに到着してからノードｋ’に到着するまでのト
リップ時間を表すが、ノードｋからノードｋ’までのパ
ス中にループがあれば、当該トリップ時間から当該ルー
プ間の移動時間は差し引かれる。Ｓs → d（ｋ）は、前進
蟻Ｆs → dがノードｋを出発してから通過する全ノード
ｋ’の識別子とトリップ時間Ｔk,k'が入るスタックデー
タを表す。但し、パス中にループができれば、そのルー
プ上のすべてのノードｌの識別子とトリップ時間Ｔk,l
はそれらから削除される。ここで、ｋ∈Ｓs → dである。
Ｔｒｉｐk（μk'，σk' 2）は、ノードｋが有するトリッ
プ時間Ｔk,k 'の平均値μk'と分散値σk' 2とを表すトリ
ップ時間統計データである。
ラメータを次のように定義する。Ｆ s → dは、ノードｓを
出発して宛先ノードｄに向かう前進蟻を表す。Ｂ
d → sは、宛先ノードｄを出発してノードｓに向かう後退
蟻を表す。Ｓs → dは、ノードｓから宛先ノードｄまでの
パス上のノード集合を表す。Ｔk,k'は、前進蟻Ｆs → dが
ノードｋに到着してからノードｋ’に到着するまでのト
リップ時間を表すが、ノードｋからノードｋ’までのパ
ス中にループがあれば、当該トリップ時間から当該ルー
プ間の移動時間は差し引かれる。Ｓs → d（ｋ）は、前進
蟻Ｆs → dがノードｋを出発してから通過する全ノード
ｋ’の識別子とトリップ時間Ｔk,k'が入るスタックデー
タを表す。但し、パス中にループができれば、そのルー
プ上のすべてのノードｌの識別子とトリップ時間Ｔk,l
はそれらから削除される。ここで、ｋ∈Ｓs → dである。
Ｔｒｉｐk（μk'，σk' 2）は、ノードｋが有するトリッ
プ時間Ｔk,k 'の平均値μk'と分散値σk' 2とを表すトリ
ップ時間統計データである。
【００３４】図２は、本発明に係る実施形態で用いられ
るアントネットアルゴリズムを用いたルーチング処理に
基づいて、ノードｓから宛先ノードｄにパケットを送信
するときの前進蟻及び後退蟻の動きを示す図である。図
２には図示してないが、ノードｓと宛先ノードｄとの間
には少なくとも１つのノードが存在してもよい。図２に
示されるように、ノードｓから宛先ノードｄにパケット
を送信するときは、まず、ノードｓは、前進蟻Ｆ
s → d（前進蟻を説明の便宜上Ｆantで示すこともあ
る。）宛先ノードｄに送信する。前進蟻Ｆs → dは宛先ノ
ードｄまでのパス上のノードやそのパス上の各ノード間
のトリップ時間であるパス情報を記憶する。前進蟻Ｆs
→ dが宛先ノードｄに到達すると、宛先ノードｄは、後
退蟻Ｂd → s（後退蟻を説明の便宜上Ｂantで示すことも
ある。）ノードｓに送信する。後退蟻Ｂd → sは、前進蟻
Ｆs → dが有するすべてのパス情報を引き継ぐ。後退蟻Ｂ
d → sが通過する各ノードは、後退蟻Ｂd → sが有するそれ
らのパス情報に従ってルーチングテーブルを更新する。
各ノードのルーチングテーブルを更新することによっ
て、パケットの伝送が次第に改善される。
るアントネットアルゴリズムを用いたルーチング処理に
基づいて、ノードｓから宛先ノードｄにパケットを送信
するときの前進蟻及び後退蟻の動きを示す図である。図
２には図示してないが、ノードｓと宛先ノードｄとの間
には少なくとも１つのノードが存在してもよい。図２に
示されるように、ノードｓから宛先ノードｄにパケット
を送信するときは、まず、ノードｓは、前進蟻Ｆ
s → d（前進蟻を説明の便宜上Ｆantで示すこともあ
る。）宛先ノードｄに送信する。前進蟻Ｆs → dは宛先ノ
ードｄまでのパス上のノードやそのパス上の各ノード間
のトリップ時間であるパス情報を記憶する。前進蟻Ｆs
→ dが宛先ノードｄに到達すると、宛先ノードｄは、後
退蟻Ｂd → s（後退蟻を説明の便宜上Ｂantで示すことも
ある。）ノードｓに送信する。後退蟻Ｂd → sは、前進蟻
Ｆs → dが有するすべてのパス情報を引き継ぐ。後退蟻Ｂ
d → sが通過する各ノードは、後退蟻Ｂd → sが有するそれ
らのパス情報に従ってルーチングテーブルを更新する。
各ノードのルーチングテーブルを更新することによっ
て、パケットの伝送が次第に改善される。
【００３５】図３は、本発明に係る実施形態で用いられ
るアントネットアルゴリズムの前進蟻及び後退蟻のパケ
ットフォーマットを示す図である。前進蟻及び後退蟻は
特殊なパケットであるが、本実施形態では、音声データ
や画像データ等のパケットと区別するために、前進蟻及
び後退蟻をまとめてエージェントという。図３に示され
るように、エージェントのパケットフォーマットは、前
進蟻又は後退蟻のいずれであるかを示す蟻識別子と、発
信ノードがどのノードかを示す発信ノードの識別子ｓ
と、宛先ノードがどのノードかを示す宛先ノードの識別
子ｄと、スタックデータとから構成される。上記スタッ
クデータは、前進蟻が発信ノードから宛先ノードに到達
するまでに通過したすべてのノードの識別子と、通過し
たノード間のトリップ時間とから構成される。
るアントネットアルゴリズムの前進蟻及び後退蟻のパケ
ットフォーマットを示す図である。前進蟻及び後退蟻は
特殊なパケットであるが、本実施形態では、音声データ
や画像データ等のパケットと区別するために、前進蟻及
び後退蟻をまとめてエージェントという。図３に示され
るように、エージェントのパケットフォーマットは、前
進蟻又は後退蟻のいずれであるかを示す蟻識別子と、発
信ノードがどのノードかを示す発信ノードの識別子ｓ
と、宛先ノードがどのノードかを示す宛先ノードの識別
子ｄと、スタックデータとから構成される。上記スタッ
クデータは、前進蟻が発信ノードから宛先ノードに到達
するまでに通過したすべてのノードの識別子と、通過し
たノード間のトリップ時間とから構成される。
【００３６】以下に、アントネットアルゴリズムについ
て説明する。 （１）まず、ネットワーク上のすべてのノードｓは、前
進蟻送信間隔Δｔ毎にランダムに選択した宛先ノードｄ
に前進蟻Ｆs → dを送信する。本実施形態では、前進蟻送
信間隔Δｔは、好ましくは１２５ミリ秒である。 （２）前進蟻Ｆs → dは、ノードｋを通過する毎に、当該
前進蟻Ｆs → dのスタックデータＳs → d（ｋ）を更新しな
がら宛先ノードｄに向かって送信される。 （３）ノードｋ上の前進蟻Ｆs → dの次のホップノードｎ
は、ノードｋの隣接ノード集合Ｎkの中からルーチング
テーブルのルーチング確率Ｐk d,nによって決定される方
法と、隣接ノード集合Ｎkの中から同一確率でランダム
に決定される方法のいずれかによって決定される。後者
の方法が実行される確率を探求確率Ｐｅという。もし、
前者の方法によって決定されたノードが以前通過したノ
ードであれば、後者の方法が実行される。ここで、前者
の方法によって使用されるルーチングテーブルを第１の
ルーチングテーブルといい、後者の方法によって使用さ
れるルーチングテーブルを第２のルーチングテーブルと
いう。 （４）もし前進蟻Ｆs → dが以前通過したノードに到着す
れば、前進蟻Ｆs → dのパスにループが形成されたことに
なる。このループ上のすべてのノードｌに関する情報を
スタックデータＳs → d（ｋ）から削除する。
て説明する。 （１）まず、ネットワーク上のすべてのノードｓは、前
進蟻送信間隔Δｔ毎にランダムに選択した宛先ノードｄ
に前進蟻Ｆs → dを送信する。本実施形態では、前進蟻送
信間隔Δｔは、好ましくは１２５ミリ秒である。 （２）前進蟻Ｆs → dは、ノードｋを通過する毎に、当該
前進蟻Ｆs → dのスタックデータＳs → d（ｋ）を更新しな
がら宛先ノードｄに向かって送信される。 （３）ノードｋ上の前進蟻Ｆs → dの次のホップノードｎ
は、ノードｋの隣接ノード集合Ｎkの中からルーチング
テーブルのルーチング確率Ｐk d,nによって決定される方
法と、隣接ノード集合Ｎkの中から同一確率でランダム
に決定される方法のいずれかによって決定される。後者
の方法が実行される確率を探求確率Ｐｅという。もし、
前者の方法によって決定されたノードが以前通過したノ
ードであれば、後者の方法が実行される。ここで、前者
の方法によって使用されるルーチングテーブルを第１の
ルーチングテーブルといい、後者の方法によって使用さ
れるルーチングテーブルを第２のルーチングテーブルと
いう。 （４）もし前進蟻Ｆs → dが以前通過したノードに到着す
れば、前進蟻Ｆs → dのパスにループが形成されたことに
なる。このループ上のすべてのノードｌに関する情報を
スタックデータＳs → d（ｋ）から削除する。
【００３７】（５）前進蟻Ｆs → dが宛先ノードｄに到着
すると、宛先ノードｄは後退蟻Ｂd → sを生成してノード
ｓに送信する。後退蟻Ｂd → sは、前進蟻Ｆs → dのスタッ
クデータＳs → d（ｋ）を引継ぎ、それに従って前進蟻Ｆ
s → dが移動したパスを逆方向に進む。後退蟻Ｂd → sは、
移動中に通過する各ノードのすべての待ち行列で、前進
蟻及びパケットよりも優先される。 （６）後退蟻Ｂd → sがノードｋの隣接ノードｆから当該
ノードｋに到着すると、ノードｋは、後退蟻Ｂd → sが有
するトリップ時間Ｔk,k'を用いて、前進蟻Ｆs → dが通過
したすべてのノードｋ’に対するトリップ時間統計デー
タＴｒｉｐk（μk '，σk' 2）を更新する。 （７）次いで、ノードｋは、ノードｋが有する宛先ノー
ドｄに対するトリップ時間統計データＴｒｉｐk（μd，
σd 2）と、後退蟻Ｂd → sが有するノードｋから宛先ノー
ドｄまでのトリップ時間Ｔk,dを用いて、ノードｋに隣
接するすべてのノードｎのルーチング確率Ｐk d,nを更新
する。 （８）上述のように、前進蟻Ｆs → dが通過したすべての
ノードｋ’において、それらの各ノードが、後退蟻Ｂd
→ sのスタックデータＳs → d（ｋ）に基づいて当該ノー
ドｋ’の第１のルーチングテーブルを更新することによ
って、当該ノードｋ’におけるパケットのルーチングが
改善される。 （９）なお、各ノードは、改善された第１のルーチング
テーブルのルーチング確率に従って、パケットを隣接ノ
ードを介して宛先ノードに送信する。
すると、宛先ノードｄは後退蟻Ｂd → sを生成してノード
ｓに送信する。後退蟻Ｂd → sは、前進蟻Ｆs → dのスタッ
クデータＳs → d（ｋ）を引継ぎ、それに従って前進蟻Ｆ
s → dが移動したパスを逆方向に進む。後退蟻Ｂd → sは、
移動中に通過する各ノードのすべての待ち行列で、前進
蟻及びパケットよりも優先される。 （６）後退蟻Ｂd → sがノードｋの隣接ノードｆから当該
ノードｋに到着すると、ノードｋは、後退蟻Ｂd → sが有
するトリップ時間Ｔk,k'を用いて、前進蟻Ｆs → dが通過
したすべてのノードｋ’に対するトリップ時間統計デー
タＴｒｉｐk（μk '，σk' 2）を更新する。 （７）次いで、ノードｋは、ノードｋが有する宛先ノー
ドｄに対するトリップ時間統計データＴｒｉｐk（μd，
σd 2）と、後退蟻Ｂd → sが有するノードｋから宛先ノー
ドｄまでのトリップ時間Ｔk,dを用いて、ノードｋに隣
接するすべてのノードｎのルーチング確率Ｐk d,nを更新
する。 （８）上述のように、前進蟻Ｆs → dが通過したすべての
ノードｋ’において、それらの各ノードが、後退蟻Ｂd
→ sのスタックデータＳs → d（ｋ）に基づいて当該ノー
ドｋ’の第１のルーチングテーブルを更新することによ
って、当該ノードｋ’におけるパケットのルーチングが
改善される。 （９）なお、各ノードは、改善された第１のルーチング
テーブルのルーチング確率に従って、パケットを隣接ノ
ードを介して宛先ノードに送信する。
【００３８】ここで、上述のアントネットアルゴリズム
の（８）において示される、ノードｋがルーチング確率
Ｐk d,nを更新する手順をより詳細に説明する。ノードｆ
は後退蟻Ｂd → sがノードｋに到着する１つ前に通過した
ノードｋの隣接ノードであり、ノードｎ’はノードｆ以
外のノードｋの隣接ノードを表す。ルーチング確率Ｐ k
d,nの更新処理は、ノードｆにルーチングするためのル
ーチング確率Ｐk d,fと、ノードｎ’にルーチングするた
めのルーチング確率Ｐk d,n'とを区別して行う。なお、
以下の式で用いられるパラメータｃ，ａ，ａ’，ε，
ｈ，ｔは所定の定数である。
の（８）において示される、ノードｋがルーチング確率
Ｐk d,nを更新する手順をより詳細に説明する。ノードｆ
は後退蟻Ｂd → sがノードｋに到着する１つ前に通過した
ノードｋの隣接ノードであり、ノードｎ’はノードｆ以
外のノードｋの隣接ノードを表す。ルーチング確率Ｐ k
d,nの更新処理は、ノードｆにルーチングするためのル
ーチング確率Ｐk d,fと、ノードｎ’にルーチングするた
めのルーチング確率Ｐk d,n'とを区別して行う。なお、
以下の式で用いられるパラメータｃ，ａ，ａ’，ε，
ｈ，ｔは所定の定数である。
【００３９】（ａ）まず、トリップ時間Ｔk,dの良さを
表す尺度ｒ’を次式に基づいて計算する。
表す尺度ｒ’を次式に基づいて計算する。
【００４０】
【数２】｛Ｔk,d／（ｃ×μd）｝＜１の場合は、ｒ’＝
Ｔk,d／（ｃ×μd） ｛Ｔk,d／（ｃ×μd）｝≧１の場合は、ｒ’＝１
Ｔk,d／（ｃ×μd） ｛Ｔk,d／（ｃ×μd）｝≧１の場合は、ｒ’＝１
【００４１】ここで、尺度ｒ’は、小さいほど良い値で
ある。
ある。
【００４２】（ｂ）次いで、トリップ時間統計データＴ
ｒｉｐk（μd，σd 2）を用いて次式に基づいて、尺度
ｒ’を修正する。
ｒｉｐk（μd，σd 2）を用いて次式に基づいて、尺度
ｒ’を修正する。
【００４３】
【数３】ｒ'←ｒ'＋sign(ｔ-ｒ')×sign{(σd)／(μd)-
ε}×ｆ(σd，μd)
ε}×ｆ(σd，μd)
【００４４】ここで、signは、（）内の引数の符号を示
す関数であり、ｒ’＜ｔの場合は、ｆ（σ，μ）＝ｅｘ
ｐ（−ａ×σ／μ）であり、ｒ’≧ｔの場合は、ｆ
（σ，μ）＝ｅｘｐ（−ａ’×σ／μ）／ｅｘｐ
（ａ’）である。
す関数であり、ｒ’＜ｔの場合は、ｆ（σ，μ）＝ｅｘ
ｐ（−ａ×σ／μ）であり、ｒ’≧ｔの場合は、ｆ
（σ，μ）＝ｅｘｐ（−ａ’×σ／μ）／ｅｘｐ
（ａ’）である。
【００４５】（ｃ）次いで、学習率ｈを用いて次式に基
づいて尺度ｒ’の最終スケールを決定する。
づいて尺度ｒ’の最終スケールを決定する。
【数４】ｒ’←（ｒ’）h
【００４６】（ｄ）尺度ｒ’を［０，１］の範囲に制限
する。（ｅ）ルーチング確率Ｐk d,f及びＰk d,n'を次式
を用いてそれぞれ更新する。
する。（ｅ）ルーチング確率Ｐk d,f及びＰk d,n'を次式
を用いてそれぞれ更新する。
【００４７】
【数５】 Ｐk d,f←Ｐk d,f＋（１−ｒ’）×（１−Ｐk d,f）
【００４８】
【数６】Ｐk d,n'←Ｐk d,n'−（１−ｒ’）×Ｐk d,n'，
∀ｎ’∈Ｎk−｛ｆ｝
∀ｎ’∈Ｎk−｛ｆ｝
【００４９】アントネットアルゴリズムは、トリップ時
間の短いパスへのルーチングに対して報酬を与えること
により最短パスを求める、従来技術文献７「安倍直樹ほ
か，“能動学習概要”，情報処理，Vol.38，No.7，1997
年」に記載の強化学習の一種である。アントネットアル
ゴリズムによるルーチングが最短パスに収束するメカニ
ズムは、次のように表現できる。短いトリップ時間のパ
スへのルーチングに対してそのルーチング確率が増加さ
れる（報酬が与えられる）。ルーチング確率が増えると
より多くのエージェント（前進蟻）がそのパスを選択す
る。多くのエージェントが通過するほど多くの報酬がそ
のルーチング確率に与えられる。つまり、短いトリップ
時間のパスへのルーチング確率の成長プロセスが、正の
フィードバックを形成している。従来技術文献８「河本
英夫，“オートポイエーシス 第三世代システム”，青
土社，1995年」によって報告されているように、ルーチ
ング確率自体がこの成長プロセスの進行速度を加速する
（自己触媒作用）ため、素早く最短パスに収束すること
ができる。更に、このプロセスの進行速度は、短いパス
ほど速い。
間の短いパスへのルーチングに対して報酬を与えること
により最短パスを求める、従来技術文献７「安倍直樹ほ
か，“能動学習概要”，情報処理，Vol.38，No.7，1997
年」に記載の強化学習の一種である。アントネットアル
ゴリズムによるルーチングが最短パスに収束するメカニ
ズムは、次のように表現できる。短いトリップ時間のパ
スへのルーチングに対してそのルーチング確率が増加さ
れる（報酬が与えられる）。ルーチング確率が増えると
より多くのエージェント（前進蟻）がそのパスを選択す
る。多くのエージェントが通過するほど多くの報酬がそ
のルーチング確率に与えられる。つまり、短いトリップ
時間のパスへのルーチング確率の成長プロセスが、正の
フィードバックを形成している。従来技術文献８「河本
英夫，“オートポイエーシス 第三世代システム”，青
土社，1995年」によって報告されているように、ルーチ
ング確率自体がこの成長プロセスの進行速度を加速する
（自己触媒作用）ため、素早く最短パスに収束すること
ができる。更に、このプロセスの進行速度は、短いパス
ほど速い。
【００５０】次いで、上記アントネットにおけるリソー
ス管理処理について説明する。本実施形態のルーチング
システムは、２つの条件のもとでデータグラムネットワ
ーク上で動作する。第１に、ネットワークのユーザは、
データグラム及びリアルタイムフローという２つのサー
ビスクラス発信を要求する。データグラムとは、遅延に
鈍感なパケットであるが、リアルタイムフローは遅延に
敏感なパケットのシーケンスである。第２に、ネットワ
ーク中のあらゆるノードは、公知の重み付けされた公正
な待ち合わせ（Weighted Fair Queuing；ＷＦＱ）アル
ゴリズム（以下、ＷＦＱアルゴリズムという。）をサポ
ートする。ＷＦＱアルゴリズムは、ネットワーク中のあ
らゆるリンク伝送容量を複数Ｎ個の被分割リンクに均等
に分割する。ある１つの被分割リンクが恒久的にデータ
グラムに割り当てられ、もう１つの被分割リンクが恒久
的にエージェントに割り当てられるが、他の（Ｎ−２）
個の被分割リンクは、本実施形態のルーチングシステム
によって、オンデマンドで要求に応じて各リアルタイム
フローに割り当てられる。これ以降、リアルタイムフロ
ーのための（Ｎ−２）個の被分割リンクのそれぞれを
「リソース」と呼ぶ。リソースとは、ユーザ要求毎に割
り当てられる帯域幅の単位である。
ス管理処理について説明する。本実施形態のルーチング
システムは、２つの条件のもとでデータグラムネットワ
ーク上で動作する。第１に、ネットワークのユーザは、
データグラム及びリアルタイムフローという２つのサー
ビスクラス発信を要求する。データグラムとは、遅延に
鈍感なパケットであるが、リアルタイムフローは遅延に
敏感なパケットのシーケンスである。第２に、ネットワ
ーク中のあらゆるノードは、公知の重み付けされた公正
な待ち合わせ（Weighted Fair Queuing；ＷＦＱ）アル
ゴリズム（以下、ＷＦＱアルゴリズムという。）をサポ
ートする。ＷＦＱアルゴリズムは、ネットワーク中のあ
らゆるリンク伝送容量を複数Ｎ個の被分割リンクに均等
に分割する。ある１つの被分割リンクが恒久的にデータ
グラムに割り当てられ、もう１つの被分割リンクが恒久
的にエージェントに割り当てられるが、他の（Ｎ−２）
個の被分割リンクは、本実施形態のルーチングシステム
によって、オンデマンドで要求に応じて各リアルタイム
フローに割り当てられる。これ以降、リアルタイムフロ
ーのための（Ｎ−２）個の被分割リンクのそれぞれを
「リソース」と呼ぶ。リソースとは、ユーザ要求毎に割
り当てられる帯域幅の単位である。
【００５１】ところで、本実施形態で実行するＱｏＳル
ーチング処理、リソース管理処理及び発信制御処理のた
めに、図１のルータ装置１００において、パスキャッシ
ュテーブルメモリ１６及びリソース管理メモリ１７を備
えている。パスキャッシュテーブルメモリ１６では、宛
先ノードｄとパケット伝送に必要なリソース数ｍの異な
る組み合わせ毎に、現在実行可能であるパスのノードの
シーケンスであるルート情報である実行可能パス情報ｆ
−ｐａｔｈと、そのルート情報が現在有効であるか否か
の有効フラグ（ここで、１が有効で、０が無効であ
る。）とを格納している。また、リソース管理テーブル
メモリ１７は、各出力バッファメモリ２３毎に隣接する
ノードに対して確立可能なリンク内であって被分割リン
ク毎にどのユーザ要求（信号）Ｒｅｑｕｅｓｔ（ｉｄで
示す。）によりリソースが予約されているか、もしくは
予約されていないかを示す情報を格納する。なお、これ
らのメモリ１６，１７のデータの更新方法については詳
細後述する。
ーチング処理、リソース管理処理及び発信制御処理のた
めに、図１のルータ装置１００において、パスキャッシ
ュテーブルメモリ１６及びリソース管理メモリ１７を備
えている。パスキャッシュテーブルメモリ１６では、宛
先ノードｄとパケット伝送に必要なリソース数ｍの異な
る組み合わせ毎に、現在実行可能であるパスのノードの
シーケンスであるルート情報である実行可能パス情報ｆ
−ｐａｔｈと、そのルート情報が現在有効であるか否か
の有効フラグ（ここで、１が有効で、０が無効であ
る。）とを格納している。また、リソース管理テーブル
メモリ１７は、各出力バッファメモリ２３毎に隣接する
ノードに対して確立可能なリンク内であって被分割リン
ク毎にどのユーザ要求（信号）Ｒｅｑｕｅｓｔ（ｉｄで
示す。）によりリソースが予約されているか、もしくは
予約されていないかを示す情報を格納する。なお、これ
らのメモリ１６，１７のデータの更新方法については詳
細後述する。
【００５２】図１２は、本実施形態においてリソース予
約のユーザ要求（信号）Ｒｅｑｕｅｓｔを発信したとき
のリソース予約の処理フローである。当該ネットワーク
のユーザがホストコンピュータである発信通信端末か
ら、ユーザ要求（信号）Ｒｅｑｕｅｓｔを送信してリア
ルタイムフローの発信を要求するたびに、ユーザは２つ
の通信端末間で必要とされる帯域幅（リソースのｍ個の
単位）を示す。本実施形態のルーチングシステムが要求
を受け入れることを決めると、リソース予約用前進エー
ジェントＦrsyが発信ノードから当該ネットワークを介
して宛先ノードに向けて伝送され、２つの通信端末間で
少なくともｍ個の単位の帯域幅のパスをセットアップす
る。つまり、リソース予約用前進エージェントＦ
rsvは、パスを構成している全リンクのリソースのう
ち、ｍ個の単位を予約しようとする。確立されているパ
スは単方向である。本実施形態のルーチングシステム
は、宛先ノードｄと帯域幅の必要条件（リソース数ｍ）
の組毎にパスのルート情報を作成する。リソース予約用
後退エージェントＢrsvは、宛先ノードから当該ネット
ワークを介して発信ノードに向けて伝送され、要求側の
通信端末のユーザに、パスが無事に確立されたことを通
知するためにだけ使用される。データ伝送用パケット
は、ソースルーチングによって送られ、最後のパケット
はリアルタイムフローの完了の通知を搭載して伝送す
る。最後に、リソース開放用後退エージェントＢ
relは、宛先ノードから当該ネットワークを介して発信
ノードに向けて伝送され、このユーザ要求に予約されて
いるすべてのリソースを開放する。図１のすべてのエー
ジェント及びパケットは、同じパスを使用する。リソー
ス予約用前進エージェントＦrsvが、ユーザ要求を満た
すために十分なリソースを持たないリンクに遭遇すると
（つまり、リンクの未使用リソース数がｍより少ない場
合）、そのリソース予約用前進エージェントはリソース
予約用後退エージェントＢrsvを作成して消滅する。こ
の場合、リソース予約用後退エージェントＢrsvは、リ
ソース予約用前進エージェントＦrsvが予約していたす
べてのリソースを開放する。
約のユーザ要求（信号）Ｒｅｑｕｅｓｔを発信したとき
のリソース予約の処理フローである。当該ネットワーク
のユーザがホストコンピュータである発信通信端末か
ら、ユーザ要求（信号）Ｒｅｑｕｅｓｔを送信してリア
ルタイムフローの発信を要求するたびに、ユーザは２つ
の通信端末間で必要とされる帯域幅（リソースのｍ個の
単位）を示す。本実施形態のルーチングシステムが要求
を受け入れることを決めると、リソース予約用前進エー
ジェントＦrsyが発信ノードから当該ネットワークを介
して宛先ノードに向けて伝送され、２つの通信端末間で
少なくともｍ個の単位の帯域幅のパスをセットアップす
る。つまり、リソース予約用前進エージェントＦ
rsvは、パスを構成している全リンクのリソースのう
ち、ｍ個の単位を予約しようとする。確立されているパ
スは単方向である。本実施形態のルーチングシステム
は、宛先ノードｄと帯域幅の必要条件（リソース数ｍ）
の組毎にパスのルート情報を作成する。リソース予約用
後退エージェントＢrsvは、宛先ノードから当該ネット
ワークを介して発信ノードに向けて伝送され、要求側の
通信端末のユーザに、パスが無事に確立されたことを通
知するためにだけ使用される。データ伝送用パケット
は、ソースルーチングによって送られ、最後のパケット
はリアルタイムフローの完了の通知を搭載して伝送す
る。最後に、リソース開放用後退エージェントＢ
relは、宛先ノードから当該ネットワークを介して発信
ノードに向けて伝送され、このユーザ要求に予約されて
いるすべてのリソースを開放する。図１のすべてのエー
ジェント及びパケットは、同じパスを使用する。リソー
ス予約用前進エージェントＦrsvが、ユーザ要求を満た
すために十分なリソースを持たないリンクに遭遇すると
（つまり、リンクの未使用リソース数がｍより少ない場
合）、そのリソース予約用前進エージェントはリソース
予約用後退エージェントＢrsvを作成して消滅する。こ
の場合、リソース予約用後退エージェントＢrsvは、リ
ソース予約用前進エージェントＦrsvが予約していたす
べてのリソースを開放する。
【００５３】図１２に示すリソース予約の処理フローに
ついて、図１２を参照して以下詳述する。 （ＳＳ１）ホストコンピュータである発信通信端末から
ユーザ要求（信号）Ｒｅｑｕｅｓｔが発信ノードに到着
する。このユーザ要求（信号）Ｒｅｑｕｅｓｔは、リソ
ースを要求する通信端末の識別情報であるリソース要求
識別子（ｉｄ)と、宛先ノード番号（ｄ）と、必要なリ
ソース数（ｍ）とを含むデータを含む。ここで、本実施
形態においては、最大ホップ数Ｈｍａｘを固定している
が、変形例として、ユーザ要求（信号）Ｒｅｑｕｅｓｔ
において、最大ホップ数（Ｈｍａｘ）を含んでもよく、
最大ホップ数Ｈｍａｘは、これから伝送しようとするデ
ータパケットを伝送するときに使用するホップ数の最大
上限値を示す。すなわち、最大ホップ数Ｈｍａｘを越え
るパケット伝送をしないというＱｏＳの制約条件であ
る。 （ＳＳ２）各ノードは、データ（ｄ，ｍ）の組み合わせ
毎に１つの待ち行列を持つ。到着したユーザ要求（信
号）Ｒｅｑｕｅｓｔは、対応するキューメモリ２１にお
いて待ち行列の最後に入る。
ついて、図１２を参照して以下詳述する。 （ＳＳ１）ホストコンピュータである発信通信端末から
ユーザ要求（信号）Ｒｅｑｕｅｓｔが発信ノードに到着
する。このユーザ要求（信号）Ｒｅｑｕｅｓｔは、リソ
ースを要求する通信端末の識別情報であるリソース要求
識別子（ｉｄ)と、宛先ノード番号（ｄ）と、必要なリ
ソース数（ｍ）とを含むデータを含む。ここで、本実施
形態においては、最大ホップ数Ｈｍａｘを固定している
が、変形例として、ユーザ要求（信号）Ｒｅｑｕｅｓｔ
において、最大ホップ数（Ｈｍａｘ）を含んでもよく、
最大ホップ数Ｈｍａｘは、これから伝送しようとするデ
ータパケットを伝送するときに使用するホップ数の最大
上限値を示す。すなわち、最大ホップ数Ｈｍａｘを越え
るパケット伝送をしないというＱｏＳの制約条件であ
る。 （ＳＳ２）各ノードは、データ（ｄ，ｍ）の組み合わせ
毎に１つの待ち行列を持つ。到着したユーザ要求（信
号）Ｒｅｑｕｅｓｔは、対応するキューメモリ２１にお
いて待ち行列の最後に入る。
【００５４】（ＳＳ３）本実施形態のルーチングシステ
ムは所定の周期で周期的に、以下の処理を行う。 （ＳＳ３−１）キューメモリ２１における複数の待ち行
列の先頭のユーザ要求（信号）Ｒｅｑｕｅｓｔの中から
１つのユーザ要求（信号）Ｒｅｑｕｅｓｔをラウンドロ
ビンで取り出す。 （ＳＳ３−２）もしも、そのユーザ要求（信号）Ｒｅｑ
ｕｅｓｔが持つデータ（ｄ，ｍ）の組み合わせに対応す
るメモリ１６のパスキャッシュテーブル内の実行可能パ
ス情報ｆ−ｐａｔｈの有効フラグが“有効（１）”であ
れば、リソース予約用前進エージェントＦrsvを用いて
当該ノードにおいてリソースを予約する。ここで、リソ
ース予約用前進エージェントＦrsvは、データ（ｉｄ，
ｓ，ｄ，ｍ，ｆ−ｐａｔｈ）を含むパケットフォーマッ
トを有する。ここで、ｓは発信ノード番号である。但
し、実行可能パス情報ｆ−ｐａｔｈの有効フラグが有効
であるとは、その実行可能パス情報ｆ−ｐａｔｈ内のル
ート情報に含まれるすべてのリンクのリンク状態が”有
効（１）”である場合のみである。 （ＳＳ３−３）もし、上記ユーザ要求（信号）Ｒｅｑｕ
ｅｓｔが持つデータ（ｄ，ｍ）の組み合わせに対応する
実行可能パス情報ｆ−ｐａｔｈ内の有効フラグが”無効
（０）”であれば、そのユーザ要求（信号）Ｒｅｑｕｅ
ｓｔはキューメモリ２１内の待ち行列に戻され、上記Ｓ
Ｓ１の処理に戻る。
ムは所定の周期で周期的に、以下の処理を行う。 （ＳＳ３−１）キューメモリ２１における複数の待ち行
列の先頭のユーザ要求（信号）Ｒｅｑｕｅｓｔの中から
１つのユーザ要求（信号）Ｒｅｑｕｅｓｔをラウンドロ
ビンで取り出す。 （ＳＳ３−２）もしも、そのユーザ要求（信号）Ｒｅｑ
ｕｅｓｔが持つデータ（ｄ，ｍ）の組み合わせに対応す
るメモリ１６のパスキャッシュテーブル内の実行可能パ
ス情報ｆ−ｐａｔｈの有効フラグが“有効（１）”であ
れば、リソース予約用前進エージェントＦrsvを用いて
当該ノードにおいてリソースを予約する。ここで、リソ
ース予約用前進エージェントＦrsvは、データ（ｉｄ，
ｓ，ｄ，ｍ，ｆ−ｐａｔｈ）を含むパケットフォーマッ
トを有する。ここで、ｓは発信ノード番号である。但
し、実行可能パス情報ｆ−ｐａｔｈの有効フラグが有効
であるとは、その実行可能パス情報ｆ−ｐａｔｈ内のル
ート情報に含まれるすべてのリンクのリンク状態が”有
効（１）”である場合のみである。 （ＳＳ３−３）もし、上記ユーザ要求（信号）Ｒｅｑｕ
ｅｓｔが持つデータ（ｄ，ｍ）の組み合わせに対応する
実行可能パス情報ｆ−ｐａｔｈ内の有効フラグが”無効
（０）”であれば、そのユーザ要求（信号）Ｒｅｑｕｅ
ｓｔはキューメモリ２１内の待ち行列に戻され、上記Ｓ
Ｓ１の処理に戻る。
【００５５】（ＳＳ４）リソース予約用前進エージェン
トＦrsvは、それに含まれる実行可能パス情報ｆ−ｐａ
ｔｈ内のルート情報のパスに沿って通過するすべてのリ
ンクのリソースを以下のように予約する。 （ＳＳ４−１）メモリ１７のリソース管理テーブルから
空きリソース数（ｒ）を計数する。 （ＳＳ４−２）もしｍ＞ｒならば、後述するリソース開
放処理に進む。 （ＳＳ４−３）もしｍ≦ｒならば、メモリ１７のリソー
ス管理テーブルの中の空きリソースの状態を予約中と
し、リソース予約用前進エージェントＦrsvが持つリソ
ース要求識別子ｉｄを設定する。
トＦrsvは、それに含まれる実行可能パス情報ｆ−ｐａ
ｔｈ内のルート情報のパスに沿って通過するすべてのリ
ンクのリソースを以下のように予約する。 （ＳＳ４−１）メモリ１７のリソース管理テーブルから
空きリソース数（ｒ）を計数する。 （ＳＳ４−２）もしｍ＞ｒならば、後述するリソース開
放処理に進む。 （ＳＳ４−３）もしｍ≦ｒならば、メモリ１７のリソー
ス管理テーブルの中の空きリソースの状態を予約中と
し、リソース予約用前進エージェントＦrsvが持つリソ
ース要求識別子ｉｄを設定する。
【００５６】（ＳＳ５）リソース予約用前進エージェン
トＦrsvは宛先ノードｄに到着すると、宛先ノードｄに
接続されたホストコンピュータである通信端末に対し
て、リソース要求識別子（ｉｄ）の情報を有するユーザ
要求（信号）Ｒｅｑｕｅｓｔを送信後、リソース要求識
別子（ｉｄ）の情報を有する肯定応答パケットＡｃｋの
受信を待つ。 （ＳＳ６）リソース要求識別子（ｉｄ）の情報を有する
肯定応答パケットＡｃｋが到着すると、リソースの設定
が完了したことを通知するために、リソース予約用後退
エージェントＢrsvは、実行可能パス情報ｆ−ｐａｔｈ
内のルート情報に従ってそのパスに沿って発信ノード
（ｓ）に戻る。 （ＳＳ７）発信ノード（ｓ）に到着すると、ホストコン
ピュータである発信通信端末に対して、リソース要求識
別子（ｉｄ）の情報を有する肯定応答パケットＡｃｋを
送信する。 （ＳＳ８）ホストコンピュータである通信端末は、リソ
ース要求識別子（ｉｄ）の情報を有する肯定応答パケッ
トＡｃｋを受信すると、そのリソース識別子（ｉｄ）を
付けたデータ伝送パケットを発信ノード（ｓ）に送信す
る。 （ＳＳ９）データ伝送パケットを受信した発信ノード
（ｓ）は、データ伝送パケットに、実行可能パス情報ｆ
−ｐａｔｈを付与して設定する。各ノードは、データ伝
送パケットに設定された実行可能パス情報ｆ−ｐａｔｈ
から次のホップノードを決定する。これらの処理はソー
スルーチングと呼ばれる。 （ＳＳ１０）ホストコンピュータである発信通信端末
は、最後のデータ伝送パケットにパケット送信終了を示
す情報を設定して、発信ノードから当該パス及び宛先ノ
ードを介して着信通信端末に対して伝送する。ここで、
宛先ノード（ｄ）は、その情報を検出すると、そのパケ
ットが持つリソース要求識別子（ｉｄ）と実行可能パス
情報ｆ−ｐａｔｈを取り出し、リソース要求識別子（ｉ
ｄ）と実行可能パス情報ｆ−ｐａｔｈとを有するリソー
ス開放用後退エージェントＢｒｅｌを発信ノード（ｓ）
に向かって送信する。 （ＳＳ１１）さらに、リソース開放手順においては、リ
ソース要求識別子（ｉｄ）と実行可能パス情報ｆ−ｐａ
ｔｈとを有するリソース開放用後退エージェントＢrsv
は当該実行可能パス情報ｆ−ｐａｔｈに沿って、発信ノ
ード（ｓ）に戻るが、その途中で、予約したすべてのリ
ソースをメモリ１７のリソース管理テーブルの中のリソ
ース要求識別子（ｉｄ）に該当するリソースの状態を空
きに更新する。
トＦrsvは宛先ノードｄに到着すると、宛先ノードｄに
接続されたホストコンピュータである通信端末に対し
て、リソース要求識別子（ｉｄ）の情報を有するユーザ
要求（信号）Ｒｅｑｕｅｓｔを送信後、リソース要求識
別子（ｉｄ）の情報を有する肯定応答パケットＡｃｋの
受信を待つ。 （ＳＳ６）リソース要求識別子（ｉｄ）の情報を有する
肯定応答パケットＡｃｋが到着すると、リソースの設定
が完了したことを通知するために、リソース予約用後退
エージェントＢrsvは、実行可能パス情報ｆ−ｐａｔｈ
内のルート情報に従ってそのパスに沿って発信ノード
（ｓ）に戻る。 （ＳＳ７）発信ノード（ｓ）に到着すると、ホストコン
ピュータである発信通信端末に対して、リソース要求識
別子（ｉｄ）の情報を有する肯定応答パケットＡｃｋを
送信する。 （ＳＳ８）ホストコンピュータである通信端末は、リソ
ース要求識別子（ｉｄ）の情報を有する肯定応答パケッ
トＡｃｋを受信すると、そのリソース識別子（ｉｄ）を
付けたデータ伝送パケットを発信ノード（ｓ）に送信す
る。 （ＳＳ９）データ伝送パケットを受信した発信ノード
（ｓ）は、データ伝送パケットに、実行可能パス情報ｆ
−ｐａｔｈを付与して設定する。各ノードは、データ伝
送パケットに設定された実行可能パス情報ｆ−ｐａｔｈ
から次のホップノードを決定する。これらの処理はソー
スルーチングと呼ばれる。 （ＳＳ１０）ホストコンピュータである発信通信端末
は、最後のデータ伝送パケットにパケット送信終了を示
す情報を設定して、発信ノードから当該パス及び宛先ノ
ードを介して着信通信端末に対して伝送する。ここで、
宛先ノード（ｄ）は、その情報を検出すると、そのパケ
ットが持つリソース要求識別子（ｉｄ）と実行可能パス
情報ｆ−ｐａｔｈを取り出し、リソース要求識別子（ｉ
ｄ）と実行可能パス情報ｆ−ｐａｔｈとを有するリソー
ス開放用後退エージェントＢｒｅｌを発信ノード（ｓ）
に向かって送信する。 （ＳＳ１１）さらに、リソース開放手順においては、リ
ソース要求識別子（ｉｄ）と実行可能パス情報ｆ−ｐａ
ｔｈとを有するリソース開放用後退エージェントＢrsv
は当該実行可能パス情報ｆ−ｐａｔｈに沿って、発信ノ
ード（ｓ）に戻るが、その途中で、予約したすべてのリ
ソースをメモリ１７のリソース管理テーブルの中のリソ
ース要求識別子（ｉｄ）に該当するリソースの状態を空
きに更新する。
【００５７】本実施形態のルーチングシステムにおいて
は、実行可能パスを見つけるために従来例のアントネッ
トに対して拡張した、ＱｏＳルーチング処理に係る以下
の拡張処理を実行する。パスが現在一定のＱｏＳの制約
条件を満たしている場合に、パスは「実行可能」であ
る。
は、実行可能パスを見つけるために従来例のアントネッ
トに対して拡張した、ＱｏＳルーチング処理に係る以下
の拡張処理を実行する。パスが現在一定のＱｏＳの制約
条件を満たしている場合に、パスは「実行可能」であ
る。
【００５８】本実施形態においては、ＱｏＳの制約条件
の集合のもとで遅延時間を最小限に抑える実行可能パス
を見つけることができる拡張処理について説明する。ま
ず最初に、最短パスを選択するためにパスのパケット遅
延をどのようにして測定するのかについて説明してか
ら、ＱｏＳの制約条件を満たす実行可能パスを選択する
方法について説明する。
の集合のもとで遅延時間を最小限に抑える実行可能パス
を見つけることができる拡張処理について説明する。ま
ず最初に、最短パスを選択するためにパスのパケット遅
延をどのようにして測定するのかについて説明してか
ら、ＱｏＳの制約条件を満たす実行可能パスを選択する
方法について説明する。
【００５９】従来例のアントネットにおいては、前進蟻
エージェントや前進エージェント及びデータ伝送パケッ
トは、キューメモリ２１内の同じ出力待ち行列に加わ
り、先に来たものが先にサービスを受けること（ＦＣＦ
Ｓ）を基準にして伝送される。つまり、その結果、前進
蟻エージェントは、パケットのトリップ時間を測定する
ことができる。他方、本実施形態のルーチングシステム
においては、エージェントは、恒久的なパスが予めエー
ジェントのために確立されたかのように、ＷＦＱアルゴ
リズムによって割り当てられている専用の帯域幅を使用
する。従って、本実施形態においては、パスに沿って移
動する前進蟻のトリップ時間を使用して、新しいパスを
使用する予定のパケットのトリップ時間を測定する。
エージェントや前進エージェント及びデータ伝送パケッ
トは、キューメモリ２１内の同じ出力待ち行列に加わ
り、先に来たものが先にサービスを受けること（ＦＣＦ
Ｓ）を基準にして伝送される。つまり、その結果、前進
蟻エージェントは、パケットのトリップ時間を測定する
ことができる。他方、本実施形態のルーチングシステム
においては、エージェントは、恒久的なパスが予めエー
ジェントのために確立されたかのように、ＷＦＱアルゴ
リズムによって割り当てられている専用の帯域幅を使用
する。従って、本実施形態においては、パスに沿って移
動する前進蟻のトリップ時間を使用して、新しいパスを
使用する予定のパケットのトリップ時間を測定する。
【００６０】次に、制約条件に基づくルーチングの拡張
処理について説明する。本実施形態のルーチングシステ
ムは、帯域幅及びホップ数という２つのＱｏＳの制約条
件をサポートする。必要とされる帯域幅の量（必要とさ
れるリソースの数ｍ）は、各ユーザ要求（信号）Ｒｅｑ
ｕｅｓｔの到着時に提示される。これとは対照的に、本
実施形態においては、最大ホップ数Ｈｍａｘは、すべて
のユーザ要求（信号）Ｒｅｑｕｅｓｔに対して予め決定
されると仮定する。従来例のアントネットは、帯域幅及
びホップ数の制約ルーチン機能をサポートするために容
易に拡張することができる。単にすべての前進蟻の行動
を以下のように制限するだけで、これらの機能を得るこ
とができる。このＱｏＳルーチングの拡張処理において
は、発信ノードに接続された発信通信端末からのユーザ
要求（信号）による発信要求とは独立にかつ所定の周期
で周期的に（すなわち、定期的に）、宛先ノードと必要
なリソース数をランダムに決定してそれらの情報を保持
した前進蟻エージェントを発信ノードから宛先ノードに
向けて送信した後、宛先ノードで前進蟻エージェントを
受信したとき後退蟻エージェントを発信ノードに返信
し、各ノードにおいて前進蟻エージェントを受信したと
きに当該前進蟻エージェントにより形成されたパスが当
該前進蟻エージェントが保持するサービス品質を満たさ
ないと判断したときに当該前進蟻エージェントを廃棄し
て後退蟻エージェントを返信することを中止し、各ノー
ドから後退蟻エージェントを送信するときに当該ノード
の出リンクにおけるサービス品質の情報を保持して送信
し、発信ノードを含む各ノードで後退蟻エージェントを
受信するときに当該後退蟻エージェントが保持する隣接
するノードの出リンクにおけるサービス品質の情報に基
づいてパスキャッシュテーブルメモリ１６内の実行可能
パス情報ｆ−ｐａｔｈを更新することを特徴としてい
る。従って、発信通信端末から発信ノードに発信要求が
あったときは、パスキャッシュテーブルメモリ１６内の
実行可能パス情報ｆ−ｐａｔｈを参照することにより、
発信可能であるか否かを即事に判断できる。なお、この
実施形態においては、ＱｏＳルーチング処理における最
大ホップ数Ｈｍａｘは当該ルーチングシステムにおいて
予め決定して固定であるが、本発明はこれに限らず、発
信通信端末から受信するように構成してもよい。
処理について説明する。本実施形態のルーチングシステ
ムは、帯域幅及びホップ数という２つのＱｏＳの制約条
件をサポートする。必要とされる帯域幅の量（必要とさ
れるリソースの数ｍ）は、各ユーザ要求（信号）Ｒｅｑ
ｕｅｓｔの到着時に提示される。これとは対照的に、本
実施形態においては、最大ホップ数Ｈｍａｘは、すべて
のユーザ要求（信号）Ｒｅｑｕｅｓｔに対して予め決定
されると仮定する。従来例のアントネットは、帯域幅及
びホップ数の制約ルーチン機能をサポートするために容
易に拡張することができる。単にすべての前進蟻の行動
を以下のように制限するだけで、これらの機能を得るこ
とができる。このＱｏＳルーチングの拡張処理において
は、発信ノードに接続された発信通信端末からのユーザ
要求（信号）による発信要求とは独立にかつ所定の周期
で周期的に（すなわち、定期的に）、宛先ノードと必要
なリソース数をランダムに決定してそれらの情報を保持
した前進蟻エージェントを発信ノードから宛先ノードに
向けて送信した後、宛先ノードで前進蟻エージェントを
受信したとき後退蟻エージェントを発信ノードに返信
し、各ノードにおいて前進蟻エージェントを受信したと
きに当該前進蟻エージェントにより形成されたパスが当
該前進蟻エージェントが保持するサービス品質を満たさ
ないと判断したときに当該前進蟻エージェントを廃棄し
て後退蟻エージェントを返信することを中止し、各ノー
ドから後退蟻エージェントを送信するときに当該ノード
の出リンクにおけるサービス品質の情報を保持して送信
し、発信ノードを含む各ノードで後退蟻エージェントを
受信するときに当該後退蟻エージェントが保持する隣接
するノードの出リンクにおけるサービス品質の情報に基
づいてパスキャッシュテーブルメモリ１６内の実行可能
パス情報ｆ−ｐａｔｈを更新することを特徴としてい
る。従って、発信通信端末から発信ノードに発信要求が
あったときは、パスキャッシュテーブルメモリ１６内の
実行可能パス情報ｆ−ｐａｔｈを参照することにより、
発信可能であるか否かを即事に判断できる。なお、この
実施形態においては、ＱｏＳルーチング処理における最
大ホップ数Ｈｍａｘは当該ルーチングシステムにおいて
予め決定して固定であるが、本発明はこれに限らず、発
信通信端末から受信するように構成してもよい。
【００６１】＜第１の拡張処理＞（帯域幅の制約ルーチ
ン）すべての前進蟻エージェントは、出リンクにおける
未使用リソース数ｒが、必要とされているリソース数ｍ
を下回らないリンクだけを使用する。
ン）すべての前進蟻エージェントは、出リンクにおける
未使用リソース数ｒが、必要とされているリソース数ｍ
を下回らないリンクだけを使用する。
【００６２】＜第２の拡張処理＞（ホップ数制約ルーチ
ン）前進蟻エージェントのホップ数が所定の最大ホップ
数Ｈｍａｘを上回る場合、前進蟻エージェントは消滅す
る。
ン）前進蟻エージェントのホップ数が所定の最大ホップ
数Ｈｍａｘを上回る場合、前進蟻エージェントは消滅す
る。
【００６３】要求されているリソースのそれぞれの数
は、前進蟻エージェントの１つの制約されている行動に
マッピングされるため、｜Ｍ｜個の独立に拡張されたア
ントネットアルゴリズムが、帯域幅の必要条件をサポー
トするためにネットワーク内で同時並行して実行されな
ければならず、この場合、Ｍは本実施形態のルーチング
システムによってサポートされている必要とされている
リソースの数の集合である。例えば、Ｍ＝｛１，３｝の
場合には、あるアルゴリズムに属しているすべての前進
蟻エージェントは、未使用リソースの少なくとも１つの
単位を備えているリンクだけを使用し、他のアルゴリズ
ムに属しているすべての前進蟻エージェントは、少なく
とも３つの未使用リソースの単位を備えているリンクだ
けを使用する。
は、前進蟻エージェントの１つの制約されている行動に
マッピングされるため、｜Ｍ｜個の独立に拡張されたア
ントネットアルゴリズムが、帯域幅の必要条件をサポー
トするためにネットワーク内で同時並行して実行されな
ければならず、この場合、Ｍは本実施形態のルーチング
システムによってサポートされている必要とされている
リソースの数の集合である。例えば、Ｍ＝｛１，３｝の
場合には、あるアルゴリズムに属しているすべての前進
蟻エージェントは、未使用リソースの少なくとも１つの
単位を備えているリンクだけを使用し、他のアルゴリズ
ムに属しているすべての前進蟻エージェントは、少なく
とも３つの未使用リソースの単位を備えているリンクだ
けを使用する。
【００６４】本実施形態においては、上記第１の拡張処
理の容易な実施例を提示することができる。すなわち、
ｒ（ｓ，ｎ）をリンク（ｓ，ｎ）（ノードｓからノード
ｎまでのリンク）の未使用リソースの数とし、ｍを必要
とされているリソースの数とする。ネットワークのあら
ゆる発信ノードｓにおいては、ノードｎ∈Ｎsがｒ
（ｓ，ｎ）＜ｍを満たすとき、ノードｎが（まるでリン
ク（ｓ，ｎ）が故障したかのように）集合Ｎsから削除
されてから、ノードｓのすべてのルーチング確率は、以
下のように正規化される。
理の容易な実施例を提示することができる。すなわち、
ｒ（ｓ，ｎ）をリンク（ｓ，ｎ）（ノードｓからノード
ｎまでのリンク）の未使用リソースの数とし、ｍを必要
とされているリソースの数とする。ネットワークのあら
ゆる発信ノードｓにおいては、ノードｎ∈Ｎsがｒ
（ｓ，ｎ）＜ｍを満たすとき、ノードｎが（まるでリン
ク（ｓ，ｎ）が故障したかのように）集合Ｎsから削除
されてから、ノードｓのすべてのルーチング確率は、以
下のように正規化される。
【００６５】
【数７】
【００６６】その後、ノードｎがｒ（ｓ，ｎ）≧ｍを満
たすと、ノードｎが（あたかもリンク（ｓ，ｎ）が回復
したかのように）集合Ｎsに加えられてから、ノードｓ
のすべてのルーチン確率が再び上記数７によって正規化
される。
たすと、ノードｎが（あたかもリンク（ｓ，ｎ）が回復
したかのように）集合Ｎsに加えられてから、ノードｓ
のすべてのルーチン確率が再び上記数７によって正規化
される。
【００６７】帯域幅の制約ルーチング機能付きアントネ
ットは、大量の要求到着時に、前進蟻エージェントの大
部分がいくつかの少しばかり利用されているリンクの中
でロック状態となるという問題が生じる。この状況で
は、実行可能パスは絶対に発見されず、これらの前進蟻
エージェントはただ伝送帯域幅を浪費するだけである。
この問題を克服するためにさらに２つの拡張処理を付加
する。
ットは、大量の要求到着時に、前進蟻エージェントの大
部分がいくつかの少しばかり利用されているリンクの中
でロック状態となるという問題が生じる。この状況で
は、実行可能パスは絶対に発見されず、これらの前進蟻
エージェントはただ伝送帯域幅を浪費するだけである。
この問題を克服するためにさらに２つの拡張処理を付加
する。
【００６８】＜第３の拡張処理＞すべての出力リンクが
帯域幅の必要条件を満たさないために、前進蟻エージェ
ントが次のホップノードを選択できない場合には、前進
蟻エージェントは消滅する。 ＜第４の拡張処理＞前進蟻エージェントが少なくとも２
回同じノードを通過又は訪問した場合には、前進蟻エー
ジェントは消滅する。すなわち、２回目のループができ
たときに、前進蟻エージェントは消滅する。
帯域幅の必要条件を満たさないために、前進蟻エージェ
ントが次のホップノードを選択できない場合には、前進
蟻エージェントは消滅する。 ＜第４の拡張処理＞前進蟻エージェントが少なくとも２
回同じノードを通過又は訪問した場合には、前進蟻エー
ジェントは消滅する。すなわち、２回目のループができ
たときに、前進蟻エージェントは消滅する。
【００６９】以上２つの拡張処理の規則により、多くの
前進蟻エージェントが、このような要求到着時に長い時
間ネットワーク内に留置しないようになる。
前進蟻エージェントが、このような要求到着時に長い時
間ネットワーク内に留置しないようになる。
【００７０】次いで、本実施形態に係るグローバルな発
信制御処理について説明する。本実施形態のルーチング
システムの主要な目的とは、ユーザの要求に従って、ネ
ットワーク全体のリソースを効率よく割り当てることで
ある。従って、本実施形態においては、効率という用語
を、予約済みのリソースが、リアルタイムフローでデー
タ伝送パケットを伝送するために可能な限り多く使用さ
れなければならないことを示すために使用する。効率的
なグローバルな発信制御を行わない場合、大量の要求到
着時には、パスをセットアップするような試みはたいて
いの場合に失敗するため、未使用で予約済みリソース
（パスに部分的に予約されているリソースだけ）の率は
優勢になる。
信制御処理について説明する。本実施形態のルーチング
システムの主要な目的とは、ユーザの要求に従って、ネ
ットワーク全体のリソースを効率よく割り当てることで
ある。従って、本実施形態においては、効率という用語
を、予約済みのリソースが、リアルタイムフローでデー
タ伝送パケットを伝送するために可能な限り多く使用さ
れなければならないことを示すために使用する。効率的
なグローバルな発信制御を行わない場合、大量の要求到
着時には、パスをセットアップするような試みはたいて
いの場合に失敗するため、未使用で予約済みリソース
（パスに部分的に予約されているリソースだけ）の率は
優勢になる。
【００７１】次いで、発信制御処理について以下に詳述
する。効率的な発信制御処理を達成するための基本的な
考えとは、以下の通りである。多くの前進蟻エージェン
ト及び後退蟻エージェントは、最短実行パスを探索する
ためにネットワーク上で動き回るので、本実施形態で
は、これらの蟻エージェントに彼らが訪問したことのあ
るノードのリンク状態に関する情報を搬送させる。それ
からこの情報は各ノードのパスキャッシュテーブルメモ
リ１６内で保持されている実行可能パスが、現在実行可
能であるのかどうかを決定するために使用され、このパ
スキャッシュテーブルメモリ１６の参照はリソース予約
用前進エージェントを送信する前に行われる。これ以
降、我々は各ノード内で維持されている実行可能パスの
情報を、実行可能パス情報ｆ−ｐａｔｈと呼んでいる。
すなわち、本実施形態においては、発信ノードに接続さ
れた通信端末からの発信要求時においてリソース予約用
前進エージェントを送信する前に、パスキャッシュメモ
リ１６に格納された実行可能パス情報を参照して、宛先
ノードへのパスが有効フラグにより現在有効であって実
行可能であるときのみリソース予約用前進エージェント
を送信することにより発信制御を行う。
する。効率的な発信制御処理を達成するための基本的な
考えとは、以下の通りである。多くの前進蟻エージェン
ト及び後退蟻エージェントは、最短実行パスを探索する
ためにネットワーク上で動き回るので、本実施形態で
は、これらの蟻エージェントに彼らが訪問したことのあ
るノードのリンク状態に関する情報を搬送させる。それ
からこの情報は各ノードのパスキャッシュテーブルメモ
リ１６内で保持されている実行可能パスが、現在実行可
能であるのかどうかを決定するために使用され、このパ
スキャッシュテーブルメモリ１６の参照はリソース予約
用前進エージェントを送信する前に行われる。これ以
降、我々は各ノード内で維持されている実行可能パスの
情報を、実行可能パス情報ｆ−ｐａｔｈと呼んでいる。
すなわち、本実施形態においては、発信ノードに接続さ
れた通信端末からの発信要求時においてリソース予約用
前進エージェントを送信する前に、パスキャッシュメモ
リ１６に格納された実行可能パス情報を参照して、宛先
ノードへのパスが有効フラグにより現在有効であって実
行可能であるときのみリソース予約用前進エージェント
を送信することにより発信制御を行う。
【００７２】以上で本実施形態のルーチングシステムの
発信制御処理を説明する準備が整った。ネットワーク中
のあらゆるノードは、パスキャッシュテーブルメモリ１
６内に１つのパスキャッシュテーブルを保持する。パス
キャッシュテーブルは、宛先ノード及び帯域幅の必要条
件のすべての組毎に、実行可能パス情報ｆ−ｐａｔｈ及
びこれらの実行可能パス情報ｆ−ｐａｔｈを構成するす
べてのリンクの状態の集合を含む。Ｐ（ｓ，ｄ，ｍ）
は、２つのノード間でｍ単位以上の帯域幅を用いて発信
ノードｓから宛先ノードｄまでの実行可能パス情報ｆ−
ｐａｔｈを示す。また、ｓ（ｎ1，ｎ2，ｍ）は、ノード
ｎ1からノードｎ2へのリンクであるリンク（ｎ1，ｎ2）
が少なくともｍ単位の未使用のリソースを有しているか
否かを示す状態を示す。その結果、ノードｓのパスキャ
ッシュテーブルは、以下を含む。
発信制御処理を説明する準備が整った。ネットワーク中
のあらゆるノードは、パスキャッシュテーブルメモリ１
６内に１つのパスキャッシュテーブルを保持する。パス
キャッシュテーブルは、宛先ノード及び帯域幅の必要条
件のすべての組毎に、実行可能パス情報ｆ−ｐａｔｈ及
びこれらの実行可能パス情報ｆ−ｐａｔｈを構成するす
べてのリンクの状態の集合を含む。Ｐ（ｓ，ｄ，ｍ）
は、２つのノード間でｍ単位以上の帯域幅を用いて発信
ノードｓから宛先ノードｄまでの実行可能パス情報ｆ−
ｐａｔｈを示す。また、ｓ（ｎ1，ｎ2，ｍ）は、ノード
ｎ1からノードｎ2へのリンクであるリンク（ｎ1，ｎ2）
が少なくともｍ単位の未使用のリソースを有しているか
否かを示す状態を示す。その結果、ノードｓのパスキャ
ッシュテーブルは、以下を含む。
【００７３】
【数８】Ｐ(ｓ，ｄ，ｍ),｛ｓ(ｎ1，ｎ2，ｍ)｜(ｎ1，
ｎ2)∈Ｐ(ｓ，ｄ，ｍ)｝，∀ｄ∈Ｓ−｛ｓ｝，∀ｍ∈Ｍ
ｎ2)∈Ｐ(ｓ，ｄ，ｍ)｝，∀ｄ∈Ｓ−｛ｓ｝，∀ｍ∈Ｍ
【００７４】この場合ＳとＭは、それぞれネットワーク
のノードの集合、及び本実施形態のルーチングシステム
によってサポートされている必要とされているリソース
の数の集合である。以下では、発信制御機構を説明す
る。
のノードの集合、及び本実施形態のルーチングシステム
によってサポートされている必要とされているリソース
の数の集合である。以下では、発信制御機構を説明す
る。
【００７５】次いで、メモリ１６内のパスキャッシュテ
ーブルのリンク状態の更新処理について詳述する。
ーブルのリンク状態の更新処理について詳述する。
【００７６】＜第１の説明＞後退蟻エージェントＢant
や後退エージェントＢrsv，Ｂrelのいずれかである後退
蟻エージェント又は後退エージェントがノードｋを出発
する時、それはそのノードのすべての出力リンクの状態
を搬送する。この後退蟻エージェント又は後退エージェ
ントによって運ばれる情報は（ｋ，ｌ，ｒ）で表現され
る。ここで、ｌはノードｋの隣接ノード番号であり、ｒ
はリンク（ｋ，ｌ）（ノードｋからノードｌへのリンク
を表す。）の残りのリソース数である。
や後退エージェントＢrsv，Ｂrelのいずれかである後退
蟻エージェント又は後退エージェントがノードｋを出発
する時、それはそのノードのすべての出力リンクの状態
を搬送する。この後退蟻エージェント又は後退エージェ
ントによって運ばれる情報は（ｋ，ｌ，ｒ）で表現され
る。ここで、ｌはノードｋの隣接ノード番号であり、ｒ
はリンク（ｋ，ｌ）（ノードｋからノードｌへのリンク
を表す。）の残りのリソース数である。
【００７７】＜第２の説明＞後退蟻エージェント又は後
退エージェントがノードｓに到着すると、それは、パス
キャッシュテーブル内のリンク状態を、そのエージェン
トが運ぶすべてのリンク情報（ｋ，ｌ，ｒ）を使って次
のように更新する。すべての宛先ノードｄとすべての要
求リソース数ｍに対して、もしリンク（ｋ，ｌ）が実行
可能パス情報ｆ−ｐａｔｈ（ｄ，ｍ）（つまり、組み合
わせ（ｄ，ｍ）に対応する実行可能パス情報ｆ−ｐａｔ
ｈをいう。）に含まれているならば、そのリンクの状態
ｓ（ｋ，ｌ，ｍ）を次式のように更新する。
退エージェントがノードｓに到着すると、それは、パス
キャッシュテーブル内のリンク状態を、そのエージェン
トが運ぶすべてのリンク情報（ｋ，ｌ，ｒ）を使って次
のように更新する。すべての宛先ノードｄとすべての要
求リソース数ｍに対して、もしリンク（ｋ，ｌ）が実行
可能パス情報ｆ−ｐａｔｈ（ｄ，ｍ）（つまり、組み合
わせ（ｄ，ｍ）に対応する実行可能パス情報ｆ−ｐａｔ
ｈをいう。）に含まれているならば、そのリンクの状態
ｓ（ｋ，ｌ，ｍ）を次式のように更新する。
【００７８】
【数９】ｓ（ｋ，ｌ，ｍ）＝１，もしｒ≧ｍのとき＝
０，その他のとき
０，その他のとき
【００７９】＜第３の説明＞その帯域幅がｍ個のリソー
ス数を下回らない新規に発見された実行可能パス情報に
関するルート情報を携えてノードｄからノードｓに戻る
後退蟻Ｂantがその宛先ノードｓに達すると、それは、
この実行可能パス情報に関するルート情報でパスキャッ
シュテーブル内の実行可能パス情報ｆ−ｐａｔｈＰ
（ｓ，ｄ，ｍ）を置き換えてから、後退蟻エージェント
Ｂantが上記第２の説明で説明されたように、パスキャ
ッシュテーブル内のリンク状態を更新する。すなわち、
データ（ｓ，ｄ，ｍ，ｆ−ｐａｔｈ）を有する後退蟻エ
ージェントＢantが発信ノード（ｓ）に戻ってくると、
パスキャッシュテーブルのデータ（ｄ，ｍ）に該当する
実行可能パス情報ｆ−ｐａｔｈを、その前進蟻エージェ
ントＦantが持つｆ−ｐａｔｈを使って置き換える。
ス数を下回らない新規に発見された実行可能パス情報に
関するルート情報を携えてノードｄからノードｓに戻る
後退蟻Ｂantがその宛先ノードｓに達すると、それは、
この実行可能パス情報に関するルート情報でパスキャッ
シュテーブル内の実行可能パス情報ｆ−ｐａｔｈＰ
（ｓ，ｄ，ｍ）を置き換えてから、後退蟻エージェント
Ｂantが上記第２の説明で説明されたように、パスキャ
ッシュテーブル内のリンク状態を更新する。すなわち、
データ（ｓ，ｄ，ｍ，ｆ−ｐａｔｈ）を有する後退蟻エ
ージェントＢantが発信ノード（ｓ）に戻ってくると、
パスキャッシュテーブルのデータ（ｄ，ｍ）に該当する
実行可能パス情報ｆ−ｐａｔｈを、その前進蟻エージェ
ントＦantが持つｆ−ｐａｔｈを使って置き換える。
【００８０】＜第４の説明＞各ノードは宛先ノードと帯
域幅の必要条件の組毎に１つのユーザ要求待ち行列を備
えている。従って、各ノードは、（｜Ｓ｜−１）×｜Ｍ
｜個のユーザ要求待ち行列の入力バッファメモリを備え
ている。到着する各ユーザ要求は、要求の宛先ノード及
び必要とされている帯域幅に従って、これらの待ち行列
の１つに割り当てられる。
域幅の必要条件の組毎に１つのユーザ要求待ち行列を備
えている。従って、各ノードは、（｜Ｓ｜−１）×｜Ｍ
｜個のユーザ要求待ち行列の入力バッファメモリを備え
ている。到着する各ユーザ要求は、要求の宛先ノード及
び必要とされている帯域幅に従って、これらの待ち行列
の１つに割り当てられる。
【００８１】＜第５の説明＞所定の周期で周期的に、本
実施形態のルーチングシステムは、１つのユーザ要求に
パスをセットアップしようとする。本実施形態のルーチ
ングシステムは、ラウンドロビンでユーザ要求待ち行列
のキューメモリ２１の先頭で待機しているすべての要求
から、その対応する実行可能パス情報ｆ−ｐａｔｈが
「利用可能」であるリソース要求を選択する。実行可能
パス情報ｆ−ｐａｔｈであるＰ（ｓ，ｄ，ｍ）は、すべ
てのリンク（ｎ1，ｎ2）∈Ｐ（ｓ，ｄ，ｍ）に対して、
ｓ（ｎ1，ｎ2，ｍ）＝１の場合にだけ「利用可能」であ
る。それ以外の場合には、それは「利用できない」。選
択された要求は待ち行列のキューメモリ２１から除去さ
れる。要求に対するパス確立が成功すると、リソース要
求は破棄され、要求側ユーザであるホストコンピュータ
の通信端末は、パス確立完了について知らされる。それ
以外の場合、リソース要求は、リソース要求がその到着
時に昇順で待ち行列のキューメモリ２１から出現するよ
うに、同じ待ち行列のキューメモリ２１に戻される。
実施形態のルーチングシステムは、１つのユーザ要求に
パスをセットアップしようとする。本実施形態のルーチ
ングシステムは、ラウンドロビンでユーザ要求待ち行列
のキューメモリ２１の先頭で待機しているすべての要求
から、その対応する実行可能パス情報ｆ−ｐａｔｈが
「利用可能」であるリソース要求を選択する。実行可能
パス情報ｆ−ｐａｔｈであるＰ（ｓ，ｄ，ｍ）は、すべ
てのリンク（ｎ1，ｎ2）∈Ｐ（ｓ，ｄ，ｍ）に対して、
ｓ（ｎ1，ｎ2，ｍ）＝１の場合にだけ「利用可能」であ
る。それ以外の場合には、それは「利用できない」。選
択された要求は待ち行列のキューメモリ２１から除去さ
れる。要求に対するパス確立が成功すると、リソース要
求は破棄され、要求側ユーザであるホストコンピュータ
の通信端末は、パス確立完了について知らされる。それ
以外の場合、リソース要求は、リソース要求がその到着
時に昇順で待ち行列のキューメモリ２１から出現するよ
うに、同じ待ち行列のキューメモリ２１に戻される。
【００８２】「第１の説明」及び「第２の説明」に説明
されているリソース管理処理は、実行可能パス情報ｆ−
ｐａｔｈの状態の確度を高める。最新のリンク状態情報
が後退蟻エージェントによって収集されている、パスキ
ャッシュ内でのリンク状態の各修正又は更新により、い
くつかの実行可能パス情報ｆ−ｐａｔｈは利用できなく
なり、それ以外のいくつかの実行可能パス情報ｆ−ｐａ
ｔｈは利用できるようになる。リソース管理処理を行わ
ない場合、パスキャッシュテーブル内のすべての実行可
能パス情報ｆ−ｐａｔｈはつねに利用可能となり、その
結果ユーザ要求は絶対に遮られず、パスのセットアップ
の失敗率が上昇するだろう。後述するシミュレーション
では、ユーザ要求到着率が高いとき、ネットワークサイ
ズが大きいとき、及び未使用リソースの数が急速に変化
するときにこのリソース管理が有効であることを示す。
されているリソース管理処理は、実行可能パス情報ｆ−
ｐａｔｈの状態の確度を高める。最新のリンク状態情報
が後退蟻エージェントによって収集されている、パスキ
ャッシュ内でのリンク状態の各修正又は更新により、い
くつかの実行可能パス情報ｆ−ｐａｔｈは利用できなく
なり、それ以外のいくつかの実行可能パス情報ｆ−ｐａ
ｔｈは利用できるようになる。リソース管理処理を行わ
ない場合、パスキャッシュテーブル内のすべての実行可
能パス情報ｆ−ｐａｔｈはつねに利用可能となり、その
結果ユーザ要求は絶対に遮られず、パスのセットアップ
の失敗率が上昇するだろう。後述するシミュレーション
では、ユーザ要求到着率が高いとき、ネットワークサイ
ズが大きいとき、及び未使用リソースの数が急速に変化
するときにこのリソース管理が有効であることを示す。
【００８３】本発明に係る実施形態は、リアルタイムフ
ローの高いスループットのための効率的なネットワーク
リソースの割り当て、及びパス確立のための小さい平均
待機時間だけを目的として構築する。従って、パス確立
のリソース要求の選択は、リソース要求に対応する実行
可能パス情報ｆ−ｐａｔｈの利用可能性だけに基づいて
いる。より少ない数のリソースを必要とするユーザ要求
の方が、さらに多い数のリソースを必要とする要求より
頻繁に選択される傾向があるために生じる公正さの問題
は、本発明の範囲外である。
ローの高いスループットのための効率的なネットワーク
リソースの割り当て、及びパス確立のための小さい平均
待機時間だけを目的として構築する。従って、パス確立
のリソース要求の選択は、リソース要求に対応する実行
可能パス情報ｆ−ｐａｔｈの利用可能性だけに基づいて
いる。より少ない数のリソースを必要とするユーザ要求
の方が、さらに多い数のリソースを必要とする要求より
頻繁に選択される傾向があるために生じる公正さの問題
は、本発明の範囲外である。
【００８４】この発信制御処理の機構の利点は、以下の
ように要約される。第１に、実行可能パス情報ｆ−ｐａ
ｔｈはつねに宛先ノードと必要とされている帯域幅のす
べての組に対して作成されるため、即座のパス確立が達
成できる。第２に、すべての実行可能パス情報ｆ−ｐａ
ｔｈのリンク状態は一貫して更新されるため、利用可能
な実行可能パス情報ｆ−ｐａｔｈは実際に実行可能であ
る。後述するシミュレーションの結果がこれらの長所を
証明している。情報が、それに沿って後退蟻エージェン
トによって収集されるパスがランダムに選択されないこ
とは注目に値する。例えば、後退エージェントＢ
rsv（又はＢrel）は、そのリソースがちょうど予約され
た（開放された）ところのパスのリンク状態を搬送す
る。つまり、その利用可能性が変更したばかりのパスで
ある。一方、後退エージェントや後退蟻エージェントＢ
antの大部分は、最短の実行可能パス情報ｆ−ｐａｔｈ
の状態を搬送する。その結果、これらの重要なパスのリ
ンク状態は頻繁に報告されるが、他のパスのリンク状態
（無駄な情報）はほとんど報告されない。
ように要約される。第１に、実行可能パス情報ｆ−ｐａ
ｔｈはつねに宛先ノードと必要とされている帯域幅のす
べての組に対して作成されるため、即座のパス確立が達
成できる。第２に、すべての実行可能パス情報ｆ−ｐａ
ｔｈのリンク状態は一貫して更新されるため、利用可能
な実行可能パス情報ｆ−ｐａｔｈは実際に実行可能であ
る。後述するシミュレーションの結果がこれらの長所を
証明している。情報が、それに沿って後退蟻エージェン
トによって収集されるパスがランダムに選択されないこ
とは注目に値する。例えば、後退エージェントＢ
rsv（又はＢrel）は、そのリソースがちょうど予約され
た（開放された）ところのパスのリンク状態を搬送す
る。つまり、その利用可能性が変更したばかりのパスで
ある。一方、後退エージェントや後退蟻エージェントＢ
antの大部分は、最短の実行可能パス情報ｆ−ｐａｔｈ
の状態を搬送する。その結果、これらの重要なパスのリ
ンク状態は頻繁に報告されるが、他のパスのリンク状態
（無駄な情報）はほとんど報告されない。
【００８５】さらに、図４乃至図１０のフローチャート
を参照して、本発明に係る実施形態であるルーチング処
理について説明する。
を参照して、本発明に係る実施形態であるルーチング処
理について説明する。
【００８６】図４は、図１のルータ装置１００を備えた
ノードｋによって実行されるルーチング処理を示すフロ
ーチャートである。図４を参照すると、ステップＳ１に
おいて、キューメモリ２１に後退蟻が存在するか否かを
判断する。ＹＥＳであれば、ステップＳ５において後退
蟻ルーチング処理を実行した後、ステップＳ１に戻る。
ＮＯであれば、ステップＳ２において、キューメモリ２
１で待ち合わせしている先頭のパケット又は前進蟻を処
理対象とした後、ステップＳ３に進む。ステップＳ３に
おいて、上記処理対象が前進蟻であるか否かを判断す
る。ＹＥＳであれば、ステップＳ４において、当該前進
蟻がノードｋ自身から出発する前進蟻か否かを判断し、
ＮＯであれば、ステップＳ７において、パケットルーチ
ング処理を実行した後、ステップＳ１に戻る。ステップ
Ｓ４において、ＹＥＳであれば割込処理として図９の前
進蟻送信処理を実行した後、再びステップＳ１に戻り、
ＮＯであれば、ステップＳ６において前進蟻ルーチング
処理を実行した後、ステップＳ１に戻る。
ノードｋによって実行されるルーチング処理を示すフロ
ーチャートである。図４を参照すると、ステップＳ１に
おいて、キューメモリ２１に後退蟻が存在するか否かを
判断する。ＹＥＳであれば、ステップＳ５において後退
蟻ルーチング処理を実行した後、ステップＳ１に戻る。
ＮＯであれば、ステップＳ２において、キューメモリ２
１で待ち合わせしている先頭のパケット又は前進蟻を処
理対象とした後、ステップＳ３に進む。ステップＳ３に
おいて、上記処理対象が前進蟻であるか否かを判断す
る。ＹＥＳであれば、ステップＳ４において、当該前進
蟻がノードｋ自身から出発する前進蟻か否かを判断し、
ＮＯであれば、ステップＳ７において、パケットルーチ
ング処理を実行した後、ステップＳ１に戻る。ステップ
Ｓ４において、ＹＥＳであれば割込処理として図９の前
進蟻送信処理を実行した後、再びステップＳ１に戻り、
ＮＯであれば、ステップＳ６において前進蟻ルーチング
処理を実行した後、ステップＳ１に戻る。
【００８７】図５は、図４のサブルーチンであるステッ
プＳ５の後退蟻ルーチング処理を示すフローチャートで
ある。図５を参照すると、ステップＳ１１において、処
理対象の後退蟻からスタックデータをすべて読み出す。
次いで、ステップＳ１２において、スタックデータのう
ちのトリップ時間Ｔk,k'を用いてトリップ時間統計デー
タメモリ１５内のトリップ時間統計データＴｒｉｐ
k（μk'，δk' 2）を更新する。次いで、ステップＳ１３
において、更新されたトリップ時間統計データＴｒｉｐ
k（μd，δd 2）とトリップ時間Ｔk,dを用いて第１のル
ーチングテーブルのルーチング確率ｐk d,nを更新する。
次いで、ステップＳ１４において、スタックデータのう
ちの通過したすべてのノードｋ’の識別子を読み出し、
それに従って、当該後退蟻を送信すべき隣接ノードを決
定する。次いで、ステップＳ１５において、データスイ
ッチ２２を制御して処理対象の後退蟻を、決定された隣
接ノードに送信し、メインルーチンに戻る。
プＳ５の後退蟻ルーチング処理を示すフローチャートで
ある。図５を参照すると、ステップＳ１１において、処
理対象の後退蟻からスタックデータをすべて読み出す。
次いで、ステップＳ１２において、スタックデータのう
ちのトリップ時間Ｔk,k'を用いてトリップ時間統計デー
タメモリ１５内のトリップ時間統計データＴｒｉｐ
k（μk'，δk' 2）を更新する。次いで、ステップＳ１３
において、更新されたトリップ時間統計データＴｒｉｐ
k（μd，δd 2）とトリップ時間Ｔk,dを用いて第１のル
ーチングテーブルのルーチング確率ｐk d,nを更新する。
次いで、ステップＳ１４において、スタックデータのう
ちの通過したすべてのノードｋ’の識別子を読み出し、
それに従って、当該後退蟻を送信すべき隣接ノードを決
定する。次いで、ステップＳ１５において、データスイ
ッチ２２を制御して処理対象の後退蟻を、決定された隣
接ノードに送信し、メインルーチンに戻る。
【００８８】図６及び図７は、図４のサブルーチンであ
るステップＳ６の前進蟻ルーチング処理を示すフローチ
ャートである。図６を参照すると、まず、ステップＳ２
１において、処理対象の前進蟻からすべてのデータを読
み出す。次いで、ステップＳ２２において、当該ノード
ｋ自身が宛先ノードｄであるか否かを判断する。ＹＥＳ
であれば、ステップＳ２３において後退蟻送信処理を実
行した後、メインルーチンに戻る。ステップＳ２２にお
いてＮＯであれば、ステップＳ２４において上述の第３
の拡張処理により残りのリソース数が前進蟻内の必要リ
ソース数ｍ以上のリンクはあるか否かが判断され、ＹＥ
ＳのときはステップＳ２５に進む一方、ＮＯのときはメ
インルーチンに戻る。次いで、ステップＳ２５では、第
２の拡張処理によりホップ数が当該処理対象の前進蟻の
最大ホップ数Ｈｍａｘを越えるか否かが判断され、ＹＥ
Ｓのときはメインルーチンに戻る一方、ＮＯのときはス
テップＳ２６に進む。
るステップＳ６の前進蟻ルーチング処理を示すフローチ
ャートである。図６を参照すると、まず、ステップＳ２
１において、処理対象の前進蟻からすべてのデータを読
み出す。次いで、ステップＳ２２において、当該ノード
ｋ自身が宛先ノードｄであるか否かを判断する。ＹＥＳ
であれば、ステップＳ２３において後退蟻送信処理を実
行した後、メインルーチンに戻る。ステップＳ２２にお
いてＮＯであれば、ステップＳ２４において上述の第３
の拡張処理により残りのリソース数が前進蟻内の必要リ
ソース数ｍ以上のリンクはあるか否かが判断され、ＹＥ
ＳのときはステップＳ２５に進む一方、ＮＯのときはメ
インルーチンに戻る。次いで、ステップＳ２５では、第
２の拡張処理によりホップ数が当該処理対象の前進蟻の
最大ホップ数Ｈｍａｘを越えるか否かが判断され、ＹＥ
Ｓのときはメインルーチンに戻る一方、ＮＯのときはス
テップＳ２６に進む。
【００８９】次いで、ステップＳ２６において、前進蟻
がノードｋに到着したことによってループが形成された
か否かを判断する。ステップＳ２６において、ＹＥＳで
あれば、第４の拡張処理により２回目のループであるか
否かが判断され、ＹＥＳのときはメインルーチンに戻る
一方、ＮＯのときはステップＳ２８に進む。ステップＳ
２８において当該ループ上のノードに関する情報をスタ
ックデータから削除してトリップ時間Ｔk,k'からループ
時間を減算した後、図７のステップＳ２９に進む。一
方、ステップＳ２６においてＮＯであれば、図７のステ
ップＳ２９に直接に進む。
がノードｋに到着したことによってループが形成された
か否かを判断する。ステップＳ２６において、ＹＥＳで
あれば、第４の拡張処理により２回目のループであるか
否かが判断され、ＹＥＳのときはメインルーチンに戻る
一方、ＮＯのときはステップＳ２８に進む。ステップＳ
２８において当該ループ上のノードに関する情報をスタ
ックデータから削除してトリップ時間Ｔk,k'からループ
時間を減算した後、図７のステップＳ２９に進む。一
方、ステップＳ２６においてＮＯであれば、図７のステ
ップＳ２９に直接に進む。
【００９０】図７のステップＳ２９において、乱数Ｒ
（０≦Ｒ≦１）を発生した後、ステップＳ３０におい
て、発生された乱数Ｒが探求確率Ｐｅより小さいか否か
を判断する。ＹＥＳであればステップＳ３１において、
乱数Ｒ”（０≦Ｒ”≦１）を発生した後、ステップＳ３
２に進み、ＮＯであれば、ステップＳ３６において、乱
数Ｒ’（０≦Ｒ’≦１）を発生した後、ステップＳ３７
に進む。
（０≦Ｒ≦１）を発生した後、ステップＳ３０におい
て、発生された乱数Ｒが探求確率Ｐｅより小さいか否か
を判断する。ＹＥＳであればステップＳ３１において、
乱数Ｒ”（０≦Ｒ”≦１）を発生した後、ステップＳ３
２に進み、ＮＯであれば、ステップＳ３６において、乱
数Ｒ’（０≦Ｒ’≦１）を発生した後、ステップＳ３７
に進む。
【００９１】ステップＳ３２では、上述の第１の拡張処
理により、数７を用いて第２のルーチングテーブルのル
ーチング確率を正規化することにより第２のルーチング
テーブルを更新した後、ステップＳ３３において、発生
された乱数Ｒ”に基づいて、ルーチングテーブルメモリ
１３ｂに記憶された第２のルーチングテーブルを用いて
処理対象の前進蟻を送信すべき隣接ノードを決定する。
次いで、ステップＳ３４において、前進蟻のスタックデ
ータ内の通過したすべてのノードｋ’の識別子を更新
し、ステップＳ３５において、データスイッチ２２を制
御して、処理対象の前進蟻を、決定された隣接ノードに
向けて送信した後、メインルーチンに戻る。
理により、数７を用いて第２のルーチングテーブルのル
ーチング確率を正規化することにより第２のルーチング
テーブルを更新した後、ステップＳ３３において、発生
された乱数Ｒ”に基づいて、ルーチングテーブルメモリ
１３ｂに記憶された第２のルーチングテーブルを用いて
処理対象の前進蟻を送信すべき隣接ノードを決定する。
次いで、ステップＳ３４において、前進蟻のスタックデ
ータ内の通過したすべてのノードｋ’の識別子を更新
し、ステップＳ３５において、データスイッチ２２を制
御して、処理対象の前進蟻を、決定された隣接ノードに
向けて送信した後、メインルーチンに戻る。
【００９２】一方、ステップＳ３７では、上述の第１の
拡張処理により、数７を用いて第１のルーチングテーブ
ルのルーチング確率を正規化することにより第１のルー
チングテーブルを更新した後、ステップＳ３８で発生さ
れた乱数Ｒ’に基づいて、ルーチングテーブルメモリ１
３ａに記憶された第１のルーチングテーブルを用いて処
理対象の前進蟻を送信すべき隣接ノードを決定する。次
いで、ステップＳ３９において、前進蟻が決定された隣
接ノードに送信されると、ループが形成されるか否かを
判断する。ＹＥＳであればステップＳ３１に進み、ＮＯ
であればステップＳ３５に進む。
拡張処理により、数７を用いて第１のルーチングテーブ
ルのルーチング確率を正規化することにより第１のルー
チングテーブルを更新した後、ステップＳ３８で発生さ
れた乱数Ｒ’に基づいて、ルーチングテーブルメモリ１
３ａに記憶された第１のルーチングテーブルを用いて処
理対象の前進蟻を送信すべき隣接ノードを決定する。次
いで、ステップＳ３９において、前進蟻が決定された隣
接ノードに送信されると、ループが形成されるか否かを
判断する。ＹＥＳであればステップＳ３１に進み、ＮＯ
であればステップＳ３５に進む。
【００９３】図８は、図６のサブルーチンであるステッ
プＳ２３の後退蟻送信処理を示すフローチャートであ
る。図８を参照すると、ステップＳ４１において、前進
蟻から読み出したすべてのデータを用いて後退蟻のパケ
ットを生成する。次いで、ステップＳ４２において、読
み出したデータのうちのスタックデータの通過全ノード
ｋ’の識別子に従って、後退蟻を送信すべき隣接ノード
を決定する。次いで、ステップＳ４３において、データ
スイッチ２２を制御して、処理対象の後退蟻を、決定さ
れた隣接ノードに送信した後、図６の前進蟻ルーチング
処理に戻る。
プＳ２３の後退蟻送信処理を示すフローチャートであ
る。図８を参照すると、ステップＳ４１において、前進
蟻から読み出したすべてのデータを用いて後退蟻のパケ
ットを生成する。次いで、ステップＳ４２において、読
み出したデータのうちのスタックデータの通過全ノード
ｋ’の識別子に従って、後退蟻を送信すべき隣接ノード
を決定する。次いで、ステップＳ４３において、データ
スイッチ２２を制御して、処理対象の後退蟻を、決定さ
れた隣接ノードに送信した後、図６の前進蟻ルーチング
処理に戻る。
【００９４】図８は、図４のサブルーチンであるステッ
プＳ８のパケットルーチング処理を示すフローチャート
である。図８を参照すると、まず、ステップＳ５１にお
いて、この処理を実行しているノードｋ自身が宛先ノー
ドであるか否かを判断する。ＹＥＳであれば、ステップ
Ｓ５６において、データスイッチ２２を制御して処理対
象のパケットをローカル通信端末ＣＴ１に向けて送信し
た後、メインルーチンに戻る。ステップＳ５１において
ＮＯであれば、ステップＳ５２において、処理対象のパ
ケットの宛先ノードを読み出した後、ステップＳ５３に
進む。ステップＳ５３において、乱数Ｒ（０≦Ｒ≦１）
を発生する。次いで、ステップＳ５４において、読み出
した宛先ノードと発生された乱数Ｒとに基づいて、ルー
チングテーブルメモリ１３ａに記憶された第１のルーチ
ングテーブルを用いて、処理対象のパケットを送信すべ
き隣接ノードを決定する。次いで、ステップＳ５５にお
いてデータスイッチ２２を制御して、処理対象のパケッ
トを、決定された隣接ノードに向けて送信した後、メイ
ンルーチンに戻る。
プＳ８のパケットルーチング処理を示すフローチャート
である。図８を参照すると、まず、ステップＳ５１にお
いて、この処理を実行しているノードｋ自身が宛先ノー
ドであるか否かを判断する。ＹＥＳであれば、ステップ
Ｓ５６において、データスイッチ２２を制御して処理対
象のパケットをローカル通信端末ＣＴ１に向けて送信し
た後、メインルーチンに戻る。ステップＳ５１において
ＮＯであれば、ステップＳ５２において、処理対象のパ
ケットの宛先ノードを読み出した後、ステップＳ５３に
進む。ステップＳ５３において、乱数Ｒ（０≦Ｒ≦１）
を発生する。次いで、ステップＳ５４において、読み出
した宛先ノードと発生された乱数Ｒとに基づいて、ルー
チングテーブルメモリ１３ａに記憶された第１のルーチ
ングテーブルを用いて、処理対象のパケットを送信すべ
き隣接ノードを決定する。次いで、ステップＳ５５にお
いてデータスイッチ２２を制御して、処理対象のパケッ
トを、決定された隣接ノードに向けて送信した後、メイ
ンルーチンに戻る。
【００９５】図１０は、図４のルーチング処理に対する
割込処理である前進蟻送信処理を示すフローチャートで
ある。前進蟻送信処理は、前進蟻送信間隔Δｔ毎に図４
のルーチング処理に対する割込処理として実行される。
図１０を参照すると、ステップＳ６１において、タイマ
ーＴ２を０にリセットする。次いで、ステップＳ６２に
おいて、ネットワークノードメモリ１４内に記憶される
すべてのノードからランダムに宛先ノードｄとリソース
数ｍを選択する。次いで、ステップＳ６３において、乱
数Ｒ（０≦Ｒ≦１）を発生する。ステップＳ６４におい
て、ランダムに選択された宛先ノードと発生された乱数
Ｒとに基づいて、ルーチングテーブルメモリ１３ａに記
憶される第１のルーチングテーブルを用いて、処理対象
の前進蟻を送信すべき隣接ノードを決定する。次いで、
ステップＳ６５において、データスイッチ２２を制御し
て、処理対象の前進蟻を、決定された隣接ノードに向け
て送信する。次いで、ステップＳ６６において、タイマ
ーＴ２が前進蟻送信間隔Δｔ以上か否かを判断する。Ｙ
ＥＳであればステップＳ６１に戻り、ＮＯであればステ
ップＳ６６に再び戻る。
割込処理である前進蟻送信処理を示すフローチャートで
ある。前進蟻送信処理は、前進蟻送信間隔Δｔ毎に図４
のルーチング処理に対する割込処理として実行される。
図１０を参照すると、ステップＳ６１において、タイマ
ーＴ２を０にリセットする。次いで、ステップＳ６２に
おいて、ネットワークノードメモリ１４内に記憶される
すべてのノードからランダムに宛先ノードｄとリソース
数ｍを選択する。次いで、ステップＳ６３において、乱
数Ｒ（０≦Ｒ≦１）を発生する。ステップＳ６４におい
て、ランダムに選択された宛先ノードと発生された乱数
Ｒとに基づいて、ルーチングテーブルメモリ１３ａに記
憶される第１のルーチングテーブルを用いて、処理対象
の前進蟻を送信すべき隣接ノードを決定する。次いで、
ステップＳ６５において、データスイッチ２２を制御し
て、処理対象の前進蟻を、決定された隣接ノードに向け
て送信する。次いで、ステップＳ６６において、タイマ
ーＴ２が前進蟻送信間隔Δｔ以上か否かを判断する。Ｙ
ＥＳであればステップＳ６１に戻り、ＮＯであればステ
ップＳ６６に再び戻る。
【００９６】以上の実施形態においては、図６の前進蟻
ルーチング処理において、第１乃至第４の拡張処理をと
もに実行しているが、リソース数に係るＱｏＳの制約条
件に基づくルーチング処理である第１、第３及び第４の
拡張処理を少なくとも実行してもよい。もしくは、ホッ
プ数に係るＱｏＳ制約条件に基づくルーチング処理であ
る第２の拡張処理を少なくとも実行してもよい。以上の
ように構成された実施形態においては、パケットをルー
チングテーブルを用いてルーチングする（ＱｏＳ保証が
ない）場合と、リソース予約されたパスを用いてソース
ルーチングによりルーチングされる（ＱｏＳ保証があ
る）場合とがある。
ルーチング処理において、第１乃至第４の拡張処理をと
もに実行しているが、リソース数に係るＱｏＳの制約条
件に基づくルーチング処理である第１、第３及び第４の
拡張処理を少なくとも実行してもよい。もしくは、ホッ
プ数に係るＱｏＳ制約条件に基づくルーチング処理であ
る第２の拡張処理を少なくとも実行してもよい。以上の
ように構成された実施形態においては、パケットをルー
チングテーブルを用いてルーチングする（ＱｏＳ保証が
ない）場合と、リソース予約されたパスを用いてソース
ルーチングによりルーチングされる（ＱｏＳ保証があ
る）場合とがある。
【００９７】
【実施例】本発明者は、本発明に係る実施形態のルーチ
ングシステムについてその動作を検証するために、以下
のごとくシミュレーションを行った。このシミュレーシ
ョンにおいては、本実施形態のルーチングシステムにお
ける効率、スケーラビリティ、及び拡張性を調べた。
ングシステムについてその動作を検証するために、以下
のごとくシミュレーションを行った。このシミュレーシ
ョンにおいては、本実施形態のルーチングシステムにお
ける効率、スケーラビリティ、及び拡張性を調べた。
【００９８】まず、シミュレーション条件について説明
する。このシミュレーションにおいて、図１３に示す４
つのネットワークを使用した。図１３において黒丸はノ
ードである。表１に、４つのネットワークに特有なシミ
ュレーションパラメータを示す。
する。このシミュレーションにおいて、図１３に示す４
つのネットワークを使用した。図１３において黒丸はノ
ードである。表１に、４つのネットワークに特有なシミ
ュレーションパラメータを示す。
【００９９】
【表１】 ――――――――――――――――――――――――――――――――――― ｜Ｓ｜ 出リンク数 伝搬遅延（ミリ秒） Ｌrate Ｈmax ――――――――――――――――――――――――――――――――――― ネットワークＡ ７ (2.9,2,4) (9.20,4,14) ３．０ ５ ネットワークＢ １４ (3.0,2,4) (9.24,4,20) １．０ ６ ネットワークＣ ２８ (3.0,2,4) (9.21,4,14) ０．４ １０ ネットワークＤ ４２ (3.0,2,4) (9.25,4,14) ０．３ １５ ――――――――――――――――――――――――――――――――――― （注）「出リンク数」は（平均，最小，最大）を示す。 「伝搬遅延」は（平均，最小，最大）を示す。 「蟻発生率Lrate」の単位は（蟻の数／秒）である。
【０１００】ネットワーク中のすべてのリンクは両方向
性であり、全二重通信で行われ、同じ伝送帯域幅（Ｃ＝
１．５Ｍビット／秒）及びリソース（Ｎ−２＝１０）を
有している。本実施形態のルーチングシステムは、リソ
ースが１単位と３単位（つまり、Ｍ＝｛１，３｝）とい
う２つの帯域幅の必要条件をサポートしている。蟻エー
ジェントＦant、Ｂant、Ｆrsv、Ｂrsv、及びＢrelのサ
イズは、それぞれ（２４＋２ｈ）バイト、（２４＋２Ｈ
＋３Ｒ）バイト、（２４＋Ｈ）バイト、（２４＋Ｈ＋３
Ｒ）バイト、及び（２４＋Ｈ＋３Ｒ）バイトであり、こ
の場合、ｈ、Ｈ、及びＲは、それぞれエージェントが訪
問したノードの数、エージェントが辿るパス上のノード
の数、及びエージェントが搬送するリンク状態の数であ
る。
性であり、全二重通信で行われ、同じ伝送帯域幅（Ｃ＝
１．５Ｍビット／秒）及びリソース（Ｎ−２＝１０）を
有している。本実施形態のルーチングシステムは、リソ
ースが１単位と３単位（つまり、Ｍ＝｛１，３｝）とい
う２つの帯域幅の必要条件をサポートしている。蟻エー
ジェントＦant、Ｂant、Ｆrsv、Ｂrsv、及びＢrelのサ
イズは、それぞれ（２４＋２ｈ）バイト、（２４＋２Ｈ
＋３Ｒ）バイト、（２４＋Ｈ）バイト、（２４＋Ｈ＋３
Ｒ）バイト、及び（２４＋Ｈ＋３Ｒ）バイトであり、こ
の場合、ｈ、Ｈ、及びＲは、それぞれエージェントが訪
問したノードの数、エージェントが辿るパス上のノード
の数、及びエージェントが搬送するリンク状態の数であ
る。
【０１０１】各ノードには、１つがパケット用、１つが
エージェント用という２つの入力待ち行列のキューメモ
リ２１がある。キャッシュ入力待ち行列のキューメモリ
２１で待機中のパケット又はエージェントは、最初に来
たものが最初にサービスされること（ＦＣＦＳ）を基準
にして処理される。すべての種類のエージェントの処理
時間は１エージェント当り２ミリ秒で同一であるが、パ
ケットの処理時間は０に設定される。２つの入力待ち行
列のキューメモリ２１から出現するパケット及びエージ
ェントは、その宛先ノード及びルーチング確立に応じて
出力バッファメモリ２３の一方に割り当てられる。それ
から、ＷＦＱアルゴリズムが、出力バッファ内でのパケ
ット及びエージェントの伝送順序を決定する。ネットワ
ーク内のすべてのバッファの容量は無限であるため、パ
ケット及びエージェントは絶対に失われない。
エージェント用という２つの入力待ち行列のキューメモ
リ２１がある。キャッシュ入力待ち行列のキューメモリ
２１で待機中のパケット又はエージェントは、最初に来
たものが最初にサービスされること（ＦＣＦＳ）を基準
にして処理される。すべての種類のエージェントの処理
時間は１エージェント当り２ミリ秒で同一であるが、パ
ケットの処理時間は０に設定される。２つの入力待ち行
列のキューメモリ２１から出現するパケット及びエージ
ェントは、その宛先ノード及びルーチング確立に応じて
出力バッファメモリ２３の一方に割り当てられる。それ
から、ＷＦＱアルゴリズムが、出力バッファ内でのパケ
ット及びエージェントの伝送順序を決定する。ネットワ
ーク内のすべてのバッファの容量は無限であるため、パ
ケット及びエージェントは絶対に失われない。
【０１０２】ユーザ要求は、ポアソンプロセスに従って
各ノードに到着し、２つの帯域幅の必要条件（リソース
の１単位と３単位）の要求到着率（λ）は同一である。
各ユーザ要求の宛先ノードは、ネットワーク上で均一に
選択される。リソースが１単位と３単位という帯域幅の
必要条件があるユーザ要求のパケット発生率は、それぞ
れ毎秒３７パケットと毎秒１１０パケットである。ただ
し、すべてのリアルタイムフローは、リーキーバケット
フィルタを用いてネットワーク内に注入される前に整形
され、その場合トークンバケット率及びピーク率は必要
なフローの帯域幅に等しく、トークンバケットサイズ
（Ｂsize）及び最大パケットサイズ（Ｌma x）は２０４
８バイトに設定される。フローあたりのパケット総数
は、［１，１００］の範囲内で均一に分布される。本実
施形態のルーチングシステムの効率はパスの寿命に大幅
に依存しているため、我々は寿命を小さい値に設定し
た。１ノードあたりのデータグラム到着率は、毎秒３７
パケットである。パケットのサイズ及びデータグラム
は、負の指数分布を有しており、平均サイズは５１２キ
ロバイトである。パケット及びデータグラムは、それら
が最大パケットサイズ（Ｌma x）より大きい場合には、
ネットワークの中に注入される前に破棄される。
各ノードに到着し、２つの帯域幅の必要条件（リソース
の１単位と３単位）の要求到着率（λ）は同一である。
各ユーザ要求の宛先ノードは、ネットワーク上で均一に
選択される。リソースが１単位と３単位という帯域幅の
必要条件があるユーザ要求のパケット発生率は、それぞ
れ毎秒３７パケットと毎秒１１０パケットである。ただ
し、すべてのリアルタイムフローは、リーキーバケット
フィルタを用いてネットワーク内に注入される前に整形
され、その場合トークンバケット率及びピーク率は必要
なフローの帯域幅に等しく、トークンバケットサイズ
（Ｂsize）及び最大パケットサイズ（Ｌma x）は２０４
８バイトに設定される。フローあたりのパケット総数
は、［１，１００］の範囲内で均一に分布される。本実
施形態のルーチングシステムの効率はパスの寿命に大幅
に依存しているため、我々は寿命を小さい値に設定し
た。１ノードあたりのデータグラム到着率は、毎秒３７
パケットである。パケットのサイズ及びデータグラム
は、負の指数分布を有しており、平均サイズは５１２キ
ロバイトである。パケット及びデータグラムは、それら
が最大パケットサイズ（Ｌma x）より大きい場合には、
ネットワークの中に注入される前に破棄される。
【０１０３】次いで、本実施形態のルーチングシステム
における効率的な動作を示すシミュレーション結果につ
いて説明する。まず最初に、本実施形態のルーチングシ
ステムネットワーク上のすべてのリアルタイムフローの
エンドツーエンドの遅延時間及びエンドツーエンドの遅
延ジッタの最大値を示す。表２は、エンドツーエンドの
遅延時間に対する理論的な限界値（Ｄbound）及びエン
ドツーエンドの遅延ジッタに対する理論的な限界値（Ｊ
bound）と比較する。
における効率的な動作を示すシミュレーション結果につ
いて説明する。まず最初に、本実施形態のルーチングシ
ステムネットワーク上のすべてのリアルタイムフローの
エンドツーエンドの遅延時間及びエンドツーエンドの遅
延ジッタの最大値を示す。表２は、エンドツーエンドの
遅延時間に対する理論的な限界値（Ｄbound）及びエン
ドツーエンドの遅延ジッタに対する理論的な限界値（Ｊ
bound）と比較する。
【０１０４】
【表２】 ――――――――――――――――――――――――――――――――――― 理論限界値 本実施形態による最大値 ――――――― ―――――――――――――――― ｍ＝１ ｍ＝１ ｍ＝３ ｍ＝３ ｍ＝１ ｍ＝３ λ=1.47 λ=3.66 λ=1.47 λ=3.66 ――――――――――――――――――――――――――――――――――― 遅延時間(msec) 1103.04 491.37 240.83 248.59 190.53 182.48 遅延ジッタ(msec) 917.5 305.83 224.79 214.4 180.36 167.52 ―――――――――――――――――――――――――――――――――――
【０１０５】
【数１０】
【数１１】
【０１０６】ここでは、Ｂsizeはトークンバケットのサ
イズであり、Ｃはリンク伝送帯域幅であり、ｍは予約さ
れたリソースの数であり、ＮはＷＦＱアルゴリズムによ
って分割されているリンク伝送帯域幅の被分割リンクの
数であり、Ｈmaxは最大ホップ数であり、Ｌmaxは最大パ
ケットサイズであり、ｐｒｏｐmaxはネットワークでの
最大リンク伝搬遅延時間である。表２から明らかなよう
に、本実施形態のルーチングシステムのネットワーク内
の遅延及び遅延ジッタの最大値は、要求到着率λに無関
係の理論上の限界値に比較して十分に小さい。これは、
本実施形態に係る拡張されたアントネットのルーチング
システムが最短実行可能パスを選択し、その結果、これ
らのパスでのホップ数及び合計のリンク伝搬遅延時間が
ともに小さいためである。ユーザは、必要とされている
帯域幅（リソース数）ｍとともにＨmax及びｐｒｏｐmax
を指定すると、さらに小さい理論上の限界値を得ること
もできる。
イズであり、Ｃはリンク伝送帯域幅であり、ｍは予約さ
れたリソースの数であり、ＮはＷＦＱアルゴリズムによ
って分割されているリンク伝送帯域幅の被分割リンクの
数であり、Ｈmaxは最大ホップ数であり、Ｌmaxは最大パ
ケットサイズであり、ｐｒｏｐmaxはネットワークでの
最大リンク伝搬遅延時間である。表２から明らかなよう
に、本実施形態のルーチングシステムのネットワーク内
の遅延及び遅延ジッタの最大値は、要求到着率λに無関
係の理論上の限界値に比較して十分に小さい。これは、
本実施形態に係る拡張されたアントネットのルーチング
システムが最短実行可能パスを選択し、その結果、これ
らのパスでのホップ数及び合計のリンク伝搬遅延時間が
ともに小さいためである。ユーザは、必要とされている
帯域幅（リソース数）ｍとともにＨmax及びｐｒｏｐmax
を指定すると、さらに小さい理論上の限界値を得ること
もできる。
【０１０７】次いで、本実施形態のルーチングシステム
における効率を示す。あらゆるリソースがつねに「使用
中」、「未使用」、又は「予約済みであるが未使用」と
いう３つの状態の１つを有していることが重要であり、
この場合、「予約済みであるが、未使用」という状態と
は、この状態のリソースが予約されているが、このリソ
ースを使用することにより確立されなければならないパ
スがまだ確立されていないことを示す。ここで、ネット
ワーク内のすべてのリソースの「使用中」の状態及び
「予約済みであるが未使用」の状態のパーセンテージに
基づいて本実施形態のルーチングシステムの効率を測定
した。「使用中」の状態の大きなパーセンテージは、リ
アルタイムフローの高いスループットを表しているが、
「予約済みであるが未使用」の小さいパーセンテージ
は、ネットワークでの小さいパスセットアップ失敗率及
び小さいエージェントの処理と伝送のオーバヘッドを示
している。
における効率を示す。あらゆるリソースがつねに「使用
中」、「未使用」、又は「予約済みであるが未使用」と
いう３つの状態の１つを有していることが重要であり、
この場合、「予約済みであるが、未使用」という状態と
は、この状態のリソースが予約されているが、このリソ
ースを使用することにより確立されなければならないパ
スがまだ確立されていないことを示す。ここで、ネット
ワーク内のすべてのリソースの「使用中」の状態及び
「予約済みであるが未使用」の状態のパーセンテージに
基づいて本実施形態のルーチングシステムの効率を測定
した。「使用中」の状態の大きなパーセンテージは、リ
アルタイムフローの高いスループットを表しているが、
「予約済みであるが未使用」の小さいパーセンテージ
は、ネットワークでの小さいパスセットアップ失敗率及
び小さいエージェントの処理と伝送のオーバヘッドを示
している。
【０１０８】図１４は、ネットワークＢ（｜Ｓ｜＝１
４）が使用されるときのユーザ要求到着率λの関数とし
てリソース状態のパーセンテージを示す。図１４は２つ
の重要な結果を示している。第１に、本実施形態のルー
チングシステムは、高いリソース利用率を達成した。ネ
ットワーク内のリソースの７０％より多くが、ユーザ要
求到着率λが、ネットワークの伝送容量を超えたときに
も、リアルタイムフローを発信するために使用された。
第２に、本実施形態のルーチングシステムは、ユーザ要
求の間の競合を効率的に仲裁した。「予約済みであるが
未使用」の状態のパーセンテージ（すなわち、競合のた
めの未利用の予約済みリソースの率）は１０％を下回っ
た。本実施形態のルーチングシステムがいかに効率的で
あろうと、すべてのリソースを完全に利用することは不
可能である。ユーザが要求するリソースは、ネットワー
ク上で均等に分散されていないため、いくつかの未使用
のリソースがつねに存在する。さらに、図１４に示され
るように、リソース状態のパーセンテージは、リアルタ
イムフロー用リソースが、エージェントのために割り当
てられている帯域幅を含むという仮定に基づいて計算さ
れる。この仮定がない場合は、エージェントのためのさ
らに大きな帯域幅によって、リソース利用率がさらに大
きな値も取ることができるために、この仮定を行った。
４）が使用されるときのユーザ要求到着率λの関数とし
てリソース状態のパーセンテージを示す。図１４は２つ
の重要な結果を示している。第１に、本実施形態のルー
チングシステムは、高いリソース利用率を達成した。ネ
ットワーク内のリソースの７０％より多くが、ユーザ要
求到着率λが、ネットワークの伝送容量を超えたときに
も、リアルタイムフローを発信するために使用された。
第２に、本実施形態のルーチングシステムは、ユーザ要
求の間の競合を効率的に仲裁した。「予約済みであるが
未使用」の状態のパーセンテージ（すなわち、競合のた
めの未利用の予約済みリソースの率）は１０％を下回っ
た。本実施形態のルーチングシステムがいかに効率的で
あろうと、すべてのリソースを完全に利用することは不
可能である。ユーザが要求するリソースは、ネットワー
ク上で均等に分散されていないため、いくつかの未使用
のリソースがつねに存在する。さらに、図１４に示され
るように、リソース状態のパーセンテージは、リアルタ
イムフロー用リソースが、エージェントのために割り当
てられている帯域幅を含むという仮定に基づいて計算さ
れる。この仮定がない場合は、エージェントのためのさ
らに大きな帯域幅によって、リソース利用率がさらに大
きな値も取ることができるために、この仮定を行った。
【０１０９】次いで、本実施形態のルーチングシステム
がどのようにしてユーザ要求を制御したのかを詳細に示
す。ユーザ要求は、「未完了」の要求と「完了」の要求
という２つのグループに分けられた。この場合、「完
了」の要求とは、そのパスが観測時点で設定が完了して
いる要求を表す一方、「未完了」の要求とは、そのパス
が観察時に確立されなかった要求を表す。１回目のパス
セットアップ試行の結果に従って、さらに「完了」の要
求のグループを「遮断された」要求、「失敗」要求、及
び「成功」要求という３つのグループに分けた。遮断さ
れた要求は、本実施形態のルーチングシステムがリソー
スの要求のためにパスをセットアップしようとしたとき
に、ユーザが要求する対応する実行可能パス情報ｆ−ｐ
ａｔｈが使用できなかったため、ユーザ要求に対するパ
ス確立が延期されたことを示しているが、失敗要求は、
その実行可能パス情報ｆ−ｐａｔｈを利用できたが、ユ
ーザ要求に対するパス確立が失敗したことを示す。図１
５は、最初のユーザ要求がネットワークＢに達してから
約５分間が経過したときに観測された、これらの４種類
のユーザ要求の総数を比較する。重要な点とは、失敗し
た要求が、大量の要求到着時にも、他の２つの「完了」
要求（遮断された要求と成功要求）の合計に比較して小
さいという点である。この結果は、パスキャッシュテー
ブル内のすべての実行可能パス情報ｆ−ｐａｔｈの状態
が、ネットワーク内の現在のリンクの状態を反映してい
ることを示す。
がどのようにしてユーザ要求を制御したのかを詳細に示
す。ユーザ要求は、「未完了」の要求と「完了」の要求
という２つのグループに分けられた。この場合、「完
了」の要求とは、そのパスが観測時点で設定が完了して
いる要求を表す一方、「未完了」の要求とは、そのパス
が観察時に確立されなかった要求を表す。１回目のパス
セットアップ試行の結果に従って、さらに「完了」の要
求のグループを「遮断された」要求、「失敗」要求、及
び「成功」要求という３つのグループに分けた。遮断さ
れた要求は、本実施形態のルーチングシステムがリソー
スの要求のためにパスをセットアップしようとしたとき
に、ユーザが要求する対応する実行可能パス情報ｆ−ｐ
ａｔｈが使用できなかったため、ユーザ要求に対するパ
ス確立が延期されたことを示しているが、失敗要求は、
その実行可能パス情報ｆ−ｐａｔｈを利用できたが、ユ
ーザ要求に対するパス確立が失敗したことを示す。図１
５は、最初のユーザ要求がネットワークＢに達してから
約５分間が経過したときに観測された、これらの４種類
のユーザ要求の総数を比較する。重要な点とは、失敗し
た要求が、大量の要求到着時にも、他の２つの「完了」
要求（遮断された要求と成功要求）の合計に比較して小
さいという点である。この結果は、パスキャッシュテー
ブル内のすべての実行可能パス情報ｆ−ｐａｔｈの状態
が、ネットワーク内の現在のリンクの状態を反映してい
ることを示す。
【０１１０】次いで、本実施形態のルーチングシステム
のスケーラビリティに係るシミュレーション結果につい
て説明する。本実施形態のルーチングシステムの効率に
対するネットワークサイズの影響を評価した。ネットワ
ークサイズをノード数（｜Ｓ｜）だけで表すために、シ
ミュレーションで使用されている４つのネットワークの
平均度数及び平均リンク伝搬遅延時間をほぼ同じ値に設
定した（表１参照。）。ネットワークサイズであるノー
ド数｜Ｓ｜に応じて調整する必要がある、各ノードから
の前進蟻の発生率（Ｌrate）、及びすべての実行可能パ
スの最大ホップ数（Ｈmax）という２つのパラメータが
ある。ネットワーク内で同時並行的に実行されるすべて
の拡張されたアントネットのアルゴリズムは、表１に示
されている２つのパラメータの同じ値を使用する。
のスケーラビリティに係るシミュレーション結果につい
て説明する。本実施形態のルーチングシステムの効率に
対するネットワークサイズの影響を評価した。ネットワ
ークサイズをノード数（｜Ｓ｜）だけで表すために、シ
ミュレーションで使用されている４つのネットワークの
平均度数及び平均リンク伝搬遅延時間をほぼ同じ値に設
定した（表１参照。）。ネットワークサイズであるノー
ド数｜Ｓ｜に応じて調整する必要がある、各ノードから
の前進蟻の発生率（Ｌrate）、及びすべての実行可能パ
スの最大ホップ数（Ｈmax）という２つのパラメータが
ある。ネットワーク内で同時並行的に実行されるすべて
の拡張されたアントネットのアルゴリズムは、表１に示
されている２つのパラメータの同じ値を使用する。
【０１１１】本実施形態のルーチングシステムの効率
は、特にノード数｜Ｓ｜が大きいときに前進蟻の発生率
Ｌrateに敏感である。図１６は、リソース状態のパーセ
ンテージを、ユーザ要求が、λ＝３．６６個の要求数／
秒（大量にユーザ要求が到着している場合）でネットワ
ークＢの各ノードに到着するときの蟻発生率Ｌrateの関
数として示している。前進蟻及び後退蟻の数は増加する
ので、蟻発生率Ｌrateが上昇するに従って、さらに頻繁
に実行可能パス情報ｆ−ｐａｔｈは更新される。従っ
て、「使用中」の状態のパーセンテージは、蟻発生率Ｌ
rateが増加するにつれて、徐々に増加する。ただし、蟻
発生率Ｌrateが一定のしきい値を超えると、「使用中」
の状態のパーセンテージは壊滅的に減少し、「予約済み
であるが未使用」の状態のパーセンテージが優勢にな
る。この現象は、ネットワーク内の蟻の数がネットワー
クの処理容量の限度に達したために発生した。従って、
各ノード数｜Ｓ｜に蟻発生率Ｌrateの最適値が存在す
る。
は、特にノード数｜Ｓ｜が大きいときに前進蟻の発生率
Ｌrateに敏感である。図１６は、リソース状態のパーセ
ンテージを、ユーザ要求が、λ＝３．６６個の要求数／
秒（大量にユーザ要求が到着している場合）でネットワ
ークＢの各ノードに到着するときの蟻発生率Ｌrateの関
数として示している。前進蟻及び後退蟻の数は増加する
ので、蟻発生率Ｌrateが上昇するに従って、さらに頻繁
に実行可能パス情報ｆ−ｐａｔｈは更新される。従っ
て、「使用中」の状態のパーセンテージは、蟻発生率Ｌ
rateが増加するにつれて、徐々に増加する。ただし、蟻
発生率Ｌrateが一定のしきい値を超えると、「使用中」
の状態のパーセンテージは壊滅的に減少し、「予約済み
であるが未使用」の状態のパーセンテージが優勢にな
る。この現象は、ネットワーク内の蟻の数がネットワー
クの処理容量の限度に達したために発生した。従って、
各ノード数｜Ｓ｜に蟻発生率Ｌrateの最適値が存在す
る。
【０１１２】図１７は、４つのネットワークの蟻発生率
Ｌrateの最適値の範囲及び有効値の範囲を表示してお
り、この場合、蟻発生率Ｌrateの有効値は、λ＝３．６
６個の要求数／秒であるときに、「使用中」の状態のパ
ーセンテージが５５％を超えることを保証する。図１７
は、ノード数｜Ｓ｜が上昇するに従い、最適値が減少
し、有効値の範囲が急速に減少することを示している。
従って、蟻発生率Ｌrateの値は、ノード数｜Ｓ｜が大き
いときに注意深く選択されなければならない。
Ｌrateの最適値の範囲及び有効値の範囲を表示してお
り、この場合、蟻発生率Ｌrateの有効値は、λ＝３．６
６個の要求数／秒であるときに、「使用中」の状態のパ
ーセンテージが５５％を超えることを保証する。図１７
は、ノード数｜Ｓ｜が上昇するに従い、最適値が減少
し、有効値の範囲が急速に減少することを示している。
従って、蟻発生率Ｌrateの値は、ノード数｜Ｓ｜が大き
いときに注意深く選択されなければならない。
【０１１３】ここで、リソース利用、スループット、及
び最適発生率が使用されるときのパス確立の待機時間に
対するノード数｜Ｓ｜の影響を説明する。
び最適発生率が使用されるときのパス確立の待機時間に
対するノード数｜Ｓ｜の影響を説明する。
【０１１４】図１８及び図１９は、要求到着率λが非常
に大きいので「未完了」要求の率が３０％になる（つま
り、ユーザ要求がネットワークの容量に近づく）ときの
ノード数｜Ｓ｜の関数として、それぞれリソース利用率
（すべてのリソースの「使用中」の状態のパーセンテー
ジ）、及びリアルタイムフローのスループットを示す。
これらの図１８及び図１９では、本実施形態のルーチン
グシステムと、リソース管理が行われていない本実施形
態のルーチングシステムとを比較する。ここではリソー
ス管理とは、上述の発信制御処理の機構における「第１
の説明」及び「第２の説明」に相当する。つまり、リソ
ース管理の行われていない本実施形態のルーチングシス
テムは、後退蟻エージェントが、リンク状態情報を搬送
せず、すべてのパスキャッシュのすべての実行可能パス
情報ｆ−ｐａｔｈがつねに利用可能である。これらの図
１８及び図１９に示されるように、本実施形態のルーチ
ングシステムは、大型ネットワークにも適用でき、リソ
ース管理は、特にノード数｜Ｓ｜が大きいときに有効で
ある。本実施形態のルーチングシステムは、ネットワー
クＤのリソースの５５％を超えて利用可能で（ノード数
｜Ｓ｜＝４２のとき）、リソース管理を使用することに
より、リソース管理を行わない本実施形態のルーチング
システムのスループットは、ノード数｜Ｓ｜＝４２のと
き約６５％改善することができる。
に大きいので「未完了」要求の率が３０％になる（つま
り、ユーザ要求がネットワークの容量に近づく）ときの
ノード数｜Ｓ｜の関数として、それぞれリソース利用率
（すべてのリソースの「使用中」の状態のパーセンテー
ジ）、及びリアルタイムフローのスループットを示す。
これらの図１８及び図１９では、本実施形態のルーチン
グシステムと、リソース管理が行われていない本実施形
態のルーチングシステムとを比較する。ここではリソー
ス管理とは、上述の発信制御処理の機構における「第１
の説明」及び「第２の説明」に相当する。つまり、リソ
ース管理の行われていない本実施形態のルーチングシス
テムは、後退蟻エージェントが、リンク状態情報を搬送
せず、すべてのパスキャッシュのすべての実行可能パス
情報ｆ−ｐａｔｈがつねに利用可能である。これらの図
１８及び図１９に示されるように、本実施形態のルーチ
ングシステムは、大型ネットワークにも適用でき、リソ
ース管理は、特にノード数｜Ｓ｜が大きいときに有効で
ある。本実施形態のルーチングシステムは、ネットワー
クＤのリソースの５５％を超えて利用可能で（ノード数
｜Ｓ｜＝４２のとき）、リソース管理を使用することに
より、リソース管理を行わない本実施形態のルーチング
システムのスループットは、ノード数｜Ｓ｜＝４２のと
き約６５％改善することができる。
【０１１５】図２０及び図２１は、ユーザ要求数が２
０，０００であるときのパス確立の平均待機時間を示
し、誤差の棒は、シミュレーションで使用されているネ
ットワークが、それぞれネットワークＢ（ノード数｜Ｓ
｜＝１４）及びネットワークＤ（ノード数｜Ｓ｜＝４
２）であるときに同一のシミュレーションパラメータを
用いて、シミュレーションの５回のトライアルで観測さ
れた標準偏差を表している。これらの図２０及び図２１
は、要求到着率λが小さいときには、リソース管理を行
わない本実施形態のルーチングシステムの平均待機時間
が、本実施形態のルーチングシステムの平均待機時間よ
り小さいことを示す。その理由とは、ネットワーク内の
多くのリソースが空き（未使用）である場合にも、本実
施形態のルーチングシステムの発信制御処理が、ときに
は不必要にパスセットアップトライアルを遮ることがあ
るためである。従って、この場合のリソース管理は、そ
れ自体が１つの障害である。逆に、要求到着率λが大き
くなると、空きリソースの数は減少し、その結果、本実
施形態のルーチングシステムのリソース管理処理は、空
きリソースに対するユーザ要求の間の競合に対して効果
的になる。リソース管理処理が、ノード数｜Ｓ｜が大き
いときの平均待機時間を減少する上でも効果的であるこ
とに注意する。図２１は、リソース管理を行わない場
合、待機時間が要求到着率λに伴い、急に増加すること
を示す。
０，０００であるときのパス確立の平均待機時間を示
し、誤差の棒は、シミュレーションで使用されているネ
ットワークが、それぞれネットワークＢ（ノード数｜Ｓ
｜＝１４）及びネットワークＤ（ノード数｜Ｓ｜＝４
２）であるときに同一のシミュレーションパラメータを
用いて、シミュレーションの５回のトライアルで観測さ
れた標準偏差を表している。これらの図２０及び図２１
は、要求到着率λが小さいときには、リソース管理を行
わない本実施形態のルーチングシステムの平均待機時間
が、本実施形態のルーチングシステムの平均待機時間よ
り小さいことを示す。その理由とは、ネットワーク内の
多くのリソースが空き（未使用）である場合にも、本実
施形態のルーチングシステムの発信制御処理が、ときに
は不必要にパスセットアップトライアルを遮ることがあ
るためである。従って、この場合のリソース管理は、そ
れ自体が１つの障害である。逆に、要求到着率λが大き
くなると、空きリソースの数は減少し、その結果、本実
施形態のルーチングシステムのリソース管理処理は、空
きリソースに対するユーザ要求の間の競合に対して効果
的になる。リソース管理処理が、ノード数｜Ｓ｜が大き
いときの平均待機時間を減少する上でも効果的であるこ
とに注意する。図２１は、リソース管理を行わない場
合、待機時間が要求到着率λに伴い、急に増加すること
を示す。
【０１１６】さらに、本実施形態のルーチングシステム
の拡張性に係るシミュレーション結果について説明す
る。本実施形態のルーチングシステムは、ネットワーク
ユーザからの多様なＱｏＳの必要条件をサポートする必
要がある。上述したように、各ＱｏＳの必要条件毎に、
特別な行動を持つ１つの前進蟻コロニーがネットワーク
内で利用する必要がある。その結果、本実施形態のルー
チングシステムによって提供されているＱｏＳの必要条
件の数（本実施形態のルーチングシステムの拡張性）
は、ネットワークがどれほど多くの蟻コロニーを利用す
ることができるかにかかっている。
の拡張性に係るシミュレーション結果について説明す
る。本実施形態のルーチングシステムは、ネットワーク
ユーザからの多様なＱｏＳの必要条件をサポートする必
要がある。上述したように、各ＱｏＳの必要条件毎に、
特別な行動を持つ１つの前進蟻コロニーがネットワーク
内で利用する必要がある。その結果、本実施形態のルー
チングシステムによって提供されているＱｏＳの必要条
件の数（本実施形態のルーチングシステムの拡張性）
は、ネットワークがどれほど多くの蟻コロニーを利用す
ることができるかにかかっている。
【０１１７】すべての種類の蟻の処理時間が同一である
ときに、リソース利用率を最大限にするすべての蟻コロ
ニーの全体の発生率の最適値が蟻コロニーの数に依存し
ていないと仮定する。最適な全体の発生率が使用され、
蟻コロニーの数が増える場合には、１つの蟻コロニーの
発生率（Ｌrate）が減少するので（図１６参照。）リソ
ース利用率は徐々に減少する。これは、蟻コロニーの数
とリソース利用率のトレードオフである。図１６は、最
適な全体の発生率が、毎秒２蟻（Ｌrate＝毎秒１蟻）で
あるときを示す。図１６から、蟻コロニーの数が２０で
ある場合には、リソース利用率は約５０％（Ｌrate＝２
／２０＝毎秒０．１蟻）である。表３は、４つのネット
ワークの場合の蟻コロニーの数及びリソース利用率の関
係性を示している。
ときに、リソース利用率を最大限にするすべての蟻コロ
ニーの全体の発生率の最適値が蟻コロニーの数に依存し
ていないと仮定する。最適な全体の発生率が使用され、
蟻コロニーの数が増える場合には、１つの蟻コロニーの
発生率（Ｌrate）が減少するので（図１６参照。）リソ
ース利用率は徐々に減少する。これは、蟻コロニーの数
とリソース利用率のトレードオフである。図１６は、最
適な全体の発生率が、毎秒２蟻（Ｌrate＝毎秒１蟻）で
あるときを示す。図１６から、蟻コロニーの数が２０で
ある場合には、リソース利用率は約５０％（Ｌrate＝２
／２０＝毎秒０．１蟻）である。表３は、４つのネット
ワークの場合の蟻コロニーの数及びリソース利用率の関
係性を示している。
【０１１８】
【表３】 ――――――――――――――――――――――――――――――――――― リソース利用率（％） ――――――――――――――――――――――――――― 蟻コロニーの数 ネットワークＡ ネットワークＢ ネットワークＣ ネットワークＤ ――――――――――――――――――――――――――――――――――― １０ ６０．５ ５６．３ ５２．７ ４７．１ １００ ４５．９ ３２．９ １７．９ １３．８ ―――――――――――――――――――――――――――――――――――
【０１１９】ノード数が多い大型のネットワーク（例え
ばネットワークＤ）のリソース利用率は、蟻コロニーの
数に影響を受けやすい。大型のネットワークで蟻コロニ
ーが多数の場合には、ネットワークの処理容量は拡大さ
れなければならない。
ばネットワークＤ）のリソース利用率は、蟻コロニーの
数に影響を受けやすい。大型のネットワークで蟻コロニ
ーが多数の場合には、ネットワークの処理容量は拡大さ
れなければならない。
【０１２０】表３は、蟻のコロニー数が多くても１０の
場合、リソース利用率は十分に大きいことを示す。この
シミュレーションでは、これが真であることを検証し
た。図２２は、３つのケースのリソース利用率、Ｍ＝
｛１，３｝、Ｍ＝｛１，２，３，５｝、及びＭ＝｛１，
２，３，４，５，６｝を比較する。蟻コロニーの数は、
集合Ｍ（｜Ｍ｜）の数に等しい。これら３つのケースの
全体の発生率は、同じ最適値に設定され、すべての蟻の
処理時間は２ミリ秒で同一であり、必要とされているリ
ソースのすべての数の要求到着率λも同一である。図２
２は、リソース利用率が、蟻コロニーの数｜Ｍ｜が上昇
するにつれて急に減少しないことを示している。
場合、リソース利用率は十分に大きいことを示す。この
シミュレーションでは、これが真であることを検証し
た。図２２は、３つのケースのリソース利用率、Ｍ＝
｛１，３｝、Ｍ＝｛１，２，３，５｝、及びＭ＝｛１，
２，３，４，５，６｝を比較する。蟻コロニーの数は、
集合Ｍ（｜Ｍ｜）の数に等しい。これら３つのケースの
全体の発生率は、同じ最適値に設定され、すべての蟻の
処理時間は２ミリ秒で同一であり、必要とされているリ
ソースのすべての数の要求到着率λも同一である。図２
２は、リソース利用率が、蟻コロニーの数｜Ｍ｜が上昇
するにつれて急に減少しないことを示している。
【０１２１】図２３は、Ｍ＝｛１，２，３，５｝及びネ
ットワークＢ（ノード数｜Ｓ｜＝１４）が使用されると
きのパス確立の待機時間を示す。図２０及び図２３か
ら、ケースＭ＝｛１，２，３，５｝の場合にはリソース
管理処理がより効果的であることは明らかである。これ
は、さらに大きい帯域幅の必要条件（つまり、５単位）
は、未使用リソースの数にさらに急激な変化を生じさせ
るためである。
ットワークＢ（ノード数｜Ｓ｜＝１４）が使用されると
きのパス確立の待機時間を示す。図２０及び図２３か
ら、ケースＭ＝｛１，２，３，５｝の場合にはリソース
管理処理がより効果的であることは明らかである。これ
は、さらに大きい帯域幅の必要条件（つまり、５単位）
は、未使用リソースの数にさらに急激な変化を生じさせ
るためである。
【０１２２】以上説明したように、本実施形態に係るシ
ミュレーション結果は以下のように要約される。 （１）効率：ネットワーク内のノード数が１４であった
とき、リソース利用率は７０％を超え、未利用の予約済
みリソースの率は１０％を下回り、失敗要求のパーセン
テージは小さかった。 （２）スケーラビリティ：各ネットワークサイズに最適
蟻発生率があった。大型ネットワークのリソース利用率
は、蟻発生率に敏感であった。ネットワーク内のノード
数が４２であったとき、リソース利用率は５５％を超え
た。リソース管理は、パス確立の平均待機時間を減少す
る上で、及び特にネットワークサイズが大きく、ユーザ
要求到着率が高いときに、リアルタイムフローのスルー
プットを高める上で有効であった。 （３）拡張性：本実施形態のルーチングシステムによっ
てサポートされるＱｏＳ要件の数は、ネットワーク内の
蟻コロニーの数に等しかった。大型ネットワークが、多
数の蟻コロニーを利用するのは困難であった。しかしな
がら、コロニーの数が多くとも１０であったときに、リ
ソース利用率は十分に大きかった。ユーザが、さらに大
きい帯域幅を要求したので、リソース管理は、平均待機
時間を減少する上でより有効になった。
ミュレーション結果は以下のように要約される。 （１）効率：ネットワーク内のノード数が１４であった
とき、リソース利用率は７０％を超え、未利用の予約済
みリソースの率は１０％を下回り、失敗要求のパーセン
テージは小さかった。 （２）スケーラビリティ：各ネットワークサイズに最適
蟻発生率があった。大型ネットワークのリソース利用率
は、蟻発生率に敏感であった。ネットワーク内のノード
数が４２であったとき、リソース利用率は５５％を超え
た。リソース管理は、パス確立の平均待機時間を減少す
る上で、及び特にネットワークサイズが大きく、ユーザ
要求到着率が高いときに、リアルタイムフローのスルー
プットを高める上で有効であった。 （３）拡張性：本実施形態のルーチングシステムによっ
てサポートされるＱｏＳ要件の数は、ネットワーク内の
蟻コロニーの数に等しかった。大型ネットワークが、多
数の蟻コロニーを利用するのは困難であった。しかしな
がら、コロニーの数が多くとも１０であったときに、リ
ソース利用率は十分に大きかった。ユーザが、さらに大
きい帯域幅を要求したので、リソース管理は、平均待機
時間を減少する上でより有効になった。
【０１２３】以上説明したように、本実施形態によれ
ば、従来例のアントネットにおいて、ＱｏＳルーチング
処理、リソース管理処理及び発信制御処理を併用して実
行することにより、以下の特有の効果を奏する。 （１）各ノードで、宛先ノードとリソース数と最大ホッ
プ数との組み合わせに対して、実行可能なパスのノード
のシーケンスであるルート情報である実行可能パス情報
ｆ−ｐａｔｈと、それが現在有効であるか否かを示す有
効フラグとを格納するパスキャッシュテーブルを備え、
すべての後退蟻エージェントは各ノードを離れるたびに
当該ノードの出リンクにおける未使用のリソース情報を
保持して伝送し、すべての後退蟻エージェントが各ノー
ドに到着するたびに、後退蟻エージェントが保持する隣
接するノードの出リンクにおける未使用のリソース情報
に基づいて上記実行可能パス情報ｆ−ｐａｔｈを更新す
る。また、発信通信端末からの発信要求とは独立にかつ
定期的に必要なＱｏＳを保持した前進蟻エージェントを
宛先ノードに送信し、各ノードでリソース数と最大ホッ
プ数の少なくとも一方のＱｏＳの必要条件が満たされな
いとき、当該前進蟻エージェントを廃棄する。従って、
後退蟻エージェントによるパスキャッシュテーブルの更
新により、最新の情報をパスキャッシュテーブルに格納
することができ、また、上記前進蟻エージェントの廃棄
により、一定のＱｏＳを保証してパケットの伝送を行う
ことができる。 （２）また、各ノードでリソース管理テーブルを備え、
リソース予約用前進エージェントＦrsvを用いて実行可
能パス情報に沿って各ノードでリソース予約を行った
後、所定のＱｏＳの必要条件が満たされるパスでリソ−
ス予約ができたときに、リソース予約用後退エージェン
トＢrsvを用いてその旨を発信ノードを介して発信通信
端末に通知し、これに応答してデータ伝送パケットを発
信通信端末からリソース予約されたパスを介して着信通
信端末に向かって伝送し、その伝送が完了したとき、リ
ソース開放用後退エージェントを用いて各ノードにおけ
るリソース予約を開放する。従って、各ノードでこのよ
うにリソース管理処理を実行したので、従来例に比較し
てリソース利用率を高めることができる。 （３）さらに、発信ノードに接続された通信端末からの
発信要求時において上記リソース予約用前進エージェン
トを送信する前に、パスキャッシュメモリ１６に格納さ
れた実行可能パス情報を参照して、宛先ノードへのパス
が上記有効フラグにより現在有効であって実行可能であ
るときのみリソース予約用前進エージェントを送信する
ことにより発信制御を行う。従って、発信ノード側でパ
ケット発信を有効的に制御してネットワークにおけるス
ループットを高めることができる。特に、ユーザ要求数
が比較的高いとき、ネットワークのノード数が多いと
き、もしくは未使用のリソースの数が急激に変化すると
きに、有効的にリソースの管理を行うことができるの
で、従来例に比較してリソース利用率を高めることがで
き、これにより、ネットワーク全体のスループットを高
めることができる。
ば、従来例のアントネットにおいて、ＱｏＳルーチング
処理、リソース管理処理及び発信制御処理を併用して実
行することにより、以下の特有の効果を奏する。 （１）各ノードで、宛先ノードとリソース数と最大ホッ
プ数との組み合わせに対して、実行可能なパスのノード
のシーケンスであるルート情報である実行可能パス情報
ｆ−ｐａｔｈと、それが現在有効であるか否かを示す有
効フラグとを格納するパスキャッシュテーブルを備え、
すべての後退蟻エージェントは各ノードを離れるたびに
当該ノードの出リンクにおける未使用のリソース情報を
保持して伝送し、すべての後退蟻エージェントが各ノー
ドに到着するたびに、後退蟻エージェントが保持する隣
接するノードの出リンクにおける未使用のリソース情報
に基づいて上記実行可能パス情報ｆ−ｐａｔｈを更新す
る。また、発信通信端末からの発信要求とは独立にかつ
定期的に必要なＱｏＳを保持した前進蟻エージェントを
宛先ノードに送信し、各ノードでリソース数と最大ホッ
プ数の少なくとも一方のＱｏＳの必要条件が満たされな
いとき、当該前進蟻エージェントを廃棄する。従って、
後退蟻エージェントによるパスキャッシュテーブルの更
新により、最新の情報をパスキャッシュテーブルに格納
することができ、また、上記前進蟻エージェントの廃棄
により、一定のＱｏＳを保証してパケットの伝送を行う
ことができる。 （２）また、各ノードでリソース管理テーブルを備え、
リソース予約用前進エージェントＦrsvを用いて実行可
能パス情報に沿って各ノードでリソース予約を行った
後、所定のＱｏＳの必要条件が満たされるパスでリソ−
ス予約ができたときに、リソース予約用後退エージェン
トＢrsvを用いてその旨を発信ノードを介して発信通信
端末に通知し、これに応答してデータ伝送パケットを発
信通信端末からリソース予約されたパスを介して着信通
信端末に向かって伝送し、その伝送が完了したとき、リ
ソース開放用後退エージェントを用いて各ノードにおけ
るリソース予約を開放する。従って、各ノードでこのよ
うにリソース管理処理を実行したので、従来例に比較し
てリソース利用率を高めることができる。 （３）さらに、発信ノードに接続された通信端末からの
発信要求時において上記リソース予約用前進エージェン
トを送信する前に、パスキャッシュメモリ１６に格納さ
れた実行可能パス情報を参照して、宛先ノードへのパス
が上記有効フラグにより現在有効であって実行可能であ
るときのみリソース予約用前進エージェントを送信する
ことにより発信制御を行う。従って、発信ノード側でパ
ケット発信を有効的に制御してネットワークにおけるス
ループットを高めることができる。特に、ユーザ要求数
が比較的高いとき、ネットワークのノード数が多いと
き、もしくは未使用のリソースの数が急激に変化すると
きに、有効的にリソースの管理を行うことができるの
で、従来例に比較してリソース利用率を高めることがで
き、これにより、ネットワーク全体のスループットを高
めることができる。
【０１２４】
【発明の効果】以上詳述したように本発明に係るルータ
装置の制御方法又は制御装置によれば、複数のノードか
ら構成されるパケット伝送ネットワークを介して発信ノ
ードから宛先ノードに向けてパケットを送信する場合
に、パケットを自局ノードから隣接ノードに、各隣接ノ
ードに対するルーチング確率を含むルーチングテーブル
を用いてルーチングし、かつ蟻エージェントを用いてア
ントネットアルゴリズムに基づいて上記ルーチングテー
ブルを学習により構築するルータ装置の制御方法又は制
御装置において、各ノードにおいて、宛先ノードとサー
ビス品質との組み合わせに対して、実行可能なパスのノ
ードのシーケンスであるルート情報である実行可能パス
情報と、それが現在有効であるか否かを示す有効フラグ
とを格納するパスキャッシュテーブルメモリを備え、発
信ノードに接続された通信端末からの発信要求時とは独
立にかつ定期的に、ランダムに決定されたサービス品質
を保持する前進蟻エージェントを発信ノードから宛先ノ
ードに向けて送信した後、宛先ノードで前進蟻エージェ
ントを受信したとき後退蟻エージェントを発信ノードに
返信し、各ノードにおいて前進蟻エージェントを受信し
たときに当該前進蟻エージェントにより形成されたパス
が当該前進蟻エージェントが保持するサービス品質を満
たさないと判断したときに当該前進蟻エージェントを廃
棄して後退蟻エージェントを返信することを中止し、各
ノードから後退蟻エージェントを送信するときに当該ノ
ードの出リンクにおけるサービス品質の情報を保持して
送信し、発信ノードを含む各ノードで後退蟻エージェン
トを受信するときに当該後退蟻エージェントが保持する
隣接するノードの出リンクにおけるサービス品質の情報
に基づいて上記パスキャッシュテーブルメモリにおける
実行可能パス情報を更新する。従って、後退蟻エージェ
ントによるパスキャッシュテーブルの更新により、最新
の情報をパスキャッシュテーブルに格納することがで
き、また、上記前進蟻エージェントの廃棄により、一定
のＱｏＳを保証してパケットの伝送を行うことができ
る。
装置の制御方法又は制御装置によれば、複数のノードか
ら構成されるパケット伝送ネットワークを介して発信ノ
ードから宛先ノードに向けてパケットを送信する場合
に、パケットを自局ノードから隣接ノードに、各隣接ノ
ードに対するルーチング確率を含むルーチングテーブル
を用いてルーチングし、かつ蟻エージェントを用いてア
ントネットアルゴリズムに基づいて上記ルーチングテー
ブルを学習により構築するルータ装置の制御方法又は制
御装置において、各ノードにおいて、宛先ノードとサー
ビス品質との組み合わせに対して、実行可能なパスのノ
ードのシーケンスであるルート情報である実行可能パス
情報と、それが現在有効であるか否かを示す有効フラグ
とを格納するパスキャッシュテーブルメモリを備え、発
信ノードに接続された通信端末からの発信要求時とは独
立にかつ定期的に、ランダムに決定されたサービス品質
を保持する前進蟻エージェントを発信ノードから宛先ノ
ードに向けて送信した後、宛先ノードで前進蟻エージェ
ントを受信したとき後退蟻エージェントを発信ノードに
返信し、各ノードにおいて前進蟻エージェントを受信し
たときに当該前進蟻エージェントにより形成されたパス
が当該前進蟻エージェントが保持するサービス品質を満
たさないと判断したときに当該前進蟻エージェントを廃
棄して後退蟻エージェントを返信することを中止し、各
ノードから後退蟻エージェントを送信するときに当該ノ
ードの出リンクにおけるサービス品質の情報を保持して
送信し、発信ノードを含む各ノードで後退蟻エージェン
トを受信するときに当該後退蟻エージェントが保持する
隣接するノードの出リンクにおけるサービス品質の情報
に基づいて上記パスキャッシュテーブルメモリにおける
実行可能パス情報を更新する。従って、後退蟻エージェ
ントによるパスキャッシュテーブルの更新により、最新
の情報をパスキャッシュテーブルに格納することがで
き、また、上記前進蟻エージェントの廃棄により、一定
のＱｏＳを保証してパケットの伝送を行うことができ
る。
【０１２５】また、上記ルータ装置の制御方法又は制御
装置において、各ノードにおいて出リンクの各リソース
毎にリソース予約されているか否かを含むリソース管理
テーブルを格納するリソース管理テーブルメモリを備
え、発信ノードに接続された通信端末からの発信要求時
に、上記発信通信端末からパケットを送信するときに必
要なサービス品質を受信し、受信されたサービス品質を
保持するリソース予約用前進エージェントを発信ノード
から宛先ノードに向けて送信し、当該リソース予約用前
進エージェントは上記実行可能パス情報に沿って各ノー
ドを通過するときに上記リソース管理テーブルにおいて
リソースを予約するように更新し、宛先ノードで当該リ
ソース予約用前進エージェントを受信したときリソース
予約用後退エージェントを発信ノードに返信し、上記リ
ソース予約用前進エージェントによりリソースが予約さ
れたパスを介して上記実行可能パス情報を用いて発信ノ
ードから宛先ノードに向けてパケットを伝送し、当該パ
ケットの伝送が完了したとき、宛先ノードは発信ノード
に向けて、リソース開放用後退エージェントを送信する
ことにより、当該リソース開放用後退エージェントによ
り上記リソース管理テーブルにおけるリソースの予約を
開放する。従って、各ノードでこのようにリソース管理
処理を実行したので、従来例に比較してリソース利用率
を高めることができる。
装置において、各ノードにおいて出リンクの各リソース
毎にリソース予約されているか否かを含むリソース管理
テーブルを格納するリソース管理テーブルメモリを備
え、発信ノードに接続された通信端末からの発信要求時
に、上記発信通信端末からパケットを送信するときに必
要なサービス品質を受信し、受信されたサービス品質を
保持するリソース予約用前進エージェントを発信ノード
から宛先ノードに向けて送信し、当該リソース予約用前
進エージェントは上記実行可能パス情報に沿って各ノー
ドを通過するときに上記リソース管理テーブルにおいて
リソースを予約するように更新し、宛先ノードで当該リ
ソース予約用前進エージェントを受信したときリソース
予約用後退エージェントを発信ノードに返信し、上記リ
ソース予約用前進エージェントによりリソースが予約さ
れたパスを介して上記実行可能パス情報を用いて発信ノ
ードから宛先ノードに向けてパケットを伝送し、当該パ
ケットの伝送が完了したとき、宛先ノードは発信ノード
に向けて、リソース開放用後退エージェントを送信する
ことにより、当該リソース開放用後退エージェントによ
り上記リソース管理テーブルにおけるリソースの予約を
開放する。従って、各ノードでこのようにリソース管理
処理を実行したので、従来例に比較してリソース利用率
を高めることができる。
【０１２６】さらに、上記ルータ装置の制御方法又は制
御装置において、発信ノードに接続された通信端末から
の発信要求時において上記リソース予約用前進エージェ
ントを送信する前に、上記パスキャッシュメモリに格納
された実行可能パス情報を参照して、宛先ノードへのパ
スが上記有効フラグにより現在有効であって実行可能で
あるときのみ上記リソース予約用前進エージェントを送
信することにより発信制御を行う。従って、発信ノード
側でパケット発信を有効的に制御してネットワークにお
けるスループットを高めることができる。特に、ユーザ
要求数が比較的高いとき、ネットワークのノード数が多
いとき、もしくは未使用のリソースの数が急激に変化す
るときに、有効的にリソースの管理を行うことができる
ので、従来例に比較してリソース利用率を高めることが
でき、これにより、ネットワーク全体のスループットを
高めることができる。
御装置において、発信ノードに接続された通信端末から
の発信要求時において上記リソース予約用前進エージェ
ントを送信する前に、上記パスキャッシュメモリに格納
された実行可能パス情報を参照して、宛先ノードへのパ
スが上記有効フラグにより現在有効であって実行可能で
あるときのみ上記リソース予約用前進エージェントを送
信することにより発信制御を行う。従って、発信ノード
側でパケット発信を有効的に制御してネットワークにお
けるスループットを高めることができる。特に、ユーザ
要求数が比較的高いとき、ネットワークのノード数が多
いとき、もしくは未使用のリソースの数が急激に変化す
るときに、有効的にリソースの管理を行うことができる
ので、従来例に比較してリソース利用率を高めることが
でき、これにより、ネットワーク全体のスループットを
高めることができる。
【図面の簡単な説明】
【図１】 本発明に係る第１の実施形態である減衰法処
理を含むルーチング処理を実行するルータ装置１００の
全体構成を示すブロック図である。
理を含むルーチング処理を実行するルータ装置１００の
全体構成を示すブロック図である。
【図２】 本発明に係る第１の実施形態で用いられるア
ントネットを用いたルーチング処理に基づいて、ノード
ｓから宛先ノードｄにパケットを送信するときの前進蟻
及び後退蟻の動きを示す図である。
ントネットを用いたルーチング処理に基づいて、ノード
ｓから宛先ノードｄにパケットを送信するときの前進蟻
及び後退蟻の動きを示す図である。
【図３】 本発明に係る第１の実施形態で用いられるア
ントネットアルゴリズムの前進蟻及び後退蟻のパケット
フォーマットを示す図である。
ントネットアルゴリズムの前進蟻及び後退蟻のパケット
フォーマットを示す図である。
【図４】 図１のルータ装置１００を備えたノードｋに
よって実行されるルーチング処理を示すフローチャート
である。
よって実行されるルーチング処理を示すフローチャート
である。
【図５】 図４のサブルーチンであるステップＳ５の後
退蟻ルーチング処理を示すフローチャートである。
退蟻ルーチング処理を示すフローチャートである。
【図６】 図４のサブルーチンであるステップＳ６の前
進蟻ルーチング処理の第１の部分を示すフローチャート
である。
進蟻ルーチング処理の第１の部分を示すフローチャート
である。
【図７】 図４のサブルーチンであるステップＳ６の前
進蟻ルーチング処理の第２の部分を示すフローチャート
である。
進蟻ルーチング処理の第２の部分を示すフローチャート
である。
【図８】 図６のサブルーチンであるステップＳ２３の
後退蟻送信処理を示すフローチャートである。
後退蟻送信処理を示すフローチャートである。
【図９】 図４のサブルーチンであるステップＳ８のパ
ケットルーチング処理を示すフローチャートである。
ケットルーチング処理を示すフローチャートである。
【図１０】 図４のルーチング処理に対する割込処理で
ある前進蟻送信処理を示すフローチャートである。
ある前進蟻送信処理を示すフローチャートである。
【図１１】 図１のルータ装置１００の内部構造を示す
ブロック図である。
ブロック図である。
【図１２】 本実施形態においてリソース予約のユーザ
要求（信号）Ｒｅｑｕｅｓｔを発信したときのリソース
予約の処理フローである。
要求（信号）Ｒｅｑｕｅｓｔを発信したときのリソース
予約の処理フローである。
【図１３】 本実施形態のシミュレーションにおいて用
いる４つのネットワークのトポロジーを示す図であっ
て、（ａ）はネットワークＡのトポロジーを示し、
（ｂ）はネットワークＢのトポロジーを示し、（ｃ）は
ネットワークＣのトポロジーを示し、（ｄ）はネットワ
ークＤのトポロジーを示す。
いる４つのネットワークのトポロジーを示す図であっ
て、（ａ）はネットワークＡのトポロジーを示し、
（ｂ）はネットワークＢのトポロジーを示し、（ｃ）は
ネットワークＣのトポロジーを示し、（ｄ）はネットワ
ークＤのトポロジーを示す。
【図１４】 本実施形態のシミュレーション結果であっ
て、ネットワークＢにおける要求到着率λに対するリソ
ースの状態の割合を示すグラフである。
て、ネットワークＢにおける要求到着率λに対するリソ
ースの状態の割合を示すグラフである。
【図１５】 本実施形態のシミュレーション結果であっ
て、ネットワークＢにおける要求到着率λに対するユー
ザ要求（信号）の状態数を示すグラフである。
て、ネットワークＢにおける要求到着率λに対するユー
ザ要求（信号）の状態数を示すグラフである。
【図１６】 本実施形態のシミュレーション結果であっ
て、ネットワークＢ（要求到着率λ＝３．６６［要求数
／秒］）における蟻発生率Ｌrateに対するリソースの状
態の割合を示すグラフである。
て、ネットワークＢ（要求到着率λ＝３．６６［要求数
／秒］）における蟻発生率Ｌrateに対するリソースの状
態の割合を示すグラフである。
【図１７】 本実施形態のシミュレーション結果であっ
て、各ネットワークにおけるノード数に対する蟻発生率
Ｌrateを示すグラフである。
て、各ネットワークにおけるノード数に対する蟻発生率
Ｌrateを示すグラフである。
【図１８】 本実施形態のシミュレーション結果であっ
て、各ネットワークにおけるノード数に対するリソース
の利用率を示すグラフである。
て、各ネットワークにおけるノード数に対するリソース
の利用率を示すグラフである。
【図１９】 本実施形態のシミュレーション結果であっ
て、各ネットワークにおけるノード数に対するスループ
ットを示すグラフである。
て、各ネットワークにおけるノード数に対するスループ
ットを示すグラフである。
【図２０】 本実施形態のシミュレーションであって、
ネットワークＢ（ノード数｜Ｓ｜＝１４、ユーザ要求数
＝２０，０００）における要求到着率λに対する平均待
機時間を示すグラフである。
ネットワークＢ（ノード数｜Ｓ｜＝１４、ユーザ要求数
＝２０，０００）における要求到着率λに対する平均待
機時間を示すグラフである。
【図２１】 本実施形態のシミュレーションであって、
ネットワークＤ（ノード数｜Ｓ｜＝４２、ユーザ要求数
＝２０，０００）における要求到着率λに対する平均待
機時間を示すグラフである。
ネットワークＤ（ノード数｜Ｓ｜＝４２、ユーザ要求数
＝２０，０００）における要求到着率λに対する平均待
機時間を示すグラフである。
【図２２】 本実施形態のシミュレーションであって、
ネットワークＢ（ノード数｜Ｓ｜＝１４）における１ノ
ード当りの要求到着率λに対するリソースの利用率を示
すグラフである。
ネットワークＢ（ノード数｜Ｓ｜＝１４）における１ノ
ード当りの要求到着率λに対するリソースの利用率を示
すグラフである。
【図２３】 本実施形態のシミュレーションであって、
蟻コロニーの数の集合Ｍ＝｛１，２，３，５｝及びネッ
トワークＢ（ノード数｜Ｓ｜＝１４）における要求到着
率λに対する平均待機時間を示すグラフである。
蟻コロニーの数の集合Ｍ＝｛１，２，３，５｝及びネッ
トワークＢ（ノード数｜Ｓ｜＝１４）における要求到着
率λに対する平均待機時間を示すグラフである。
１０…コントローラ、 １１…プログラムＲＯＭ、 １２…ワーキングＲＡＭ、 １３ａ，１３ｂ…ルーチングテーブルメモリ、 １４…ネットワークノードメモリ、 １５…トリップ時間統計データメモリ、 １６…パスキャッシュテーブルメモリ、 １７…リソース管理テーブル、 ２０−０乃至２０−Ｍ…入力インターフェース、 ２１…キューメモリ、 ２２…データスイッチ、 ２３−０乃至２３−Ｍ…出力バッファメモリ、 ２４−０乃至２４−Ｍ…出力インターフェース、 １００…ルータ装置、 Ａ1乃至ＡM…ノード、 ＣＴ１…ローカル通信端末。
───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き Ｆターム(参考） 5K030 GA03 GA08 HB14 HB28 HD03 KA05 LB02 LB05 LC09 LC18 9A001 BB01 BB03 BB04 CC07 GG05 GG19 GG22 HH05 HH07 JJ25 KK17 KK24 KK31 KK37
Claims (12)
- 【請求項１】 複数のノードから構成されるパケット伝
送ネットワークを介して発信ノードから宛先ノードに向
けてパケットを送信する場合に、パケットを自局ノード
から隣接ノードに、各隣接ノードに対するルーチング確
率を含むルーチングテーブルを用いてルーチングし、か
つ蟻エージェントを用いてアントネットアルゴリズムに
基づいて上記ルーチングテーブルを学習により構築する
ルータ装置の制御方法において、 各ノードにおいて、宛先ノードとサービス品質との組み
合わせに対して、実行可能なパスのノードのシーケンス
であるルート情報である実行可能パス情報と、それが現
在有効であるか否かを示す有効フラグとを格納するパス
キャッシュテーブルメモリを備え、 発信ノードに接続された通信端末からの発信要求時とは
独立にかつ定期的に、ランダムに決定されたサービス品
質を保持する前進蟻エージェントを発信ノードから宛先
ノードに向けて送信した後、宛先ノードで前進蟻エージ
ェントを受信したとき後退蟻エージェントを発信ノード
に返信し、各ノードにおいて前進蟻エージェントを受信
したときに当該前進蟻エージェントにより形成されたパ
スが当該前進蟻エージェントが保持するサービス品質を
満たさないと判断したときに当該前進蟻エージェントを
廃棄して後退蟻エージェントを返信することを中止し、
各ノードから後退蟻エージェントを送信するときに当該
ノードの出リンクにおけるサービス品質の情報を保持し
て送信し、発信ノードを含む各ノードで後退蟻エージェ
ントを受信するときに当該後退蟻エージェントが保持す
る隣接するノードの出リンクにおけるサービス品質の情
報に基づいて上記パスキャッシュテーブルメモリにおけ
る実行可能パス情報を更新することを特徴とするルータ
装置の制御方法。 - 【請求項２】 請求項１記載のルータ装置の制御方法に
おいて、 上記サービス品質は、少なくともリソース数を含み、 各ノードにおいて前進蟻エージェントを受信したとき
に、出リンクにおける未使用リソース数が必要なリソー
ス数を下回らないリンクだけを使用し、各ノードにおい
てすべての出リンクがリソースの必要条件を満たさない
ために、前進蟻エージェントが次のホップのノードを選
択できないとき、もしくは、前進蟻エージェントが少な
くとも同一のノードを２回通過したとき、当該前進蟻エ
ージェントにより形成されたパスが当該前進蟻エージェ
ントが保持するサービス品質を満たさないと判断して当
該前進蟻エージェントを廃棄して後退蟻エージェントを
返信することを中止することを特徴とするルータ装置の
制御方法。 - 【請求項３】 請求項１記載のルータ装置の制御方法に
おいて、 上記サービス品質は、少なくとも最大ホップ数を含み、 各ノードにおいて前進蟻エージェントを受信したとき
に、当該前進蟻エージェントが伝送することにより計数
したホップ数が上記最大ホップ数を越えるときに、当該
前進蟻エージェントにより形成されたパスが当該前進蟻
エージェントが保持するサービス品質を満たさないと判
断して当該前進蟻エージェントを廃棄して後退蟻エージ
ェントを返信することを中止することを特徴とするルー
タ装置の制御方法。 - 【請求項４】 請求項１記載のルータ装置の制御方法に
おいて、 上記サービス品質は、少なくともリソース数及び最大ホ
ップ数を含み、 各ノードにおいて前進蟻エージェントを受信したとき
に、出リンクにおける未使用リソース数が、必要なリソ
ース数を下回らないリンクだけを使用し、各ノードにお
いてすべての出リンクがリソースの必要条件を満たさな
いために、前進蟻エージェントが次のホップのノードを
選択できないとき、前進蟻エージェントが少なくとも同
一のノードを２回通過したとき、もしくは、各ノードに
おいて前進蟻エージェントを受信したときに、当該前進
蟻エージェントが伝送することにより計数したホップ数
が上記最大ホップ数を越えるときに、当該前進蟻エージ
ェントにより形成されたパスが当該前進蟻エージェント
が保持するサービス品質を満たさないと判断して当該前
進蟻エージェントを廃棄して後退蟻エージェントを返信
することを中止することを特徴とするルータ装置の制御
方法。 - 【請求項５】 請求項１乃至４のうちの１つに記載のル
ータ装置の制御方法において、 各ノードにおいて出リンクの各リソース毎にリソース予
約されているか否かを含むリソース管理テーブルを格納
するリソース管理テーブルメモリを備え、 発信ノードに接続された通信端末からの発信要求時に、
上記発信通信端末からパケットを送信するときに必要な
サービス品質を受信し、受信されたサービス品質を保持
するリソース予約用前進エージェントを発信ノードから
宛先ノードに向けて送信し、当該リソース予約用前進エ
ージェントは上記実行可能パス情報に沿って各ノードを
通過するときに上記リソース管理テーブルにおいてリソ
ースを予約するように更新し、宛先ノードで当該リソー
ス予約用前進エージェントを受信したときリソース予約
用後退エージェントを発信ノードに返信し、上記リソー
ス予約用前進エージェントによりリソースが予約された
パスを介して上記実行可能パス情報を用いて発信ノード
から宛先ノードに向けてパケットを伝送し、当該パケッ
トの伝送が完了したとき、宛先ノードは発信ノードに向
けて、リソース開放用後退エージェントを送信すること
により、当該リソース開放用後退エージェントにより上
記リソース管理テーブルにおけるリソースの予約を開放
することを特徴とするルータ装置の制御方法。 - 【請求項６】 請求項５記載のルータ装置の制御方法に
おいて、 発信ノードに接続された通信端末からの発信要求時にお
いて上記リソース予約用前進エージェントを送信する前
に、上記パスキャッシュメモリに格納された実行可能パ
ス情報を参照して、宛先ノードへのパスが上記有効フラ
グにより現在有効であって実行可能であるときのみ上記
リソース予約用前進エージェントを送信することにより
発信制御を行うことを特徴とするルータ装置の制御方
法。 - 【請求項７】 複数のノードから構成されるパケット伝
送ネットワークを介して発信ノードから宛先ノードに向
けてパケットを送信する場合に、パケットを自局ノード
から隣接ノードに、各隣接ノードに対するルーチング確
率を含むルーチングテーブルを用いてルーチングし、か
つ蟻エージェントを用いてアントネットアルゴリズムに
基づいて上記ルーチングテーブルを学習により構築する
制御手段を備えたルータ装置の制御装置において、 上記制御手段は、各ノードにおいて、宛先ノードとサー
ビス品質との組み合わせに対して、実行可能なパスのノ
ードのシーケンスであるルート情報である実行可能パス
情報と、それが現在有効であるか否かを示す有効フラグ
とを格納するパスキャッシュテーブルメモリを備え、 上記制御手段は、発信ノードに接続された通信端末から
の発信要求時とは独立にかつ定期的に、ランダムに決定
されたサービス品質を保持する前進蟻エージェントを発
信ノードから宛先ノードに向けて送信した後、宛先ノー
ドで前進蟻エージェントを受信したとき後退蟻エージェ
ントを発信ノードに返信し、各ノードにおいて前進蟻エ
ージェントを受信したときに当該前進蟻エージェントに
より形成されたパスが当該前進蟻エージェントが保持す
るサービス品質を満たさないと判断したときに当該前進
蟻エージェントを廃棄して後退蟻エージェントを返信す
ることを中止し、各ノードから後退蟻エージェントを送
信するときに当該ノードの出リンクにおけるサービス品
質の情報を保持して送信し、発信ノードを含む各ノード
で後退蟻エージェントを受信するときに当該後退蟻エー
ジェントが保持する隣接するノードの出リンクにおける
サービス品質の情報に基づいて上記パスキャッシュテー
ブルメモリにおける実行可能パス情報を更新することを
特徴とするルータ装置の制御装置。 - 【請求項８】 請求項７記載のルータ装置の制御装置に
おいて、 上記サービス品質は、少なくともリソース数を含み、 上記制御手段は、各ノードにおいて前進蟻エージェント
を受信したときに、出リンクにおける未使用リソース数
が必要なリソース数を下回らないリンクだけを使用し、
各ノードにおいてすべての出リンクがリソースの必要条
件を満たさないために、前進蟻エージェントが次のホッ
プのノードを選択できないとき、もしくは、前進蟻エー
ジェントが少なくとも同一のノードを２回通過したと
き、当該前進蟻エージェントにより形成されたパスが当
該前進蟻エージェントが保持するサービス品質を満たさ
ないと判断して当該前進蟻エージェントを廃棄して後退
蟻エージェントを返信することを中止することを特徴と
するルータ装置の制御装置。 - 【請求項９】 請求項７記載のルータ装置の制御装置に
おいて、 上記サービス品質は、少なくとも最大ホップ数を含み、 上記制御手段は、各ノードにおいて前進蟻エージェント
を受信したときに、当該前進蟻エージェントが伝送する
ことにより計数したホップ数が上記最大ホップ数を越え
るときに、当該前進蟻エージェントにより形成されたパ
スが当該前進蟻エージェントが保持するサービス品質を
満たさないと判断して当該前進蟻エージェントを廃棄し
て後退蟻エージェントを返信することを中止することを
特徴とするルータ装置の制御装置。 - 【請求項１０】 請求項７記載のルータ装置の制御装置
において、 上記サービス品質は、少なくともリソース数及び最大ホ
ップ数を含み、 上記制御手段は、各ノードにおいて前進蟻エージェント
を受信したときに、出リンクにおける未使用リソース数
が、必要なリソース数を下回らないリンクだけを使用
し、各ノードにおいてすべての出リンクがリソースの必
要条件を満たさないために、前進蟻エージェントが次の
ホップのノードを選択できないとき、前進蟻エージェン
トが少なくとも同一のノードを２回通過したとき、もし
くは、各ノードにおいて前進蟻エージェントを受信した
ときに、当該前進蟻エージェントが伝送することにより
計数したホップ数が上記最大ホップ数を越えるときに、
当該前進蟻エージェントにより形成されたパスが当該前
進蟻エージェントが保持するサービス品質を満たさない
と判断して当該前進蟻エージェントを廃棄して後退蟻エ
ージェントを返信することを中止することを特徴とする
ルータ装置の制御装置。 - 【請求項１１】 請求項７乃至１０のうちの１つに記載
のルータ装置の制御装置において、 各ノードにおいて出リンクの各リソース毎にリソース予
約されているか否かを含むリソース管理テーブルを格納
するリソース管理テーブルメモリを備え、 上記制御手段は、発信ノードに接続された通信端末から
の発信要求時に、上記発信通信端末からパケットを送信
するときに必要なサービス品質を受信し、受信されたサ
ービス品質を保持するリソース予約用前進エージェント
を発信ノードから宛先ノードに向けて送信し、当該リソ
ース予約用前進エージェントは上記実行可能パス情報に
沿って各ノードを通過するときに上記リソース管理テー
ブルにおいてリソースを予約するように更新し、宛先ノ
ードで当該リソース予約用前進エージェントを受信した
ときリソース予約用後退エージェントを発信ノードに返
信し、上記リソース予約用前進エージェントによりリソ
ースが予約されたパスを介して上記実行可能パス情報を
用いて発信ノードから宛先ノードに向けてパケットを伝
送し、当該パケットの伝送が完了したとき、宛先ノード
は発信ノードに向けて、リソース開放用後退エージェン
トを送信することにより、当該リソース開放用後退エー
ジェントにより上記リソース管理テーブルにおけるリソ
ースの予約を開放することを特徴とするルータ装置の制
御装置。 - 【請求項１２】 請求項１１記載のルータ装置の制御装
置において、 上記制御手段は、発信ノードに接続された通信端末から
の発信要求時において上記リソース予約用前進エージェ
ントを送信する前に、上記パスキャッシュメモリに格納
された実行可能パス情報を参照して、宛先ノードへのパ
スが上記有効フラグにより現在有効であって実行可能で
あるときのみ上記リソース予約用前進エージェントを送
信することにより発信制御を行うことを特徴とするルー
タ装置の制御装置。
Priority Applications (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP29094099A JP2001111609A (ja) | 1999-10-13 | 1999-10-13 | ルータ装置の制御方法及び制御装置 |
Applications Claiming Priority (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP29094099A JP2001111609A (ja) | 1999-10-13 | 1999-10-13 | ルータ装置の制御方法及び制御装置 |
Publications (1)
| Publication Number | Publication Date |
|---|---|
| JP2001111609A true JP2001111609A (ja) | 2001-04-20 |
Family
ID=17762472
Family Applications (1)
| Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
|---|---|---|---|
| JP29094099A Pending JP2001111609A (ja) | 1999-10-13 | 1999-10-13 | ルータ装置の制御方法及び制御装置 |
Country Status (1)
| Country | Link |
|---|---|
| JP (1) | JP2001111609A (ja) |
Cited By (2)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| JP2007251293A (ja) * | 2006-03-14 | 2007-09-27 | Mitsubishi Electric Corp | 通信ルート決定方法 |
| JP2021136688A (ja) * | 2020-02-24 | 2021-09-13 | 四零四科技股▲ふん▼有限公司Moxa Inc. | タイムセンシティブネットワーキングネットワークにおけるストリームのルーティングパスを処理するデバイス及び方法 |
-
1999
- 1999-10-13 JP JP29094099A patent/JP2001111609A/ja active Pending
Cited By (4)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| JP2007251293A (ja) * | 2006-03-14 | 2007-09-27 | Mitsubishi Electric Corp | 通信ルート決定方法 |
| JP4668098B2 (ja) * | 2006-03-14 | 2011-04-13 | 三菱電機株式会社 | 通信ルート決定方法 |
| JP2021136688A (ja) * | 2020-02-24 | 2021-09-13 | 四零四科技股▲ふん▼有限公司Moxa Inc. | タイムセンシティブネットワーキングネットワークにおけるストリームのルーティングパスを処理するデバイス及び方法 |
| JP7089606B2 (ja) | 2020-02-24 | 2022-06-22 | 四零四科技股▲ふん▼有限公司 | タイムセンシティブネットワーキングネットワークにおけるストリームのルーティングパスを処理するデバイス及び方法 |
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