JP2002252634A - 経路制御方法 - Google Patents

Abstract

(57)【要約】 （修正有） 【課題】 トラヒック分散又は故障迂回のための経路変
更する際、経路再計算における計算量を抑制できると共
に、トラヒック分散が改善されネットワークの利用効率
が一層改善された経路計算方法を提供する。 【解決手段】 経路制御方法は、フレーム送受信装置
３，４、フレーム中継装置５，６及びリンクに予め割り
当てられたコストに基づいて、送信元の送受信装置から
送信先の送受信装置に至る複数の経路を計算する第１の
計算工程と、第２の経路計算工程においては、帯域トラ
ヒックが予約しようとする帯域情報と既に予約済みの帯
域情報とを用いて予約可能な経路を求める。

Description

【発明の詳細な説明】

【０００１】

【発明の属する技術分野】本発明はラベルスイッチング
を用いてＩＰ−ＶＰＮ等のサービスを提供するＩＰＳ網
等のコネクションレス転送網における制御方法に係わ
り、網構成を冗長化させて信頼性の向上を図る場合にお
いて、コネクションレス転送を行ってスケーラビリティ
を維持しつつ、複数経路から選択的に転送経路を設定す
ることで、故障迂回の迅速化、トラヒック分散によるネ
ットワーク利用効率の向上、帯域予約経路の分散化によ
る品質の向上を図るネットワークの経路制御方法、経路
計算方法、経路選択方法、帯域予約管理方法に関する。

【０００２】

【従来の技術】コネクションレス型通信網においては、
２つの端末装置間の経路を計算して、経路上のノードの
設定を行う必要がある。従来、自律分散制御を行うネッ
トワークでは、ルーチングプロトコルによりノード同士
が自律的に網を構成すると共に固定的に与えられたリン
クコストを交換し、各端末間の最短経路をダイクストラ
（Ｄｉｊｋｓｔｒａ）の最短経路計算を用いて、宛て先
のノードのアドレスに対して出力するべき１つリンクを
決定している。

【０００３】また、管理可能なネットワークにおいて
は、固定的に与えたリンクコストに基づき各端末間の最
短経路をダイクストラ（Ｄｉｊｋｓｔｒａ）のアルゴリ
ズムによりサーバを用いて集中的に計算し、ネットワー
ク全体のノードに対して宛先のノードをアドレスに対し
て出力するべき１つのリンクを設定する方法が既知であ
る。

【０００４】さらに、故障迂回経路切替えのための経路
変更方法として、故障が発生した場合に、各ノードまた
は管理装置が故障を検出して、ネットワーク全体のルー
チングを再計算し、全てのノードの転送テーブルの設定
を変更する方法がある。

【０００５】また、トラヒック分散等の用途において複
数の経路を同時に用いるために、固定的なリンクコスト
に基づいて端末間の最短経路を計算する際に、コストが
等しく最短である経路が複数存在する場合、これら複数
の経路をノードとして設定する方法がある。

【０００６】その他に、トラヒック分散、故障迂回の用
途において前記フレーム中継ネットワークにおいて複数
の経路を同時に用いる方法として、最短経路だけではな
く明示的に示した経路を用いるために、最短経路以外の
経路が必要となった際に要求を満たす経路を計算し、求
められた経路上の全てのフレーム中継装置を指定してフ
レーム送受信装置間でシグナリングを行って、経路上の
全てのノードの転送テーブルの設定を行い、特定のトラ
ヒツクのみを指定したフレーム中継経路を経由させる方
法がある。

【０００７】また、帯域予約を行う場合の帯域予約方法
として、予約を行うノード間において、経路計算により
あらかじめ決定された一つの経路を把握し、該経路上の
リンクの帯域を確保する方法がある。

【０００８】

【発明が解決しようとする課題】前記最短経路を計算し
て１つの経路のみを設定する方法では、各端末間の経路
が一つのリンクを共有するので、トラヒックが集中して
しまい、ネットワーク利用効率の低下および品質の劣化
を招く問題がある。

【０００９】また、前記最短経路を計算して経路を設定
する方法では、固定的なリンクコストのみを用いて転送
経路が決定されるため、変動するトラヒック量に対して
適応的に経路を選択することができないという問題があ
る。

【００１０】また、故障迂回の経路切替えのための経路
変更方法については、ネットワーク規模の拡大に伴って
再計算と再設定の量が著しく増大し、スケーラビリティ
が低下するだけでなく、切り替え時間の増大が発生する
という問題がある。

【００１１】さらに、前記コストが等しく最短である経
路を複数用いる方法では、同一フローに属するトラヒツ
クが異なる経路を経由するため、送信先端未におけるパ
ケットの到着順序の逆転や、品質制御のための経路上の
帯域予約の困難が生じる等の問題がある。この問題を解
消するため、各ノードにおいてフローと経路をマッピン
グする設定を行い、フローを識別して同一のトラヒック
に属するパケットを同一の経路に転送する方法がある。
しかしながら、この方法では、フロー数の増大に伴い各
ノードにおけるフロー識別処理が増加し、スケーラビリ
ティを低下させる問題がある。また、コストが等しく最
短である複数の経路は、経路同士の独立性を考慮して計
算されていないため、必ずしもトラヒック分散および故
障迂回が可能な経路ではない問題がある。

【００１２】また、前記明示的に示した経路を用いる方
法では、送信側と受信側のフレーム送受信装置間にコネ
クション型の経路を設定するため、フレーム中継装置の
転送テーブルが増大し、フレーム送受信装置の増加に対
するスケーラビリティが低下する問題がある。さらに、
最短経路以外の経路の必要が生じてからネットワーク全
体に対して経路の再計算を行うため、ネットワークのノ
ード数の増大に伴って計算時間が増大し、特に故障迂回
に関して迅速な経路設定が困難となる問題がある。ま
た、経路変更が発生する都度、新たに設定される経路上
の全てのフレーム中継装置に対して設定を行うため、帯
域予約を契機とした経路変更等が頻繁に発生する経路切
替え設定に対するフレーム中継装置の処理コスト及び管
理コストが増大する問題がある。

【００１３】さらに、前記帯域予約方法においては、帯
域予約を行う経路が一つに決定されているため、当該経
路において予約可能な帯域がない場合、ネットワーク全
体として予約可能な帯域があったとしても、当該経路と
は別の経路を用いて予約を行うことができず、ネットワ
ーク利用効率を低下させるという問題があった。

【００１４】本発明は従来技術の問題点を解決するため
になされたものであり、本発明の第一の目的は、トラヒ
ック分散および故障迂回のための経路変更において、フ
レーム中継経路に対する設定変更を抑制し、経路再計算
における計算量を抑制する経路制御方法を提供すること
である。

【００１５】また、 本発明の第２の目的は、複数経路を
用いてトラヒック分散を行うための経路制御において、
コネクションレス型転送経路を計算し、経路を分散させ
るための独立性を考慮した複数の経路を計算する方法を
提供することである。

【００１６】また、本発明の第三の目的は、フロー毎の
経路を確定させてパケットの到着順序逆転を防止すると
もに帯域予約を可能にし、帯域保証トラヒックの量に基
づいて複数経路が用いられたトラヒック分散を行う経路
決定と、ネットワーク利用効率の向上および品質の均等
化を実現する帯域予約を行う経路制御方法、経路選択方
法及び帯域予約管理方法を提供することである。

【００１７】

【課題を解決するための手段】上記目的を達成する手段
として、任意の送信元フレーム送受信装置から任意の送
信先フレーム送受信装置へ向う経路を制御する場合に、
フレーム送受信装置およびフレーム中継装置の接続構成
と各リンクに付与されパラメータ（コスト）に基づいて
一つ以上の経路を計算する第１の経路計算工程を実施
し、 実際に通信を行う一つの送信元フレーム送受信装
置から一つの送信先フレーム送受信装置へ向かう一つ以
上の経路の中から一つの経路を選択する第２の経路計算
工程を実施する。

【００１８】一つ以上の経路計算の結果を利用して、最
初に前記任意の送信先フレーム送信装置に向かう一つ以
上の経路に対応した一つ以上の出力リンクを、送信元レ
ーム送受信装置およびフレーム中継装置に設定し、次
に、経路の選択を行う計算の結果を利用して、選択した
経路を送信元フレーム送受信装置に設定することによ
り、送信元フレーム送受信装置から送信先レーム送受信
装置までのフレーム中継経路の設定を制御する。

【００１９】また、経路を分散させるための独立性を考
慮した複数の経路を計算する手段と以下の手段を設け
る。本発明のコストに基づいた一つ以上の経路の計算方
法は、ダイクストラ（Ｄｉｊｋｓｔｒａ）アルゴリズム
において各リンクに選択回数カウンタを設けて拡張し
て、選択回数カウンタが最小であるリンクを選択し、選
択回数カウンタが最小であるリンクが複数存在する場合
にはその中からコストが最小であるリンクを選択し、選
択したリンクのカウンタを増加させ、一回以上計算を行
うことで一つ以上の経路を計算するようにしたものであ
る。

【００２０】本発明のコストに基づいた一つ以上の経路
の計算方法は、ダイクストラ（Ｄｉｊｋｓｔｒａ）アル
ゴリズムにおいて各リンクに選択回数カウンタを設けて
拡張して、各リンクのコストと選択回数カウンタを基に
一つのパラメータを算出し、経路上の各リンクの前記パ
ラメータの合計が最小となるようにしたものである。上
記の一つ以上の経路を計算する手段は、いずれも経路を
分散させるための独立性を考慮した複数の経路を計算す
る課題を解決するものであり、ネットワーク構成等によ
り適宜選択的に使用可能。

【００２１】また、本発明の一つ以上の経路の中から一
つ以上の経路を選択する計算方法は、一つの送信元フレ
ーム送受信装置から他の一つの送信先フレーム送受信装
置へ向かう帯域保証トラヒックが予約する転送帯域の情
報を基に、ネットワーク利用効率向上のために、前記フ
レーム中継装置に設定されている一つ以上の経路の中か
ら帯域予約が可能な経路を検索し、帯域予約が可能な経
路が複数存在する場合には、全リンクの使用率が均等と
なるように一つの経路を選択するものである。

【００２２】また、本発明の一つ以上の経路の中から一
つ以上の経路を選択する計算方法は、一つの送信元フレ
ーム送受信装置から他の一つの送信先フレーム送受信装
置へ向かう帯域保証トラヒックが予約する転送帯域の情
報を基に、ネットワーク利用効率向上のために、前記フ
レーム中継装置に設定されている一つ以上の経路の中か
ら帯域予約が可能な経路を検索し、帯域予約が可能な経
路が複数ある場合には、送信元フレーム送受信装置から
送信先フレーム送受信装置までの各リンクのコストの合
計が最小となる一つの経路を選択するものである。

【００２３】また、本発明の一つ以上の経路の中から一
つ以上の経路を選択する計算方法は、任意の送信元フレ
ーム送受信装置と他の任意の送信先フレーム送受信装置
の間において、任意のフレーム中継装置または任意のリ
ンクが故障した場合に、該フレーム中継装置またはリン
クを経由する経路の切替え経路として、前記故障したフ
レーム中継装置またはリンクを経由せず、かつ前記送信
先任意のフレーム送受信装置へ向かう経路を、ネツトワ
ーク全体の再計算を行わずに前記フレーム中継装置に設
定されている複数の経路の中から選択するものである。

【００２４】また、本発明の帯域予約管理方法は、あら
かじめ決定された一つの経路と要求された帯域保証トラ
ヒックの予約帯域を基に帯域を予約するのではなく、前
記経路選択方法により一つ以上の経路から選択した予約
を行う経路を基に帯域保証トラヒックに対する帯域を予
約し管理するものである。

【００２５】

【作用】本発明による経路制御方法によれば、最初に同
一のフレーム送受信間で複数の経路の計算を行って、フ
レーム中継装置に設定を行うため、フレーム送受信間で
複数の経路をあらかじめ設定することが可能となる。ま
た、実際に通信に行う際に、一つの送信元フレーム送受
信装置から一つの送信先フレーム送受信装置へ向けた複
数の経路の中から使用する経路を選択する計算を行うた
め、帯域予約可能な経路、トラヒックを分散させる経
路、および故障を迂回する経路などの要求を満たす経路
を選択することが可能となる。さらに、実際に通信を行
う経路の設定は送信元フレーム送受信装置に付する経路
の選択の設定のみであるため、フレーム中継装置に対す
る設定を抑制することが可能となる。

【００２６】また、前記選択回数カウンタが最小である
リンクを選択し、選択回数カウンタが最小であるリンク
が複数存在する場合にはその中からコストが最小である
リンクを選択し、選択したリンクのカウンタを増加させ
るよう拡張したダイクストラ（Ｄｉｊｋｓｔｒａ）アル
ゴリズムを利用した経路計算方法によれば、全てのリン
クのカウンタが等しい場合は最短経路を計算し、複数の
経路を計算する際には既に選択したリンクを避けて計算
するため、実際に通信する際の経路選択において、トラ
ヒック分散によるネットワーク利用効率向上および品質
の均等化が可能な、経路同士の独立性が高い複数の経路
を計算することが可能となる。

【００２７】また、前記選択回数カウンタが閾値以下の
リンクのみを用いて全てのフレーム送受信装置およびフ
レーム中継装置の接続構成を再構成して計算を行い、選
択したリンクのカウンタが等しい場合は最短経路を計算
し、全てのリンクのカウンタが等しい場合は最短距離を
計算し、複数の経路を計算する際には選択回数の少ない
リンクのみで構成される経路を計算するため、実際に．
通信する際の経路選択において、トラヒック分散による
ネットワーク利用効率向上および品質の均等化が可能
な、経路同士の独立性が高い複数の経路を計算すること
が可能となる。

【００２８】また、前記各リンクのコストと選択回数カ
ウンタを基に一つのパラメータを算出し、経路上の各リ
ンクの前記パラメータの合計が最小となるようリンクを
選択し、選択したリンクのカウンタを増加させるよう拡
張したダイクストラ（Ｄｉｊｋｓｔｒａ）アルゴリズム
を利用した経路計算方法によれば、複数の経路を計算す
る際にリンクの選択回数を考慮に入れた経路計算を行っ
て、実際に通信する際の経路選択において、トラヒック
分散によるネットワーク利用効率向上および品質の均等
化が可能な、経路同士の独立性が高い複数の経路を計算
することが可能となる。

【００２９】上記三つの方法いずれを用いても、経路同
士の独立性が高い複数の経路を計算する、同様の作用を
得ることができ、ネットワーク構成等に応じて適宜選択
的に使用することが可能である。

【００３０】また、前記帯域予約を基に複数経路の中か
ら実際に通信に用いる経路を帯域保証トラヒックが予約
する帯域と他の帯域保証トラヒックにより予約済みの帯
域との合計がネットワーク内でより均等となるように一
つの経路を選択する方法では、ネツトワーク内で帯域保
証トラヒックが均等となるように帯域予約が行われ、ネ
ツトワーク内の一部が局所的に幅輳することがなくなる
ため、転送品質を均等化することが可能となる。

【００３１】また、前記帯域予約を基に複数経路の中か
ら実際に通信に用いる経路を送信元フレーム送受信装置
から送信先フレーム送受信装置までの各リンクのコスト
の合計が最小となる一つの経路を選択する方法では、最
短経路だけでなく設定されている経路の中で帯域予約が
可能な最短の経路を選択するため、帯域予約の対象とな
る経路が増えることにより帯域予約の可能性が向上し、
その結果ネットワーク利用効率を向上させることが可能
となる。

【００３２】また、前記任意のフレーム中継装置または
任意のリンクが故障した場合に、該フレーム中継装置ま
たはリンクを経由する経路について、前記フレーム中継
装置に設定されている複数の経路の中から前記故障した
フレーム中継装置またはリンクを経由せず、かつ前記任
意のフレーム送受信装置へ向かう経路を選択する方法で
は、故障に関係する経路のみ変更を行うため、経路変更
に関する経路の再計算・再設定処理を抑制することが可
能となる。

【００３３】また、本発明による経路計算方法の帯域予
約管理工程において、経路選択方法により、複数の経路
から選択された経路を用いて予約を行い、帯域保証トラ
ヒックの分散により、ネットワーク利用効率の向上およ
び品質の均等化が可能となる。

【００３４】

【発明の実施の形態】以下、図面を参照して本発明の実
施の形態を説明する。図１は本発明による経路制御方法
が適用されるネットワーク構成の一例を示すブロック図
である。図１において、符号１及び２はパケット送受信
装置を示し、符号３及び４はフレーム送受信装置を示
し、符号５及び６はフレーム中継装置を示し、符号１０
〜１４はリンクを示す。フレーム送受信装置３はフレー
ム出力リンク３０及び３１を有し、フレーム送受信装置
４はフレーム出力リンク４３及び４４を有し、フレーム
中継装置５はフレーム出力リンク５０、５２及び、５３
を有し、フレーム中継装置６はフレーム出力リンク６
１、６２及び６４を有する。

【００３５】図２はパケット送受信装置が送信するパケ
ットの一例を示す図である。ＩＰパケット２０は、ＩＰ
ヘッダ２１を有し、ＩＰヘッダには送受信装置の識別子
である送信先ＩＰアドレス２３、送信元ＩＰアドレス２
４、上位プロトコル２５などを記述する。

【００３６】図３はフレーム中継ネットワークで転送さ
れるフレームの一例であるコアフレーム２６の構成を示
す図である。コアフレーム２６はＩＰパケット２０にコ
アヘッダ２７が付加されたものであり、コアヘッダに
は、送信先フレーム送受信装置の識別子である送信先コ
アアドレス２８と、同一送信先フレーム送受信装置に村
する複数の経路から一つの方路を特定するためのＲｏｕ
ｔｅ ＩＤ（２９）などを記述する。

【００３７】パケット送受信装置１からパケット送受信
装置２宛に送信されたパケットは、フレーム送受信装置
３において、フレーム送受信装置４を送信先とするヘッ
ダが付加されてフレームが構成され転送される。当該フ
レームはフレーム中継装置およびリンクを経由し、フレ
ーム送受信装置４によって受信され、ヘッダが取り除か
れてパケットに戻され、 パケットの送信先であるパケッ
ト送受信装置２に転送される。そして、当該パケットは
パケット送受信装置２によって受信される。

【００３８】図４はフレーム送受信装置３の一例の構成
を示すブロック図である。フレーム送受信装置３はコア
ヘッダ付加部３３とコアフレーム中継部３５からなる。
コアヘッダ付加部３３は、コアヘッダ生成テーブル３４
に基づき、ＩＰパケット２０の送信先ＩＰアドレス２３
からフレームの送信先コアアドレス２８を決定し、ポー
ト番号２２、送信先ＩＰアドレス２４、上位プロトコル
２５からトラヒックを識別してＲｏｕｔｅ Ｉｄ（２
９）を決定し、コアヘッダを生成してコアフレームを構
成する。コアフレーム中継部３５は、コアフレームの送
信先コアアドレス２８とＲｏｕｔｅ ＩＤ（２９）から
出力リンクを導く転送テーブル３６を有し、出力リンク
を決定し、出力リンク選択部３７によりフレームを出力
するリンクを出力リンク３０及び３１から選択し、コア
フレーム２６を出力する。

【００３９】図５はフレーム中継装置５の構成の例を示
すブロック図である。フレーム中継装置はコアフレーム
中継部５５を有し、このコアフレーム中継部５５は、Ｉ
Ｐパケット２０を受信するコアフレーム受信５１と、転
送テーブル５６と、出力リンクを選択する出力リンク選
択部５７とを具える。このコアフレーム中継部５５にお
いて、コアフレームの送信先コアアドレス２８とＲｏｕ
ｔｅ ＩＤ（２９）から出力リンクを導く転送テーブル
５６を形成し、出力リンクを決定し、出力リンク選択部
５７によりフレームを出力するためのリンクを出力リン
ク５０、５２及び５３から選択し、コアフレーム２６を
出力する。

【００４０】図６は本発明の経路制御方法を実施するた
めの経路制御処理装置の一例の構成を示すブロック図で
ある。経路制御処理装置１００は、複数経路計算処理部
１１０と、複数経路設定処理部１２０と、経路選択計算
処理部１３０と、選択経路設定処理部１５０とを具え
る。複数経路計算処理部１１０はネットワーク構成情報
２０１（ネットワーク接続構成、リンクコスト等を含
む）を入力として、全ての送信元フレーム送受信装置と
送信先フレーム送受信装置との組について、複数の経路
を算出する計算を行う。算出された経路は、送信先フレ
ーム送受信装置のコアアドレスとＲｏｕｔｅ ＩＤとか
ら出力リンクを導く転送テーブル３６及び５６として、
複数経路設定処理部１２０によって送信元となるフレー
ム中継装置５及び６に対して設定される。

【００４１】経路選択計算処理部１３０は、任意の送信
元フレーム送受信装置から任意の送信先フレーム送受信
装置へ向かう経路を、上記複数経路計算処理部１１０に
よって計算された複数の経路から一つの経路を選択する
計算を行う。選択された一つの経路は、選択経路設処理
１５０により、トラヒック識別情報から送信先コアアド
レスとＲｏｕｔｅ ＩＤを導くフレームヘッダ生成テー
ブルとして、送信元となるフレーム送受信装置３、４に
対して設定される。

【００４２】以下に本発明の経路計算方法の実施の形態
をアルゴリズム表記によって説明する。下記のアルゴリ
ズムにおいて、装置とはフレーム送受信装置ないしはフ
レーム中継装置を意味するものである。まず、アルゴリ
ズムで用いるパラメータの定義を示す。 ＜定義＞ Ｖ：全装置により構成される集合 Ｄ：各リンクの選択回数カウンタによってネットワーク
構成を再構成した後にネットワークに含まれるリンクに
よって構成される集合 Ｅ：全リンクにより構成される集合 Ｔ：経路計算の出発点となるフレーム送受信装置ｖ１か
ら他の全フレーム送受信装置までの経路に含まれるリン
クによって構成される集合 Ｕ：経路計算の出発点となるフレーム送受信装置ｖ１か
ら自身までの経路が未確定の装置によって構成される集
合 ｄ（ｖ）：経路計算の出発点となるフレーム送受信装置
ｖ１から装置ｖまでの経路に含まれる各リンクコストの
合計 ｆ（ｖ）：経路計算の出発点となるフレーム送受信装置
ｖ１から装置ｖまでの経路上における装置ｖの直前の装
置 ｗ（ｖ，ｕ）：リンク（ｖ，ｕ）、すなわち装置ｖと装
置ｕとの間のリンクのコスト ｅｃ（ｖ，ｕ）：リンク（ｖ，ｕ）の選択回数カウンタ
値 ｖｃ（ｖ）：装置ｖが保存する、フレーム送受信装置ｖ
１から装置ｖまでの経路上のリンクにおいて装置ｖが接
続するリンクのカウンタ値。 ｇ（ｗ（ｖ，ｕ），ｅｃ（ｖ，ｕ））：リンク（ｖ，
ｕ）のコストｗ（ｖ，ｕ）とカウンタ値ｅｃ（ｖ，ｕ）
とによって計算されるパラメータ値 ｄｇ（ｖ）: 経路計算の出発点となるフレーム送受信装
置ｖ１から装置ｖまでの経路に含まれる、ｇ（ｗ（ｖ，
ｕ），ｅｃ（ｖ，ｕ））によって計算される各リンクの
パラメータの合計

【００４３】次にアルゴリズムを以下に示す。本発明の
実施の形態として以下に示すダイクストラ（Ｄｉｊｋｓ
ｔｒａ）を拡張したアルゴリズムは、多重辺のない単純
グラフに対して適用する。多重グラフから単純グラフへ
の写像を得るための一計算例としては、２つのノードの
全ての組について各ノード間にリンク（ｖ，ｕ）がｎ本
（ｎ≧２）存在するとき、ｍｉｎ｛ｅｃ（ｖ，ｕ）｜∀
ｅｃ（ｖ，ｕ）｝となる（ｖ，ｕ）をｖとｕの間のリン
クとしてネットワーク構成を再構成することで単純グラ
フを得ることができる。

【００４４】以下において、初めに各リンクに選択回数
カウンタを設け、経路計算の出発点からの合計コストが
最小のノードを選択し、該ノードとすでに経路が決定さ
れたノードとの集合とが複数のリンクにより接続されて
いる場合に、選択回数カウンタが最小となるリンクを選
択する。尚、選択回数カウンタが最小となるリンクが複
数存在する場合には、その中からコストが最小であるリ
ンクを選択する。そして、選択したリンクのカウンタを
増加させるよう拡張したダイクストラ（Ｄｉｊｋｓｔｒ
ａ）アルゴリズムを利用した経路計算方法のアルゴリズ
ム表記を以下に示す。 ＜アルゴリズム１＞

【００４５】

【数１】

【００４６】上記のアルゴリズムにおいて、最初の「ｂ
ｅｇｉｎ］はアリゴリムの先頭を示し、８番目の「ｅｎ
ｄ」はあるアルゴリズムの終了を示す。「ｄ（ｖｌ）：
＝０」は経路計算の出発点となるフレーム送受信装置ｖ
１から装置ｖ１までの経路に含まれるリンクコストの合
計を０に初期化することを意味する。「ｅｃ（ｅ）：
０；」はリンクｅのカウンタを０に初期化することを意
味する。また、アルゴリズム「ｆｏｒｋ：＝０ ｕｎｔ
ｉｌ ｋ＜計算する経路数ｄｏ」から７番目の「」まで
のｆｏｒループはｋを０で初期化し、式「ｋ＜計算する
経路数」が成立する間、ｋを１ずつ増加させながらルー
プ内の処理を繰り返し、ｖ１を経路計算の出発点とする
経路をｋ個求める計算を行うことを意味し、ｆｏｒルー
プ内にある２番目の「ｂｅｇｉｎ」はループ処理の先頭
を示し、７番目の「ｅｎｄ」はループ処理の最後尾を示
す。

【００４７】「Ｔ：＝ φ；」は、Ｔを空集合で初期化
することを意味する。「Ｕ：＝Ｖ−｛ｖ｝」は、Ｕを全
装置の集合Ｖから経路計算の出発点となるフレーム送受
信装置ｖ１を除いた装置によって構成される集合で初期
化することを意味する。「ｄ（Ｖ）：＝ ∞；」は、フ
レーム送受信装置ｖ１から装置Ｖまでの経路に含まれる
リンクコストの合計を無限大に初期化することを意味す
る。「ｖｃ（Ｖ）：＝∞；」は、装置ｖが保持する、フ
レーム送受信装置ｖ１から装置ｖまでの経路上のリンク
で装置ｖが接続するリンクのカウンタ値を無限大に初期
化することを意味する

【００４８】３番目の「ｂｅｇｉｎ」から１番目の「ｅ
ｎｄ」までのループは、ｖ１に隣接する各装置につい
て、アルゴリスム「ｄ（ｕ）：＝ｗ（ｖ１，ｕ）；」に
よって、フレーム送受信装置ｖｌから装置ｕまでの経路
に含まれるリンクコストの合計ｄ（ｕ）にリンク（ｖ
ｌ，ｕ）のコストｗ（ｖｌ，ｕ）を設定し、アルゴリス
ム「ｆ（ｕ）：＝ｖ１」によって、フレーム送受信装置
ｖ１から装置ｕまでの経路上でｕの直前の装置をｖ１に
設定していることを示す。「ｗｈｉｌｅ Ｕ≠φ ｄ
ｏ」は４番目の「ｂｅｇｉｎ」から４番目の「ｅｎｄ」
までの処理をＵ≠φが成立する間、繰り返すループ処理
を意味する。「Ｕ：＝Ｕ−｛ｖ｝；」は選択された集合
Ｕから除くことを意味する。

【００４９】さらに、装置ｖに隣接する各装置ｕについ
て、アルゴリスム「ｉｆ ｖｃ（ｕ）＞ｅｃ（ｖ，ｕ）
ｔｈｅｎ」によって、ｃ（ｖｃ）＞ｅｃ（ｖ，ｕ）が成
立する場合は５番目の「ｂｅｇｉｎ」から２番目の「ｅ
ｎｄ」の処理を行い、装置ｕはよりリンクカウンタ値の
小さいリンク（ｖ，ｕ）を用いる経路に変更され、アル
ゴリスム「ｄ（ｕ）：＝ｄ（ｖ）＋Ｗ（ｖ，ｕ９；」に
より装置ｖ１から装置ｕまでのリンクコストの合計が変
更され、アルゴリスム「ｆ（ｕ）：＝Ｖ；」により装置
ｖｌから装置ｕまでの経路上の装置ｕの直前の装置が装
置ｖであるように変更され、並びに、「ｖｃ（ｕ）：＝
ｅｃ（ｖ，ｕ）；」により装置ｕが保持する、装置ｕが
接続すウンタ値が装置ｖと装置ｕの間のリンクカウンタ
値ｅｃ（ｖ，ｕ）に変更されることを意味する。

【００５０】また、アルゴリスム「ｅｌｓｅ ｉｆ ｖ
ｃ（ｕ）＝ｅｃ（ｖ，ｕ）ｔｈｅｎ」によって、カウン
タ値ｖｃ（ｕ）とリンクカウンタｅｃ（ｖ，ｕ）が等し
い、つまりｖｃ（ｕ）＝ｅｃ（ｖ，ｕ）が成立する場合
は６番目の「ｂｅｇｉｎ」から３番目の「ｅｎｄ」の処
理を行い、さらに加えて、ｄ（ｕ）＞ｄ（ｖ）＋Ｗ
（ｖ，ｕ）が成立する場合には、装置ｕはよりリンクコ
ストの合計が小さくなるリンク（ｖ，ｕ）を用いる経路
に変更され、アルゴリスム「ｄ（ｕ）：＝ｄ（ｖ）＋Ｗ
（ｖ，ｕ）；」により装置ｖ１から装置ｕまでのリンク
コストの合計が変更され、並びに、アルゴリスム「ｆ
（ｕ）：＝Ｖ；」により装置ｖｌから装置ｕまでの経路
上の装置ｕの直前の装置が装置ｖであるように変更され
ることを意味する。

【００５１】また、選択したリンクのカウンタを増加さ
せるために、ｖに含まれる各フレーム送受信装置ｖにつ
いて、７番目の「ｂｅｇｉｎ」から６番目の「ｅｎｄ」
の処理を行う。ここで、アルゴリスム「ｕ：＝ｖ；」は
ｕをフレーム送受信装置ｖで初期化することを意味し、
アルゴリスム「ｗｈｉｌｅ ｕ≠ｖ１ ｄｏ」は８番目
の「ｂｉｇｉｎ」から５番目の「ｅｎｄ」のループ処理
をｕ≠ｖ１が成立する間、繰り返すことを示す。

【００５２】ループ処理では、「Ｔ：＝Ｔ∪｛（ｆ
（ｕ），ｕ）｝；］によって、装置ｕと経路上で装置ｕ
に至る直前の装置ｆ（ｕ）との間のリンク（ｆ（ｕ），
ｕ）を算出した経路に含まれるリンクで構成される集合
Ｔに加え、「ｕ：＝ｆ（ｕ）；」により装置ｕを経路上
で装置ｕに至る直前の装置ｆ（ｕ）に改める。ｕ≠ｖｌ
が成立する間、繰り返すことにより装置ｖから装置ｖ１
までの経路上のリンクを全てＴに含めることを意味す
る。「ｅｃ（ｅ）：＝ｅｃ（ｅ）＋１；」はＴに含まれ
る、経路として選択したリンクｅのカウンタを増加させ
ることを意味する。

【００５３】次に、上記アルゴリズムに基づく計算例を
図面により説明する。以下、図１のネットワークにおけ
るフレーム送受信装置３からのフレーム送受を示す。
尚、本計算例では、送信先フレーム送受信装置４を経路
計算の出発点とするが、送信元フレーム送受信装置３を
経路計算の出発点とすることもできる。

【００５４】表１に図１に示す各リンクのコストを示
す。

【００５５】

【表１】

【００５６】アルゴリズムの計算開始時においては、経
路計算の出発点となる装置４のｄ（４）は０に初期化さ
れ、各リンクのカウンタも表２の値の通りに０に初期化
される。

【００５７】

【表２】

【００５８】続いて、１つ日の経路の計算を行う。各パ
ラメータは初期化され表３の値をとる。

【００５９】

【表３】

【００６０】すなわち、集合ｕは送信先フレーム送受信
装置４を除いた全装置を含み、フレーム送受信装置４か
らの経路上のリンクコストの合計値ｄ（３）、ｄ
（５）、ｄ（６）は無限大に、各装置が経路上で直前に
接続するリンクのカウンタ値であるｖｃ（３）、ｖｃ
（４）、ｖｃ（５）、ｖｃ（６）は全て無限大に初期化
される。

【００６１】ｗｈｉｌｅループの実行の前に、送信先フ
レーム送受信装置４に隣接する装置パラメータが設定さ
れ、表４の値をとる。

【００６２】

【表４】

【００６３】すなわち、フレ−ム中継装置５について
は、ｄ（５）には送信先フレーム送受信装置４との間の
リンクコストである４が、ｆ（５）には接続先である送
信先フレーム送受信装置４の装置番号の４が、ｖｃ
（５）接続するリンクのカウンタ値０がそれぞれ設定さ
れる。また、フレ−ム中継装置６については、ｄ（６）
には送信先フレーム送受信装置４との間のリンクコスト
である５が、ｆ（６）には接続先である送信先フレーム
送受信装置４の装置番号の４が、ｖｃ（６）接続するリ
ンクのカウンタ値０がそれぞれ設定される。

【００６４】ｗｈｉｌｅループの第１回目の実行では、
Ｕに含まれる装置３、５及び６のうちｄ（ｖ）が最小の
装置５が選択され、経路の一部となり、集合ｕから除か
れる。Ｕに含まれる装置３及び６のうち装置５に隣接す
る装置３及び装置６について「ｉｆ....」のアルゴリス
ムを実行する。

【００６５】装置３については、ｖｃ（３）は∞であ
り、ｅｃ（５，３）は１であるため、アルゴリスム「ｉ
ｆｖｃ（ｕ）＞ｅｃ（ｖ，ｕ） ｔｈｅｎ」が実行さ
れ、ｄ（３）についてはｄ（５）＋ｗ（５，３）の結果
の６が設定され、ｆ（３）については５が設定され、ｖ
ｃ（３）には１が設定される。また、装置６については
ｖｃ（６）は０であり、ｅｃ（５，６）は０であるた
め、アルゴリスム「ｅｌｓｅ ｉｆ ｖｃ（）＞ｅｃ
（ｖ，ｕ） ｔｈｅｎ」が実行され、ｄ（６）は５、ｄ
（５）は４、ｗ（５，６）は３であるため、アルゴリス
ム「ｉｆ ｄ（ｕ）＞ｄ（ｖ）＋ｗ（ｖ，ｕ）ｔｈｅ
ｎ」が実行されない。そして、パラメータは、表５の値
となる。

【００６６】

【表５】

【００６７】ｗｈｉｌｅループの第２回目の実行におい
て、Ｕに含まれる装置３及び６のうちｄ（ｖ）が最小の
装置６が選択され、経路の一部となり、集合Ｕから除か
れる。Ｕに含まれる装置で、装置６に隣接する装置３に
ついてアルゴリスム「ｉｆ..... 」を実行する。ｖｃ
（３）は１であり、ｅｃ（６，３）は０であるため、ア
ルゴリスム「ｉｆ ｖｃ（ｕ）＞ｅｃ（ｖ，ｕ） ｔｈ
ｅｎ」が実行される。また、ｖｃ（３）は１であり、ｅ
ｃ（６，３）は０であるため、アルゴリスム「ｉｆ ｖ
ｃ（ｕ）＞ｅｃ（ｖ，ｕ） ｔｈｅｎ」は実行されな
い。パラメータは表６の値となる。

【００６８】

【表６】

【００６９】ｗｈｉｌｅループの第３回目の実行では、
Ｕに含まれるただ一つの装置３が選択され、経路の一部
となり、集合ｕから除かれ、集合Ｕはφとなる。Ｕに含
まれる装置は存在しないため、アルゴリスム「ｉ
ｆ........」は実行されない。パラメータは、表７の値
となる。以上でｗｈｉｌｅループが終了する。

【００７０】

【表７】

【００７１】次に、Ｖに含まれるフレーム送受信装置装
置３、４については、装置３については、「ｗｈｉｌｅ
ｕ≠ｖｌ ｄｏ」が実行され、第１回目のｗｈｉｌｅ
ループにおいてＴに（５，３）すなわちリンク１０が加
わり、第２回目のｗｈｉｌｅループで、Ｔに（４，５）
すなわちリンク１３が加わりｗｈｉｌｅループ処理が終
了する。装置４については、「ｗｈｉｌｅ ｕ≠ｖｌ
ｄｏ」は実行されない。ここで、表８に示す通り、Ｔに
含まれるリンク１０及び１３が求めた経路である。

【００７２】

【表８】

【００７３】リンク１０、リンク１３について表９に示
す通りｅｃ（１０），ｅｃ（１３）がそれぞれ１に設定
される。

【００７４】

【表９】

【００７５】続いて、２つ目の経路の計算を行う。各パ
ラメータは初期化され表１０の値をとる。

【００７６】

【表１０】

【００７７】すなわち、集合Ｕは送信先フレーム送受信
装置４を除いた全装置を含み、フレーム送受信４からの
経路上のリンクコストの合計値ｄ（３），ｄ（５）、ｄ
（６）は無限大に初期化され、各装置が経路上で直前に
接続されるリンクのカウンタ値であるｖｃ（３），ｖｃ
（４），ｖｃ（５），ｖｃ（６）はそれぞれ無限大に初
期化される。

【００７８】ｗｈｉｌｅループの実行の前に、送信先フ
レーム送受信装置４に隣接する装置のパラメータが設定
され、表１１の値をとる。

【００７９】

【表１１】

【００８０】すなわち、フレーム中継装置５についは、
ｄ（５）には送信先フレーム送受信装置４との間のリン
クコストである４が設定され、ｆ（５）には接続先であ
る送信先フレーム送受信装置４の装置番号の４が設定さ
れ、ｖｃ（５）には接続するリンクのカウンタ値１が設
定される。また、フレーム中継装置６については、ｄ
（６）には送信先フレーム送受信装置４との間のリンク
コストである５が設定され、ｆ（６）には接続先である
送信先フレーム送受信装置４の装置番号の４が設定さ
れ、ｖｃ（６）には接続するリンクのカウンタ値０が設
定される。

【００８１】ｗｈｉｌｅループの第１回目の実行では、
集合Ｕに含まれる装置３、５及び６のうちｄ（ｖ）が最
小の装置５が選択され、経路の一部となり、集合Ｕから
除かれる。Ｕに含まれる装置３及び６のうち装置５に隣
接する装置３及び６についてアルゴリスム「ｉ
ｆ........... 」を実行する。

【００８２】装置３については、ｖｃ（３）は∞であ
り、ｅｃ（５，３）は０であるため、「ｉｆ ｖｃ
（ｕ）＞ｅｃ（ｖ，ｕ） ｔｈｅｎ」が実行され、ｄ
（３）にｄ（５）＋ｗ（５，３）の結果の６が設定さ
れ、ｆ（３）には５が設定され、ｖｃ（３）には０が設
定される。また、装置６についてはｖｃ（６）は０であ
り、ｅｃ（５，６）は０であるため、「ｅｌｓｅ ｉｆ
ｖｃ（ｕ）＝ｅｃ（ｖ，ｕ） ｔｈｅｎ」が実行され、
ｄ（６）は５であり、ｄ５）は４であり、ｗ（５，６）
は３であるため、「ｉｆ ｄ（ｖ）＞ｄ（ｖ）＋ｗ
（ｖ，ｕ）ｔｈｅｎ」は実行されない。パラメータは表
１２に示す通りとなる。

【００８３】

【表１２】

【００８４】ｗｈｉｌｅループの第２回目の実行では、
集合Ｕに含まれる装置３及び６のうちｄ（ｖ）が最小の
装置６が選択され、経路の一部となり、集合Ｕから除か
れる。Ｕに含まれる装置６のうち装置６に隣接する装置
３についてアルゴリスム「ｉｆ........」を実行する。
ｖｃ（３）は１、ｅｃ（６，３）は０であるため、「ｉ
ｆ ｖｃ（ｕ）＞ｅｃ（ｖ，ｕ） ｔｈｅｎ」が実行さ
れ、ｖｃ（３）は０、ｅｃ（６，３）は０であるため、
「ｅｌｓｅ ｉｆ ｖｃ（ｕ）＞ｅｃ（ｖ，ｕｔｈｅ
ｎ」が実行され、ｄ（３）には６が設定され、ｄ（６）
には８が設定され、ｆ（３）には６が設定され、ｖｃ
（３）に０が設定される。パラメータは表１３に示す通
りとなる。

【００８５】

【表１３】

【００８６】ｗｈｉｌｅループの第３回目の実行では、
集合Ｕに含まれるただ一つの装置３が選択され、経路の
一部となり、集合Ｕから除かれ、集合Ｕはφとなる。Ｕ
に含まれる装置はないため、アルゴリスム「ｉ
ｆ........... 」は実行されない。パラメータは表１４
に示す通りとなる。以上でｗｈｉｌｅループが終了す
る。

【００８７】

【表１４】

【００８８】次に、集合ｖに含まれるフレーム送受装置
３及び４についてｗｈｉｌｅループを実行する。装置３
については、「ｗｈｉｌｅ ｕ≠ｖｌ ｄｏ」が実行さ
れ、第１回目のｗｈｉｌｅループによりＴに（６、３）
すなわちリンク１１が加わり、第２回目のｗｈｉｌｅル
ープによりＴに（６、３）すなわちリンク１４が加わり
ｗｈｉｌｅループが終了する。装置４については、「ｗ
ｈｉｌｅ ｕ≠ｖｌ ｄｏ」が実行されない。ここで、
表１５に示す通り、Ｔに含まれるリンク１１及び１４が
求めた経路となる。

【００８９】

【表１５】

【００９０】リンク１１及びリンク１４について、 ｅ
ｃ（１１），ｅｃ（１４）に１が加算され、表１６に示
す通りそれぞれ１及び１に設定される。

【００９１】

【表１６】

【００９２】以上で、フレーム送受信装置３からフレー
ム送受信装置４への２つの経路、装置３→リンク１０→
装置５→リンク１３→装置４と装置３→リンク１１→装
置６→リンク１４→装置４とが求まった。これら２つの
経路７１及び７２をとして図７に示す。

【００９３】求めた２つの経路７１及び７２は、図６に
示す本発明の経路制御方法の複数経路設定処理部１２０
によって、送信元となるフレーム送受信装置３およびフ
レーム中継装置５及び６の転送テーブル３６及び５６に
設定する。

【００９４】さらに、以下に、各リンクに選択回数カウ
ンタを設け、選択回数カウンタが閾値以下のリンクのみ
を用いて全てのフレーム送受信装置およびフレーム中継
装置の接続構成を再構成して計算を行い、選択したリン
クのカウンタを増加させるような拡張したダイクストラ
（Ｄｉｊｓｔｏｒａ）アルゴリズムを利用した経路の計
算方法のアルゴリズム表記を示す。

【００９５】

【数２】

【００９６】次に、上記アルゴリズムに基づく計算例を
図面により説明する。以下、図１のネットワークにおけ
るフレーム送受信装置３からフレーム送受信装置４への
２つの経路を計算する例を示す。なお、本計算例では、
送信先のフレーム送受信装置４を経路計算の出発点とす
るが、送信元のフレーム送受信装置３を経路計算の出発
点とすることもできる。表１７に各リンクのコストを示
す。

【００９７】

【表１７】

【００９８】アルゴリズムの計算開始時においては、表
１８に示すように、経路計算の出発点となる装置４のｄ
（４）は０に初期化され、各リンクのカウンタは０に初
期化される。

【００９９】

【表１８】

【０１００】続いて、１つ目の経路の計算を行う。各パ
ラメータは初期化され表１９の値をとる。すなわち、集
合Ｕは送信先フレーム送受信装置４を除いた全装置を含
み、フレーム送受信装置４から経路上のリンクコストの
合計値ｄ（３）、ｄ（５）、ｄ（６）はそれぞれ無限大
に初期化される。

【０１０１】

【表１９】

【０１０２】ｗｈｉｌｅループの実行の前に、計算回数
ｋによってネットワーク構成が再構成された後、パラメ
ータが設定され表２０の値をとる。すなわち、Ｄに含ま
れる各リンクｅについてｅｃ（ｅ）は０、ｋは−１であ
るため、「ｉｆ ｅｃ（ｅ）＞ ｋ ｔｈｅｎ」は実行
されず、１回目の計算ではネットワーク構成は変更され
ない。

【０１０３】

【表２０】

【０１０４】フレーム中継装置５については、ｄ（５）
には送信先フレーム送受信装置４との間のリンクコスト
である４が設定され、ｆ（５）には接続先である送信フ
レーム送受信装置４の装置番号の４が設定される。ま
た、フレーム中継装置６については、ｄ（６）には送信
先フレーム送受信装置４との間のリンクコストである５
が設定され、ｆ（６）には接続先である送信フレーム送
受信装置４の装置番号の４が設定される。

【０１０５】ｗｈｉｌｅループの第１回目の実行では、
集合Ｕに含まれる装置３、５及び６のうちｄ（Ｖ）が最
小の装置５が選択され、経路の一部となり、集合Ｕから
除かれる。集合Ｕに含まれる装置３及び６のうち、装置
５に隣接する装置３及び６についてアルゴリスム「ｉ
ｆ........」を実行する。装置３については、ｄ（３）
は∞であり、ｄ（５）は４であり、Ｗ（５，３）は２で
あるため、「ｉｆｄ（ｕ）＞ｄ（Ｖ）＋Ｗ（Ｖ，ｕ）ｔ
ｈｅｎ」が実行され、ｄ（３）にｄ（５）＋Ｗ（５，
３）の結果の６が設定され、ｆ（３）には５が設定され
る。装置６については、ｄ（６）は５、ｄ（５）は４、
ｗ（５，６）は３であるため、「ｉｆｄ（ｕ）＞ｄ
（Ｖ）＋Ｗ（Ｖ，ｕ）ｔｈｅｎ」は実行されない。パラ
メータは、表２１の値をとなる。

【０１０６】

【表２１】

【０１０７】ｗｈｉｌｅループの第２回目の実行では、
集合Ｕに含まれる装置３、５及び６のうちｄ（Ｖ）が最
小の装置６が選択され、経路の一部となり、集合Ｕから
除かれる。Ｕに含まれる装置で装置６に隣接する装置３
についてアルゴリスム「ｉｆ..........」を実行する。
ｄ（３）は６、ｄ（５）は５、ｗ（６，３）は３である
ため、「ｉｆｄ（ｕ）＞ｄ（Ｖ）＋Ｗ（Ｖ，ｕ）ｔｈｅ
ｎ」は実行されない。パラメータは、表２２の値とな
る。

【０１０８】

【表２２】

【０１０９】ｗｈｉｌｅループの第３回目の実行では、
集合Ｕに含まれる装置３が選択され、経路の一部とな
り、集合Ｕから除かれ、集合Ｕはφとなる。Ｕに含まれ
る装置はないため、アルゴリスム「ｉｆ......」は実行
されない。パラメータは、表２３の値となる。以上でｗ
ｈｉｌｅループは終了する。

【０１１０】

【表２３】

【０１１１】次に、集合Ｖに含まれるフレーム送受信装
置装置３、４については、装置３については、「ｗｈｉ
ｌｅ ｕ≠ｖ１ ｄｏ」が実行され、第１回目のｗｈｉ
ｌｅループで、に（５，３）すなわちリンク１０が加わ
り、第２回目のｗｈｉｌｅループで、Ｔに（４，５）す
なわちリンク１３が加わり、ｗｈｉｌｅループ処理が終
了する。装置４について、「ｗｈｉｌｅ ｕ≠ｖ１ ｄ
ｏ」が実行されない。ここで、表２４に示す通り、Ｔに
含まれるリンク、１０、１３が求めた経路となる。

【０１１２】

【表２４】

【０１１３】リンク１０及びリンク１３について、表２
５に示す通り、ｅｃ（１０）、ｅｃ（１３）が１に設定
される。

【０１１４】

【表２５】

【０１１５】続いて、２つ目の経路の計算を行う。各パ
ラメータは初期化された表２６の値をとる。すなわち、
集合Ｕは送信先フレーム送受信装置４を除いた全装置、
フレーム送受信装置４からの経路上のリンクコストの合
計値ｄ（３）、ｄ（５）、ｄ（６）はそれぞれ無限大に
初期化される。

【０１１６】

【表２６】

【０１１７】ｗｈｉｌｅループの実行の前に、計算回数
ｋによってネットワーク構成が再構成された後、パラメ
ータが設定され、表２７の値をとる。すなわち、ｋは０
であるため、Ｄに含まれるリンク１０及び１３につい
て、「ｉｆ ｅｃ（ｅ）＞ｋｔｈｅｎ」が実行され、Ｄ
から除かれる。続いて、どのリンクとも接続していない
装置５が集合Ｕから除かれる。また、フレーム中継装置
６については、ｄ（６）には送信先フレーム送受信装置
４との間のリンクコストである５が、ｆ（６）には接続
先である送信先フレーム送受信装置４の装置番号の４が
それぞれ設定される。

【０１１８】

【表２７】

【０１１９】ｗｈｉ１ｅループの第１回目の実行では、
集合Ｕに含まれる装置３及び６のうちｄ（ｖ）が最小の
装置６が選択され、経路の一部となり、集合Ｕから除か
れる。Ｕに含まれる装置で、装置６に隣接する装置３に
ついてはアルゴリスム「ｉｆ......」を実行する。ｄ
（３）は∞、ｄ（６）は５、Ｗ（６，３）は３であるた
め、「ｉｆ ｄ（ｕ＞ｄ（ｖ）＋ｗ（ｖ，ｕ）ｔｈｅ
ｎ」が実行され、ｄ（３）にｄ（５）＋ｗ（６，３）の
結果の８が設定され、ｆ（３）に６が設定される。パラ
メータは、表２８の値となる。

【０１２０】

【表２８】

【０１２１】ｗｈｉｌｅループの第３回目の実行では、
集合Ｕに含まれるただ一つの装置３が選択され、経路の
一部となり、集合Ｕから除かれ、集合Ｕはφとなる。Ｕ
に含まれる装置は存在しないため、アルゴリスム「ｉ
ｆ........」は実行されない。パラメータは、表２９の
値となる。以上でｗｈｌｌｅループが終了する。

【０１２２】

【表２９】

【０１２３】次に、集合Ｖに含まれるフレーム送受信装
置、３、４について、装置３については、「ｗｈｉｌｅ
ｕ≠ｖｌ ｄｏ」が実行され、第１回目のｗｈｉｌｅ
ループで、Ｔに（６，３）すなわちリンク１１が加わ
り、第２回目のｗｈｉｌｅルーで、Ｔに（４，６）が加
わり、ｗｈｉｌｅループ処理が終了する。装置４につい
ては、「ｗｈｉｌｅ ｕ≠ｖ１ ｄｏ」が実行されな
い。ここで、表３０に示す通りＴに含まれるリンク、１
１、１４が求めた経路である。

【０１２４】

【表３０】

【０１２５】リンク１１、リンク１４について、ｅｃ
（１１）、ｅｃ（１４）に１が加算され、表３１に示す
通りそれぞれ１に設定される。

【０１２６】

【表３１】

【０１２７】以上で、フレーム送受信装置３からフレー
ム装置４への２つの経路、装置３→リンク１０→装置５
→リンク１３→装置４と装置３→リンク１１→装置６→
リンク１４→装置４とが求まった。これら２つの経路は
図７の通りとなる。

【０１２８】求めた２つの経路は、本発明の経路制御方
法の複数経路設定処理部１２０によっ送信元となるフレ
ーム送受信装置３およびフレーム中継装置５、６の転送
テーブルルにそれぞれ設定される。

【０１２９】さらに、以下に、各リンクに選択回数カウ
ンタを設け、各リンクのコストと選択回数カウンタ値を
基に一つパラメータを算出し、経路上の各リンクのパラ
メータの合計が最小となるようリンクを選択し、選択し
たリンクのカウンタを増加させるよう拡張したダイクス
トラ（Ｄｉｊｋｓｔｏｒａ）アルゴリズムを利用した経
路の計算方法のアルゴリズム表記を示す。

【数３】

【０１３０】次に、上記アルゴリズムに基づく１計算例
を図面により説明する。以下、図１のネットワークにお
けるフレーム送受信装置３からフレーム送受信装置４へ
の２つの経路を計算する例を示す。なお、本計算例で
は、送信先フレーム送受信装置４を経路計算の経路計算
の出発点とするが、送信元フレーム送受信装置３を経路
計算の出発点とするもできる。

【０１３１】ここでは、ｇ（ｗ（ｖ，ｕ），ｅｃ（ｖ，
ｕ））をｗ（ｖ，ｕ）＋２×ｅｃ（ｅ）として説明す
る。表３２に各リンクのコストを示す。

【０１３２】

【表３２】

【０１３３】アルゴリズムの計算開始時においては、経
路計算の出発点となる装置４のｄｇ（４）は０に初期化
され、各リンクのカウンタ値は、表３３の値の通り、０
に初期化される。

【０１３４】

【表３３】

【０１３５】

【表３４】

【０１３６】続いて、１つ目の経路の計算を行う。各パ
ラメータは初期化され表３４の値をとる。すなわち、集
合Ｕは送信先フレーム送受信装置４を除いた全装置を含
み、フレーム送受信装置４からの経路に含まれるｇ（ｗ
（ｖ，ｕ），ｅｃ（ｖ，ｕ））によって計算される各リ
ンクのパラメータの合計値ｄｇ（３）、ｄｇ（５）、ｄ
ｇ（６）はそれぞれ無限大に初期化される。ｗｈｉｌｅ
ループの実行の前に、送信先フレーム送受信装置４に隣
接する装置のパラメータが設定され、表３５の値をと
る。

【０１３７】

【表３５】

【０１３８】すなわち、フレーム中継装置５について
は、ｄｇ（５）には送信先フレーム送受信装置４との間
のリンクコスト（４）とリンクカウンタ（０）により４
が設定され、ｆ（５）には接続先である送信先フレーム
送受信装置４の装置番号の４が設定される。また、フレ
ーム中継装置６については、ｄｇ（６）には送信先フレ
ーム送受信装置４との間のリンクコスト（５）とリンク
カウンタ（０）により５が設定され、ｆ（６）には接続
先である送信先フレーム送受信装置４の装置番号の４が
設定される。

【０１３９】ｗｈｉｌｅループの第１回目の実行では、
集合Ｕに含まれる装置３、５及び６のうちｄ（Ｖ）が最
小の装置５が選択され、経路の一部となり、集合Ｕから
除かれる。Ｕに含まれる装置３及び６のうち、装置５に
隣接する装置３及び装置６についてアルゴリスム「ｉ
ｆ........」を実行する。

【０１４０】装置３については、ｄｇ（３）は∞、ｄ９
く５）は４、ｇ（ｗ（５，３），ｅｃ（５，３）は２で
あるため、「ｉｆ ｇ（ｕ）＞ｄｇ（ｖ）＋ｇ（ｗ
（ｖ，ｕ），ｅｃ（ｖ，ｕ）ｔｈｅｎ」が実行され、ｄ
（３）にｄｇ（５）＋９（ｗ（５，３），ｅｃ（５，
３））の結果の６が設定され、ｆ（３）に５が設定され
る。また、装置６については、ｄ（６）は５、ｄ（５）
は４、ｇ（ｗ（５，６），ｅｃ（５，６））は３である
ため、「ｉｆ ｄｇ（ｕ）＞ｄｇ（ｖ）＋９（ｗ（ｖ，
ｕ），ｅｃ（ｖ，ｕ）ｔｈｅｎ」は実行されない。パラ
メータは、表３６の値となる。

【０１４１】

【表３６】

【０１４２】ｗｈｉｌｅループの第２回目の実行では、
集合Ｕに含まれる装置３及び６のうちｄ（Ｖ）が最小の
装置６が選択され、経路の一部となり、集合Ｕから除か
れる。Ｕに含まれる装置で、装置６に隣接する装置３に
ついてアルゴリスム「ｉｆ......」を実行する。ｄｇ
（３）は６、ｄｇ（６）は５、ｇ（ｗ（６，３））は３
であるため、「ｉｆ ｄｇ（ｕ）＞ｄｇ（ｖ）＋ｇ（ｗ
（ｖ，ｕ）．ｅｃ（ｖ，ｕ））ｔｈｅｎ」は実行されな
い。パラメータは、表３７の値をとる。

【０１４３】

【表３７】

【０１４４】ｗｈｉｌｅループの第３回目の実行では、
集合Ｕに含まれるただ一つの装置３が選択され、経路の
一部となり、集合Ｕから除かれ、集合Ｕはφとなる。Ｕ
に含まれる装置はないため、アルゴリスム「ｉ
ｆ..........」は実行されない。パラメータは、表３８
の値をとる。以上でｗｈｉｌｅループが終了する。

【０１４５】

【表３８】

【０１４６】次に、集合Ｖに含まれるフレーム送受信装
置３、４について、装置３については、「ｗｈｉｌｅ
ｕ≠ｖ１ ｄｏ」が実行され、第１回目のｗｈｉｌｅル
ープで、Ｔに（５，３）すなわちリンク１０が加わり、
第２回目のｗｈｉｌｅループで、Ｔに（４，５）すなわ
ちリンク１３が加わり、ｗｈｉｌｅループ処理が終了す
る。装置４については、「ｗｈｉｌｅ ｕ≠ｖ１ ｄ
ｏ」が実行されない。ここで、表３９に示す通り、Ｔに
含まれるリンク１０、１３が求めた経路である。

【０１４７】

【表３９】

【０１４８】リンク１０及びリンク１３について表４０
に示す通りｅｃ（１０）、ｅｃ（１３）が１に設定され
る。

【０１４９】

【表４０】

【０１５０】続いて、２つ目の経路の計算を行う。各パ
ラメータは初期化され表４１の値をとる。すなわち、集
合Ｕは送信先フレーム送受信装置４を除いた全装置に、
フレーム受信装置からの経路に含まれる前記ｇ（ｗ
（ｖ，ｕ），ｅｃ（ｖ，ｕ））によって計算される各リ
ンクのパラメータのの合計値ｄｇ（３）、ｄｇ（５）、
ｄｇ（６）はそれぞれ無限大に初期化される。

【０１５１】

【表４１】

【０１５２】ｗｈｉｌｅループの実行の前に、送信先フ
レーム送受信装置４に隣接する装置のパラメータが設定
され、表４２の値をとる。

【０１５３】

【表４２】

【０１５４】すなわち、フレーム中継装置５について
は、ｄｇ（５）には送信先フレーム送受信装置４との間
のリンクコスト（４）とリンクカウンタ（１）により６
が設定され、ｆ（５）には接続先である送信先フレーム
送受信装置４の装置番号の４が設定される。また、フレ
ーム中継装置６については、ｄｇ（６）には送信先フレ
ーム送受信装置４との間のリンクコスト（５）とリンク
カウンタ（０）により、５が設定され、ｆ（６）には接
続先である送信先フレーム送受信装置４の装置番号の４
が設定される。

【０１５５】ｗｈｉｌｅループの第１回目の実行におい
て、集合Ｕに含まれる装置３、５及び６のうちｄ（Ｖ）
が最小の装置６が選択され、経路の一部となり、集合Ｕ
から除かれる。Ｕに含まれる装置３、５のうち装置６に
隣接する装置３及び５についてアルゴリスム「ｉ
ｆ......」を実行する。装置３についてはｄｇ（３）は
∞、ｄｇ（６）は５、ｇ（ｗ（６，３），ｅｃ（６，
３））は３であるため、「ｉｆ ｄｇ（ｕ）＞ｄｇ
（Ｖ）＋ｇ（ｗ（ｖ，ｕ），ｅｃ（ｖ，ｕ）ｔｈｅｎ」
が実行され、ｄ（３）にｄｇ（６）＋ｇ（ｗ（６，
３），ｅｃ（６，３））の結果の８が設定され、ｆ
（３）に６が設定される。また、装置５については、ｄ
（５）は６、ｄ（６）は４、ｇ（ｗ（６，５），ｅｃ
（６，５））は３であるため、「ｉｆ ｄｇ（ｕ）＞ｄ
ｇ（Ｖ）＋ｇ（ｗ（ｖ，ｕ），ｅｃ（ｖ，ｕ）ｔｈｅ
ｎ」は実行されない。パラメータは、表４３の値をと
る。

【０１５６】

【表４３】

【０１５７】ｗｈｉｌｅループの第２回目の実行では、
集合Ｕに含まれる装置３及び５のうちｄ（Ｖ）が最小の
装置５が選択され、経路の一部となり、集合Ｕから除か
れる。Ｕに含まれる装置で装置５に隣接する装置３につ
いてアルゴリスム「ｉｆ......」を実行する。ｄｇ
（３）は８であり、ｄｇ（５）は６であり、ｇ（ｗ
（５，３），ｅｃ（５，３））は４であるため、アルゴ
リスム「ｉｆ ｄｇ（ｕ）＞ｄｇ（ｖ）＋ｇ（ｗ（ｖ，
ｕ），ｅｃ（ｖ，ｕ））ｔｈｅｎ」は実行されない。パ
ラメータは、表４４の値をとる。

【０１５８】

【表４４】

【０１５９】

【表４５】

【０１６０】ｗｈｉｌｅループの第３回目の実行では、
集合Ｕに含まれるただ一つの装置３が選択され、経路の
一部となり、集合Ｕから除かれ、集合Ｕはφとなる。Ｕ
に含まれる装置はないため、アルゴリスム「ｉ
ｆ........」は実行されない。パラメータは、表４５の
値をとる。以上でｗｈｉｌｅループが終了する。

【０１６１】次に、集合Ｖに含まれるフレーム送受信装
置３、４について、装置３については、「ｗｈｉｌｅ
ｕ≠ｖ１ ｄｏ」が実行され、第１回目のｗｈｉｌｅル
ープで、Ｔに（６，３）すなわちリンク１１が加わり、
第２回目のｗｈｌｌｅループで、Ｔに（４，６）すなわ
ちリンク１４が加わり、ｗｈｉｌｅループ処理が終了す
る。装置４については、「ｗｈｉｌｅ ｕ≠ｖ１ ｄ
ｏ」が実行されない。ここで、表４６に示す通り、Ｔに
含まれるリンク１１、１４が求めた経路である。

【０１６２】

【表４６】

【０１６３】リンク１１及び１４について、ｅｃ（１
１）及びｅｃ（１４）に１が加算され、表４７に示す通
りそれぞれ１、１に設定される。

【０１６４】

【表４７】

【０１６５】以上でフレーム送受信装置３からフレーム
送受信装置４への２つの経路、装置３→リンク１０→装
置５→リンク１３→装置４と装置３→リンク１１→装置
６→リンク１４→装置４とが求まった。２つの経路は図
７の通りとなる。

【０１６６】以下において、図７の２つの経路を用いて
本発明の経路選択方法と帯域予約方法の実施の形態を説
明する。経路７１は、装置３→リンク１０→装置５→リ
ンク１３→装置４を示し、経路７２は、装置３→リンク
１１→装置６→リンク１４→装置４を示している。本例
では、リンク毎に予約可能帯域と予約済み帯域とを管理
し、経路上の全てのリンクについて予約を行う帯域と予
約済み帯域の合計が予約可能帯域以下の場合、該経路を
選択して帯域予約可能であるとする。一方、経路上のリ
ンクのうち一つでも予約を行う帯域と予約済み帯域の合
計が予約可能帯域を超える場合は、該経路を選択した帯
域予約をできないものとする。各リンクの予約可能帯域
を表４８に示す。また、各リンクの予約済み帯域を表４
９に示す。

【０１６７】

【表４８】

【０１６８】

【表４９】

【０１６９】次に、表５０に示す予約８１〜予約８３を
順次行う。ここで、本発明の経路選択方法のうち、帯域
予約が可能な経路が複数ある場合には、送信元のフレー
ム送受信装置から送信先フレーム送受信装置までの各リ
ンクのコストの合計が最小となる一つの経路を選択する
方法を用いた実施の形態説明する。

【０１７０】

【表５０】

【０１７１】図８は経路選択方法のアルゴリスムを示し
ている。予約８１で、５の帯域を予約する場合について
説明する。まず、経路のうちの１つ、経路７１を選択す
る。経路上の全てリンクについて予約可能である。すな
わち、 リンク１０：予約帯域（５）＋予約済み帯域（２０）＜
予約可能帯城（６０） リンク１３：予約帯域（５）＋予約済み帯域（２０）＜
予約可能帯城（３０） 従って、経路７１を予約可能経路とする。

【０１７２】次に、経路のうちの１つ、経路７２を選択
する。経路上の全てリンクについて予約可能である。す
なわち、 リンク１１：予約帯域（５）＋予約済み帯域（０）＜予
約可能帯城（４０） リンク１４：予約帯域（５）＋予約済み帯域（０）＜予
約可能帯城（２０） 従って、経路７２を予約可能経路とする。

【０１７３】次に、経路７１上の各リンクのコストの合
計は６である。経路７２上の各リンクのコストの合計は
８である。経路７１、経路７２ともに帯域予約が可能で
ある。従って、リンクコストの合計が最小の経路７１を
選択する。

【０１７４】選択された経路７１は、本発明の経路制御
方法の経路選択設定処理部１５０（図６）により、送信
元フレーム送受信装置における帯域保証トラヒック９１
と経路７１のマッピング情報として設定される。

【０１７５】図９は帯域予約管理方法のアルゴリスムを
示す。経路が選択された場合、帯域予約を受け付けて予
約帯域を経路上の各リンクの予約済帯域に加算する。経
路が選択されない場合、帯域予約を拒絶する。ここで
は、前記経路７１が選択されたため、帯域予約を受け付
けて経路７１上のリンク１０及び１３の予約済帯域に５
の予約帯域を加算し、予約済帯域は表５１の通りとな
る。

【０１７６】

【表５１】

【０１７７】続いて、予約８２で、２０の帯域を予約す
る場合について説明する。まず、経路のうちの１つ、経
路７１を選択する。経路上の全リンクについて、予約可
能である。すわわち、 リンク１０：予約帯域（２０）＜予約済み帯域（２５）
＜予約可能帯域（６０） リンク１３：予約帯域（２０）＜予約済み帯域（２５）
＜予約可能帯域（３０） である。したがって、経路７１を予約不可能とする。

【０１７８】次に、経路７２を選択する。経路上の全リ
ンクについて、予約可能である。すわわち、 リンク１１：予約帯域（２０）＜予約済み帯域（０）＜
予約可能帯域（４０） リンク１４：予約帯域（２０）＜予約済み帯域（０）＝
予約可能帯域（２０） である。したがって、経路７２を予約可能経路とし、選
択する。

【０１７９】選択された経路７２は、本発明の経路制御
方法の経路選択設定処理１５０により、送信元フレーム
送受信装置における、帯域保証トラヒック９２と経路７
２のマッピング情報として設定される。

【０１８０】帯域予約管理方法により、経路７２が選択
されたため、帯域予約を受け付けて経路７２上のリンク
１１及び１４の予約済帯域に２０の予約帯域を加算し、
予約済帯域は表５２の通りとなる。

【０１８１】

【表５２】

【０１８２】続いて、予約８３で１０の帯域を予約する
場合について説明する。まず、経路のうちの１つ、経路
７１を選択する。経路上の全リンクについて、予約可能
である。すわわち、 リンク１０：予約帯域（１０）＜予約済み帯域（２５）
＜予約可能帯域（６０） リンク１３：予約帯域（１０）＜予約済み帯域（２５）
＜予約可能帯域（３０） である。したがって、経路７１を予約不可能とする。

【０１８３】次に、経路のうちの１つ、経路７２を選択
する。経路上の全リンクについて、予約可能である。す
わわち、 リンク１１：予約帯域（１０）＜予約済み帯域（２０）
＜予約可能帯域（４０） リンク１４：予約帯域（１０）＜予約済み帯域（２０）
＜予約可能帯域（２０） である。したがって、経路７２を予約不可能とする。

【０１８４】経路７１、経路７２ともに帯域予約不可能
である。したがって、経路を選択しない。帯域予約管理
方法により、ここでは経路が選択されないため、帯域予
約８３を拒絶する。

【０１８５】以上により、帯域保証トラヒックと経路は
表５３の通りにマッピングされる。

【０１８６】

【表５３】

【０１８７】次に、帯域予約が可能な経路が複数粗存在
する場合、帯域保証トラフックが予約する帯域と他の帯
域保証トラフックにより予約済みの帯域との合計がネッ
トワーク内でより均等となるように１つの経路を選択す
る方法を用いた実施の形態を説明する。図１０は経路選
択方法のアルゴリスムを示す。予約８１において５の帯
域を予約する場合について説明する。上述した経路選択
方法と同様に、経路７１及び７２と共に帯域予約が可能
である。ここで、経路７１上のリンクの予約可能帯域か
ら帯域予約済み帯域を減算した帯域は、 リンク１０：４０ リンク１３：１０ 従って、予約可能帯域−帯域予約済み帯域が最小のリン
クはリンク１３であり、その値は１０である。

【０１８８】一方、経路７２上のリンクの予約可能帯域
−帯域予約済み帯域は、 リンク１１：４０ リンク１４：２０ 従って、予約可能帯域−帯域予約済帯域が最小のリンク
はリンク１４であり、その値は２０である。従って、経
路上で予約可能帯域−帯域予約済み帯域が最小のリンク
であって、予約可能帯域−帯域予約済み帯域が最大とな
る経路７２を選択する。そして、選択された経路７２
は、本発明の経路制御方法の経路選択設定処理部１５０
により、送信元フレーム送受信それぞれにおける帯域保
証トラフック９１と経路７２のマップング情報として設
定される。

【０１８９】本例では、帯域予約管理方法により経路７
２が選択されたため、帯域予約を受け付けて経路７２上
のリンク１１及び１４の予約済み帯域に５の予約帯域を
加算し、予約済み帯域は表５４の通りとなる。

【０１９０】

【表５４】

【０１９１】続いて、予約８２において２０の帯域を予
約する場合について説明する。この場合、経路７１及び
７２共に帯域予約不可能である。従って、これらの経路
は選択しない。ここでは、帯域予約管理方法により経路
が選択されないため、帯域予約を拒絶する。以上によ
り、帯域保証トラフックと経路は表５５の通りにマップ
ングされる。

【０１９２】

【表５５】

【０１９３】次に、以下では、任意のフレーム中継装置
または任意のリンクが故障した場合、該フレーム中継装
置またはリンクを経由する経路について、前記フレーム
中継装置に設定されている複数の経路の中から前記故障
したフレーム中継装置またはリンクを経由せず、かつ前
記任意の送信先フレーム送受信装置へ向かう経路を選択
する経路選択方法の実施の形態について図を用いて説明
する。図１１は経路選択方法の実施の形態を説明するブ
ロック図である。経路が図１２に示す通りにフレーム中
継装置に設定されており、トラヒックと経路は表５６の
通りにマッピングされている場合において、フレーム中
継装置６が故障した場合、フレーム中継装置６を経由す
る経路を検索する。経路７２について、Ｒｏｕｔｅ Ｉ
Ｄは２であるため、Ｒｏｕｔｅ ＩＤが１である経路７
１を選出する。経路７１は装置６を経由しないため、経
路７１を選択する。使用されている経路７１、７３、７
４のうちに装置６を経由する経路７４が存在するため、
経路７４について、Ｒｏｕｔｅ ＩＤは２であるが、Ｒ
ｏｕｔｅ ＩＤが１である経路７３を選出する。経路７
３は装置６を経由しないため、経路７３を選択する。使
用されている経路７１、７３の中に装置６を経由する経
路が存在しないため、経路７１、７３に対するトラヒッ
ク９５、トラヒック９７のマッピングを設定する設定経
路設定処理を行う。トラヒックと経路のマッピングは表
５７の通りとなる。これにより、フレーム中継経路が経
路７２から経路７１に、経路７４から経路７３に切り替
わる。

【０１９４】

【表５６】

【０１９５】

【表５７】

【０１９６】

【発明の効果】本発明によれば、トレヒック分散および
故障迂回のための経路変更において、フレーム中継経路
に対する設定変更を抑制し、経路再計算における計算量
を抑制することが可能となる。また、本発明によれば、
複数経路を用いてトラヒック分散するための経路計算に
おいて、コネクションレス型転送の経路を計算し、経路
を分散させるための独立性を考慮した複数の経路を計算
することが可能となる。さらに、本発明によれば、フロ
ー毎の経路を確定させてパケットの到着順序が逆転を防
止するとともに帯域予約を可能にし、帯域保証トラヒッ
クの量に基づくことが可能となる。

【図面の簡単な説明】

【図１】 本発明による経路制御方法を実施するための
一例としてのネットワークを示す線図である。

【図２】 パケット送受信装置が送信するパケットの一
例を示す線図である。

【図３】 フレーム中継ネットワークにおいて転送され
るコアフレームの一例を示す線図である。

【図４】 フレーム送受信装置の一例の構成を示す線図
である。

【図５】 フレーム中継装置の一例の構成を示す線図で
ある。

【図６】 本発明による経路制御方法を実施するための
経路制御処理装置の一例の構成を示すブロック図であ
る。

【図７】 設定された経路を示す線図である。

【図８】 本発明による経路選択方法のアルゴリスムを
示す線図である。

【図９】 本発明による帯域予約管理方法のアルゴリス
ムを示す線図である。

【図１０】 本発明による経路選択方法を示す線図であ
る。

【図１１】 一部のリンク又は装置が故障している場合
の経路選択のアルゴリスムを示す線図である。

【図１２】 フレーム中継装置に設定されている経路を
示す線図である。

【符号の説明】

１，２ パケット送受信装置 ３，４ フレーム送受信装置 ５，６ フレーム中継装置 ５１ コアフレーム受信部 ５６ 転送テーブル ５７ 出力リンク選択部 １００ 経路制御処理部 １１０ 複数経路計算処理部 １２０ 複数経路設定処理部 １３０ 経路選択計算処理部 １５０ 選択経路設定処理部

───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (72)発明者 松井 健一 東京都千代田区大手町二丁目３番１号 日 本電信電話株式会社内 Ｆターム(参考） 5K030 GA11 HA08 HC01 LB05 LB18 LC11

Claims (12)

【特許請求の範囲】
1. 【請求項１】 複数のフレーム送受信装置と、これら送
   受信装置間に配置したフレーム中継装置と、これらの装
   置間を接続するリンクとを有し、 前記フレーム送受信装置は、複数の出力リンクを有し、
   送信すべきフレームを形成して他の送受信装置に送信す
   ると共に、送信されてくるフレームを受信し、 前記フレーム中継装置は、複数の出力リンクを有し、送
   信元のフレーム送受信装置から送信先のフレーム送受信
   装置に送信されるフレームを中継し、 送信元のフレーム送受信装置から送信先のフレーム送受
   信装置に向かう経路を送信元のフレーム送受信装置にお
   いて指定することができるコネクションレス型フレーム
   中継ネットワークにおける経路制御方法において、 前記フレーム送受信装置、フレーム中継装置及び各リン
   クにそれぞれ予め割り当てたコストに基づいて送信元の
   送受信装置から送信先の送受信装置に至る複数の経路を
   計算する第１の経路計算工程と、 前記経路計算工程により得られた経路に対応した１つ以
   上の出力リンクを送信元の送受信装置及び経路中に含ま
   れるフレーム中継装置に設定する工程と、 前記第１の経路計算工程において得られた複数の経路の
   中から１つの経路を選択するための経路計算を行う第２
   の経路計算工程とを具えることを特徴とする経路制御方
   法。
2. 【請求項２】 請求項１に記載の経路制御方法におい
   て、前記第２の経路計算工程により選択された経路を送
   信元のフレーム送受信装置に設定する工程をさらに具え
   ることを特徴とする経路制御方法。
3. 【請求項３】 前記第１の経路計算工程において、各リ
   ンクに選択回数カウンタを設け、選択回数カウンタが最
   小であるリンクを選択し、選択回数カウンタが最小であ
   るリンクが複数存在する場合にはその中からコストが最
   小であるリンクを選択し、選択されたリンクのカウンタ
   を増加させるように拡張したダイクストラアルゴリズム
   を一回以上動作させて、一つ以上の経路を計算すること
   を特徴とする請求項１に記載の経路制御方法。
4. 【請求項４】 前記第１の経路計算工程において、前記
   選択回数カウンタが閾値以下のリンクのみを用いて全て
   のフレーム送受信装置およびフレーム中継装置の接続構
   成を再構成して計算を行い、選択したリンクのカウンタ
   を増加させるよう拡張したダイクストラアルゴリズムを
   一回以上動作させて、一つ以上の経路を計算することを
   特徴とする請求項１に記載の経路制御方法。
5. 【請求項５】 前記第１の経路計算工程において、各リ
   ンクのコストと選択回数カウンタとに基づいて一つのパ
   ラメータを算出し、経路上の各リンクの前記パラメータ
   の合計が最小となるようリンクを選択し、選択したリン
   クのカウンタを増加させるよう拡張したダイクストラア
   ルゴリズムを一回以上動作させて、一つ以上の経路を計
   算することを特徴とする請求項１に記載の経路計算方
   法。
6. 【請求項６】 前記経路を選択する第２の経路計算工程
   が、第１の経路計算工程において得られた経路情報と、
   送信元の送受信装置から送信先の送受信装置へ向かう帯
   域保証トラヒックが予約しようとする帯域情報と、既に
   予約されている帯域保証トラヒックの予約済み帯域情報
   から予約可能な経路を選択する工程を含むことを特徴と
   する請求項１に記載の経路制御方法。
7. 【請求項７】 請求項６に記載の経路制御方法におい
   て、経路中に含まれる全てのリンクが、予約しようとす
   る帯域と予約済み帯域との和が予約可能帯域よりも小さ
   い場合、当該経路を経路選択の対象となる予約可能な経
   路と判定する工程を含むことを特徴とする経路制御方
   法。
8. 【請求項８】 請求項７に記載の経路制御方法におい
   て、前記選択の対象となる予約可能な経路が複数存在す
   る場合、送信元の送受信装置から送信先の送受信装置に
   至る経路中に含まれるリンクのコストの合計が最小とな
   る経路を選択する工程を含むことを特徴とする経路制御
   方法。
9. 【請求項９】 請求項６に記載の経路制御方法におい
   て、前記求められた予約可能な経路が複数存在する場
   合、予約しようとする帯域と予約済帯域との合計がネッ
   トワーク内でほぼ均等となるように経路を選択すること
   を特徴とする経路計算方法。
10. 【請求項１０】 請求項９に記載の経路制御方法におい
    て、予約可能な経路が複数存在する場合、各予約可能な
    経路に含まれるリンクのうち、予約可能な帯域から予約
    済みの帯域を減算して得られる空き帯域が最小となるリ
    ンクの空き帯域が最大となる経路を選択することを特徴
    とする経路制御方法。
11. 【請求項１１】 経路選択された経路中の各リンクにつ
    いて、予約された帯域を予約済み帯域として加算する工
    程をさらに含むことを特徴とする請求項６に記載の経路
    制御方法。
12. 【請求項１２】 前記第２の経路計算工程において、フ
    レーム中継装置及びリンクの故障情報を用い、故障して
    いるフレーム中継装置又はリンクを経由しない経路を選
    択することを特徴とする請求項１に記載の経路制御方
    法。