JP2574514B2

JP2574514B2 - 分散通信ネットワーク

Info

Publication number: JP2574514B2
Application number: JP12705590A
Authority: JP
Inventors: ルイス・ジョージ・カービイ
Original assignee: British Telecommunications PLC
Current assignee: British Telecommunications PLC
Priority date: 1989-05-18
Filing date: 1990-05-18
Publication date: 1997-01-22
Anticipated expiration: 2012-01-22
Also published as: GB8911395D0; HK139196A; EP0398614A1; DE69016698T2; ATE118298T1; US5142531A; DE69016698D1; ES2067673T3; JPH03136433A; EP0398614B1

Description

【発明の詳細な説明】［産業上の利用分野］本発明は、分散通信ネットワーク、即ちデータ伝送の
制御がネットワークの複数のノード間で集中されないで
分散される通信ネットワークに関する。

［従来の技術］従来、大抵のネットワークは、コネクション指向サー
ビスと、コネクションレスサービスとのいずれかを提供
するように構成されている。前者に於いては、ネットワ
ークのソースノードと宛先ノードの間に回線が確立さ
れ、それらのノード間で伝送されるデータは全て、その
回線に組み込まれたリンク及びノードを介して行くよう
になっている。この回線は、コールが終了された時にの
み解放されるようになっている。そのような構成は、デ
ータの全てがソースノードから伝送されたのと同じ順番
で宛先ノードに到着するという効果を有している。

また後者は、データパケット（一般にデータグラムと
称され、本明細書中に於いても、以降はそう称する）を
介して、ソースノードと宛先ノード間でデータが伝送さ
れる。ここで、このデータグラムはそれぞれ、宛先ノー
ドのアドレスを有しており、この宛先ノードへはネット
ワークの一つ以上の経路に沿って行くようになってい
る。この経路は一般に、そのネットワークの状態に依存
して選択されるようになっている。よって、ソースノー
ドからのデータグラムは、遅延を有するネットワークを
通る非常に多数の経路を介して、宛先ノードに到着する
ことができる。つまりこの場合は、データグラムが宛先
ノードに到着する順番は、データグラムがソースノード
から送信された順番には必ずしも対応していない。従っ
て通常は、そのようなネットワークの宛先ノードで、受
信されたデータの順番を元に戻すために施設が必要とさ
れている。

コンピュータネットワークを一般的に論じるために
は、Tanenbaum“Computer Netwarks"2nd Edn.（1989）P
rentice−Hall Inc.を、特には、その第15頁の第１図乃
至第７図に示されたOSI基準モデルを参照されたい。こ
のモデルに於いては、ネットワークは、７階層に概念的
に分割されている。以下の説明は主として、階層３のネ
ットワークレイヤに関している。いくつかの重要なネッ
トワークを、以下に要約する。

先ず、TYMNETは、カリフォルニアのBT Tyment Incに
よって管理されている商業的価値の付加されたネットワ
ークである。このネットワークは、1971年に開業され、
現在米国及びヨーロッパでほぼ1000個のノードを有して
いる。このTYMNETに於けるルートは、それ自身完全なネ
ットワークの表現を持っている中央スーパバイザノード
によって計算されるようになっている。このルート計算
は、回線が必要とされる毎に実行される。経路は、上記
スーパバイザによって発生される時にそのルートを知る
NEEDLEパケットを使用して組まれる。このパケットは、
そのコールのソースへ伝えられ、次に宛先ノードへ伝え
られるもので、これが行くにつれて回線が組まれるよう
になっている。この回線は、ZAPPERパケットを使用して
解体される。

上記NEEDLEパケットによって組まれた論理チャンネル
結合を使用することにより、パケットが組み立てられた
回線上を伝送される。このTYMNETに於いては、リンクコ
ストは、リンクキャパシティ、伝送設備、セッションの
タイプ等々に従ってスーパバイザによって割り当てられ
る。これを助けるために、各ノードは、スーパバイザに
対して状態レポートを周期的に送出するようになってい
る。TYMNETに於いては、リンクコスト機能は、一部分
は、リンク負荷に基づいている。即ち、リンク負荷が十
分に変化した時には、スーパバイザはそのことを知らさ
れるようになっている。不首尾で、その不首尾に付帯的
な全てのノードはそれをスーパバイザに報知し、その不
首尾リンクを使用する全ての回線が解体され、そしてス
ーパバイザは新しい回線を発生し、それをNEEDLEパケッ
トを使用して作る。

従って、TYMNETは、コネクション指向中央集権通信ネ
ットワークである。特に、NEEDLE及びZAPPERパケットは
両方とも、所定回線中を伝えられ、よってデータグラム
として分類されないということに注意されるべきであ
る。

また、パケットスイッチング技術を使用するものとし
て、ARPANET（Advanced Research Projects Agency Net
work）が、米国に於ける第１位のネットワークである。
これは、1969年に共用するシステム資源を調査するため
の実験システムとして組まれたものであり、現在は、米
国及びヨーロッパでほぼ60個のノードを結合している。
ルートは、分配された形式でARPANET中に発生される。
各ノードは、完全なネットワークトポロジィ及びリンク
コストを増加するネットワークデータペースを維持して
いる。各ノードは、周期的に他の全てのノードに対し
て、その付帯的リンクのリンクコストをばらまく。この
ARPANETはデータグラムを使用し、そのため回線は達成
されるべきではない。各ノードは、その遅延テーブルと
トポロジィデータベースからルーチングテーブル（RT）
を計算する。即ち、このルーチングテーブルは、そのネ
ットワークに於ける他の全てのノードへのベスト出立リ
ンクを含んでいる。パケットが宛先ノードで正しい順序
で受信されることを確実にするために、エンドツーエン
ドプロトコルが使用されている。

リンクコストは、10秒インターバルの間にリンク上に
パケットがこうむった平均パケット遅延である。従っ
て、パケット遅延は、待ち行列と処理を含んでいる。AR
PANETに於いては、リンクコスト機能は、リンク負荷に
特に基づいている。即ち、負荷が十分に変化した時、ネ
ットワーク中の他の全てのノードはそのことを知らされ
る。また、そのセッションに無関係にノードでルーチン
グ決定が成される故に、パケットは、低混雑のエリアに
向けられる傾向がある。ネットワークコンポーネント不
首尾は、リンクコスト更新を、故にルート発生更新をト
リガする。即ちこれは、トポロジィ変化を除けば、他の
リンクコスト変化と本質的に異なってはいない。リング
が不首尾の時、そのリンクの待ち行列に入れられた全て
のパケットが放棄される。

従って、ARPANETは、コネクションレス分散通信ネッ
トワークである。

また、DECネットは、Digital Equipment Corporation
によって展開されたディジタルネットワークアーキテク
チャを使用するネットワークである。このDECネットに
於いては、分散型でルートが計算される。リンクコスト
が変化する時には、その情報がネットワークを介して伝
わる。リンクコストは、リンクの全キャパシティに基づ
いており、システムマネージャによって割り当てられ
る。このリンクコストは、伝送設備が状態を変化させた
時にのみ、例えば不首尾時に更新される。このDECネッ
トに於けるルーチングはデータグラム指向であり、その
ためトランスポートレイヤは宛先ノードでパケットを配
列する。ネットワークコンポーネント不首尾はリンクコ
スト更新をトリガし、故にルート発生を更新する。即ち
これは、トポロジィ変化を除けば、他のリンクコスト変
化と本質的に異なってはいない。リンクが不首尾の時、
そのリンクの待ち行列に入れられた全てのパケットが放
棄される。

従って、このDECネットは、リンクコストが中央ネッ
トワークマネージャノードで割り当てられるとはいえ、
完全にコネクションレスであり（即ち、データグラムの
みが使用され）、最も多くの点で、分散される。

MERITは、米国のミシガン州の大学のコンピュータを
接続する目的を持った小ネットワークである。このMERI
Tに於いてば、分散型でルートが発生される。リンクコ
ストが変化した時には、その情報がネットワークを介し
て伝わる。この情報は、隣接間を送られるNETCHANGEメ
ッセージの形である。即ち、受信ノードは、そのテーブ
ルを更新し、NETCHANGEメッセージをそれ自身送出する
ことができる。このMERITに於けるリンクコストは、ホ
ップ数のみに基づいている。

不首尾は、適当なノードが達し得ないということが仮
定される場合には、NETCHANGEメッセージに於いてホッ
プ数をネットワークのノードの数だけ増加させることが
できる。このMERITに於けるルーチングは、データグラ
ム指向である。

従って、このMERITネットワークは、分散コネクショ
ンレスネットワークである。

［発明が解決しようとする課題］前述のネットワークのそれぞれは、中央集権の純粋な
コネクション指向ネットワークであるか、あるいは分散
コネクションレス（即ち、データグラム指向）ネットワ
ークであるかの何れかであるということに注意された
い。即ち、分散コネクション指向ネットワークは従来は
なかった。

本発明の目的は、分散コネクション指向通信ネットワ
ーウを提供することである。

［課題を解決するための手段］従って、本発明は、ソースノード（N_S）、サブ宛先ノ
ード（N_B,N_C）、及び宛先ノード（N_D）としてそれぞれ
動作可能な複数のノード（Ｎ）を具備する分散通信ネッ
トワークに於いて、各ノード間は、リンク（Ｌ）によっ
て相互接続され、各ノードは、ローカル処理手段及び記
憶手段（Ｍ）を有し、各ノードは、当該ノードの記憶手
段中に、その隣接ノードへのリンクを直接的もしくは間
接的に表すエントリを有する第１記憶リストに関連付け
られた宛先ノードの記憶リストを含み、各宛先ノード
は、前記第１記憶リストの各リンクに関連付けられ、前
記処理手段は、ソースノードから遠方の宛先ノードへの
コールに応答して、１個以上の連続するサブ宛先ノード
を介して、前記ソースノードと宛先ノード間でデータグ
ラムを伝送するように構成され、各サブ宛先ノードは、
ソースノードあるいは前のサブ宛先ノードの前記第１記
憶リストから選択されたエントリによって決定され（5
0）、当該ネットワークは、各ノードがその隣接ノード
ヘのリンクを直接的もしくは間接的に表すエントリを有
する第２記憶リストをも含むことを特徴とし、上記デー
タグラムは、前記サブ宛先ノードの少なくとも幾つかを
回線ノードとして指定し、この回線ノードのメモリ手段
に回転データを記憶するように構成され、前記回線デー
タは、前記回線ノードを介した前記ソースノードと宛先
ノードとの間のデータ伝送のために一時的な回線を確立
し（100）、前記ソースノード（N_S）、宛先ノード
（N_D）、又は回線ノード（N_B,N_C）以外の前記データグ
ラムが通り抜けるノード（N_E,N_F）はそれぞれ、前記デ
ータグラムの経路に於いて次に指定される回線ノードに
関連付けられた直前のノードの第２記憶リストからその
エントリを選択することによって決定され（60）、各ノ
ードの前記第１記憶リストと第２記憶リストのためのエ
ントリを決定するための基準はそれぞれ別個のものであ
り、前記第１記憶リストのためのエントリを決定するた
めの基準は前記一時的な回線における前記データの最適
な伝送に向けられ、前記第２記憶リストのためのエント
リを決定するための基準は前記一時的な回線の最適な確
立に向けられていることを特徴とする分散通信ネットワ
ークを提供する。

［作用］使用に於いては、所定のノードがソースノードとして
働いてネットワークの遠方宛先ノードをコールする時、
そのソースノードでデータグラムが発生され、コールさ
れた宛先ノードのためエントリが見いだされるまで、ソ
ースノードに於いて第１リストがサーチされる。このエ
ントリは、ソースノードから広がるリンクの一つ（即
ち、広がるリンクと隣接リンクとの間には一対一の対応
関係があるので、ソースノードの隣接ノードの一つ）で
あることができる。そして、データグラムは、通り抜け
るリンクを知り、そのリンクの終端のノードに達したと
きには、そのノードの第１リストに於けるコールされた
宛先ノードのためのエントリを調べて、通り抜けるべき
次のリンクを見いだす。この手順は、データグラムが宛
先に着くまで続けられる。一般的な態様においては、各
第１リストに於けるエントリを決定するための基準は、
エントリがソースノードと宛先ノードとの間のホップ数
を最小にするようなものであるというものである。

従って、ソースノードから宛先ノードへデータグラム
をガイドすることを要求する情報は、たった一つのノー
ドに配されるのではなくて（その行程の開始で、データ
グラムはそれが通る経路を知ってはいない）、ネットワ
ークのノード中あまねく分散される。

単純な態様に於いては、データグラムによって通り抜
けられた各サブ宛先ノードは、回線ノードとして指定さ
れ、従ってソースノードと宛先ノードの間のデータグラ
ムによって確立された回線は単に、ネットワークを介し
てデータグラムを伝える経路である。しかしながら、ネ
ットワークを介してデータグラムをガイドするための最
適基準が回線を選択するための最適基準と異なっている
ということが予見される故に、これは好ましいものでは
ない。

単純な態様に於いては、ノードは、該ノードからデー
タグラムによって選択可能な種々の宛先ノードへの最適
なリンクつまり隣接ノードを示す不変リストをそれぞれ
組み込むことができる。しかしながら、後述する実施例
に於いては、これらのリストは、ネットワークの変化に
応答して更新される。本発明の通信ネットワークは、高
価な中央制御コンピュータを必要としない平易な分散配
置を有するコネクション指向サービスの効果（データが
送信されたのと同一の順番で受信される）を結合すると
いうことが見られるだろう。

実施例に於いては、各ノードは、そのリンク即ち隣接
ノードの第２記憶リストのそのメモリ手段中に含み、各
宛先ノードは、この第２記憶リストのそれぞれのリンク
即ち隣接ノードに関連付けられており、ソースノード，
宛先ノード，又は回線ノード以外のデータグラムが通る
各ノードは、データグラムの経路に於いて次に指定され
る回線ノードに関連付けられた直前のノードの第２記憶
リストからそのリンク即ち隣接ノードを選択することに
より決定され、各ノードの第１及び第２記憶リストが基
づかれる基準はそれぞれ別個のものであり、前者は一時
的な回線に於けるデータの最適な伝送に向けられ、後者
は一時的な回線の最適な確立に向けられている。

［実施例］そのような好ましい態様の一つとして、第１の実施例
が、第１図に概略的に示されている。第１図に示された
ネットワークは、通信リンクＬによってリンクされた８
個のノードを含んでいる。各リンクＬは、例えば、光フ
ァイバ、一対のより合わされた電気導体、あるいは衛星
リンクでさえあることができる。リンクの正確な特性は
重要ではない。

各ノードＮにはメモリＭが組み込まれているが、図の
簡略化のために、その一つが代表的にノードN_Sメモリの
メモリＭとして図示される。メモリＭには、ノードN_Sか
ら到達することができる宛先ノードのリストが組み込ま
れている。このノードのリストに関連付けて、第１リス
ト（以降、LIST1と記す）が提供されており、このリス
トの各エントリは、ノードN_Sから延びる２個のリンクの
一方である。LIST1の各リストエントリは、ノードのリ
ストの対応位置に入れられたその宛先ノードへのノード
N_Sからのホップ数を最小にするリンクである。さらに、
メモリＭは、各エントリがノードN_Sから導くリンクＬの
一つである第２リスト（以降、LIST2と記す）を組み込
んでいる。このLIST2の各リストエントリは、ノードの
リストの対応エントリで宛先ノードへノードN_Sから送ら
れたデータの伝送時間を最小にするそのリンクである。

今、ノードN_SがノードN_Dをコールした場合を考える，
すると、データグラム（以降、BUILDデータグラムと記
す）が発生され、最小のホップ数を有するノードN_Dへの
回線を構成することをこのBUILUデータグラムに可能に
させるそのリンクを見つけるために、ノードのリスト中
のノードN_Dに隣接したLIST1のエントリが検査される。
ノードN_SとノードN_D間の最小ホップ数がノードN_Bを介し
た回線を表す「３」であるということに注意されたい。
このノードはその回線に於ける次ノードであるが、デー
タグラムはリンクによりノードN_Bに実際に送出される前
に、LIST2を検査して、そのノードN_Bに対する直接リン
クが最短遅延を有するルートであるかどうかチェックす
る。実際には、ノードN_Bへのルートのみであり、よって
データグラムは、それらの間をつなぐリンクＬを介して
ノードN_SからノードN_Bに伝送される。

次に、ノードN_Bは、当該ノードの不図示メモリ手段の
第１及び第２リストを調べ、ノードN_Dへの回線に於ける
ホップ数を最小にするノードがノードN_Cであることを当
該ノードのLIST1から見いだす。次に、当該ノードのLIS
T2（図示せず）を調べ、ノードN_Cにデータグラムを送出
するための最速ルートが、ノードN_BからノードN_Cへの直
接的なリンクではなく、中間ノードN_Eへのリンクである
ということを見いだす。従って、BUILDデータグラムが
ノードN_Eに送られるが、このサブ宛先ノードは回線ノー
ドとしては指定されない。このノードN_Eが回線ノードと
して指定されない故に、その関連するメモリ手段（図示
せず）のそのLIST1を検査することは必要なく、そのLIS
T2のみを単に調べて、ノードN_Cへの最速ルートがそのノ
ードへの直接リンクＬを介してであるということを見い
だす。従って、BUILDデータグラムは、当該ノードN_Bか
らノードN_Cへ伝送される。ノードN_Cは、回線ノードとし
てのデータグラムによって指定されており、よってノー
ドN_Dへの回線ホップ数を最小にするリンクＬを見いだす
ために、そのLIST1を調べる。ノードN_Cは、ノードN_Dへ
の直接リンクがあることを発見し、次にノードN_DへBUIL
Dデータグラムを送出するための最速ルートを見いだす
ためにLIST2を調べる。結果として、ノードN_Fが選択さ
れ、BUILDデータグラムがこのノードN_Fに送出される
が、それを回線ノードとは指定しない。従って、ノード
N_Fは、そのLIST2のみが単に調べられ、ノードN_Dに対す
る最小遅延を有するリンクが当該ノードN_FをノードN_Dに
つなぐ直接リンクであるということが見いだされる。よ
って、データグラムはノードN_Dに伝送され、後者が宛先
ノードとして指定される。

データグラムが通る（一点鎖線で示された）経路Ｄ
は、ソースノードN_Sから宛先ノードN_Dへの（破線で示さ
れた）回線Ｃとは異なっているということが見られるだ
ろう。しかしながら、経路Ｄを伝わるデータグラムのた
めに取られる時間は、データグラムがルートＣを伝わる
のに要する時間よいも短い。一般に、回線経路Ｃとデー
タグラム経路Ｄは、各ノードのLIST1とLIST2を発生する
ために使用された基準によって決定されるだろう。デー
タ伝送の間、ネットワークの負荷が最小にされ且つネッ
トワークのノードのデータ処理キャパシティが最も効率
よく利用されるので、回線を確立するために最小ホップ
数基準を使用することが有利である。実際問題として、
所定のノードが２個以上の独立したデータ回線に共通で
あることができ、よってノードは入ってくるデータを処
理することが必要とされ且つ適当なリンクにそれをガイ
ドするということに注意すべきである。そのような処理
は、必然的にいくらかの遅延に帰着し、よって、いくら
かの場合に於いては、ソースノードと宛先ノード間の回
線に於ける伝送遅延は、それら自身のリンクのための遅
延よりはむしろ、回線中のノードの数に主に依存するだ
ろう。このような場合ではない時でさえ、リンクＬは限
定されたデータキャリングキャパシティを有し、一般に
は、各回線がリンクの最小可能数を使用する、つまり各
回線のホップ数が最小にされるならば、ネットワークの
データキャリングキャパシティは全体としては最も効率
よく利用されるだろう。

一般に、BUILDデータグラムによって確立された回線
を介したデータの伝送は、ネットワークの負荷を最小に
することにより、即ち回線のホップ数を最小にすること
により、最適化されるだろう。データグラムは、回線を
確立するためにデータグラムのため取られた時間が回線
を介したデータ伝送の存続期間よりも非常に短いので、
ネットワークを過負荷にすることはないであろう。それ
よりも、データグラムのための最適な経路は、回線の確
立に於いて遅延を最小にするその経路であるだろう。

従って、本実施例では、BUILDデータグラムは、各ノ
ードで、次の回線ノードに対する最小遅延に帰着するだ
ろうその出立リンクにガイドされる。この遅延は、例え
ば計算してROMに記憶しておくことができるが、本実施
例では、各ノードは、それらに対するタイミングパケッ
トを伝送し且つそのタイミングパケットをその隣接ノー
ドに返す間待つことにより、その隣接ノードのそれぞれ
に対する遅延を周期的に測定するように構成されてい
る。これは、第１図には、ノードN_AがノードN_Eにタイミ
ングパケットを伝送し、そのノードN_Eがそれをタイミン
グパケットと確認するや否やそれをノードN_Aに返すよう
に示されている。（ノードN_Bでの処理時間を含む）総遅
延が「2d」であると仮定すれば、ノードN_Eに対するリン
クのためノードN_Aによって記録される遅延は「ｄ」であ
る。いずれかの所定ノードの処理装置において、タイミ
ングパケットのようなどの様な入来メッセージを処理す
るのに要する時間は、他の入来データによる当該処理装
置の負荷に依存するので、一般に、隣接ノード間の伝送
遅延は、そのネットワークの状態に依存して変化すると
いうことに注意されたい。

以下に説明するだろうように、本実施例では、ネット
ワークのノードは、そのネットワーク中の離れたノード
に対して遅延とホップ数の情報の両方を伝送するように
構成されている。ノード間のホップ数の変化は、例え
ば、ノードの追加やリンクの不首尾の結果としてそのネ
ットワークのトポロジィの変化の結果として起こる。

本実施例では、各ノードは、ネットワーク中のその隣
接ノードと離れたノードとの間のホップ数に関する隣接
ノードから受信したホップ数情報に応答してその第１リ
ストを更新するように構成され、各ノードは、隣接ノー
ドからそのようなホップ数情報の受信に応答してホップ
数をインクリメントし且つ（あるならば）その他の隣接
ノードに上記インクリメントされたホップ数を通信する
ように構成されている。また、各ノードは、ネットワー
クに於けるその隣接ノードと遠隔ノードとの間の伝送遅
延に関する隣接ノードから受けた遅延情報に応答してそ
の第２記憶リストを更新するように構成され、各ノード
は、隣接ノードからのリンクの遅延情報の受信に関連付
けられた付加的な遅延を伝送遅延に加算し、（あるなら
ば）その他の隣接ノードに上記結果の総遅延情報を送信
し、且つ上記遅延情報が受信されるリンク上にタイミン
グパケットを送受信することにより前記付加的な遅延を
測定するように構成されているのが好ましい。

各ノードによって維持される第１及び第２リストが、
遅延、ホップ数、あるいは離れたノードからリレーされ
た他の情報によって更新される本実施例では、それぞれ
の隣接ノードのリスト中に保持された相反する情報の結
果として起こり且つ隣接ノード間でデータグラムの無期
限の交換を伴う「ピンポンルーピング」として知られる
問題が生ずる恐れがある。例えば、第１図のネットワー
クに於いて、ノードN_Bが、次の回線ノードN_CにBUILDデ
ータグラムを伝送するための最速ルートがノードN_Bへの
リンクＬを介したものであるとみなしたならば、ノード
N_Eは、次にこのノードN_Eに対してBUILDデータグラムを
再伝送するようなノードN_Bに対してBUILDデータグラム
を返すであろう。原則として、そのような「ピンポン」
は無期限に発生し、データ回線の確立を妨げる。隣接ノ
ード対して利用できる情報の矛盾は、種々の理由のた
め、例えば或るノードのリストに於ける情報の更新に影
響を及ぼすが他には及ぼさないリンク不首尾のために発
生する。

この問題は、IEE Transaction on Computers Volume
C 36 No.2 February 1987 pp129−137“Performance An
alysis of Distributed Routing Strategies ferr of p
ing−pong type looping"に於いてShinとChenによって
分析されている。この論文に於いてShinとChenは、コネ
クションレスネットワークである前述のARPANETネット
ワークを論じている。ShinとChenは、ARPANETネットワ
ークに於ける「ピンポン」の問題に対して、以下の解法
を提案している。即ち、「ルーチングメッセージが、ノ
ードN_jからいくつかの宛先ノードN_dへの最適経路中の第
２ノードであるN_iへノードN_jから渡されるならば、ノー
ドN_jからノードN_dへの最適経路の遅延を、ノードN_iに渡
されたルーチングメッセージ中のその２番目に最適な経
路（即ち、ノードN_jのネットワーク遅延テーブル中の全
ての経路の中でノードN_dに対して２番目に短い遅延を要
とする経路）の遅延と交換する。」各ノードがその第１及び／又は第２リストの更新され
たエントリに依存する選択的隣接ノードに対して、その
第１及び／又は第２リストの変化を通信するように構成
された本発明の実施例に於いては、「ピンポン」の問題
は、各補正されたリンク／隣接ノードエントリがそのエ
ントリに対応しない隣接ノードに対するそれらのリンク
を介してのみ通信されるということを確実にすることに
より回避されることができるということが見いだされて
いる。例えば、第１図の実施例に於いて、ノードN_Bが、
ノード_ＣへのそのリンクＬがノードN_Dへの回線に於ける
ホップ数を最小にする（そのためこのリンクがノードの
リスト中の「N_D」に隣接するそのLIST1（図示せず）中
で代えられる）と知らされたならば、ノードN_BのLIST1
が更新されたという情報は、そのノードに対する直接リ
ンクを介さないで、直接的でないルートによってノード
N_Cに通信される。これは、本発明の実施例の特に重要な
特徴ではあるが、「ピンポンタイプルーピング」の問題
が他の方法でも多少とも解消されることができる故に、
どの様な態様に対しても厳密に絶対的なものというわけ
ではない。例えば、回線の確立の間にタイムリミットが
セットされることができ、また、ソースノードは、初期
の企画がピンポンタイプルーピングの結果として、ある
いはいくらかの他の理由のために、不首尾に終わったな
らば、代わりの回線を確立することを試みるように構成
されることができる。

第２図のフローチャートは、第１図のネットワーク
と、第４図（ａ）乃至（ｃ）のネットワークいずれにも
適用される。しかしながら、後者のネットワークは、そ
のノードのそれぞれが隣接ノードに対するリンクの第３
及び第４リストを組み込むという点で、前者より複雑化
されている。ここで、第３リストに於ける各エントリ
は、２番目に最良のホップ数を表し、第４リストに於け
る各エントリは、２番目に最良の伝送時間を表してい
る。第３図を参照して後述されるように、第４図（ａ）
乃至（ｃ）のネットワークに於いては、各ノード（Ｎ）
はその第1,第2,第3,及び第４リストの更新されたエント
リに依存して、選択された隣接ノードにこれら第1,第2,
第3,及び第４リストの変化を通信するように構成されて
おり、第１及び第４リストの各補正されたリンク／隣接
ノードエントリは前記第２リストの関連付けられたエン
トリである隣接ノードにそのリンク（Ｌ）を介して通信
され、第２及び第３リストの各補正されたリンク／隣接
ノードエントリは前記第１リストの関連付けられたエン
トリである隣接ノードにそのリンク（Ｌ）を介して通信
される。

従って、各リードのリストの変化がどの様に隣接ノー
ドに通信されるかを示す第３図に示されたフローチャー
トは、第４図（ａ）乃至（ｃ）のネットワークにのみ適
用されるものであって、第１図に示されたネットワーク
には適用されない。

簡単に、第１図のネットワークの各ノードのLIST1とL
IST2を更新する方法を以下に説明する。予め注意される
ように、ネットワークの各ノードは、その隣接ノードへ
の伝送時間を周期的に測定し、その結果に従ってそのLI
ST2を更新する。同様に、各ノードは、ローカルノード
がたった１回のホップで到達されることができるという
ことあわゆるノードが知るように、その継続された存在
のその隣接ノードに周期的に報知する。この方式でモニ
タされた遅延及びホップ数の結果として、ノードがその
LIST1又はLIST2のエントリの何れかを変化するならば、
これらの変化は、どの更新されたエントリにも対応しな
い隣接ノードにそれらのリンクを介して通信される。例
えば、第１図のノードN_BがノードN_Sに対する伝送時間が
変化したことを発見したならば、このノードN_Bは、ノー
ドN_SのためのLIST2のその遅延エントリを更新し、この
情報をノードN_EとノードN_Cにそれらのリンクによって通
信する。各ノードは、そのような更新情報を受信した
時、この情報に一致するようにそれ自身のLIST1とLIST2
を補正する。この補正は、その情報が受信されるリンク
のためのその遅延を遅延情報に追加し、その結果の遅延
をそのLIST2に挿入し、また受信されたホップ数を
「１」インクリメントして、そのLIST1の適当な位置を
その結果のホップ数に代えることにより行われる。例え
ば、ノードN_BとノードN_S間の遅延が「ｄ′」に変化し、
ノードN_BからノードN_Eへのリンク上の遅延が「ｄ″」で
あることを、ノードN_BからノードN_Eが知らされたなら
ば、ノードN_Eは、それ自身とノードN_S間の最小伝送時間
が「ｄ′＋ｄ″」であるということを知り、そのメモリ
中のノードN_Sに隣接するエントリのそのLIST2に値
「ｄ′＋ｄ″」を挿入するだろう。この更新情報は次
に、同様に情報を処理するノードN_AとノードN_Cに伝送さ
れ、この方法で、各ノードは結局、ネットワークのあら
ゆる他のノードに最小ホップ数並びに最短伝送遅延を知
らせる。

第１図のネットワークに於ける回線の確立が、第２図
を参照して以下に詳細に述べられるだろう。手順は、コ
ールがノードN_Sから発せられるステップ10で始まる。ス
テップ20に於いて、ノードN_Sは（ノードN_SとノードN_D間
で確立された回線を識別する）コール識別子を発生し、
このコール識別子とノードN_S,N_DのノードアドレスS,D）
とを含むBUILDデータグラムを発生する。このBUILDデー
タグラムは、さらに詳細に後述される。

ステップ30で、ノードN_Sが回線ノードとして指定さ
れ、コネクションストラクチャがそのノードのメモリに
格納される。このコネクションストラクチャはコール識
別子を含み、次ダウンストリーム回線ノードをもまた識
別する。

次回線ノードにBUILDデータグラムを導くために、ス
テップ50で、ノードN_Sは、ノードN_Dに対するホップ数を
最小とするそのリンクを見いだすために、そのLIST1を
調べる。こうして、ノードN_Bへのリンクが選択される。
ノードN_DのアドレスがBUILDデータグラムに入れられ、
ノードN_Bが次回線ノードとして指定される。このノード
N_Bへのリンクは、ノードN_Sに格納されたコネクションス
トラクチャ中にダウンストリームリンクとして格納され
る。

ステップ60に於いて、ノードN_Sは指定されたノードN_B
に対する最良遅延を有するリンクを見つけるためにその
LIST2調べ、最良リンクがノードN_SからノードN_Bへ直接
導くリンクであるというとこを見いだす。従って、BUIL
Dデータグラムが、そのリンクによってノードN_Bへ送出
される。

ステップ70で、ノードN_Bの処理装置は、このデータグ
ラムを読み込み、ノードN_Bがそのデータグラムによって
回線ノードとして指定されているか否かを判定する。そ
れが指定されている場合には、次のステップ80に進み、
指定されていない場合には、上記ステップ60が繰り返さ
れて、そのLIST2によって決定される次ノードにデータ
グラムが送出される。

ステップ80に於いては、BUILDデータグラムのコール
識別子は、ノードN_Bに既に格納されているどのコネクシ
ョンストラクチャのコール識別子とも比較される。各コ
ネクションストラクチャは、独特のコール識別子によっ
て識別される異なった回線に対応している。

BUILDデータグラムのコール識別子が既に格納されて
いるということが見いだされたならば（ステップ90）、
これは、そのノードで既に受信された複製BUILDデータ
グラムのためであるか、あるいその回線中のループのた
めである。ノードは、複製コール識別子を含む記憶され
たコネクションストラクチャのアップストリームリンク
を検査することにより、これら２つの可能性のどちらが
生じたかを判別する（ステップ120）。BUILDデータグラ
ムを送出した回線ノードにアップストリームリンクが導
くならば、そのデータグラムは複製BUILDデータグラム
であり、放棄される（ステップ140）。あるいは、BUILD
データグラムが回線のループを形成することを試み、そ
のためそれはSOFT DISMANTLEデータグラムに変換され
て、前の回線ノード即ち第１図の場合のノードN_Sに送り
返される。SOFT DISMANTLEデータグラムの機能は、より
詳細に後述されるが、簡単には、このデータグラムの機
能は、前の回線ノードに回線を確立するさらなる試みを
成させることである。BUILDデータグラムは、リンク又
はノード不首尾を伴う特殊な状況の副作用として複製さ
れるだけである。例えば、ノードN_Sが次回線ノードとし
てノードN_F（第１図）を指定し、ノードN_Bを介してBUIL
Dデータグラムを送出したと仮定する。ノードN_Bは、ノ
ードN_SにACKNOWLEDGE（受信応答）を送り、BUILDデータ
グラムをノードN_Cにリレーする。そのような受信応答に
ついては、詳述する必要はないと思われる。今、この受
信応答が見失われ、ノードN_SとノードN_B間のリンクが不
首尾に終わったと仮定する。するとノードN_Sは、BUILD
データグラムが首尾良く伝送されたか否か知る方法はな
く、そのため別のBUILDデータグラムを伝送する。この
ように、同一のBUILDデータグラムの２個の複製がノー
ドN_Fに到着する。

従って、この可能性は、第２図のフローチャートに於
いてはステップ120と140によって提供されている。

第２図のステップ90に戻って、ノードN_Bで受信された
データグラムのコール識別子がノードN_Bのコネクション
ストラクチャにまだ記憶されていないと仮定する。する
と、ノードN_Bは、データグラムによって宛先ノードとし
てそれが指定されているか否かをチェックする（ステッ
プ100）。それが指定されていない故に、アップストリ
ームリンク、即ちノードN_BとノードN_S間のリンクがBUIL
Dデータグラムに組み込まれ（ステップ40）、このアッ
プストリームリンクを含むコネクションストラクチャが
ノードN_Bで発生される（ステップ30）。ステップ50で、
ノードN_Cが次回線ノードであるということをノードN_Bが
見いだし、ステップ60で、BUILDデータグラムが、ノー
ドN_Cへの途中のノードN_Eへのリンク上へ送出される。ス
テップ70で、ノードN_Eは、それが回線ノードとして指定
されていないということを判定し、従ってアルゴリズム
はステップ60に戻って、ノードN_Cへそのリンクを介して
BUILDデータグラムを送出する。次に、ステップ80,90,1
00,40,及び30を介してアルゴリズムが進み、ステップ50
で、次回線ノードがN_DであるということをノードN_Cが決
定する。ステップ60で、ノードN_Dへの最小遅延を有する
ルートがノードN_Fを介するものであるということが見い
だされる。ステップ70で、ノードN_Fが回線ノードとして
指定されていないということをアルゴリズムが決定し、
従って、アルゴリズムはステップ60に戻って、BUILDデ
ータグラムをノードN_Dに送る。次に、ノードN_Dは、アル
ゴリズムのステップ70,80,90,及び100を実行し、それが
確かに回線ノードである故に、ノードN_D,N_C,N_B,N_Sを含
む回線を介してACKNOWLEDGEデータグラムが送り返され
る。このデータグラムの機能は単に、ノードN_Sでコール
した者に、ノードN_Dへの回線が確立したことを報知する
ことであり、そのためノードN_SからノードN_Dへのデータ
伝送が開始されることができる。ネットワークの状態が
変化しない限りは、このACKNOWLEDGEデータグラムは、
ノードN_DでBUILDデータグラムが通ったのと同じ経路に
よってそのネットワーク上を戻るだろう。従って、この
データグラムの伝送を詳細に説明する必要はないと思わ
れる。

第２図に与えられたようなアルゴリズムの表現は、リ
ンクＬがリードN_SとノードN_D間、あるいはネットワーク
のソースノードと宛先ノードの何れか他の対の間で確立
されることを回線に可能とするに十分な能力を持つとい
うことが仮定される幾分理想的なものである。実際問題
して、これは常に可能なものではなく、従ってネットワ
ークは、３種の解体データグラム即ちSOFT DISMANTLEデ
ータグラム,EXTENDED DISMANTLEデータグラム，及びHAR
D DISMANTLEデータグラムを提供する。種々のデータグ
ラムが、ノードのコネクションストラクチャを処理する
ために必要とされる以下のような適当な情報を組み込ん
でいる。即ち、各データグラムは、そのカテゴリィの指示に加えて、
以下のような情報を組み込むということが見られる。即
ち、 CALL IDENTIFIER SOURCE NODE ADDRESS DESTINATION NODE ADDRESS SOFT DESTINATION NODE ADDRESS PREVIOUS NODE ADDRESS TIME OF TRANSMISSION TIME SLOTS FOR DATAGRAM HOP COUNT コール識別子（CALL IDENTIFIER）、ソースノードア
ドレス（SOURCE NODE ADDRESS）、及び宛先ノードアド
レス（DESTINATION NODE ADDRESS）は、どの様なさらな
る説明も不要であろう。サブ宛先ノードアドレス（SUB
DESTINATION NODE ADDRESS）は、回線中の次のノードの
アドレスである。伝送時間（TIME OF TRANSMISSION）
は、データグラムが終えられることになっているなら
ば、そのデータグラムの機能が終えられねばならないと
いう間は、データグラムが存在しているならば、そのデ
ータグラムを無視することを可能とするために利用され
る。データグラムのためのタイムスロット（TIME SLOT
FOR DATAGARM）の識別は、ネットワークの他のレイヤに
よって必要とされ、ここでは詳述しない。ホップ数（HO
P COUNT）は単に、それが発生される故に、データグラ
ムが通ったリンクの数である。このホップ数が（ネット
ワークのノードの総数より少ないか同数であらねばなら
ない）所定のリミットを越えるならば、ノードは、それ
がネットワークで失われてしまったという理由で、その
データグラムを無視するようにプログラムされることが
できる。

BUILDデータグラムの機能は、既に記述されている。
残りのACKNOWLEDGEデータグラム,SOFT DISMANTLEデータ
グラム,EXTENDED SOFT DISMANTLEデータグラム，及びHA
RD DISMANTLEデータグラムの機能は、以下のようであ
る。BUILDデータグラムがその目的地に到達した時、回
線が組まれる。BUILDデータグラムは、エンドツーエン
ド受信応答としてソースノードに送り返されるべきACKN
OWLEDGEデータグラムに変換される。ソースノードがBUI
LDデータグラムを伝送する時には、ACKNOWLEDGEタイマ
がセットされる。関連付けられたACKNOWLEDGEデータグ
ラムが受信された時、このタイマがクリアされる。この
ACKNOWLEDGEタイマは対応するコネクションストラクチ
ャに（故にコール識別子に）関連付けられ、そのため正
しいACKNOWLEDGEデータグラムが認識されることができ
る。記憶されたコネクションストラクチャの何のコール
識別子にも対応しないコール識別子を含むどの様なACKN
OWLEDGEデータグラムも、受信応答された間違った回線
を解体するために、HARD DISMANTLEデータグラムを送出
する。（ソースノードが代わりの回線を組むことを試み
ている間に回線が組まれるならば、この状況が生ずるこ
とができる。最初の回線のためのACKNOWLEDGEデータグ
ラムが続けて受信されたならば、その最初の回線は解体
されねばならない。） ACKNOWLEDGEデータグラムが受信される前にタイマが
タイムアップしたならば、ソースノードは、エラーが発
生したと仮定する。回線は、ソースがHARD DISMANTLEデ
ータグラムを送出するまで組まれている。そして、ソー
スノードは、ACKNOWLEDGEタイマをリセットして、新し
いBUILDデータグラムで試みる。新しいコール識別子
が、コネクションストラクチャ並びに新しいBUILDデー
タグラム中に書かれる。ACKNOWLEDGEタイマがタイムア
ップし且つソースノードが回線を組む他の試みを成す
時、関連する再試験数（RETRYCOUNT）がデクリメントさ
れる。これが「ゼロ」に達したならば、回線が構成され
ることができないと仮定し、そのためコネクションスト
ラクチャが削除され、ネットワークのより高いレイヤに
報知する。上記再試行数は、コネクションストラクチャ
が作られた時、何か小さな整数値として初期設定される
だろう。この整数の値は、このネットワークの性質に従
ってネットワークマネージャによって選択されることが
できる。その手引きとして、DOTI Technical Guide TG1
01/1 “Intercept Recommendations for Local Area N
etworks According to the Logical Link Control Acce
ss Method"は、「４」が再試行の最大数のための適当な
選択であると提案している。その理由として、これが
「時々の短時間の不首尾に対する保護を許すが、重大な
問題の素早い検出を提供する」ということを挙げてい
る。しかしながら、これは第２階層のプロトコルのため
であるということに注意されたい。BT自身のパケットス
イッチストリームに於いては、同様のパラメータは「2
0」である。

ノードは、回線を確立するのに十分な能力を有する出
立リンクを持たない時、回線の一部としてそれを指定す
るBUILDデータグラムを受信する。これが起きた時、BUI
LDデータグラムはSOFT DISMANTLEデータグラムに変換さ
れ、その再試行フラグ（TRY AGAIN FLAG）が「偽（FALS
E」にセットされ、そのデータグラムが前の回線ノード
に発送される。このSOFT DISMANTLEデータグラムは、隣
接アップストリーム回線ノードに戻る回線を解体し、そ
のためそれは回線を続けるために異なったリンクを選択
することができる。

回線ノードがSOFT DISMANTLEデータグラムを受信した
時、上記TRY AGAIN FLAGが検査される。それが「真（TR
UE）」にセットされていれば、同一のリンクが再び試み
られることができ、そのためSOFT DISMANTLEデータグラ
ムがBUILDデータグラムに変換されて、前に選択された
のと同一のダウンストリーム回線ノードに発送される。
TRY AGAIN FLAGが偽にセットされていれば、別のリンク
が（後述するように）選択され、同様にSOFT DISMANTLE
データグラムがBUILDデータグラムに変換されて、発送
される。利用できるリンクがないならば、SOFT DISMANT
LEデータグラムがさらにその回線を解体するために発送
される。

SOFT DISMANTLEデータグラムは、中間回線ノードから
の代わりのルートを構成することを試みるために回線の
一部を解体するために使用される。通常、SOFT DISMANT
LEデータグラムは、その処理装置へのアップストリーム
に回線ノードから送信される。しかしながら、他の試み
を成すために、ソースノードに戻る全ての道を解体する
ことが必要な時には、ふさわしくない。このためには、
EXTENDED SOFT DISMANTLEデータグラムが使用される。

回線ノードがEXTENDED SOFT DISMANTLEデータグラム
を受信したときには、次アップストリーム回線ノードに
向けてそのデータグラムが発送され、関連するコネクシ
ョンストラクチャが削除される。

ソースノードがEXTENDED SOFT DISMANTLEデータグラ
ムを受信したときには、当該ソースノードは、回線を構
成するための他の試みを成す。再試行数が「ゼロ」に達
したならば、コネクションストラクチャが削除され、よ
り上位のプロトコルレイヤへ知らせる。

回線ノードが他の回線ノードに制御データグラムを送
らねばならないときには、データグラムが発送させる前
に、受信ノードのアドレスがサブ目的フィールド中に書
かれる。送信ノードのアドレスは、データグラムがBUIL
Dデータグラム又はSOFT DISMANTLEデータグラムであれ
ば、前ノードフィールド（第22頁のリスト中の“PREVIO
US NODE ADDRESS"）中に書かれる。

それらの制御データグラムの全てが、或る回線ノード
から他の回線ノードへ遅延に関して最短ルートによって
伝わり、必ずしも２つのリンクをつなぐ直接リンクによ
る必要はない。

BUILDデータグラム、ACKNOWLEGEデータグラム，及び
種々のDISMANTLEデータグラムを利用して、第２図のア
ルゴリズムによる第１図のネットワークのデータ回線の
構成の前述の説明は、各ノードがそのメモリ手段中に、
そのネットワークの他のノードのリストを組み込み、最
良ホップ数のLIST1がそれらのノードのそれぞれにリン
クし、且つ最良遅延のLIST2がそれらのノードのそれぞ
れにリンクしているということを仮定している。そのよ
うな情報は、ネットワークが組まれた時に不変に記憶さ
れることができ、あるいはその第１及び／第２リストの
変化を隣接ノードに通信するように各ノードを構成する
ことにより更新されることができる。そのリストの変化
を隣接ノードに通信するようにノードが構成されている
ならば、所定ノードの各補正されたリストエントリがそ
れらのリンクを介してのみそのエントリに対応しない隣
接ノードに通信されるということが、本発明の好ましい
特徴である。前述されたように、この特徴は、先に参照
されたShinとChenの論文に数理的に説明された理由のた
め、「ピンポン」タイプルーピングの問題を緩和する。
しかしながら、この特徴は、第１図に関して簡単な用語
で説明されることができる。ノードN_CからN_Dへの最短遅
延を有するルートがノードN_Fを介すものであるというこ
とを思い出されたい。ノードN_Cが隣接ノードからこの情
報を今まさに知り、従ってそのLIST2を更新したと仮定
する。それは、（ノードN_CとノードN_D間の最小遅延を有
するルートを知らないと仮定する）ノード_Ｆを含むその
隣接ノードへ、この更新情報を通信するかどうか決定し
なければならない。しかしながら、ノードN_Cがそれらの
共通リンクを介してノードN_Fに直接この情報を通信する
（即ち、このリンクがノードN_CとノードN_D間の通信のた
め最良の遅延リンクである）ならば、ノードN_Fは、この
ノードN_FからノードN_Dへの最良遅延ルートが、ノードN_C
へのリンクを介し、次に逆方向にノードN_Fに戻って、そ
してノードN_Dへのリンクを介するということを間違って
導き出すことができる。このような間違った結論が成さ
れたならば、ノードN_Dへの途中で、ノードN_Cからノード
N_Fへ送信されたどの様なデータグラムも、ノードN_Cとノ
ードN_F間で無期限にピンポンするだろう。通常の状況で
は、ノードN_Fは、ノードN_Dへ最速ルートがそのノードへ
の直接リンクＬを介したものであるということを知って
いる。しかしながら、成る状況に於いては、例えば不首
尾又はキャパシティの欠乏のため、そのリンクが利用で
きないかもしれない。

同様のことが、宛先ノードへの最良ホップ数を有する
リンクのリストであるLIST1に対する変化の通信にも適
用するということが注意されるべきである。

第１図の実施例では、「ピンポン」タイプルーピンク
の問題は、どのような補正リストエントリ（即ちリン
ク）もそのリンクを介して伝送されないということを確
実にすることにより簡単に回避できる。

第３図及び第４図（ａ）乃至（ｃ）に示した本発明の
第２の実施例では、より複雑化された手順が使用されて
おり、各ノードはそのメモリ中に、（第１図のLIST1及
びLIST2にそれぞれ対応する）最良ホップ数リンクのリ
ストと最良遅延リンクのリストとの他に、２番目に最良
のホップ数リンクの第３リストと２番目に最良の遅延リ
ンクの第４リストとを含むルーチングテーブルを維持す
るように構成されている。

各ノードの第1,第2,第3,及び第４リストの変化を通信
するためアルゴリズムが、第４図（ａ）乃至（ｃ）に関
するそのような旧式の例を説明する前に、第３図を参照
して先ず説明される。

各ノードのリストの変化は、（ノードアドレス，ホップ数，遅延）の形の一つ以上のルーチングエレメント（RE）をそれぞ
れ含むルーチング情報パケット（RIP）の形で通信され
る。

所定ノードによって送信されたどのルーチングエレメ
ント中のノードアドレスも、典型的にネットワーク中の
離れたノードである宛先ノードのアドレスである。ルー
チングエレメント中のホップ数と遅延は、そのノードと
宛先ノード間の最低ホップ数と最短遅延である。そのア
ドレスがルーチングエレメント中に与えられている宛先
ノードに導く最良ホップ数を有するリンクと最良遅延を
有するリンクを識別するどの様な明示された情報もルー
チングエレメントが含んでいないということに注意され
たい。しかしながら、明瞭になるだろうように、この情
報は、ルーチングエレメントが受信されたリンクとの一
致に関連してルーチングエレメントを受信するノードの
ルーチングテーブル中に既にある情報から導き出される
ことができる。

第３図に於いて、第１のステップ150は、隣接ノード
から一つ以上のルーチングエレメントを含むルーチング
情報パケットの受信を伴う。各ルーチングエレメントが
異なったノードアドレスを含むということに注意される
べきである。

ステップ160に於いて、アルゴリズムは、ルーチング
情報パケットを受信するノードのルーチングテーブルに
注目し、各ルーチングエレメントについて、ルーチング
テーブルがルーチングエレメント中に与えられたノード
アドレスに対応する宛先ノードエントリを含むか否かを
判定する。次にアルゴリズムはステップ180に進み、ま
た必要ならば、要求された宛先ノードエントリを有する
ルーチングテーブル中に新しい行を作る（ステップ17
0）。

ステップ180に於いて、アルゴリズムはルーチングエ
レメント中のホップ数をインクリメントし、ルーチング
エレメントが受信されるリンクのための遅延をそのルー
チングエレメント中に与えられた遅延に追加し、ルーチ
ングテーブルのリンク列中のルーチング値を取り替え
る。そのようなリンク列の例は、後で示す第２表の右側
３列として示されているが、ここでは、各リンク列は、
ルーチングテーブルがそのテーブルの最左列にリストさ
れた種々の宛先ノードに対して記憶されたノードからの
所定リンクを介したホップと遅延の組み合わせのリスト
であるということに注意されるべきである。次に述べら
れるように、これらのリンク列エントリは、リスト1,2,
3,及び４を更新するために利用される。

次にアルゴリズムは、最良あるいは２番目に最良のホ
ップ又は遅延エントリがルーチングテーブルに記憶され
た新しい情報の結果として変化されるか否か（ステップ
190）を判定し、変化が成されていないならば、処理か
ら抜ける（ステップ300）。この場合、ルーチング情報
パケット中の受信アウトデーティング情報の結果とし
て、更新情報は送信されない。

しかし、いずれかの最良あるいは２番目に最良のホッ
プ又は遅延エントリが変化したならば、アルゴリズム
は、隣接ノードへのリンクに注目し（ステップ200）、
各リンクンに関して、そのリンクが、そのアドレスが受
信ルーチングエレメント中に与えられている宛先ノード
への最良のホップリンク且つ最良の遅延リンクの両方で
あるか否かが判定される（ステップ210）。これは、
「ピンポン」タイプルーピングを回避するために、「最
良ホップ」情報が最良ホップリングを介して送られず、
且つ「最良遅延」情報が最良遅延リンクを介して送られ
ないということを確実にするためである。リンクが最良
ホップリンク且つ最良遅延リンクの両方である（即ち、
データグラムがホップ数と遅延の両方を最小にするため
ルーチングエレメントを受信したノードから送られるべ
きであるリンクである）ならば、そのノードのルーチン
グテーブルが検査され、宛先ノードへの２番目に最良の
ホップ数と２番目に最良の遅延を有する新しいルーチン
グエレメントがそのリンクを介して送られる（ステップ
230）。

リンクが最良ホップ且つ最良遅延リンクでないなら
ば、アルゴリズムは、そのリンクが単に最良遅延リンク
であるかどうかを判定し（ステップ220）、そうであれ
ば、そのリンクが最良ホップリンクでないということが
上記ステップ210で知られている故に、最良ホップ且つ
２番目に最良の遅延を有するルーチングエレメントをそ
のリンクを介して自由に送れる（ステップ240）。

ステップ220のアルゴリズムで検査されたリンクが最
良遅延リンクでないならば、アルゴリズムは次に、検査
されたリンクが最良ホップリンクであるか否かを判定す
るためにルーチングテーブルを検査する（ステップ25
0）。もしそうならば、アルゴリズムは、そのリンクを
介して最良ホップを有するルーチングエレメントを送る
ことができないということを知り、従って受信ルーチン
グエレメントの宛先ノードへ２番目に最良のホップ及び
最良遅延を有するルーチングエレメントを送る（ステッ
プ260）。

ステップ250の結論がネガティブの場合には、アルゴ
リズムは、検査されたリンクが受信ルーチングエレメン
トの宛先ノードへの最良ホップリングでもなくまた最良
遅延リンクでもないということを知る。しかしながらそ
れは、送られるべき新しい最良ホップ、最良遅延情報が
ない場合には、ルーチングテーブルの２番目に最良のホ
ップ及び遅延エントリのみが変化したということである
かもしれない。これはステップ270でチェックされ、そ
の答えが肯定的であれば、アルゴリズムは、ルーチング
情報パケットを受信したノードから放射される次リンク
を検査することに進む（ステップ290）。

上記質問の答えがネガティブならば、最良ホップ及び
最良遅延を有するルーチングエレメントがそのリンクを
介して送られる。アルゴリズムは、このようにして順次
に各リンクを考慮する。

ルーチングエレメントが各ノードから出立リンクにガ
イドされる特殊な方式のため、ルーチングエレメントを
受信するどのノードも、ルーチングエレメントが受信さ
れたリンクから導き出されることができ、情報は、それ
自身のリングがいずれかの所定の宛先ノードに対して最
短遅延且つ最低ホップ数を提供するそのルーチングテー
ブルである。これは、第４図（ａ）乃至（ｃ）に関して
のみの例によって以下に説明される。

第４図（ａ）は接続されるべきノードN5の周りにノー
ドN1,N2,N3,N4,及びN6を含むネットワークを示してい
る。以下の説明は、隣接ノードN1,N3,及びN4へのそのリ
ンクＬがそれぞれ1,2,及び３の参照番号が付されたノー
ドN6のルーチングテーブルに集中している。

第１図のネットワークに於けるのと同様に、各ノード
は、それらの隣接ノードへの遅延を測定するためにその
隣接ノードにタイミングパッケージを周期的に送信す
る。従って、各ノードは、そのリンクのそれぞれのスペ
アデータキャリングキャパシティの記録を保持する。こ
の情報は、それぞれの場合に、リンク値テーブルに記憶
される。ノードN6のためのリンク値テーブルは、以下の
弟１表のようになっている。

ここで、Ｘのエントリは、未知数を示している。

ノードN6のルーチングテーブルは、以下の第２表のよ
うになっている。

ここで、ルーチングテーブルは、ノードN6から到達さ
れることができる宛先ノードN1,N2,N3,及びN4のリスト
と、それらの宛先ノードのそれぞれに対して最良の利用
可能なホップ数と最良の利用可能な遅延を示す４つのリ
ストとを含んでいる。括弧中の値は、示された最良ある
いは２番目の最良にホップ又は遅延値を達成するために
通らねばならないノードN6から広がるリンクの参照番号
を示している。例えば、ノードN6からノードN2への最小
ホップ数は、ノードN6からリンク１を通り抜けることに
よってかあるいはリンク２を通り抜けることによって達
成されることができる「２」である。これらのリンクが
両方とも同一ホップ数に導く故に、前者は、このリンク
を含むルートがリンク２を含むルートよりも遅い遅延を
もつという理由で、最良ホップ数カウント列（LIST1）
にリストされている。しかしながら、簡単化のために、
遅延及びこれらの遅延に対応するリンクは、上記ルーチ
ングテーブルには特に示されてはいないが、単にＸエン
トリとして表されている。ノードN6からノードN4への２
番目に最良のホップ数が「５」であり、またこれがリン
ク１からノードN1に出て行き、その後ノードN2,N3,N6,
及びN4を連続的に通ることによってか、あるいはリンク
２から出て行き、その後ノードN3,N2,N1,N6,及びN4を連
続的に通ることによって達成されるということに注意さ
れたい。これらのルートが両方とも同一遅延を有する故
に、両方のエントリがLIST3に一緒に括弧に入れられて
示されている。

ここで、ノードN5が第４図（ｂ）に示されたようにノ
ードN5とノードN4の間にリンクを追加することによりネ
ットワークに追加されたと仮定する。ノードN4は、その
存在を示すために、ノードN5とノードN6にルーチングエ
レメント（4,0,0）を送る。同様に、ノードN5は、ノー
ドN4にルーチングエレメント（5,0,0）を送る。ここ
で、各ルーチングエレメントが（ノードアドレス，ホッ
プ数，遅延）の形であったことを思い出されたい。よっ
て、ノードN4は、ノードN5それから１ホップ離れている
ということを知り、そのためノードN6に対してルーチン
グエレメント（5,1,X）を送る。ここで、値「５」がノ
ードN5のアドレスを表し、値「１」がノードN4からノー
ドN5へのホップ数であり、（当面は無視される）値Ｘは
ノードN4からノードN5への遅延であるということを思い
出されたい。これにより、ノードN6は、以下の第３表の
ようにそのルーチングテーブルを更新する。

ここで、ルーチングテーブルの変化は、下線が付され
示されている。宛先ノードN5のための２番目に最良のホ
ップ数及び２番目に最良の遅延の列（それぞれLIST3及
びLIST4）に於ける「−１」のエントリは、ノードN5に
対する２番目に最良のホップ数及び２番目に最良の遅延
が無限である、つまりノードN4からノードN5への一つの
ルートしかないということを示すために取られていると
いうことに注意すべきである。

ノードN6は、ノードN3とノードN1にルーチングエレメ
ント（5,2,X）を送り、これによりノードN2にも通報す
る。そしてノードN2は、ノードN3を介して４ホップでノ
ードN5に達することができるということを知り、よって
ノードN1にルーチングエレメント（5,4,X）を送る。こ
れによりノードN1は、ノードN6にルーチングエレメント
（5,5,X）を送り、従ってノードN6のルーチングテーブ
ルは、第４表に示すようになる（即ち、下線が付された
ように変化する）。

次に、ノードN3は、ノードN6にルーチングエレメント
（5,5X）を送り、従ってノードN6のルーチングテーブル
は、以下の第５表に示すようになる。

ここで、ノードN6からノードN1へのリンクＬが不首尾
に終わったと仮定する。結果として、第４図（ｂ）に示
されたネットワークは、第４図（ｃ）に示される形に変
換される。

各ノードが隣接ノードへのそのリンクのそれぞれをモ
ニタするように構成されている故に、ノードN6は、リン
ク１の不首尾を検出する。従って、ノードN6のルーチン
グテーブルは、以下の第６表のように更新される。

ここで、リストエントリに於ける変化は下線が付され
ており、ノードN1とノードN2に対する最良ホップ数エン
トリが変化され、ノードN1,N2,N3,N4,及びN5に対する２
番目に最良のホップ数エントリも変化されているという
ことが見られる。第３図のステップ190に従って、これ
らの変化は、ノードN6に隣接するノード、即ちノードN3
とノードN4に通信される。

一般に、そのノードから放射する所定リンクを介した
ルーチングエレメントの受信に起因するノードのリスト
エントリの変化は、そのリンクの他端のノードが関連し
た情報を既に知っている故に、そのリンクを介して伝送
して戻されない。

ノードN6からノードN3及びノードN4へのルーチング情
報パケットの送信は、第３図のステップ200乃至290に従
って成される。

以下のルーチングエレメントがノードN3に送信され
る。即ち、（1,−1,−１）ノードN6のノードN1への最良ルートが
今のところノードN3を介するものであり、２番目に最良
のルートが通常は送出され、今のところそれが無い。

（2,−1,−１）ノードN6のノードN2への最良ルートが
今のところノードN3を介するものである。

（3,−1,−１）ノードN6のノードN3への最良ルートが
リンク２であったがまだそのままである。２番目に最良
の情報が変化し、よってその情報がノードN3に送出され
る。しかしながら、２番目に最良は今のところ無く、そ
のためネガティブルーチングエレメントが送出される。

また、ノードN6は、以下のようなルーチングエレメン
トを含むルーチン情報パケットをノードN4に送出する。
即ち、（1,3,X）（2,2,X）（4,5,X）（5,6,X）。

ここで、ノードN6からリンク３を介してノードN4に送
られたルーチングエレメントが、ノードN3のノードアド
レスを含まないということに注意されるべきである。こ
れは、ノードN6からノードN3への２番目に最良のホップ
数のみが変化され、よって（第３図に示されたアルゴリ
ズムのステップ260に従って）リンク３ではなくてリン
ク２であるノードN3への最良ホップ数のリンクを介して
送られるからである。

最後に、ノードN1はまた、ノードN6へのそのリンクが
不首尾に終ったことを知り、従って、そのルーチングテ
ーブルを更新して、第３図に示されたアルゴリズムに従
ってノードN2にどのような変化も通信する。

そのリンクがそのノードを通るデータ送信回路のアッ
プストリームリンクである記憶されたコネクションスト
ラクチャに対するポインタのリストと、そのリンクがそ
のノードを通るデータ送信回線のダウンストリームであ
る記憶されたコネクションストラクチャに対するポイン
タのリストとを、そのリンクのそれぞれに関して、各ノ
ードがそのメモリ手段中に記憶するように構成されてお
り、上記ノードが、そのリンクの何れかの不首尾を検出
し、どの不首尾に終わったリンクに関するポインタのリ
ストをもサーチし、且つその不首尾リンクに関するポイ
ンタによって示されたコネクションストラクチャのそれ
ぞれ残りのリンクを介してデータグラムを送出するよう
に構成されており、各コネクションストラクチャが、ソ
ースノードに向けられたアップストリームリンクと、宛
先ノードに向けられたダウンストリームリンクとを含
み、アップストリームリンクを介して送出された各デー
タグラムが、代わりの回線を確立することを試みること
を関連付けられたソースノードに指示するように構成さ
れ、ダウンストリームリンクを介して送出された各デー
タグラムが、そのリンク不首尾によって中断された回線
のダウンストリーム部をキャンセルするように構成され
ているということが本発明の好ましい特徴である。

この特徴は、第４図（ａ）のネットワークに関する例
によって以下に述べられるだろう。それぞれアップスト
リームリンクとダウンストリームリンクの異なる組み合
わせにより定義されていたノードN6のメモリ手段中に記
憶された４個のコネクションストラクチャ、即ちコネク
ションストラクチャ10,20,30,及び40があると仮定す
る。これらは、以下の第７表に示されている。

また、ノードN6のリンク１のためのアップストリーム
ポインタ及びダウンストリームポインタは、以下の第８
表に示されている。

従って、リンク１は、コネクションストラクチャ10及
び20に於いてはアップストリームリンクであり、コネク
ションストラクチャ30に於いてばダウンストリームリン
クである。

第２表乃至第５表のルーチングテーブルに示されたLI
ST1乃至LIST4の他にも、第４図（ａ）乃至（ｃ）のネッ
トワークの各ノードのメモリは、各リストされた宛先ノ
ードに対して使用されることができる最良ホップ数、２
番目に最良のホップ数、最良遅延、及び２番目に最良の
遅延より他のリンクの全てのリストを組み込んでいる。
第４図（ａ）乃至（ｃ）のネットワークの場合、ノード
が不適当なリンクであるので、追加リストが各ノードの
場合に使用されるということはたまたまでしかない。し
かしながら、ネットワークのトポロジィが例えばノード
N6とノードN5の間のリンクの形成の結果として変化した
ならば、ノードN6のメモリ中の追加リストが満たされ
る。そのような追加リンクの目的は、最良あるいは２番
目に最良のポップのリンクの不首尾の場合には、代わり
の回線が確立されることを可能とすることである。例え
ば、第４図（ｃ）に於いてノードN6からのリンク１の不
首尾の検出で、ノードN6の処理装置は、第８表のアップ
ストリームポインタのリストをサーチし、第７表のコネ
クションストラクチャ10及び20に向けられる。処理装置
は次に、これら２個のコネクションストラクチャから導
かれたそれぞれの回線のダウンストリーム部を解体する
ために、（コネクションストラクチャ10に関して）その
ダウンストリームリンク２にHARD DISMANTLEデータグラ
ムを送り、（コネクションストラクチャ20に関して）そ
のダウンストリームリンク３にHARD DISMANTLEデータグ
ラムを送る。同様に、処理装置は、第８表にダウンスト
リームポインタのリストをサーチし、それによって第７
表のダウンストリームポインタ30を配置する。そして、
コネクションストラクチャ30に対応する回線のアップス
トリーム部に対して、アップストリームリンク３を介し
てEXTENDED SOFT DISMANTLEデータグラムを送る。

この場合、不首尾に終わったリンクを当てにするデー
タ回線が解体される。また、回線のリンクが十分なキャ
パシティを有するので、データ回線を解体することは必
要である。

最良ホップ数リンクを使用する回線の解体の結果とし
て、所定の宛先ノードに達するために利用されることが
できる全ての可能なリンクの記憶されたリストをサーチ
することによって代わりの回線を構成することが必要と
なる。これは、本発明の実施例のコネクションストラク
チャフォーマット（第９表）に反映される。

ここで、コール識別子（CALL IDENTIFIER）は回線を
識別し、アップストリームリンクエントリ及びダウンス
トリームリンクエントリは、データが当該ノードに提供
されるリンクと、その回線のデータが当該ノードから送
信されるリンクとを示している。最良ホップリンクは、
回線の宛先ノードのため当該ノードのLIST1にあるリン
クである。上記コネクションストラクチャはまた、この
最良ホップリンクが回線を構成するために試みに於いて
トライされたか否かを記録する。同様に、（LIST3にあ
る）２番目に最良のホップのリンクが記録され、それは
この２番目に最良のホップのリンクがトライされたか否
かを示す。リンクリストエントリは単に、コール識別子
によって識別された回線を確立するのに利用されること
ができる当該ノードからの全ての可能なリンクのリスト
である。

可変の「LINK LIST TRIED?」は、回線を確立する試み
に於いてリンクリストをサーチすることが必要か否かを
示し、最後の可燃の「NODE TYPE」は、当該ノードがソ
ースノード，宛先ノード，あるいは中間回線ノードであ
るか否かを示す。ネットワークに於ける不首尾は、所定
のソースノードから宛先ノードへルートがもはや無く、
回線が構成できないということを意味する。ソースノー
ドは結局、以下の３つの場合の一つに於いてこれを知
る。即ち、（ｉ）ソースが宛先ノードのためのネガティブルーチ
ングエレメントを含むルーチング情報パケットを受信す
る。

（ii）ソースノードがSOFT DISMANTLEデータグラムを
受信し、且つ回線の確立の再試行回数が所定のリミット
に達している。各ノードには、所定の回線の確立の試み
の回数をカウントするためのカウンタが提供されてい
る。

（iii） BUILDデータグラムの伝送後、所定時間期限内
にソースノードによってACKNOWLEDGEデータグラムが受
信されず、且つ再試行の最大回数に達している。

簡単化のために、前述のコネクションストラクチャフ
ォーマットを適応させるためのルーチングテーブルに対
する追加はここでは論じられない。しかしながら、それ
らは前述の説明から当業者には明らかであろう。

［発明の効果］以上詳述したように、本発明によれば、分散コネクシ
ョン指向通信ネットワークを提供することができる。

【図面の簡単な説明】

第１図は本発明の第１の実施例に従ったネートワークの
概略図、第２図は本発明の第１の実施例に従ったネット
ワークに於けるデータ回線の確立を説明するためのフロ
ーチャート、第３図は本発明の第２の実施例に従ったネ
ットワークに於けるノード間の更新情報の伝送を説明す
るためのフローチャート、第４図（ａ）乃至（ｃ）はそ
れぞれ動作の間のネットワークトポロジィの変化の影響
を示す本発明の第２の実施例に従ったネットワークの概
略図である。 N,N_E,N_F,N4,N5……ノード、 N_S……ソースノード、 N_B,N_C……サブ宛先ノード、 N_D……宛先ノード、Ｌ……リンク、Ｍ……メモリ。

Claims

(57)【特許請求の範囲】

【請求項１】ソースノード（N_S）、サブ宛先ノード
（N_B,N_C）、及び宛先ノード（N_D）としてそれぞれ動作
可能な複数のノード（Ｎ）を具備する分散通信ネットワ
ークに於いて、各ノード間は、リンク（Ｌ）によって相互接続され、各ノードは、ローカル処理手段及び記憶手段（Ｍ）を有
し、各ノードは、当該ノードの記憶手段中に、その隣接ノー
ドへのリンクを直接的もしくは間接的に表すエントリを
有する第１記憶リストに関連付けられた宛先ノードの記
憶リストを含み、各宛先ノードは、前記第１記憶リストの各リンクに関連
付けられ、前記処理手段は、ソースノードから遠方の宛先ノードへ
のコールに応答して、１個以上の連続するサブ宛先ノー
ドを介して、前記ソースノードと宛先ノード間でデータ
グラムを伝送するように構成され、各サブ宛先ノードは、ソースノードあるいは前のサブ宛
先ノードの前記第１記憶リストから選択されたエントリ
によって決定され（50）、当該ネットワークは、各ノードがその隣接ノードへのリ
ンクを直接的もしくは間接的に表すエントリを有する第
２記憶リストをも含むことを特徴とし、上記データグラムは、前記サブ宛先ノードの少なくとも
幾つかを回線ノードとして指定し、この回線ノードのメ
モリ手段に回線データを記憶するように構成され、前記回線データは、前記回線ノードを介した前記ソース
ノードと宛先ノードとの間のデータ伝送のために一時的
な回線を確立し（100）、前記ソースノード（N_S）、宛先ノード（N_D）、又は回線
ノード（N_B,N_C）以外の前記データグラムが通り抜ける
ノード（N_E,N_F）はそれぞれ、前記データグラムの経路
に於いて次に指定される回線ノードに関連付けられた直
前のノードの第２記憶リストからそのエントリを選択す
ることによって決定され（60）、各ノードの前記第１記憶リストと第２記憶リストのため
のエントリを決定するための基準はそれぞれ別個のもの
であり、前記第１記憶リストのためのエントリを決定す
るための基準は前記一時的な回線における前記データの
最適な伝送に向けられ、前記第２記憶リストのためのエ
ントリを決定するための基準は前記一時的な回線の最適
な確立に向けられていることを特徴とする分散通信ネッ
トワーク。
【請求項２】各第１記憶リストに於けるエントリは、ソ
ースノード（N_S）と宛先ノード（N_D）の間の回線に於け
るホップの数を最小にするようなエントリであることを
特徴とする請求項（１）に記載の分散通信ネットワー
ク。
【請求項３】各第２記憶リストに於けるエントリは、連
続する回線ノード（N_B,N_C）間をデータグラムが通り抜
けるのに要する時間を最小にするようなエントリである
ことを特徴とする請求項（２）に記載の分散通信ネット
ワーク。
【請求項４】各ノード（Ｎ）は、該ネットワークに於け
るその隣接ノードと宛先ノードとの間のホップ数に関す
る隣接ノードから受けたホップ数情報に応答してその第
１記憶リストを更新するように構成され（150）、各ノードは、隣接ノードからのホップ数情報をインクリ
メントし、他の隣接ノードがあれば、そこへ上記インク
リメントされたホップ数を通信するように構成されてい
ることを特徴とする請求項（３）に記載の分散通信ネッ
トワーク。
【請求項５】各ノード（Ｎ）は、該ネットワークに於け
るその隣接ノードと遠隔ノードとの間の伝送遅延に関す
る隣接ノードから受けた遅延情報に応答してその第２記
憶リストを更新するように構成され（150）、各ノードは、隣接ノードからのリンクの遅延情報の受信
に関連付けて付加的な遅延（ｄ）を前記伝送遅延に加算
し（180）、他の隣接ノードがあれば、そこへ上記結果
の総遅延情報を送信し（200−290）、且つ上記遅延情報
が受信されるリンク（Ｌ）上にタイミングパケットを送
受信することにより前記付加的な遅延を測定するように
構成されていることを特徴とする請求項（３）に記載の
分散通信ネットワーク。
【請求項６】上記ノード（Ｎ）は、上記ネットワークの
状態に応答してそれらの第１及び／又は第２記憶リスト
を更新し（180）、各ノードは、その第１及び／又は第２記憶リストの変化
を隣接ノードに通信し（200−290）且つその隣接ノード
から受信した更新情報に応答してその第１及び／又は第
２記憶リストを変更する（180）ように構成されている
ことを特徴とする請求項（１）乃至（３）のいずれかに
記載の分散通信ネットワーク。
【請求項７】各ノード（Ｎ）はさらに、その隣接ノード
へのリンクを表すエントリを有する第３及び第４記憶リ
ストを含み、宛先ノードの記憶リストに於ける各宛先ノード（N_D）
は、前記第３及び第４記憶リストに於けるエントリと関
連付けられており、前記第３記憶リストと第４記憶リストにおけるエントリ
を決定するため基準はそれぞれ別個のものであり、前記
第３記憶リストのためのエントリを決定するための基準
は前記一時的な回線における前記データの最適に近い伝
送に向けられ、前記第４記憶リストのためのエントリを
決定するための基準は前記一時的な回線の最適に近い確
立に向けられていることを特徴とする請求項（６）に記
載の分散通信ネットワーク。
【請求項８】各第３記憶リストに於けるエントリは、回
線ノード（Ｎ）間の次善のホップ数を表し、各第４記憶リストに於けるエントリは、連続するサブ宛
先ノード（N_B,N_C）間をデータグラムが通り抜けるのに
要する次善の時間を表すことを特徴とする請求項（７）
に記載の分散通信ネットワーク。
【請求項９】各ノード（Ｎ）は、その前記第１及び／又
は第２記憶リストに於ける更新されたエントリに依存し
て選択された隣接ノードに、前記第１及び／又は第２記
憶リストに於ける変化を通信する（200−290）ように構
成され、各補正されたエントリは、そのエントリに対応しない隣
接ノードに、それらのリンクを介してのみ通信されるこ
とを特徴とする請求項（４）乃至（８）のいずれかに記
載の分散通信ネットワーク。
【請求項１０】各ノード（Ｎ）は、その前記第1,第2,第
3,及び第４記憶リストの更新されたエントリに依存して
選択された隣接ノードに、その前記第1,第2,第3,及び第
４記憶リストの変化を通信するように構成され（200−2
90）、第１及び第４記憶リストの各補正されたエントリは、前
記第２記憶リストの関連付けられたエントリである隣接
ノードにそのリンク（Ｌ）を介して通信され（240）、第２及び第３記憶リストの各補正されたエントリは、前
記第１記憶リストの関連付けられたエントリである隣接
ノードにそのリンク（Ｌ）を介して通信される（260）
ことを特徴とする請求項（９）に記載の分散通信ネット
ワーク。
【請求項１１】各ノード（Ｎ）は、それらの前記第１及
び第２記憶リストを更新するために隣接ノードに更新情
報を通信するように構成され（200−290）、前記更新情報は、ルーチング情報パケット内で通信さ
れ、各ルーチング情報はパケットは、ノードアドレス（A,B,
C,D,E,F,G:1,2,3,4,5,6）と前記第１及び第２記憶リス
トに於けるそのノードアドレスのためのエントリとを含
む少なくとも一つのルーチングエレメントを含み、各ノードアドレスに対応する最も大きい一つのルーチン
グエレメントがシングルルーチン情報パケット中にある
ことを特徴とする請求項（４）乃至（10）のいずれかに
記載の分散通信ネットワーク。
【請求項１２】ソースノード（N_S）から送られたデータ
グラムによって記憶された前記回線データは、データグ
ラムと、該データグラムが現在訪れている回線ノードの
それぞれのアップストリーム及びダウンストリームであ
る回線ノードへのアップストリーム及びダウンストリー
ムとによって確立された回線にユニークであるコール識
別子を含むコネクションストラクチャ情報を含み、上記データグラムが現在訪れている回線ノードは、当該
データグラムによって現在記憶されたコール識別子がそ
の回線ノードに既に記憶されている同一のコール識別子
に対応しないことをチェックするように構成され（80,9
0）、上記データグラムは、それが回線の連続的なノード
（N_S、N_B、N_C、N_F,N_D）を通り抜けるにつれ、そのコネ
クションストラクチャ情報を更新するように構成されて
いることを特徴とする請求項（１）乃至（11）のいずれ
かに記載の分散通信ネットワーク。
【請求項１３】データグラムによって現在記憶されたコ
ール識別子がその回線ノードに既に記憶されたのと同一
のコール識別子に対応していないということを、前記現
在訪れている回線ノード（Ｎ）が決定した場合には、上
記現在訪れているノードは、既に記憶されているコール
識別子と関連付けられて記憶されたコネクションストラ
クチャをチェックするように構成され（120）、且つ記
憶されたコネクションストラクチャのアップストリーム
リンクがデータグラムによって最後に訪れた回線ノード
に導かれない場合には、回線ノードとしてその状態をキ
ャンセルし且つ最後に訪れた回線ノードにデータグラム
を戻すように構成され（130）、前記最後に訪れた回線ノードは、前記宛先ノード（N_S）
への回線を構成する試みに於いて代わりのサブ宛先ノー
ドに上記戻されたデータグラムを再送するように構成さ
れることを特徴とする請求項（12）に記載の分散通信ネ
ットワーク。
【請求項１４】各ノード（Ｎ）は、そのリンクのそれぞ
れのスペアデータキャリングキャパシティをモニタする
ように構成され、それが回線ノードとしてそれを指定するデータグラムを
受けるが、そのデータグラムによって確立される回線に
於けるダウンストリームリンクが不十分なデータキャリ
ングキャパシティしか持っていない場合には、宛先ノー
ド（N_D）への代わりの回線を確立することを試みること
を指令するために、ソースノードに対してデータグラム
を送信するよう構成されていることを特徴とする請求項
（１）乃至（13）のいずれかに記載の分散通信ネットワ
ーク。
【請求項１５】各ノード（Ｎ）は、隣接ノードに対する
そのリンク（Ｌ）をモニタするように構成されており、そのようなリンクが不首尾の場合には、その第１及び／
又は第２記憶リストを更新し、そのリンク不首尾に起因
するその第１及び／又は第２記憶リストのどの様な変化
も全てのその残りの隣接ノードに通信するように構成さ
れていることを特徴とする請求項（１）乃至（14）のい
ずれかに記載の分散通信ネットワーク。
【請求項１６】各ノード（Ｎ）は、そのリンク（Ｌ）の
それぞれに関してそのメモリ手段（Ｍ）に、そのリンク
がそのノードを通過するデータ伝送回線に於けるアップ
ストリームリンクである記憶されたコネクションストラ
クチャへのポインタのリストと、そのリンクがそのノー
ドを通過する前記データ伝送回線に於けるダウンストリ
ームリンクである記憶されたコネクションストラクチャ
へのポインタのリストとを記憶するように構成され、上記ノードは、そのリンクのいずれの不首尾も検出し、
どの不首尾のリンクに関するポインタのリストもサーチ
し、その不首尾リンクに関するポインタにより示される
コネクションストラクチャのそれぞれの残りのリンクを
介してデータグラムを送出するように構成され、各コネクションストラクチャは、ソースノード（N_S）に
向けられているアップストリームリンクと、宛先ノード
（N_D）に向けられているダウンストリームリンクとを含
み、アップストリームリンクを介して送られる各前記データ
グラムは、代わりの回線を確立することを試みることを
関連付けられたソースノードに指令するように構成さ
れ、ダウンストリームリンクを介して送られる各前記データ
グラムは、リンク不首尾によって中断された回線のダウ
ンストリーム部をキャンセルするように構成されている
ことを特徴とする請求項（15）に記載の分散通信ネット
ワーク。
【請求項１７】各ノードは、請求項（７）に限定された
ような第３記憶リストをそのメモリ手段（Ｍ）中に含
み、代わりのデータ回線を確立することを試みることがデー
タグラムにより指令された時、所望の宛先ノード（Ｎ）
に対応する第３記憶リストのそのエントリを選択するこ
とにより、それを行なうことを特徴とする請求項（13）
乃至（16）のいずれかに記載の分散通信ネットワーク。