JP2648579B2 - 最適経路を決定するための方法及びネットワーク・ノード - Google Patents

最適経路を決定するための方法及びネットワーク・ノード

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JP2648579B2 JP28830994A JP28830994A JP2648579B2 JP 2648579 B2 JP2648579 B2 JP 2648579B2 JP 28830994 A JP28830994 A JP 28830994A JP 28830994 A JP28830994 A JP 28830994A JP 2648579 B2 JP2648579 B2 JP 2648579B2
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Description

【発明の詳細な説明】
【０００１】
【産業上の利用分野】本発明は、大規模パケット交換ネ
ットワークにおける高速伝送システムに関し、より詳細
には、修正ベルマン・フォード・アルゴリズムによって
調査される可能性のあるリンクの総数を減らすことによ
り、ソース・ノードと宛先ノードの間の経路選択の速度
を速めるための装置および方法に関する。
【０００２】
【従来の技術】データを「パケット」と呼ばれるデータ
の集合体として伝送するパケット交換ネットワーク手段
によって、複数のデータ処理要素を相互接続することが
ますます有用になってきた。そのようなネットワーク
は、データ処理装置を支援するエンド・ノードに接続さ
れた複数の相互接続された交換ノードを含んでいる。そ
のようなパケット・ネットワークは、地理的に広く分布
した非常に大きなものになり得る。そのような状況で
は、互いに通信しようとする２つのエンド・ノード間の
効率的な経路選択が最も重要になる。Ｈ．ヌスバウマー
(Nussbaumer)のTeleinformatique2（pp.92〜117)"Press
es Polytechniques Romandes 1987"にさまざまな方法が
要約されている。
【０００３】経路選択：ネットワーク・レベルで解決し
なければならない一般的な問題は、ソース・ノードと宛
先ノードの間の経路を見つけることである。ネットワー
クがデータグラムを使用するときは、経路選択は各パケ
ットごとに個別に行わなければならない。仮想回線で
は、経路決定は回路確立時にだけ１度行われる。どちら
の場合にも、経路指定アルゴリズムの選択は、しばしば
相反する多くの必要条件を満たさなければならないの
で、容易ではない。このアルゴリズムは、ノードの実現
が複雑にならないように実施できるよう簡単でなければ
ならず、ネットワーク上にどんな混乱があっても、正確
なパケットの進行を保証しなければならない。トラフィ
ックの変動やネットワーク・トポロジのいかんにかかわ
らず、このアルゴリズムは満足できる結果を提供できな
ければならない。また、さまざまなエンド・ユーザが公
平になるようにし、ネットワークにアクセスする権利を
平等に分配しなければならない。最後に、経路指定アル
ゴリズムは、できれば利用タイプによって変わり得る基
準に従って、ネットワークを最適に利用できるようにし
なければならない。多くの場合、ネットワークは、パケ
ット伝送時間が最短になり、かつ最大数のパケットが転
送できるように実施される。その主な目的は、それぞれ
伝送時間の削減とスループットの向上である。他の場合
には、通信コストを削減し、あるいは破局的な回線、ノ
ード故障、トラフィック・ピークの場合にも正確に動作
（過度に性能が低下することなく）できる信頼性の高い
ネットワークを開発することがその目的である。さまざ
まな制約があるため、多数の異なるタイプの経路指定が
ある。
【０００４】制約条件が多様であるため、あふれ(fload
ing)経路指定、ランダム経路指定または確率的(stochas
tic)経路指定、決定的経路指定など、異なる多数のタイ
プの経路指定がある。この最後の技法は、最も幅広く使
われている技法の１つであり、固定式経路指定と適応的
経路指定の対立する２つの動作モードがある。
【０００５】（１）固定式経路指定 固定式経路指定は、ネットワーク・トポロジや通信回線
上で予想される平均トラフィックなど一般のネットワー
ク特性にしたがって、異なるパケットがとるべき経路を
定義する。経路指定規則は１回確立され、ユーザが優先
する性能基準の最適化を狙いとする。固定式経路選択
は、ネットワークの長期的かつ総合的な最適化を狙いと
するが、ランダム経路選択と比較すると、ネットワーク
を介するパケット伝送速度をかなり高めることができ
る。
【０００６】（２）適応的経路指定： 固定式経路指定とは反対に、適応的経路指定の目的はい
かなるときも最適化基準を満たすことである。たとえば
回線上のトラフィックの瞬間的状態に応じて、上述のテ
ーブルが絶えず更新される。
【０００７】・集中経路指定： ネットワーク特性が絶えず変化するときは、トラフィッ
クの変動およびトポロジに応じて経路指定テーブルを周
期的に更新する責任をあるノードに割り当てることによ
って、経路指定を適応化することができる。この方法
は、原理的には単純であり、集中経路指定と呼ばれる。
その主な欠点は、大きな補助トラフィックを発生するこ
と、およびネットワークの良好な機能をただ１つのノー
ドに従属させてしまうことである。さらに、テーブルが
すべてのノードによって同時に受け取られることはない
ので、集中経路指定はテーブルがリフレッシュされると
きにいくつかの問題を引き起こす可能性がある。１つの
解決策は、テーブルの確立を各ノード・レベルに分散さ
せることである。
【０００８】・ローカル経路指定： ローカル経路指定方法も分散式経路指定方法（後述）も
共に、局所的に収集された情報に従って、各ノードによ
ってそれ自体の経路指定テーブルを確立することに基づ
くものである。ローカル経路指定技法では、各ノードが
情報を隣接ノードと交換することなくそのテーブルを作
成する。最も簡単な形では、この方法は、受け取ったば
かりのパケットをより短い出力待ち行列内に置き、それ
をできるだけ迅速に伝送することからなる。ローカル・
アルゴリズムは原理的に、ネットワーク内でパケットを
非常に素早く循環させる傾向がある。ただし、経路はさ
まざまな方法で選択されるので、平均経路長は最小値と
は大きく異なる。
【０００９】・分散式経路指定： 分散式経路指定は、経路指定テーブルと遅延テーブルを
更新するために、隣接ノードがトラフィックおよびネッ
トワーク状態に関するメッセージを交換する局所的経路
指定方法である。
【００１０】高性能ネットワーク： データ伝送は、アプリケーションに特に焦点を合わせ、
また顧客のトラフィック・プロファイルに基本シフトを
組み込むことにより進展してきている。ワークステーシ
ョン、ローカル・エリア・ネットワーク（ＬＡＮ）相互
接続、ワークステーションとスーパー・コンピュータの
間の分散処理、新しいアプリケーション、および階層ネ
ットワークと対等ネットワーク、広域ネットワーク（Ｗ
ＡＮ）とローカル・エリア・ネットワーク、音声とデー
タなどしばしば相反する異なる構造の統合の成長によ
り、データ・プロファイルは、帯域幅が大きくなり、バ
ースト的、非確率論的になり、またより高い接続性を必
要とする。上記のことから、チャネル接続されたホス
ト、事務およびエンジニアリング・ワークステーショ
ン、端末装置並びに小さいものでは中間ファイル・サー
バの間でＬＡＮ通信、音声、ビデオおよびトラフィック
を搬送できる高速ネットワークの分散計算アプリケーシ
ョンを支援することが強く必要とされていることは明ら
かである。高速マルチプロトコル・ネットワークのこの
展望が、データ、音声、およびビデオ情報がディジタル
・コード化され、小さなパケットに分断され、共通の１
組のノードとリンクを介して伝送される、高速パケット
交換ネットワーク・アーキテクチャの出現の原動力とな
っている。
【００１１】（ａ）スループット これらの新しいアーキテクチャの重要な要件は、実時間
配布の制約を満たし、音声およびビデオの移送に必要な
ノードの高スループットを達成するために、端末間の遅
延時間を減少させることである。リンク速度の増大に比
例して、通信ノードの処理速度が増大しないと、高速ネ
ットワークの基本課題は、各ノード内のパケット処理時
間を最小にすることである。例えば（図１）、１ＭＩＰ
Ｓ（毎秒１００万回の命令）の有効処理速度を有するノ
ードを取り上げてみると、処理されるパケットごとにネ
ットワークが８３３０００個の命令を実行しなければな
らない場合でも、９．６ｋｂｐｓの回線を１０００バイ
トのパケットで満たすことができる。６４ｋｂｐｓの回
線では、ノードはパケットごとに１２５０００回の命令
を収容できる。しかしながら、ＯＣ２４リンクを満たす
ためには、この１ＭＩＰＳのノードは、パケットごとに
７個の命令しか実行できない。後者の場合は、１０〜３
０ＭＩＰＳの有効処理速度でも、パケットごとに７０〜
２００回の命令しか収容できない。処理時間を最小に
し、高速／低エラー率の技法を完全に利用するために、
新しい高帯域ネットワーク・アーキテクチャによって提
供される転送および制御機能の大部分は、端末間方式で
実行される。フロー制御および特に経路選択は、中間ノ
ードの知識と機能の両方を減少させるネットワークのア
クセス点によって管理される。
【００１２】（ｂ）経路指定モード ネットワーク内の経路指定は、次の２つの側面をもつ。 １．所与の接続のための経路を決定する。 ２．交換ノード内でパケットを実際に交換する。
【００１３】ネットワークを介する経路の決定方法は数
多くある。極めて高いスループットを得るために重要な
ことは、着信パケットをどこに経路指定するかを、交換
エレメントが極めて短時間内に判断できなければならな
いことである。"High SpeedNetworking Technology,An
Introductory Survey"pp.88〜96、GG24-3816-00 ITSC R
eleigh March 1992に述べられているように、最もよく
使用される経路指定モードは、ソース経路指定（ソース
・ルーティング）およびラベル・スワッピングである。
【００１４】・ソース経路指定： ソース経路指定は、無接続ネットワーク用の分散経路指
定の特定の実施態様である。ソース・ノード（またはア
クセス・ノード）が、パケットがネットワークを介して
取るべき経路を計算する責任を負う。経路指定フィール
ドが送られたすべてのパケットに付加され、中間ノード
がそのフィールドを使ってパケットを宛先に導く。各パ
ケットは、自己完結型ユニットとしてネットワークを介
して経路指定され、他のすべてのパケットと無関係であ
る。ソース・ノードに関する重要な点は、各データグラ
ムについて、より短時間で最適の経路を決定することで
ある。
【００１５】・ラベル・スワッピング： ラベル・スワッピングは、接続指向ネットワーク用の分
散経路指定の特定の実施態様である。このネットワーク
は、一般的に、何らかの形の「チャネル」を使用するリ
ンク上で、多数の接続（セッション）を多重化する。リ
ンク上を送信される各パケットは、このパケットが属す
る論理接続を識別する任意の番号を含むヘッダを有す
る。
【００１６】呼出しセットアップおよび資源予約処理
は、次のような段階を含む。 ・接続要求は、ユーザにより起点ネットワーク・アドレ
スと宛先ネットワーク・アドレスならびにデータ・フロ
ー特性を含むパラメータ・セットを使って指定される。 ・経路決定は、ソース・ノードによってその局所的経路
指定トポロジ・データベースから実現される。 ・経路予約は、指定されたノードに沿って、特別なメッ
セージに入れて送出される。このメッセージは、通常は
前述のソース経路指定技法に従って経路指定され、トラ
フィック・タイプが必要とするサービス・レベルを提供
するため、その接続テーブルをセットアップし、その資
源を予約する（たとえば、経路の各リンク上の帯域幅予
約）よう、ノードに指示する。 ・テーブル更新は、ネットワーク資源の使用可能性の変
化を反映する。その情報は、ネットワーク内のすべての
ノードに送られる。
【００１７】ラベル・スワッピング技法では、接続テー
ブルを動的にセットアップし維持する必要がある。これ
は、新しい接続が確立されまたは古い接続が終了される
とき、テーブルが更新されることを意味する（もちろ
ん、ネットワーク・トポロジのデータベースは完全に独
立して維持される）。これは、接続セットアップが比較
的たまにしか行われず、あまり時間が重要ではない場合
に可能になる。この制限のため、データグラム移送はま
ったく非効率的である。しかしながら、実時間音声接続
のような非常に短いパケットしか必要としない接続は、
パケットのオーバヘッドが低いので、この技法により有
効に支援される。接続がいったん確立された後は、パケ
ットが送られるたびに宛先アドレスをヘッダ内に置く必
要はない。このパケットのためにどの接続を使用するか
を指定するフィールドだけが必要とされる。
【００１８】（ｃ）重要な要件 接続指向経路指定モードと無接続経路指定モードのどち
らもサポートする大規模高速パケット交換ネットワーク
における分散経路指定機構では、性能および資源消費量
に関して、次のように要約されるいくつかの要件が暗黙
に課される。
【００１９】・ソース・ノード（またはソース・ノード
のために経路計算を行うノード）は、着信パケットをど
こに経路指定するかを非常に短期間に決定できなければ
ならない（各接続要求のための最適経路を計算するため
の計算が十分に早くなければならない）。 ・中間ノードにおける交換時間が最短でなければならな
い（最短処理時間）。 ・選択された経路に沿ったネットワーク資源を、最小ホ
ップ・カウントの基準に従って最適化しなければならな
い。 ・ネットワークが過負荷にならないように、制御メッセ
ージをできるだけ制限しなければならない。
【００２０】経路選択基準： ベルマン・フォード・アルゴリズム パケット・ネットワークにおけるノード間の最適経路を
計算するためには、いくつかの適応的経路指定アルゴリ
ズムがある。Ｄ．ベルトセカス(Bertsekas)及びＲ．ガ
ラガー(Gallager)著Data Networks、Prentice-Hall(198
7)、米国ニュージャージ州Englewood Cliffs、に記載さ
れたベルマン・フォード・アルゴリズムは、高速パケッ
ト交換ネットワークにおいて最も広く使われているもの
の１つである。このアルゴリズムの目的は、２つのノー
ドをつなぐ最短の長さの経路を見つけることであり、そ
の長さはリンクの混雑を反映するように定義されてい
る。このアルゴリズムは、ソース・ノードから始めて、
まず、経路が多くても１つのリンクを含むという制約条
件に従って最短経路長を見つける。次に、経路が多くて
も２つのリンクを含むという制約条件で最短経路長を見
つけ、以下同様に続ける。
【００２１】・ノードの数をＮとする（１、２、…、Ｎ
で表す） ・単一方向リンクの数をＭとする。あるノードから別の
ノードに向かう単一方向リンクが多くても１つであり、
したがってリンクがその端点で識別できると仮定する。 ・ホップの数をｈとする。 ・ソース・ノード（１）からノード（ｉ）までの最短
（≦ｈ）経路長さをＤ(i,h)とする。規約により、すべ
てのｈについてＤ(1,h)＝０である。 ・ノード（ｉ）からノード（ｊ）まで接続するリンクの
長さをｄijとする。規約により、ノード（ｉ）がノード
（ｊ）に接続されない場合はｄij＝∞である。
【００２２】最初に、ｉ≠１であるすべてのｉについ
て、Ｄ(i,0)＝∞である。０≦ｈである連続したｈにつ
いて、ｉ≠１であるすべてのｉについて、Ｄ（i,h＋
１）＝ｍｉｎj［Ｄ（j,h)＋ｄji］、ｊ＝１、…、Ｎ
【００２３】１つの経路は最高でＮ−１個のリンクを含
む。最悪の場合、アルゴリズムをＮ−１回反復し、Ｎ−
１個のノードについて各反復を行わなければならず、ま
た各ノードについて、わずかＮ−１個の代替案について
最小化を行わなければならない。これにより、計算の合
計は最悪の場合にはＮ3回になる。
【００２４】ノード（１）からノード（ｉ）までの最短
経路長をＤ(i)とすると、Ｄ(1)＝０であり、方程式はｈ
＝Ｎ−１で収束し、次のように表すことができる。ｉ≠
１であるすべてのｉについて、 Ｄ(i)＝ｍｉｎj［Ｄ(j)＋ｄji］ Ｄ(1) ＝０
【００２５】これはベルマン方程式と呼ばれ、ノード
（１）からノード（ｉ）までの最短経路長が、ノード
（ｉ）の手前にあるノードまでの（最短経路上での）経
路長に、経路の最終リンクの距離を加えた合計であるこ
とを表す。
【００２６】修正ベルマン・フォード方程式 ベルマン・フォード・アルゴリズムで述べたように、パ
ケット・ネットワークにおけるノード間の経路を選択す
るための主な基準の１つは、最短経路長である。経路長
は、顧客の選択基準に依存する。たいていの場合、その
長さは、２つの終端ノード間の経路によって課される全
伝送遅延の関数である。ほとんどの高速ネットワークで
は、そのようなネットワーク内の遅延は最悪の場合でも
ほとんど常に受け入れられるので、遅延（経路長）は重
要な考慮事項ではない。しかし、ホップ・カウントは、
所与の経路を実現するために必要な資源の量の直接の尺
度であり、したがって経路を選択する際にはかなり重要
である。ホップ・カウントは、２ノード間の経路を構成
するために使用されるリンク数として定義される。ネッ
トワーク・リンクが混雑すると、ホップ・カウントの多
い経路を選択せざるを得なくなることがあるので、選択
された経路は必ずしも最低ホップ・カウント経路である
必要はない。しかし、法外な量のネットワーク資源が１
つの経路にコミットされ、その結果他の経路がさらに混
雑し、さらに別の接続用にさらに多いホップ・カウント
の経路を選択することを余儀なくされることがあるの
で、そのようなより長い代替経路を制限なしに成長させ
ることは許されない。それにより、長期間のネットワー
ク・スループットが悪影響を受けることがある。そこ
で、問題は、最低のホップ・カウントおよび最低の経路
長を有し、法外な量のネットワーク資源を利用しない、
起点ノードと宛先ノードの間の経路を選択することであ
る。
【００２７】修正ベルマン・フォード・アルゴリズムの
目的は、リンクの最低数を定めて所与のソース・ノード
と宛先ノードの対の間でソース・ノードと宛先ノードを
接続する最低経路長を有する経路を見つけることであ
る。アルゴリズムはソース・ノードから始まり、実現可
能な経路が見つかるまでホップ・カウント（リンク数）
を増すことによって進行する。このアルゴリズムは、各
ホップ・カウントｈで、ソース・ノードからちょうどｈ
個のリンクを有する各中間ノードまでの最も短い経路を
見つける。
【００２８】ソース・ノードからちょうどｈ個のホップ
を有するノード（ｉ）までの最短経路をＤ(i,h)とする
と、ｉ≠１であるすべてのｉについて、Ｄ(i,h)＝ｍｉ
ｎj［Ｄ(j,h-1)＋ｄji］、ｊ＝１、…、Ｎ規約により、
リンク (ji)が存在しない場合（ｉ＝ｊの場合も含む）
は、ｄji＝∞である。
【００２９】ソース・ノードをｓ、宛先ノードをｄと
し、アルゴリズムがホップ・カウントｈxで止まるとす
ると、Ｄ(d,hx)は、最低ホップ数のすべての実現可能経
路のうちで最短の経路長である。
【００３０】ベルマン・フォード・アルゴリズムと修正
ベルマン・フォード・アルゴリズムとの違いは、ベルマ
ン・フォード・アルゴリズムは最短経路長の経路が見つ
かるまで続くという点である（各中間ノードへの最短経
路長がそれ以上減少できないとき、またはすべてのホッ
プ・カウントを試みたときに止まる）。
【００３１】欧州特許出願第９３４８００３０．１号明
細書（特願平５−９０５６１号）"Methods and Apparat
us for Optimum Path Selection in Packet Transmissi
on Networks"と題する欧州特許出願第９３４８００３
０．１号明細書は、修正ベルマン・フォード・アルゴリ
ズムの改善による起点ノードと宛先ノードとの間の最適
経路を選択する方法を開示している。その方法は、所与
の起点と宛先の対の間の「主経路」を定義する。主経路
は、実現可能な最低ホップ・カウントの経路として定義
され、主リンクは、主経路におけるリンクとして定義さ
れる。他のすべてのリンクは二次リンクとして定義され
る。二次経路は、少なくとも１つの二次リンクを含み、
最低ホップ・カウントよりも多いホップ・カウントを有
する経路である。
【００３２】・主経路は、その主リンクがどれも飽和し
ない場合に、すなわちその事前に割り当てられたトラフ
ィック負荷をどれも越えない場合に、経路として受け入
れられる。 ・一方、二次経路は、必ずしも全ての主リンクが飽和し
ない場合で、その二次リンク上の負荷レベルが事前選択
されたしきい値（一般に、主リンクとして指定されたリ
ンクのしきい値よりも低い）を下回る場合にだけ経路と
して受け入れられる。いずれかの二次リンク上でこの負
荷しきい値を越えた場合、その二次経路は経路として拒
否される。
【００３３】この経路選択技法の１つの利点は、経路選
択プロセスに最大経路長という制約条件を課すことがで
きることである。すなわち、実現可能な経路を試験し
て、経路長制約条件を越えたかどうかを判定し、制約条
件を越えた場合、経路長制約条件を拒否することができ
る。そのような制約条件は、経路を実現する際に法外な
資源の消費を禁止するために使用することができ、ま
た、低速リンクの回避など特定の等級のサービス要件を
課すために使用することもできる。そのため、一般に各
接続要求ごとに経路長制約条件を指定しなければなら
ず、また各接続要求ごとに主リンクを個別に決定しなけ
ればならない。
【００３４】このアルゴリズムは、次のようないくつか
のパラメータによって呼び出される。 ・ソース・ノード・アドレス ・宛先ノード・アドレス ・接続のために必要とされる、たとえば次のようなサー
ビス品質。 ・最大呼設定遅延（実時間で処理される接続にとって非
常に重要なパラメータ）。 ・最大終端間通過遅延 ・最大情報損失、エラー確率等
【００３５】このアルゴリズムは、ソース・ノード（ま
たはアクセス・ノード）において、宛先ノードまでの最
低ホップ数と最低経路長を決定するために、ネットワー
ク・トポロジのローカル・コピーを使用する。
【００３６】
【発明が解決しようとする課題】特願平５−９０５６１
号明細書の経路選択技法は、２つの段階を含む。第１段
階では、要求された接続用の主リンクを識別する。最大
長の制約条件が課されない場合は、アルゴリズムの第２
段階で使うために、ネットワークの任意の２つのノード
間の主リンクをあらかじめ計算し記憶しておくことがで
きる。最大長の制約条件が課される場合は、新しい接続
要求ごとに主リンクを計算しなければならず、各リンク
長を制約条件または以前に受け入れられた主リンク長で
軽減された制約条件と比較しなければならない。
【００３７】この経路決定技法は、ホップ・カウントと
経路長を考慮するだけでなく、経路長に上限値を課すこ
とにより、パケット交換システムの任意のノード間の最
適経路を生成するという利点を有する。
【００３８】しかし問題は、接続要求ごとに最適経路が
選択できるように、経路を十分迅速に計算しなければな
らない点にある。
【００３９】
【課題を解決するための手段】本発明の実施例によれ
ば、特願平５−９０５６１号明細書に記載された修正ベ
ルマン・フォード・アルゴリズムによって調査される可
能性のあるリンクの数を減らすことにより、パケット・
ネットワークにおける起点ノードと宛先ノードの間の最
適経路がより効率的に選択される。本発明の経路選択技
法は、主リンク識別のための第１段階と、ネットワーク
において最適の２地点間経路を選択するための第２段階
の、２つの段階を含む。
【００４０】より詳細には、本発明のアルゴリズムは、
第２段階におけるネットワーク・リンクのスクリーニン
グ（screening：リンクを調整し選択する処理）を主リ
ンクだけに限定し、二次リンクを除外する。調査するリ
ンクの数をより少なくすることは、経路選択に要する計
算時間をかなり減少させるという利点がある。一般に主
リンクの数は、調査される可能性のあるリンクの総数に
比べて少ないので、試みが成功しない場合に必要とされ
るさらなる処理時間を制限することができる。
【００４１】したがって、本発明は、ネットワークにお
ける起点ノードと宛先ノードの間の最適経路指定経路を
決定するためのシステムおよび方法を開示する。前記方
法は、ネットワーク構成を記憶し更新する段階と、第１
段階において、前記ネットワークにおける前記起点ノー
ドと前記宛先ノードの間の、最低ホップ・カウントと最
低伝送遅延時間を有する主経路を識別し、主リンクと二
次リンクを識別する段階と、第２段階において、主経路
と主リンクを識別する前記段階に応じて、前記起点ノー
ドと宛先ノードの間の最適経路を決定する段階と、を含
み、さらに、前記第２段階において、主リンクだけを使
って最適経路を決定する段階と、前記主リンクを使って
宛先ノードに到達しないときに、主リンクと二次リンク
を使って最適経路を決定する段階とを含むことを特徴と
する。
【００４２】主リンクおよび二次リンク上で最適経路を
決定する前記段階は、前記主リンク上での最適経路を決
定する前記段階によって、主リンク上で以前に計算され
たリンク利用状況データを使用する。
【００４３】
【実施例】図２に示すように、通信システムの典型的な
モデルは、専用回線、キャリア提供サービスまたは公衆
データ・ネットワークを使用して、高性能ネットワーク
（２００）を介して通信する、いくつかのユーザ・ネッ
トワーク（２１２）からなる。各ユーザ・ネットワーク
は、企業サーバ（２１３）として使用される大型コンピ
ュータ、ＬＡＮ（ローカル・エリア・ネットワーク２１
４）に接続されたワークステーションまたはパーソナル
・コンピュータを使用するユーザ・グループ、アプリケ
ーション・サーバ（２１５）、ＰＢＸ（構内交換機２１
６）またはビデオ・サーバ（２１７）を相互接続するリ
ンク（２１１）ならびに通信プロセッサの組として記述
される。これらのユーザ・ネットワークは、異なる施設
に分散され、広域転送設備を介して相互接続する必要が
あり、データ転送を編成するために異なる方法が使用で
きる。あるアーキテクチャは、各ネットワーク・ノード
でデータ保全性に関する検査を必要とし、そのため伝送
が遅くなる。他のアーキテクチャは、基本的に高速デー
タ転送を追求するもので、最終宛先に向って流れるパケ
ットができる限り最高速度で処理されるように、ノード
内の経路指定技法と交換技法が最適化される。本発明は
本質的に後者のカテゴリに属しており、より詳細には以
下の節で詳しく述べる高速パケット交換ネットワーク・
アーキテクチャに属する。
【００４４】高速パケット交換ネットワーク： 図２における全体図は、８個のノード（２０１−２０
８）を備える高速パケット交換伝送システムを示し、各
ノードはトランク（２０９）と呼ばれる高速通信回線に
よって相互接続されている。ユーザによる高速ネットワ
ークへのアクセス（２１０）は、周辺に配置されたアク
セス・ノード（２０２−２０５）を介して実現される。
これらのアクセス・ノードは１つまたは複数のポートを
含み、各ポートはそれぞれ、標準インターフェ−スを支
援する外部装置をネットワークに接続し、ネットワーク
を横切ってユーザのデータ・フローを他の外部装置から
または他の外部装置へ移送するために必要な変換を実行
するためのアクセス点を提供する。たとえば、アクセス
・ノード２０２は、構内交換機（ＰＢＸ）、アプリケー
ション・サーバ、および３つのポートを通るハブにそれ
ぞれインターフェースし、隣接する通過ノード２０１、
２０８および２０５によってネットワークを介して通信
する。
【００４５】交換ノード： 各ネットワーク・ノード（２０１−２０８）は、着信デ
ータ・パケットが発信トランク上で隣接通過ノードに向
って選択的に経路指定される、経路指定点を含む。その
ような経路指定の決定は、データ・パケットのヘッダ内
に含まれる情報に従って行われる。基本的なパケット経
路指定機能に加え、ネットワーク・ノードは次のような
補助的サービスをも提供する。 ・ノード内から発するパケット用の指定経路の決定。 ・ネットワーク・ユーザおよび資源に関する情報の検索
や更新などのディレクトリ・サービス。 ・リンク使用状況情報を含む物理的ネットワーク・トポ
ロジの一貫したビューの維持。 ・ネットワークのアクセス点での資源の予約。
【００４６】各ポートは複数のユーザ処理装置に接続さ
れ、各ユーザ装置は、別のユーザ・システムに伝送され
るディジタル・データのソース、または別のユーザ・シ
ステムから受け取ったディジタル・データを消費するデ
ータ受信側、あるいは通常はその両方を含む。ユーザ・
プロトコルの解釈、パケット・ネットワーク（２００）
上で伝送するために適切にフォーマットされたパケット
へのユーザ・データの変換、およびこれらのパケットを
経路選択するためのヘッダの生成が、ポートで走行する
アクセス・エージェントによって実行される。このヘッ
ダは、制御フィールドと経路指定フィールドからなる。
【００４７】・経路指定フィールドは、アドレス指定さ
れた宛先ノードにネットワーク（２００）を介してパケ
ットを経路指定するために必要な情報をすべて含む。 ・制御フィールドは、とりわけ、経路指定フィールドを
解釈する際に使われるプロトコルのコード化された識別
を含む（ソース経路指定、ラベル・スワッピングな
ど）。
【００４８】経路指定点： 図３は、図２に示したネットワーク・ノード（２０１−
２０８）中に見られるような、典型的な経路指定点（３
００）の全体的ブロック図を示す。経路指定点は、高速
パケット・スイッチ（３０２）を含み、経路指定点に到
達したパケットがそこに入る。そのようなパケットは以
下のようにして受信される。 ・高速伝送リンク（３０３）を経てトランク・アダプタ
（３０４）を介して、他のノードから受信する。 ・ポート（３０１）と呼ばれるアプリケーション・アダ
プタを介して、ユーザから受信する。
【００４９】アダプタ（３０４、３０１）は、パケット
・ヘッダ内の情報を使用して、どのパケットをスイッチ
（交換網：３０２）によってローカル・ユーザ・ネット
ワーク（３０７）に向けてまたはノードから出る伝送リ
ンク（３０３）に向けて経路指定するかを決定する。ア
ダプタ（３０１と３０４）は、スイッチ（３０２）に入
る前または後にパケットを待ち行列に入れるための待ち
行列回路を含む。
【００５０】経路推定制御装置（３０５）は、ユーザに
よって指定された所与の１組のサービス品質を満たし、
通信経路を完成させるために用いられるネットワーク資
源の量を最小にするために、ネットワーク（２００）を
介する最適経路を計算する。次に、経路指定点で生成さ
れたパケットのヘッダを構築する。最適化基準には、中
間ノードの数、接続要求の特徴、経路内のトランクの容
量と使用度が含まれる。経路指定のために必要な、ノー
ドおよびノードに接続された伝送リンクに関する情報は
すべて、ネットワーク・トポロジ・データベース（３０
６）内に含まれる。定常状態のもとでは、すべての経路
指定点は同じネットワークのビューを有する。ネットワ
ーク・トポロジ情報は、ネットワークに新しいノードが
追加されて新しいリンクが活動化されたとき、リンクま
たはノードがドロップされたとき、あるいはリンクの負
荷が著しく変化したときに更新される。そのような情報
は、その資源が接続されたネットワーク・ノードから発
し、制御メッセージによって他のすべての経路制御装置
との間で交換され、経路計算に必要な最新のトポロジ情
報を提供する（そのようなデータベースの更新は、ネッ
トワークのエンド・ユーザ間で交換されるデータ・パケ
ットと非常に類似したパケット上で搬送される）。継続
的な更新を通じてネットワーク・トポロジがあらゆるノ
ードで最新の状態に維持されるので、エンド・ユーザの
論理接続（セッション）を乱さずに、動的なネットワー
クの再構成が可能になる。
【００５１】パケット経路指定点への着信伝送リンク
は、ローカル・ユーザ・ネットワークの外部装置からの
リンク（２１０）、または隣接するネットワーク・ノー
ドからのリンク（トランク：２０９）を含む。どちらの
場合でも、経路指定点は同じように動作して、パケット
・ヘッダ内の情報によって指示されるように、各データ
・パケットを受け取り、別の経路指定点に転送する。高
速パケット交換ネットワークは、単一パケットの伝送継
続中以外はどの伝送機構やノード機構をも通信経路専用
にせずに、任意の２つのエンド・ユーザ・アプリケーシ
ョン間の通信を可能にするように働く。このようにし
て、各通信経路ごとに伝送リンクを専用にする場合より
も、ずっと多くのトラフィックが搬送できるように、パ
ケット・ネットワークの通信機構の利用度が最適化され
る。
【００５２】リンク特性： −トポロジ・データベース 図４は、トポロジ・データベース３０６に記憶された情
報の一部を表形式で示したものである。ネットワーク内
の各リンクの種々な特性が、データベースにリストされ
ている。本発明に関して、これらの特性のうちのいくつ
かだけを検討する。
【００５３】−負荷しきい値 予想されるとおり、伝送リンクの重要な特性の１つとし
て負荷しきい値が使用可能である。さらに、そのような
伝送装置は、妥当な伝送特性を維持しなければならない
場合、その理論上の最大負荷（帯域幅）の一部分までし
か負荷をかけることができないことはよく知られてい
る。そのような伝送装置の負荷しきい値は、量Ｃkl（ノ
ード（ｋ）とノード（ｌ）の間の伝送リンクの有効負荷
能力）で表すことができる。リンクがルート内の主リン
クとして選択されるか、それともルート内の二次リンク
として選択されるかに応じて、各伝送リンクごとに２つ
の異なる負荷しきい値Ｌ（Ｐ）およびＬ（Ｓ）が定義さ
れる。
【００５４】−主リンクと二次リンク 主リンクは、起点ノードと宛先ノードの間で実現可能な
最低ホップ・カウント経路である主経路の脚部として定
義される。ホップ・カウントｈは、単にその経路におけ
る伝送リンクの数である。他のすべてのリンクは、二次
リンクとして定義される。起点ノードと宛先ノードの間
のあらゆる非最低ホップ・カウント経路は二次経路と呼
ばれ、少なくとも１つの二次リンクを常に含む。
【００５５】ノード間の最適経路を決定する際には、二
次経路よりも主経路が好まれる。また、必要な計算時間
は、二次経路よりも主経路の方がずっと短い。しかし、
主経路がすでに完全に負荷がかかっていて使用できない
場合は、二次経路を選ぶことができる。そのような二次
経路を識別するために、二次リンクごとに、同じリンク
の対応する主負荷しきい値Ｃkl,Pよりも小さい負荷しき
い値Ｃkl,Sが定義される（Ｃkl,P≧Ｃkl,S）。このよう
な理由で、図４の表には伝送リンクごとに異なる２つの
負荷しきい値を含み、そのリンクが計算される経路にお
いて主リンクである場合は一方を使用し、計算される経
路において二次リンクである場合は他方を使用する。
【００５６】−合計割振り負荷 表には、リンクごとに、合計割振り負荷Ｔ（ＡＬ）が含
まれている。本明細書において値
【数１】 は以降Ｃハットklと記載する。この値は、経路が前に計
算されたために伝送リンクｋｌ（ノードｋとノードｌの
間の伝送リンク）にすでに割り振られている合計負荷
（または帯域幅）を表す。このすでに割り振られた負荷
Ｃハットklと、チャネルの使用可能な主負荷または二次
負荷の合計Ｃkl（リンクが主リンクか二次リンクかに応
じてＣkl,PまたはＣkl,S）との差が、新しい接続を担う
のに十分でない場合は、そのリンクは選択できない。
【００５７】特願平５−９０５６１号明細書に記載され
ているように、本発明でも、ＰTとして定義された最大
遅延を使用し、任意選択でいくつかの「サービス品質」
パラメータ（ＱＯＳ）を使用する。そのようなＱＯＳパ
ラメータには、たとえば、特定の安全保護レベル、パケ
ット・サイズ、オーバーフローの最小確率などが含まれ
る。
【００５８】経路決定： −経路要求 経路決定のための各要求は、以下の入力パラメータを含
む。 ・ソース・ノード（ｉ） ・宛先ノード（ｊ） ・必須帯域幅（ｃ） ・最大経路長しきい値（ＰT） ・サービス品質パラメータ（ＱＯＳ）（任意選択）
【００５９】要求される最大経路伝送遅延は、一般に経
路長しきい値（ＰT）と見なされる。これらのパラメー
タを使って、まずすべてのリンクを探索して最大経路長
制約条件ＰTを満たす最低ホップ・カウント経路を決定
し、次にバックトラックして主リンクのリストを導出す
ることにより経路を決定する。この探索は、経路ごとに
リンク遅延ｄklを累計することにより補われる。宛先ノ
ードに達すると、最低ホップ・カウントの主経路をバッ
クトラックして、主リンクのリストを作成する。この主
リンクのリストは、アルゴリズムの第２段階でソース・
ノードから宛先ノードへの最適経路を決定するために使
用される。このパケット通信システムを通る経路を決定
するための特定の手順について、図５、図６、図７、図
８および図９に関して説明する。
【００６０】−経路決定手順 図５は、本発明による経路決定手順の全体的フローチャ
ートを示す。
【００６１】１．データ入力（５０１） ステップ５００で始まり、まずステップ５０１で、最適
経路を計算するのに必要な入力を指定する。上記で指摘
したように、これらの入力パラメータは、起点ノード
（ｉ）、宛先ノード（ｊ）、要求される接続帯域幅
（ｃ）、および最大経路長しきい値ＰT（ならびに任意
選択で一群のサービス品質（ＱＯＳ）パラメータ）を含
む。
【００６２】２．段階０（５０２）：帯域幅要件 ネットワークにおけるリンクのリストは、必須帯域幅ｃ
（ｃ≧Ｃkl）およびサービス品質（ＱＯＳ）パラメータ
に適合しないリンクをすべて除外することによって簡略
化される。
【００６３】３．第１段階（５０３）：主リンクおよび
二次リンクの探索 第１段階（５０３）の機能は、この伝送リンクの簡略化
したリストで、主リンクを識別することである。伝送リ
ンクΣｄklの長さを決定する際に、このプロセスでは各
リンクの使用度がゼロ（Ｃハットkl＝０）であり、すな
わちリンクの帯域幅全体が使用可能であると仮定する。
主経路を探索するために使用されるプロセスは、特願平
５−９０５６１号明細書に記載された修正ベルマン・フ
ォード・アルゴリズムである。
【００６４】４．第２段階（５０４）：最適経路計算 第２段階（５０４）の機能は、主経路を識別した後で
（５０３）、第１段階（５０３）からの主経路と現使用
度データ（割振り帯域幅Ｃハットkl）を使って、最適経
路を識別することである。第２段階には、加速型バージ
ョンと従来型バージョンの異なる２つのオプションが存
在する。 ・従来型バージョンは、特願平５−９０５６１号明細書
に記載された第２段階に類似のものである。 ・本発明の目的である加速型バージョンは、ネットワー
クのスクリーニングを主リンクに制限することにより、
経路選択のプロセスにおける著しい改善をもたらす。こ
のバージョンについては、後で詳しく述べる。
【００６５】５．受入れ可能な経路決定（５０５） ステップ５０５に記したように、第２段階（５０４）の
出力は、それが可能な最低ホップ・カウントを有し、か
つその経路長がＰTの入力最大値よりも小さい場合（Σ
ｄkl≦ＰT）に、起点ノード（ｉ）から宛先ノード
（ｊ）への受入れ可能な最低ホップ・カウント経路とな
る。そのような経路が存在しない場合は、失敗信号が戻
される。プロセスはステップ５０６で終わる。
【００６６】注：第１段階は特願平５−９０５６１号明
細書の図６に記載されたものと全く同一であるので、こ
の段階の詳細なフローチャートは示さない。
【００６７】第２段階 １．加速型バージョン 図６は、最適経路を計算する第２段階の加速型バージョ
ンのより詳細なフローチャートを示す。ステップ６００
で始まり、第１段階のルーチンＡと類似のルーチンＡ１
（６０１）が実行される。ルーチンＡ１は、同じ修正ベ
ルマン・フォード・アルゴリズムを使って、最終経路に
おける可能な各リンクの実現可能性およびリンク長を決
定する。主な違いは、アルゴリズムのリンク調査部分に
おいて主リンクだけが考慮される点である。主リンク
は、新しい接続のために負荷能力が使用可能である、す
なわちＣハットkl(2)が主リンクの負荷しきい値Ｃkl,P
を越えないという条件を満たす場合にのみ、実現可能な
ものとして受け入れられる。二次リンクは考慮されな
い。ルーチンＡ１の終りに宛先ノードに到達しない場合
は、プロセスは図７で詳しく述べる従来の方法に切り替
わる。宛先ノードに到達した場合（６０２）は、ホップ
・カウントと経路長を使って実現可能なリンクのリスト
を後戻り（バックトラック）して（６０３）、最短の主
経路を見つける。主経路はすべて同じ最低ホップ・カウ
ントを有する。図６のプロセスはステップ６０４で終わ
る。
【００６８】２．従来型バージョン 図７は、最適経路を計算する第２段階のより詳細なフロ
ーチャートである。第２段階は、本発明によれば加速型
バージョン（７０１、７０４）と従来型バージョン（７
０３、７０４）を含む。従来型バージョンは、加速型の
オプションとしてルーチンＡ１で所望経路の宛先ノード
に到達することができなかったときに用いられるプロセ
スである。第２段階は、ステップ７００において加速型
バージョンを開始する。実現可能な主経路を見つけるた
めにすべての主リンクを探索した後、ルーチンＡ１（７
０１）の終りに宛先ノードに到達しない場合（７０２）
は、ルーチンＡ２（７０３）が実行される。ルーチンＡ
２は、特願平５−９０５６１号明細書に記載された従来
の方法に従って動作する。主リンクと二次リンクの両方
が考慮され、二次リンクは、新しい接続を追加しても二
次リンクの負荷しきい値Ｃkl,Sを越えない場合に実現可
能なものとして受け入れられる。しかし、ルーチンＡ２
は、ステップ７０１でルーチンＡ１によって主リンクに
関して以前に行われたＣハットkl(2)に関するすべての
検査および計算を利用できる。そのような理由で、２つ
のルーチンＡ１（７０１）とＡ２（７０３）を連鎖して
も、本発明の第２段階は、特願平５−９０５６１号明細
書に記載された第２段階と比べてあまり劣化しない。ス
テップ７０４で、実現可能なリンクのリストがホップ・
カウントおよび経路長を使ってバックトラックされ、最
低ホップ・カウントの最短経路を見つける。第２段階は
ステップ７０５で終わる。
【００６９】注： ・第１段階のルーチンＡ、加速型の第２段階のルーチン
Ａ１、および従来型の第２段階のルーチンＡ２で使われ
る修正ベルマン・フォード・アルゴリズムは、特願平５
−９０５６１号明細書の図８に記載されたものと同じで
ある。 ・第１段階のルーチンＢ、加速型および従来型の第２段
階のルーチンＢで使用されるバックトラック手順は、特
願平５−９０５６１号明細書の図９に記載されたものと
同じである。
【００７０】−探索アルゴリズム １．加速型バージョン（ルーチンＡ１） 図８は、最適経路の加速型探索を実行するために使われ
る修正ベルマン・フォード・アルゴリズムの詳細なフロ
ーチャートを示す。ステップ８００で始まり、まずステ
ップ８０１で、次のノードを起点ノード（ｉ）にセット
する。ステップ８０２で、次のノードに関するデータを
トポロジ・データベース（３０６）から検索する。ステ
ップ８０３で、そのノードから出る次のリンクに関する
データを、同じトポロジ・データベース（３０６）から
得る。判断点８０４で、そのリンクが主リンクかどうか
を判定する。
【００７１】・リンクが主リンクの場合は、判断点８０
５に移り、 ・ステップ８１２で、累積負荷Ｃハットkl(2)を計算す
る。次にＣハットkl(2)をリンクの主しきい値Ｃkl,Pと
比較する。 ・累積負荷が主しきい値と等しいかまたはそれよりも小
さい場合（Ｃハットkl(2)≦Ｃkl,P）は、判断点８０６
で累積経路長または累積経路遅延を試験する。 ・判断点８０５で累積負荷が主しきい値よりも大きいと
判定された場合（Ｃハットkl(2)≧Ｃkl,P）は、ステッ
プ８０８で次のリンクを得る。 ・判断点８０４でそのリンクが主リンクではないと判定
された場合は、そのリンクは考慮されず、ステップ８０
８で次のリンクを得る。
【００７２】判断点８０６で、この点までの累積経路長
Σｄklを、最大経路長ＰTと比較する。 ・累積経路長ΣｄklがＰTよりも小さい場合は、ホップ
・カウントｈkおよび累積経路長ｄklをリストに保管し
（８０７）、必要ならば次のホップで反復を続けるため
に到達ノードも保管する。 ・累積経路長ΣｄklがＰTと等しいかまたはそれよりも
大きい場合は、ステップ８０７を迂回し、このリンクの
データはリストに加えられない。
【００７３】いずれの場合も、次に判断点８０８に入っ
て、このノードから出るリンクが他にもあるかどうかを
判定する。他にもリンクがある場合には、ステップ８０
３で、次のリンクを得てプロセスを続ける。このノード
から出るリンクがもうない場合、判断点８０９でそのノ
ードが宛先ノード（ｊ）であると判定される。そのよう
な場合、プロセスは完了し、ステップ８１１で終了す
る。このノードが宛先ノード（ｊ）ではない場合は、判
断点８１０で、スクリーニングすべきノードが他にもあ
るかどうかを判定する。スクリーニングすべきノードが
まだある場合は、ステップ８０２で次のノードを得てプ
ロセスを続ける。スクリーニングすべきノードがもうな
い場合は、加速型探索は失敗し、ステップ９００で図９
に記載された従来型探索を開始する。
【００７４】図８の手順が完了し宛先ノード（ｊ）に到
達すると、最低ホップ・カウントｈkおよび経路長ｄkl
のリストが使用可能になる。先に考察したように、次に
ルーチンＢはこのリストをバックトラックして、最小経
路遅延ならびに最低ホップ・カウントを有する経路を識
別する。これが、図２のシステムによってこの接続に関
わるパケットを送る際に使用される最適経路である。
【００７５】注：主経路を識別するために修正ベルマン
・フォード・アルゴリズムを使用するときは、特願平５
−９０５６１号明細書の図１０に示されたものと同じフ
ローチャートを使用する。
【００７６】２．従来型バージョン（ルーチンＡ２） 図９は、最適経路に関する従来型探索を実行するのに使
用される修正ベルマン・フォード・アルゴリズムの詳細
なフローチャートを示す。ステップ９００で始まり、ま
ずステップ９０１で、次のノードを起点ノード（ｉ）に
セットする。ステップ９０２で、次のノードに関するデ
ータをトポロジ・データベース（３０６）から検索す
る。ステップ９０３で、そのノードから出る次のリンク
に関するデータを同じトポロジ・データベースから得
る。判断点９０４で、そのリンクが主リンクかどうかを
判定する。
【００７７】・そのリンクが主リンクである場合は、判
断点９０５で、累積負荷Ｃハットkl(2)をリンクの主し
きい値Ｃkl,Pと比較する。この累積負荷は加速型探索ア
ルゴリズムで以前に計算してあり、そのためここで再使
用できる。 ・累積負荷が主しきい値と等しいかまたはそれよりも小
さい場合は、判断点９０７で累積経路遅延を試験する。 ・判断点９０５で累積負荷が主しきい値よりも大きいと
判定された場合は、ステップ９０９で次のリンクを得
る。 ＝＝＞主リンク処理用の疑似コード ＩＦ（ｋ、ｌ）∈ＰＬ/* ルーチンＡ１からＣハットkl
(2)が使用可能*/ ＩＦ Ｃハットkl(2)＜Ｃkl,P ＩＦ Σｄkl＜ＰT …/*段階Ａ２の実行を続ける*/
【００７８】・判断点９０４で、リンクが二次リンクと
判定された場合は、 ・ステップ９１３で累積負荷Ｃハットkl(2)を計算す
る。 ・次に判断点９０６で、累積負荷Ｃハットkl(2)をリン
ク二次しきい値Ｃkl,Sと比較する。 ・累積負荷が二次しきい値と等しいかまたはそれよりも
小さい場合は、判断点９０７で累積経路遅延を試験す
る。 ・判断点９０６で累積負荷が二次しきい値よりも大きい
と判定された場合は、ステップ９０９で次のリンクを得
る。 ＝＝＞二次リンク処理用の疑似コード
【数２】 /* Ｃハットkl(2)を計算しなければならない*/ Ｃハットkl(2)を計算。/*Ｃハットkl(1)とｃを含む複雑
な計算*/ ＩＦ Ｃハットkl(2)＜Ｃkl,S ＩＦ Σｄkl＜ＰT …/*段階Ａ２の実行を続ける*/ 判断点９０７で、この点までの累積経路長を最大経路長
ＰTと比較する。
【００７９】・累積経路長がＰTよりも小さい場合は、
ステップ９０８で、ホップ・カウントｈkと累積経路長
ｄklをリストに保管する。 ・累積経路長がＰTと等しいかまたはそれよりも大きい
場合は、ステップ９０８を迂回し、このリンクに関する
データはリストに加えられない。
【００８０】いずれの場合も、次に判断点９０９に移っ
て、このノードから出るリンクが他にもあるかどうかを
判定する。リンクが他にもある場合は、ステップ９０３
で次のリンクを得てプロセスを続ける。このノードから
出るリンクがもうない場合は、判断点９１０に移って、
そのノードが宛先ノード（ｊ）かどうかを判定する。そ
のノードが宛先ノード（ｊ）である場合は、プロセスは
完了しステップ９１２で終了する。このノードが宛先ノ
ード（ｊ）ではない場合は、ステップ９１１で、スクリ
ーニングすべきノードが他にもあるかどうかを判定す
る。スクリーニングすべきノードがまだある場合は、ス
テップ９０２で次のノードを得てプロセスを続ける。ス
クリーニングすべきノードがもうない場合は、実現可能
な経路はなく、ステップ９１２でプロセスは終了する。
【００８１】図９の手順が完了すると、最大ホップ・カ
ウントｈkおよび経路長ｄklのリストが使用可能にな
る。先に考察したように、次にルーチンＢはこのリスト
をバックトラックして、最低経路遅延ならびに最低ホッ
プ・カウントを有する経路を識別する。これが、図２の
システムによって接続に関わるパケットを送る際に使用
される最適経路である。
【００８２】実施態様の例： −代表的ネットワークにおける経路探索 図１０は、本発明によって実現される改善点を例示する
ために用いられる代表的ネットワークを示す。これは、
３３個のノードと、たとえばＴ１（１．５Ｍｂｐｓ）、
Ｔ３（４５Ｍｂｐｓ）、Ｅ１（２Ｍｂｐｓ）、Ｅ３（３
４Ｍｂｐｓ）、ＯＣ３、ＳＴＭ１（１５５Ｍｂｐｓ）な
ど様々な処理能力の１２６個の単一方向高速伝送リンク
（６３トランク）とを含むパケット交換ネットワークで
ある。平均接続性は１ノードあたり２トランクであり、
最低１トランク（オスロ、エジンバラ、ダブリン、サン
ノゼ、ボストン、ワルシャワ）、最高１１トランク（パ
リ）である。本発明の目的は、ソース・ノードと宛先ノ
ードの間の最適経路を探索する際に、調査される可能性
のあるリンクの数を減らすことである。この例では、ソ
ースはロサンゼルス（ＵＳＡ）であり、宛先はミラノ
（イタリア）である。経路決定手順の第１段階では、３
の最低ホップ・カウントを有する４つの主経路を識別す
る。 ・ロサンゼルス−ロンドン−チューリッヒ−ミラノ間 ・ロサンゼルス−ロンドン−パリ−ミラノ間 ・ロサンゼルス−ラーレイ−ニース−ミラノ間 ・ロサンゼルス−ニューヨーク−パリ−ミラノ間
【００８３】第１段階が首尾よく達成されると、最適経
路を決定するために第２段階が実行される。 ・加速型バージョン 図１１は、本発明のルーチンＡ１の対象として修正ベル
マン・フォード・アルゴリズムによって調べられるリン
ク数を示す。経路長および実現可能性を決定するため
に、主リンクだけを考慮する。この例では、ネットワー
クは、ロサンゼルス−ロンドン間、ロサンゼルス−ラー
レイ間、ロサンゼルス−ニューヨーク間、ラーレイ−ニ
ース間、ニースーミラノ間、ロンドン−チューリッヒ
間、ロンドンーパリ間、パリーミラノ間、チューリッヒ
−ミラノ間およびニューヨーク−パリ間の１０個のリン
クに減少する。
【００８４】・従来型バージョン 図１２は、特願平５−９０５６１号明細書に記載された
従来型の第２段階のルーチンＡで使用される修正ベルマ
ン・フォード・アルゴリズムによって調査されるリンク
の数を示す。探索は主リンクだけに限定されず二次リン
クも含む。たとえば、モスクワには３ホップで到達でき
る。最適経路の探索では、このアルゴリズムによって、
ニューヨーク−ベルリン間およびベルリン−モスクワ間
の二次リンクが調査される。この事例では、ネットワー
クの８０％に相当する５４個のリンクが調査された。
【００８５】−性能 新しい経路選択手順によってもたらされる改善点を元の
バージョンと比較して定量化するために、シュミレーシ
ョンを行って、ＡＩＸ Ｒｉｓｃシステム／６０００ワ
ークステーションで実行される（ＸＬＣでコンパイルさ
れた）経路選択コードの性能を評価した。プログラム中
で実行されたすべての命令およびその使用頻度のリスト
を出力で提供するＡＩＸツールを使用した。
【００８６】シュミレートしたネットワークは、図１０
に記載したネットワークであり、３３個のノードと１２
６個の単一方向リンク（６３トランク）を含む。３つの
試験が実行され、それぞれ最初は特願平５−９０５６１
号明細書に詳述された仕様（従来型）で実行し、次に本
発明の経路決定手順（加速型）を実行した。計算の結果
を下記の表で比較する。実行された命令の数で見た性能
利得は約１５％である。
【００８７】
【表１】
【００８８】性能利得は、特に、より長い経路の場合、
またたとえば浮動小数点処理能力のないプロセッサなど
かなり劣る計算処理能力のプロセッサを使用するとき
は、５０％以上にも達する。
【００８９】注： ・これらの結果は経路選択手順の２つの段階を考慮して
おり、第１段階は変更されないままであり、第２段階は
本発明に従って新しいバージョンに更新されている。 ・第２経路は第１経路と比べてより多くの浮動小数点計
算を有するので、浮動小数点装置のないハードウェア・
プラットフォームでは利得が大きくなる。たとえば、イ
ンテルのプロセッサ９６０ＣＦ（浮動小数点装置なし）
では、平均４ホップの経路について利益は５０％と評価
される。
【００９０】付録： −定義 ・Ｎは、ネットワーク内のノードの合計数である。 ・ｈは、アルゴリズムの反復指標であり、ホップ・カウ
ントと等しい。 ・ｈxは、経路長制約条件を満たす、ソース・ノードか
ら宛先ノードまでの最低ホップ経路のホップ・カウント
である（アルゴリズムで実現可能経路が見つからない場
合は、ｈx＝０）。 ・ｈkは、ソース・ノードからノード（ｋ）までのホッ
プ数である。 ・ＰTは、起点（ｉ）ノードと宛先（ｊ）ノードの間の
最大経路長しきい値である（要求接続によって許容され
る最大遅延）。 ・ｄklは、ノード（ｋ）とノード（ｌ）の間のリンク
（もしあれば）の長さ（または遅延）である。ノードｋ
とノードｌの間にリンクがない場合、またはｋ＝ｌの場
合は、ｄkl＝∞である。 ・Ｃklは、ノード（ｋ）とノード（ｌ）の間のリンクの
有効負荷（または帯域幅）能力（負荷しきい値）であ
る。 ・Ｃkl,Pは、経路における主リンクとしてのリンク(kl)
の負荷しきい値Ｌ（Ｐ）である。 ・Ｃkl,Sは、経路における二次リンクとしてのリンク(k
l)の負荷しきい値Ｌ（Ｓ）である。 ・Ｃハットklは、ノード（ｋ）とノード（ｌ）の間のリ
ンクの合計割振り負荷Ｔ（ＡＬ）である（経路が以前に
計算済みのために、そのリンクにすでに割り振られてい
る負荷の合計）。 ・リンク(kl)上の現割振り負荷 ・Ｃハットkl(1)は、要求接続を考慮に入れない割振り
負荷である。 ・Ｃハットkl(2)は、要求接続の後の割振り負荷であ
る。 ・Ｄ(l,h)は、ソース・ノードからノード（ｌ）まで
の、ちょうどｈホップの最小経路長（遅延）である（そ
のような経路が存在しない場合は∞である）。
【００９１】まとめとして、本発明の構成に関して以下
の事項を開示する。
【００９２】（１）伝送リンク（２０９）と相互接続さ
れた複数のノード（２０１〜２０８）を含むパケット交
換ネットワーク（２００）におけるネットワーク・ノー
ド（３００）であって、データ・パケットを受信し送信
する手段（３０１、３０２、３０４）と、ネットワーク
構成を記憶し更新する手段（３０６）と、前記ネットワ
ークにおける起点ノードと宛先ノードの間において、最
低ホップ・カウントと最低伝送遅延時間Σｄklを有する
主経路を識別し、主リンクと二次リンクを識別する手段
と、主経路と主リンクを識別する前記手段に応答して、
前記起点ノードと宛先ノードの間の最適経路を決定する
手段とを含み、前記最適経路を決定する前記手段が、主
リンクだけを使って最適経路を決定する手段を含むこと
を特徴とするネットワーク・ノード。 （２）前記最適経路を決定する前記手段が、前記主リン
クだけを使って宛先ノードに到達しないときは、主リン
クおよび二次リンクを使って最適経路を決定する手段を
含む、上記（１）に記載のネットワーク・ノード。 （３）主リンクおよび二次リンクを使って最適経路を決
定する前記手段が、前記主リンク上で最適経路を決定す
る前記手段によって主リンク上で以前に計算済みのリン
ク使用状況データを利用することを特徴とする、上記
（２）に記載のネットワーク・ノード。 （４）前記最適経路における伝送遅延を、事前選択した
しきい値ＰTに制限する手段を含むことを特徴とする、
上記（１）ないし（３）のいずれか１に記載のネットワ
ーク・ノード。 （５）前記起点ノードと宛先ノードの間の最適経路を決
定する前記手段が、修正ベルマン・フォード・アルゴリ
ズムを実行する手段を含む、上記（１）ないし（４）の
いずれか１に記載のネットワーク・ノード。 （６）伝送リンク（２０９）と相互接続された複数のノ
ード（２０１〜２０８）を含むパケット交換通信ネット
ワーク（２００）におけるアクセス・ノード（３００）
において、起点ノードと宛先ノードの間の最適経路を決
定するための方法であって、ネットワーク構成を記憶し
更新するステップと、第１段階（５０３）で、前記ネッ
トワークにおいて前記起点ノードと前記宛先ノードの間
において最少ホップ・カウントと最低伝送遅延時間Σｄ
klを有する主経路を識別し、主リンクと二次リンクを識
別するステップと、第２段階（５０４）で、主経路と主
リンクを識別する前記ステップに応答して、前記起点ノ
ードと宛先ノードの間で最適経路を決定するステップを
含み、最適経路を決定する前記第２段階（５０４）が、
主リンクだけを使って最適経路を決定するステップ（７
０１、７０４）を含むことを特徴とする方法。 （７）最適経路を決定する前記第２段階（５０４）が、
前記主リンクだけを使って宛先ノードに到達しないとき
（７０２）は、主リンクおよび二次リンクを使って最適
経路を決定するステップ（７０３、７０４）を含む、上
記（６）に記載の方法。 （８）主リンクおよび二次リンクを使って最適経路を決
定する前記ステップが、前記主リンク上で最適経路を決
定する前記ステップによって主リンク上で以前に計算済
みのリンク使用状況データを利用することを特徴とす
る、上記（７）に記載の方法。 （９）前記最適経路における伝送遅延を、事前選択した
しきい値ＰTに制限するステップ（５０５）を実行する
ステップを含む、上記（６）ないし（８）のいずれか１
に記載の方法。 （１０）前記起点ノードと宛先ノードの間の最適経路を
決定する前記ステップが、修正ベルマン・フォード・ア
ルゴリズムを含むことを特徴とする、上記（６）ないし
（９）のいずれかに記載の方法。
【００９３】
【発明の効果】本発明に寄り、調査の対象となるリンク
の数を軽減することができ、所定のノード間での最適経
路を指定する際の処理時間を飛躍的に向上させることが
可能となる。
【図面の簡単な説明】
【図１】必要な処理時間（１秒あたりの命令数）を、高
速ネットワークによって支援される異なるライン・スル
ープットの関数として示す図である。
【図２】本発明による、アクセス・ノードとノードを含
む高速パケット交換ネットワークの典型的なモデルを示
す図である。
【図３】本発明による高速経路指定点を記述する図であ
る。
【図４】各経路指定点におけるトポロジ・データベース
の一部分を示す図である。
【図５】本発明による経路決定手順の全体的フローチャ
ートである。
【図６】本発明による加速型の第２段階の詳細なフロー
チャートである。
【図７】本発明による従来型の第２段階の詳細なフロー
チャートである。
【図８】本発明による第２段階における加速型探索アル
ゴリズムのルーチンＡ１のより詳細なフローチャートで
ある。
【図９】本発明による第２段階における従来型探索アル
ゴリズムのルーチンＡ２のより詳細なフローチャートで
ある。
【図１０】高速ネットワークの例を示す図である。
【図１１】本発明による加速型経路探索において、ロサ
ンゼルスとミラノ間の経路探索のためのネットワーク・
リンクの調査を示す図である。
【図１２】本発明による従来型経路探索において、ロサ
ンゼルスとミラノ間の経路探索のためのネットワーク・
リンクの調査を示す図である。
【符号の説明】
２００ 高性能ネットワーク ２０１ ノード ２０２ ノード ２０３ ノード ２０４ ノード ２０５ ノード ２０６ ノード ２０７ ノード ２０８ ノード ２０９ トランク ２１０ アクセス ２１１ リンク ２１２ ユーザ・ネットワーク ２１３ 企業サーバ ２１４ ローカル・エリア・ネットワーク ２１４ アプリケーション・サーバ ２１６ ＰＢＸ（構内交換機） ２１７ ビデオ・サーバ ３００ 経路指定点 ３０１ アダプタ（ポート） ３０２ スイッチ ３０３ 伝送リンク ３０４ アダプタ ３０５ 経路制御装置 ３０６ ネットワーク・トポロジ・データベース ３０７ ローカル・ユーザ・ネットワーク
───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (56)参考文献 特開 平４−167845（ＪＰ，Ａ) 特開 平３−234140（ＪＰ，Ａ) 特開 平３−19546（ＪＰ，Ａ) 特開 平５−183579（ＪＰ，Ａ) 特開 平３−70330（ＪＰ，Ａ) 特開 平６−97964（ＪＰ，Ａ) ＩＣＣＣ 1988 Ｐ345−350

Claims (8)

    (57)【特許請求の範囲】
  1. 【請求項１】伝送リンク（２０９）と相互接続された複
    数のノード（２０１〜２０８）を含むパケット交換ネッ
    トワーク（２００）におけるネットワーク・ノード（３
    ００）であって、 データ・パケットを受信し送信する手段（３０１、３０
    ２、３０４）と、 ネットワーク構成を記憶し更新する手段（３０６）と、 前記ネットワークにおける起点ノードと宛先ノードの間
    において、最低ホップ・カウントを有する主経路を識別
    し、主経路を構成する主リンクとそれ以外の二次リンク
    を識別する手段と、 主リンクと二次リンクを識別する前記手段に応答して、
    前記主リンクだけを使って前記起点ノードと宛先ノード
    の間に伝送遅延時間Σｄklが最大経路伝送遅延ＰTより
    小さい最適経路を決定する手段とを含み、 前記最適経路を決定する前記手段が、前記主リンクだけ
    を使って宛先ノードに到達しないときは、主リンクおよ
    び二次リンクを使って前記起点ノードと宛先ノードの間
    に伝送遅延時間Σｄklが最大経路伝送遅延ＰTより小さ
    い最適経路を決定する手段と、 を含むことを特徴とするネットワーク・ノード。
  2. 【請求項２】主リンクおよび二次リンクを使って最適経
    路を決定する前記手段が、前記主リンク上で最適経路を
    決定する前記手段によって主リンク上で以前に計算済み
    のリンク使用状況データを利用することを特徴とする、
    請求項１に記載のネットワーク・ノード。
  3. 【請求項３】前記最適経路における伝送遅延を、事前選
    択したしきい値ＰTに制限する手段を含むことを特徴と
    する、請求項１または２いずれか１に記載のネットワー
    ク・ノード。
  4. 【請求項４】前記起点ノードと宛先ノードの間の最適経
    路を決定する前記手段が、修正ベルマン・フォード・ア
    ルゴリズムを実行する手段を含む、請求項１ないし３の
    いずれか１に記載のネットワーク・ノード。
  5. 【請求項５】伝送リンク（２０９）と相互接続された複
    数のノード（２０１〜２０８）を含むパケット交換通信
    ネットワーク（２００）におけるアクセス・ノード（３
    ００）において、起点ノードと宛先ノードの間の最適経
    路を決定するための方法であって、 ネットワーク構成を記憶し更新するステップと、 第１段階（５０３）で、前記ネットワークにおいて前記
    起点ノードと前記宛先ノードの間において最少ホップ・
    カウントを有する主経路を識別し、前記主経路を構成す
    る主リンクとそれ以外の二次リンクを識別するステップ
    と、 第２段階（５０４）で、主リンクと二次リンクを識別す
    る前記ステップに応答して、前記主リンクだけを使って
    前記起点ノードと宛先ノードの間で伝送遅延時間Σｄkl
    が最大経路伝送遅延ＰTより小さい最適経路を決定する
    ステップと、 最適経路を決定する前記第２段階（５０４）が、前記主
    リンクだけを使って宛先ノードに到達しないとき（７０
    ２）は、主リンクおよび二次リンクを使って前記起点ノ
    ードと宛先ノードの間に伝送遅延時間Σｄklが最大経路
    伝送遅延ＰTより小さい最適経路を決定するステップ
    （７０３、７０４）と、 を含むことを特徴とする方法。
  6. 【請求項６】主リンクおよび二次リンクを使って最適経
    路を決定する前記ステップが、前記主リンク上で最適経
    路を決定する前記ステップによって主リンク上で以前に
    計算済みのリンク使用状況データを利用することを特徴
    とする、請求項５に記載の方法。
  7. 【請求項７】前記最適経路における伝送遅延を、事前選
    択したしきい値ＰTに制限するステップ（５０５）を実
    行するステップを含む、請求項５または６のいずれか１
    に記載の方法。
  8. 【請求項８】前記起点ノードと宛先ノードの間の最適経
    路を決定する前記ステップが、修正ベルマン・フォード
    ・アルゴリズムを含むことを特徴とする、請求項５ない
    し７のいずれかに記載の方法。
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