JP3084066B2 - 情報ネットワークにおける帯域幅予約接続の経路指定 - Google Patents
情報ネットワークにおける帯域幅予約接続の経路指定Info
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Description
【発明の詳細な説明】 ［技術分野］ 本発明は、たとえばスイッチ・ベース・コンピュータ
・ネットワークなど、情報ネットワークにおける経路指
定機能に関する。そのようなネットワークでは、ソース
・ノードから宛先ノードへの経路を決定する必要があ
る。本発明は、既知のダイクストラ（Dijkstra）経路指
定方法を機能強化し、拡張して、たとえば予約帯域幅サ
ービスなど、ダイクストラ法では不可能な種類の追加サ
ービスをサポートする。本発明の方法は、本明細書全体
を通じて「最大幅経路法」とも称する。特定の経路測定
基準を使用するが、これは結果として「ボトルネック測
定基準」と呼ばれ、経路指定方法を支配する代数規則と
互換性を有することがわかった。この測定基準を用いる
と、少なくとも経路の帯域幅特性を十分現実的に反映す
ることができるが、他の特性を表現することもできる。
最大幅経路法は、たとえば、非同期転送モード（ATM）
・ネットワークやインターネット・ストリーム・プロト
コル・バージョンII（ST.II）ネットワークなど、経路
指定の決定が接続設定時に行われる接続指向ネットワー
クで使用することができるが、これらに制限されるもの
ではない。これは、任意のソースから任意の宛先への経
路の事前計算に使用でき、該当経路が接続要求のために
使用されるまですべての経路を事前に記憶することがで
きる。このような事前に計算される経路指定木は、パケ
ット送信中に含まれるノードのシーケンスとして経路を
記述するソース・ベクトルを作るのに局所ソース・ノー
ド木を使用するソース経路指定法で有利である。本発明
は、ネットワーク用のリンク状態経路指定機構に特に有
用であるが、最大幅経路法を適用できるか、ボトルネッ
ク測定基準が該当経路特性の適切な表現である経路指定
問題であれば、電子ネットワーク技術からかけはなれた
ものであっても使用可能である。例として、容量、財
政、法律または他のボトルネックがある乗客または物品
の輸送や、電子道路案内システムが挙げられる。
・ネットワークなど、情報ネットワークにおける経路指
定機能に関する。そのようなネットワークでは、ソース
・ノードから宛先ノードへの経路を決定する必要があ
る。本発明は、既知のダイクストラ（Dijkstra）経路指
定方法を機能強化し、拡張して、たとえば予約帯域幅サ
ービスなど、ダイクストラ法では不可能な種類の追加サ
ービスをサポートする。本発明の方法は、本明細書全体
を通じて「最大幅経路法」とも称する。特定の経路測定
基準を使用するが、これは結果として「ボトルネック測
定基準」と呼ばれ、経路指定方法を支配する代数規則と
互換性を有することがわかった。この測定基準を用いる
と、少なくとも経路の帯域幅特性を十分現実的に反映す
ることができるが、他の特性を表現することもできる。
最大幅経路法は、たとえば、非同期転送モード（ATM）
・ネットワークやインターネット・ストリーム・プロト
コル・バージョンII（ST.II）ネットワークなど、経路
指定の決定が接続設定時に行われる接続指向ネットワー
クで使用することができるが、これらに制限されるもの
ではない。これは、任意のソースから任意の宛先への経
路の事前計算に使用でき、該当経路が接続要求のために
使用されるまですべての経路を事前に記憶することがで
きる。このような事前に計算される経路指定木は、パケ
ット送信中に含まれるノードのシーケンスとして経路を
記述するソース・ベクトルを作るのに局所ソース・ノー
ド木を使用するソース経路指定法で有利である。本発明
は、ネットワーク用のリンク状態経路指定機構に特に有
用であるが、最大幅経路法を適用できるか、ボトルネッ
ク測定基準が該当経路特性の適切な表現である経路指定
問題であれば、電子ネットワーク技術からかけはなれた
ものであっても使用可能である。例として、容量、財
政、法律または他のボトルネックがある乗客または物品
の輸送や、電子道路案内システムが挙げられる。
［発明の背景］ 開最短経路優先（Open Shortest Path First、OSPF）
などのリンク状態アルゴリズムは、コネクションレス・
ネットワーク層を実施するコンピュータ・ネットワーク
内の経路指定機能を実現するために一般に使用されてい
る。そのような場合には、ネットワーク経路指定アルゴ
リズムが、バックグラウンド・タスクとして経路指定テ
ーブルを作成する。リンクに関する情報は、すべてのノ
ードに複製されるトポロジ機能によって維持更新され、
その結果、すべてのノードがネットワークのイメージを
所有する。これに関しては欧州特許第034827号明細書お
よび欧州特許第0447725号明細書を参照されたい。この
イメージは、すべての宛先への経路を計算するために、
最短経路アルゴリズムと共に使用される。経路指定アル
ゴリズムによって作られる経路指定テーブルは、通常は
個々のパケットの転送に使用される。従来の測定基準の
場合、最適経路は「最短」経路である。これは、その経
路に寄与する別々のリンクの「長さ」の合計によって与
えられる経路「長」と共に従来のダイクストラ法を使用
することによって得られる。そのような設定では、リン
クの「長さ」は、その真の幾何学的な長さではなく、そ
のリンクの特性のいずれかを表す値になる可能性が最も
高い。以下では、そのような値を表す一般用語として、
「重さ」を使用する。これは、たとえばそのリングを使
用するための瞬間的なコストを表すことができ、経路指
定アルゴリズムの目標の１つは、正しい接続性を維持し
ながらネットワークのコストを最少にすることになる。
また、重さは、そのリンクの遅延を表すこともでき、こ
の場合の目標は、ネットワーク・データ・フローの遅延
を最少化することになる。帯域幅または専有特性に関す
る技術の測定基準の例が、欧州特許第0276754号明細書
および米国特許第4905233号明細書にある。欧州特許第0
276754号明細書では、専有容量にほぼ比例するリンク重
さが記載され、ダイクストラ法で使用されている。
などのリンク状態アルゴリズムは、コネクションレス・
ネットワーク層を実施するコンピュータ・ネットワーク
内の経路指定機能を実現するために一般に使用されてい
る。そのような場合には、ネットワーク経路指定アルゴ
リズムが、バックグラウンド・タスクとして経路指定テ
ーブルを作成する。リンクに関する情報は、すべてのノ
ードに複製されるトポロジ機能によって維持更新され、
その結果、すべてのノードがネットワークのイメージを
所有する。これに関しては欧州特許第034827号明細書お
よび欧州特許第0447725号明細書を参照されたい。この
イメージは、すべての宛先への経路を計算するために、
最短経路アルゴリズムと共に使用される。経路指定アル
ゴリズムによって作られる経路指定テーブルは、通常は
個々のパケットの転送に使用される。従来の測定基準の
場合、最適経路は「最短」経路である。これは、その経
路に寄与する別々のリンクの「長さ」の合計によって与
えられる経路「長」と共に従来のダイクストラ法を使用
することによって得られる。そのような設定では、リン
クの「長さ」は、その真の幾何学的な長さではなく、そ
のリンクの特性のいずれかを表す値になる可能性が最も
高い。以下では、そのような値を表す一般用語として、
「重さ」を使用する。これは、たとえばそのリングを使
用するための瞬間的なコストを表すことができ、経路指
定アルゴリズムの目標の１つは、正しい接続性を維持し
ながらネットワークのコストを最少にすることになる。
また、重さは、そのリンクの遅延を表すこともでき、こ
の場合の目標は、ネットワーク・データ・フローの遅延
を最少化することになる。帯域幅または専有特性に関す
る技術の測定基準の例が、欧州特許第0276754号明細書
および米国特許第4905233号明細書にある。欧州特許第0
276754号明細書では、専有容量にほぼ比例するリンク重
さが記載され、ダイクストラ法で使用されている。
リンク上で使用できる割振り可能な容量を反映する測
定基準も、米国特許第5088032号明細書および米国特許
第5067127号明細書から既知である。米国特許第5067127
号明細書には、通信ネットワーク用の輻輳回避制御方法
が記載されており、この方法では、使用可能な帯域幅に
反比例するリンク重さが使用され、経路重さは、このリ
ンク重さの和である。米国特許第5088032号明細書に
は、修正フォード（Ford）経路計算アルゴリズムが記載
されている。同明細書では、リンクの重さを使用可能な
帯域幅に反比例させることができ、経路重さは、そのリ
ンクの重さの最大値として決定される。同明細書では、
最小の測定基準を有する経路を見つける他の方法を使用
することもできると述べられているが、他の方法が同明
細書で提案された方法と互換であることは全く明らかで
ない。距離ベクトル法は記載されているが、ダイクスト
ラ法については全く記述がない。上で述べたように、従
来のダイクストラ法では、リンクの重さの和として決定
される経路重さを使用し、したがって、これは修正フォ
ード・アルゴリズムの代替物ではない。さらに、距離ベ
クトル法とは対照的に、最大幅経路法は（ダイクストラ
法と同様に）、すべてのノード、それが直接接続される
リンクおよび関連するリンク重さのトポロジ・データベ
ースを使用して、ソースからすべての宛先への経路の完
全なスパン木を作成する。これは、リンク状態経路指定
機構とソース経路指定に特に有用である。
定基準も、米国特許第5088032号明細書および米国特許
第5067127号明細書から既知である。米国特許第5067127
号明細書には、通信ネットワーク用の輻輳回避制御方法
が記載されており、この方法では、使用可能な帯域幅に
反比例するリンク重さが使用され、経路重さは、このリ
ンク重さの和である。米国特許第5088032号明細書に
は、修正フォード（Ford）経路計算アルゴリズムが記載
されている。同明細書では、リンクの重さを使用可能な
帯域幅に反比例させることができ、経路重さは、そのリ
ンクの重さの最大値として決定される。同明細書では、
最小の測定基準を有する経路を見つける他の方法を使用
することもできると述べられているが、他の方法が同明
細書で提案された方法と互換であることは全く明らかで
ない。距離ベクトル法は記載されているが、ダイクスト
ラ法については全く記述がない。上で述べたように、従
来のダイクストラ法では、リンクの重さの和として決定
される経路重さを使用し、したがって、これは修正フォ
ード・アルゴリズムの代替物ではない。さらに、距離ベ
クトル法とは対照的に、最大幅経路法は（ダイクストラ
法と同様に）、すべてのノード、それが直接接続される
リンクおよび関連するリンク重さのトポロジ・データベ
ースを使用して、ソースからすべての宛先への経路の完
全なスパン木を作成する。これは、リンク状態経路指定
機構とソース経路指定に特に有用である。
仮想回路ネットワークでは、経路指定は接続指向であ
り、経路指定決定は、接続設定時に行われる。さらに、
たとえば損失に敏感な通信のために、接続の帯域幅を保
証する必要がある場合、帯域幅予約を有する仮想回路ネ
ットワークが必要である。その例が、ST.IIルータのネ
ットワークとATMネットワークである。この場合、ある
接続に属するパケットまたはセルのすべてが、同一の経
路を進む。そのような場合には、経路指定アルゴリズム
は、接続設定メッセージの経路指定に適用されるが、こ
れを「呼経路指定（call routing）」とも称する。
り、経路指定決定は、接続設定時に行われる。さらに、
たとえば損失に敏感な通信のために、接続の帯域幅を保
証する必要がある場合、帯域幅予約を有する仮想回路ネ
ットワークが必要である。その例が、ST.IIルータのネ
ットワークとATMネットワークである。この場合、ある
接続に属するパケットまたはセルのすべてが、同一の経
路を進む。そのような場合には、経路指定アルゴリズム
は、接続設定メッセージの経路指定に適用されるが、こ
れを「呼経路指定（call routing）」とも称する。
本発明の全般的な目的は、従来技術の異なる短所を回
避し、最も望ましい（最小または最大の）重さを有する
リンクである「最大幅」ボトルネックを含むように定義
された「最適」経路を、各経路の１つまたは複数のボト
ルネック・リンクの重さから決定できるようにする形
で、ダイクストラ経路指定法を拡張し、修正することで
ある。本発明のもう１つの目的は、特に仮想回路ネット
ワーク用の、保証された帯域幅か、帯域幅予約か、ボト
ルネック測定基準を必要とする他の特性を有する、リン
ク状態経路指定方法を提供することである。本発明のも
う１つの目的は、ネットワーク・ノード内に最大幅経路
法を含む経路指定機能の強化を実施することによって、
ネットワーク・ノードを改良することである。すなわ
ち、動的に変化する使用可能帯域幅の考慮を可能にする
ため、トポロジ機能の更新方法に、修正された緩衝方法
または帯域幅符号化方法もしくはその両方を含めるため
の、トポロジ機能に対する改良を提案する。さらに、本
発明による機能強化をサポートしない通常のノードと混
合することができる改良されたノードを含むネットワー
クを開示する。
避し、最も望ましい（最小または最大の）重さを有する
リンクである「最大幅」ボトルネックを含むように定義
された「最適」経路を、各経路の１つまたは複数のボト
ルネック・リンクの重さから決定できるようにする形
で、ダイクストラ経路指定法を拡張し、修正することで
ある。本発明のもう１つの目的は、特に仮想回路ネット
ワーク用の、保証された帯域幅か、帯域幅予約か、ボト
ルネック測定基準を必要とする他の特性を有する、リン
ク状態経路指定方法を提供することである。本発明のも
う１つの目的は、ネットワーク・ノード内に最大幅経路
法を含む経路指定機能の強化を実施することによって、
ネットワーク・ノードを改良することである。すなわ
ち、動的に変化する使用可能帯域幅の考慮を可能にする
ため、トポロジ機能の更新方法に、修正された緩衝方法
または帯域幅符号化方法もしくはその両方を含めるため
の、トポロジ機能に対する改良を提案する。さらに、本
発明による機能強化をサポートしない通常のノードと混
合することができる改良されたノードを含むネットワー
クを開示する。
［発明の概要］ 上記の目的は、リンク重さと経路重さを決定するのに
適した測定基準を適用することによってダイクストラ経
路指定法を機能強化し、拡張することによって達成され
る。適当な測定基準は、経路指定方法で考慮に入れられ
る経路の特性を少なくとも近似的に反映するものでなけ
ればならず、この方法と互換性を有する必要がある。す
でにわかっているように、ボトルネック測定基準は、こ
れらの制約に従う。これには、経路の重さがそのリンク
の重さの最大値によって与えられるように定義された測
定基準と、より軽い重さのリンクがよりよいリンクとな
り、より軽い重さの経路がよりよい経路となるように定
義された測定基準が含まれる。この場合、最大幅経路法
を用いると、最適経路は、やはりダイクストラ法の場合
と同様に、この場合でも最小の重さを有する経路であ
る。アルゴリズム形式でのこの方法のこのような例の形
式記述を、付録に示す。付録では、ダイクストラ法での
リンク重さ合算の演算が、結果としてリンク重さの最大
値を有する最大値演算に常に置換される場合を選択し
た。この定義は、連結された経路の重さが、和ではなく
リンクの重さの最大値であることを意味する。この方法
を支配する代数規則が、どちらの演算でも有効であるこ
とを形式的に証明することができる。最大幅経路法の美
点は、実施が容易であり、適切な時に複雑さなしにダイ
クストラ法と置換できることである。明らかに、ボトル
ネック測定基準には、他の測定基準も含まれる。例とし
て、構成要素リンク重さ（またはその絶対値）の最小値
（または別の極値）を使用して、経路重さを直接決定す
るか、減少関数ではない別の計算の後に決定することが
できる。構成要素リンク重さの中央値または所定の目標
値に最も近い構成要素リンク重さが、記述される経路特
性を反映するものであれば、これらの値を使用すること
ができる。規則として、ある経路の構成要素リンクの重
さに対する演算は、その経路の少なくとも１つのリンク
（「ボトルネック・リンク」）を選択するように適用さ
れ、経路の重さは、その後にそのボトルネック・リンク
の重さから決定される。
適した測定基準を適用することによってダイクストラ経
路指定法を機能強化し、拡張することによって達成され
る。適当な測定基準は、経路指定方法で考慮に入れられ
る経路の特性を少なくとも近似的に反映するものでなけ
ればならず、この方法と互換性を有する必要がある。す
でにわかっているように、ボトルネック測定基準は、こ
れらの制約に従う。これには、経路の重さがそのリンク
の重さの最大値によって与えられるように定義された測
定基準と、より軽い重さのリンクがよりよいリンクとな
り、より軽い重さの経路がよりよい経路となるように定
義された測定基準が含まれる。この場合、最大幅経路法
を用いると、最適経路は、やはりダイクストラ法の場合
と同様に、この場合でも最小の重さを有する経路であ
る。アルゴリズム形式でのこの方法のこのような例の形
式記述を、付録に示す。付録では、ダイクストラ法での
リンク重さ合算の演算が、結果としてリンク重さの最大
値を有する最大値演算に常に置換される場合を選択し
た。この定義は、連結された経路の重さが、和ではなく
リンクの重さの最大値であることを意味する。この方法
を支配する代数規則が、どちらの演算でも有効であるこ
とを形式的に証明することができる。最大幅経路法の美
点は、実施が容易であり、適切な時に複雑さなしにダイ
クストラ法と置換できることである。明らかに、ボトル
ネック測定基準には、他の測定基準も含まれる。例とし
て、構成要素リンク重さ（またはその絶対値）の最小値
（または別の極値）を使用して、経路重さを直接決定す
るか、減少関数ではない別の計算の後に決定することが
できる。構成要素リンク重さの中央値または所定の目標
値に最も近い構成要素リンク重さが、記述される経路特
性を反映するものであれば、これらの値を使用すること
ができる。規則として、ある経路の構成要素リンクの重
さに対する演算は、その経路の少なくとも１つのリンク
（「ボトルネック・リンク」）を選択するように適用さ
れ、経路の重さは、その後にそのボトルネック・リンク
の重さから決定される。
通信ネットワーク経路指定に関して、測定基準は、リ
ンク上で使用できる割振り可能容量を反映し、最大の割
振り可能容量を有する経路の計算には、最大幅経路法を
使用する。リンク状態経路指定では、ネットワーク・ノ
ードが、ネットワークのリンクのそれぞれで使用可能な
帯域幅を反映するリンク状態情報を共用する。これは、
使用可能容量をリンク重さとして符号化し、「トポロジ
機能」と称する送信用の既知の配布機構を使用すること
によって行われる。使用可能容量は非常に動的に変化す
るので、リンク状態更新の量が過剰にならないようにす
る必要がある。これは、「緩衝（dampening）」として
既知であり、適切な緩衝方法を説明する。経路指定機能
は、個々のパケットではなく接続設定要求に適用するこ
とができる。最大幅経路法では、トポロジ機能から得ら
れる情報を使用して、すべてのソースからすべての宛先
への経路を計算する。これらの経路を記憶し、接続要求
の到着時にその要求を経路指定するのに使用することが
できる。「最大幅経路」定義の特徴の１つが、接続設定
を、それが必要とする帯域幅の量に関わりなく最大幅経
路に沿って経路指定することができ、そうでなければそ
のネットワーク内で全く経路指定できないことである。
言い換えると、この方法では、ネットワーク内に十分に
容量が存在し、トポロジ機能から得られる情報が最新で
あるという前提の下で、接続のために十分な帯域幅を有
する経路を見つかることが保証される。これは、１回の
計算だけで可能な帯域幅要求のすべてをサービスできる
ことをも意味する。最大幅経路法の利益の１つが、十分
に試験された経路指定機能コードと互換性があり、その
再利用が可能であることである。追加の利益は、この方
法によってもたらされる経路が、接続要求の前に計算さ
れ、記憶され、したがって、高速の接続設定がサポート
されることである。さらに、この方法は、最大幅経路法
をサポートしない標準ネットワークを扱うために、OSPF
などの経路指定プロトコルと共に使用することができ
る。これによって、機能強化されたネットワーク・ノー
ドと標準ネットワーク・ノードを含む混合ネットワーク
が可能になる。この方法では、ホップの数に制限がな
い。これは、多くの応用分野では重要でないが、必要な
場合には制限を変更することができる。
ンク上で使用できる割振り可能容量を反映し、最大の割
振り可能容量を有する経路の計算には、最大幅経路法を
使用する。リンク状態経路指定では、ネットワーク・ノ
ードが、ネットワークのリンクのそれぞれで使用可能な
帯域幅を反映するリンク状態情報を共用する。これは、
使用可能容量をリンク重さとして符号化し、「トポロジ
機能」と称する送信用の既知の配布機構を使用すること
によって行われる。使用可能容量は非常に動的に変化す
るので、リンク状態更新の量が過剰にならないようにす
る必要がある。これは、「緩衝（dampening）」として
既知であり、適切な緩衝方法を説明する。経路指定機能
は、個々のパケットではなく接続設定要求に適用するこ
とができる。最大幅経路法では、トポロジ機能から得ら
れる情報を使用して、すべてのソースからすべての宛先
への経路を計算する。これらの経路を記憶し、接続要求
の到着時にその要求を経路指定するのに使用することが
できる。「最大幅経路」定義の特徴の１つが、接続設定
を、それが必要とする帯域幅の量に関わりなく最大幅経
路に沿って経路指定することができ、そうでなければそ
のネットワーク内で全く経路指定できないことである。
言い換えると、この方法では、ネットワーク内に十分に
容量が存在し、トポロジ機能から得られる情報が最新で
あるという前提の下で、接続のために十分な帯域幅を有
する経路を見つかることが保証される。これは、１回の
計算だけで可能な帯域幅要求のすべてをサービスできる
ことをも意味する。最大幅経路法の利益の１つが、十分
に試験された経路指定機能コードと互換性があり、その
再利用が可能であることである。追加の利益は、この方
法によってもたらされる経路が、接続要求の前に計算さ
れ、記憶され、したがって、高速の接続設定がサポート
されることである。さらに、この方法は、最大幅経路法
をサポートしない標準ネットワークを扱うために、OSPF
などの経路指定プロトコルと共に使用することができ
る。これによって、機能強化されたネットワーク・ノー
ドと標準ネットワーク・ノードを含む混合ネットワーク
が可能になる。この方法では、ホップの数に制限がな
い。これは、多くの応用分野では重要でないが、必要な
場合には制限を変更することができる。
図面の簡単な説明 本発明の実施例を、図面を参照して下で詳細に説明す
る。発明的概念全般をより明瞭に示すために、通信ネッ
トワーク・ノード内の具体的な実施態様を仮定する。こ
れに関する追加の発明的特徴も開示する。
る。発明的概念全般をより明瞭に示すために、通信ネッ
トワーク・ノード内の具体的な実施態様を仮定する。こ
れに関する追加の発明的特徴も開示する。
第1A図は、本発明による最大幅経路法を概略的に示す
図である。ネットワーク領域での帯域幅ボトルネック状
況を有する典型的な経路指定問題を仮定して、技術的現
状と比較して本方法を説明する。
図である。ネットワーク領域での帯域幅ボトルネック状
況を有する典型的な経路指定問題を仮定して、技術的現
状と比較して本方法を説明する。
第1B図は、第1A図の領域の１ノードと、関連する情報
フローを詳細に示す図である。
フローを詳細に示す図である。
第２図は、最大幅経路区域と標準区域の混合ネットワ
ークを示す図である。
ークを示す図である。
第３図は、リンク状態更新情報用の指数帯域幅符号化
フォーマットを示す図である。
フォーマットを示す図である。
第４図は、呼経路指定と、関連する情報フローを示す
図である。
図である。
［発明による実施形態の詳細な説明］ 経路とは、ネットワーク・ノード間のリンクを連結し
たものであり、リンクは、経路の「構成要素リンク」と
も呼ばれる。経路の幅Cpathは、構成要素リンクのそれ
ぞれで使用可能な容量の最小値として定義される。使用
可能な容量は、ユーザ接続に割り振ることができる。ビ
ット毎秒単位の帯域幅である。したがって、容量ボトル
ネック・リンクによって、ある経路で使用可能な容量が
決定される。「最大幅経路」とは、あるソースからある
宛先へのすべての経路のうちで最大の幅を有する経路で
ある。
たものであり、リンクは、経路の「構成要素リンク」と
も呼ばれる。経路の幅Cpathは、構成要素リンクのそれ
ぞれで使用可能な容量の最小値として定義される。使用
可能な容量は、ユーザ接続に割り振ることができる。ビ
ット毎秒単位の帯域幅である。したがって、容量ボトル
ネック・リンクによって、ある経路で使用可能な容量が
決定される。「最大幅経路」とは、あるソースからある
宛先へのすべての経路のうちで最大の幅を有する経路で
ある。
第１図は、任意のメッシュ構成ネットワークのノード
１ないし７を含む領域での最大幅経路の例を示す図であ
る。使用可能帯域幅が異なるリンクが図示されており、
それぞれの帯域幅は、リンク接続線の幅によって示され
ている。図からわかるように、ノード１からノード２へ
の最大幅経路は、経路１−４−５−２であり、これは、
リンク５−２によって決定される、たとえば40Mb/sの仮
定の幅を有する。リンク１−３（100Mb/s）はリンク１
−４（60Mb/s）より広いのに、経路１−３−２は、経路
１−４−５−２より狭い。経路１−３−２の幅は、ボト
ルネック・リンク３−２が原因で、たとえば20Mb/sしか
ない。重さは、重さの少ないリンクが重さの大きいリン
クより狭くならないような形でリンクに適用される。そ
の場合、最大幅リンクは、最も重さの少ないリンクにな
り、最も狭いリンクは、最大の重さを有するリンクにな
る。１例として、あるリンクの重さWlinkは、次式によ
って定義される。
１ないし７を含む領域での最大幅経路の例を示す図であ
る。使用可能帯域幅が異なるリンクが図示されており、
それぞれの帯域幅は、リンク接続線の幅によって示され
ている。図からわかるように、ノード１からノード２へ
の最大幅経路は、経路１−４−５−２であり、これは、
リンク５−２によって決定される、たとえば40Mb/sの仮
定の幅を有する。リンク１−３（100Mb/s）はリンク１
−４（60Mb/s）より広いのに、経路１−３−２は、経路
１−４−５−２より狭い。経路１−３−２の幅は、ボト
ルネック・リンク３−２が原因で、たとえば20Mb/sしか
ない。重さは、重さの少ないリンクが重さの大きいリン
クより狭くならないような形でリンクに適用される。そ
の場合、最大幅リンクは、最も重さの少ないリンクにな
り、最も狭いリンクは、最大の重さを有するリンクにな
る。１例として、あるリンクの重さWlinkは、次式によ
って定義される。
Wlink＝Cmax−Clink ここで、Cmaxは、どのリンク容量よりも大きいと仮定
される定数である（たとえばCmax＝16Gb/s）。Clink
は、そのリンクの使用可能な容量または帯域幅である。
される定数である（たとえばCmax＝16Gb/s）。Clink
は、そのリンクの使用可能な容量または帯域幅である。
明らかに、従来のダイクストラ法では、重さD1452＝3
Cmax−150Mb/s（リンク４−５が50Mb/sと仮定して）の
真に最大幅の経路１−４−５−２よりも、重さD132＝W1
3＋W32＝2Cmax−120Mb/sの経路１−３−２および重さD1
892＝3Cmax−190Mb/sの経路１−８−９−２（150Mb/s、
20Mb/s、20Mb/s）を選好するはずである。最大幅経路測
定基準では、経路の重さが、その構成要素リンクの重さ
の最大値として定義される、すなわち、最も狭いリンク
によって決定される。したがって、 Wpath＝max（Wcomponent−link） ＝Cmax−Min（Component−link） ＝Ccix−Cpath である。このボトルネック型測定基準を、この文脈では
最大幅経路測定基準とも称するが、これを用いると、最
大幅経路は、やはりダイクストラ法と同じく最小の重さ
を有する経路になるが、最大幅経路法では、重さW132＝
Cmax−20Mb/s＝W1892の経路１−３−２および経路１−
８−９−２よりも、重さW1452＝Cmax−40Mb/sの経路１
−４−５−２が選好される。
Cmax−150Mb/s（リンク４−５が50Mb/sと仮定して）の
真に最大幅の経路１−４−５−２よりも、重さD132＝W1
3＋W32＝2Cmax−120Mb/sの経路１−３−２および重さD1
892＝3Cmax−190Mb/sの経路１−８−９−２（150Mb/s、
20Mb/s、20Mb/s）を選好するはずである。最大幅経路測
定基準では、経路の重さが、その構成要素リンクの重さ
の最大値として定義される、すなわち、最も狭いリンク
によって決定される。したがって、 Wpath＝max（Wcomponent−link） ＝Cmax−Min（Component−link） ＝Ccix−Cpath である。このボトルネック型測定基準を、この文脈では
最大幅経路測定基準とも称するが、これを用いると、最
大幅経路は、やはりダイクストラ法と同じく最小の重さ
を有する経路になるが、最大幅経路法では、重さW132＝
Cmax−20Mb/s＝W1892の経路１−３−２および経路１−
８−９−２よりも、重さW1452＝Cmax−40Mb/sの経路１
−４−５−２が選好される。
Cmaxに対する補数として重さを定義する理由は、最大
幅経路法を使用しないネットワーク領域で使用される最
短経路法との互換性である。上の「発明の開示」で述べ
たように、ボトルネック測定基準に他のリンク重さを使
用して、たとえばリンクの他の特性を反映したり、リン
ク状態情報の計算または符号化を簡単にすることができ
る。その例が、上の「背景技術」に示したWlink＝K/Cli
nkと、下で説明する指数符号化である。
幅経路法を使用しないネットワーク領域で使用される最
短経路法との互換性である。上の「発明の開示」で述べ
たように、ボトルネック測定基準に他のリンク重さを使
用して、たとえばリンクの他の特性を反映したり、リン
ク状態情報の計算または符号化を簡単にすることができ
る。その例が、上の「背景技術」に示したWlink＝K/Cli
nkと、下で説明する指数符号化である。
本来、最大幅経路法では、ダイクストラ法と同様に経
路の木を作成し、したがって、その結果のグラフは、必
ずループなしである。たとえば１−４−５−６−７−５
−２など、最大幅経路測定基準という意味では最適だ
が、ループを含む経路が存在する可能性がある。このよ
うな経路は、最大幅経路法によって自動的に排除され
る。経路の品質は、最大幅経路のうちで最少の個数のホ
ップを有する経路だけ、または、より正確には、使用さ
れるリンク状態公示の数が維持されるという制約をこの
方法に追加することによってさらに改善できる。これに
よって、重さが等しい経路の優先順位が定義される。こ
の例では、どちらの場合でもボトルネック・リンク５−
２によって決定される等しい重さを有する経路１−４−
５−２が経路１−４−７−５−２より優先される。
路の木を作成し、したがって、その結果のグラフは、必
ずループなしである。たとえば１−４−５−６−７−５
−２など、最大幅経路測定基準という意味では最適だ
が、ループを含む経路が存在する可能性がある。このよ
うな経路は、最大幅経路法によって自動的に排除され
る。経路の品質は、最大幅経路のうちで最少の個数のホ
ップを有する経路だけ、または、より正確には、使用さ
れるリンク状態公示の数が維持されるという制約をこの
方法に追加することによってさらに改善できる。これに
よって、重さが等しい経路の優先順位が定義される。こ
の例では、どちらの場合でもボトルネック・リンク５−
２によって決定される等しい重さを有する経路１−４−
５−２が経路１−４−７−５−２より優先される。
この方法がリンク状態接続指向経路指定環境で作動す
るようにするには、ネットワークのノードの新しい能力
が必要である。第1B図は、既知のトポロジ機能10を含
む、本発明によるネットワーク・ノードを示す図であ
る。最大幅経路生成機構12は、トポロジ機能10に接続さ
れる。ネットワーク・ユーザからの接続要求13があった
時に、接続を経路指定するために最大幅経路が割り当て
られる。さらに、リンク状態更新情報14を、ネットワー
ク・ノード間で交換して、トポロジ機能を最新状態に保
つ。帯域幅情報更新モジュール11は、トポロジ機能に接
続されて、さまざまな使用可能リンク能力についてリン
ク状態更新情報14に帯域幅情報を含める。帯域幅情報更
新モジュール11には、そのノードが送出するために帯域
幅情報をフォーマットするエンコーダ、他のノードの帯
域幅情報を受信し、必要な場合にはこれを復号するため
の受信器、および、わずかな帯域幅変化に対して即座に
更新反応を行わないようにする緩衝機構が含まれる。
るようにするには、ネットワークのノードの新しい能力
が必要である。第1B図は、既知のトポロジ機能10を含
む、本発明によるネットワーク・ノードを示す図であ
る。最大幅経路生成機構12は、トポロジ機能10に接続さ
れる。ネットワーク・ユーザからの接続要求13があった
時に、接続を経路指定するために最大幅経路が割り当て
られる。さらに、リンク状態更新情報14を、ネットワー
ク・ノード間で交換して、トポロジ機能を最新状態に保
つ。帯域幅情報更新モジュール11は、トポロジ機能に接
続されて、さまざまな使用可能リンク能力についてリン
ク状態更新情報14に帯域幅情報を含める。帯域幅情報更
新モジュール11には、そのノードが送出するために帯域
幅情報をフォーマットするエンコーダ、他のノードの帯
域幅情報を受信し、必要な場合にはこれを復号するため
の受信器、および、わずかな帯域幅変化に対して即座に
更新反応を行わないようにする緩衝機構が含まれる。
帯域幅情報更新モジュール11は、あるリンク上の使用
可能帯域幅Clinkを、第３図の16ビット重さとして符号
化する。このフォーマットを使用するのは、既存のリン
ク状態アルゴリズムとの互換性のためである。１ビット
/sからCmax＝16Gb/sまでの範囲を包含するために、指数
表記を使用する。この符号化では、指数の底として８を
使用し、３ビットの指数21は、最上位ビット23から始ま
り、13ビットの仮数22は、最下位ビット24で終わる。具
体的な容量Clinkを符号化する方法は、複数ありえる。
ある容量Clinkのすべての符号化（指数、仮数）のうち
で、最少の指数を有するものだけが、有効と宣言され
る。この規則を用いると、「長整数」に対する通常の比
較を適用できるので、容量を操作する前の復号をなくす
ことができる。すなわち、ｃとｃ′がリンク容量Ｃおよ
びＣ′の16ビット符号化であるならば、 Ｃ＜Ｃ′←→ｃ＜ｃ′←→Ｗ＞Ｗ′ である。
可能帯域幅Clinkを、第３図の16ビット重さとして符号
化する。このフォーマットを使用するのは、既存のリン
ク状態アルゴリズムとの互換性のためである。１ビット
/sからCmax＝16Gb/sまでの範囲を包含するために、指数
表記を使用する。この符号化では、指数の底として８を
使用し、３ビットの指数21は、最上位ビット23から始ま
り、13ビットの仮数22は、最下位ビット24で終わる。具
体的な容量Clinkを符号化する方法は、複数ありえる。
ある容量Clinkのすべての符号化（指数、仮数）のうち
で、最少の指数を有するものだけが、有効と宣言され
る。この規則を用いると、「長整数」に対する通常の比
較を適用できるので、容量を操作する前の復号をなくす
ことができる。すなわち、ｃとｃ′がリンク容量Ｃおよ
びＣ′の16ビット符号化であるならば、 Ｃ＜Ｃ′←→ｃ＜ｃ′←→Ｗ＞Ｗ′ である。
重さの変更に類似した、すべてのノードの即座の帯域
幅更新を伴うリンクの使用可能帯域幅の変更は、非常に
頻繁な接続設定の期間中にネットワークを介して大量の
リンク状態更新が伝播するなど、悲惨な状況に繋がる可
能性がある。これは、輻輳、過剰な過渡ループおよび、
補正過剰の状況でしばしば遭遇する類似の問題に繋がる
可能性がある。これを回避するために、大きな変化が生
じた時、たとえばある緩衝閾値を超える量の帯域幅が予
約された時などに限って、リンクのリンク状態更新を呼
び出す緩衝方法を定義した。たとえば、数Ｇビット/sの
リンク上でそれぞれが数百Ｋビット/sの５つの接続が１
秒間で発生すると、リンク容量の0.1％にも満たない変
化が５回配布され、おそらくはすべてのノードを介する
トポロジの再計算が生じるはずである。これは、明らか
に許容できない。緩衝方法は、予約されるリンク帯域幅
の分数に基づく。この目標を達成するためには、閾値Ma
xDBandwidthを設けて、動的なリンク重さの変化の間に
新しいリンク公示を開始するか否かを決定しなければな
らない。この要件のゆえに、すべてのリンクに、帯域幅
重さフィールドのほかに、デルタ帯域幅と呼ばれる重さ
の変化の、フラッシュされる値ではなく累算値が含まれ
なければならない。接続が設定または解放されるたび
に、デルタ帯域幅が変更され、それが閾値を超えたかど
うかの検査が行われる。閾値を超えた場合、新しいトポ
ロジ更新が伝播される。しかし、まだ１つの問題が残っ
ている。すなわち、すべてのノードに対するデルタ帯域
幅の「透明性」である。リンクの帯域幅が変更され、デ
ルタ帯域幅フィールドによって「吸収」された時には、
これが長期間にわたって公示されない可能性がある。こ
の期間中に経路指定不一致が発生する可能性があるが、
閾値はデルタを配布しないことが経路指定に関して無視
できるほどに小さくすべきなので、これが起こる可能性
はかなり低い。それでも、ノード・リンクごとに１つの
周期タイマを導入する。このタイマは、デルタ帯域幅が
０から０以外の値に変更された時に必ず起動し、デルタ
帯域幅が０にセットされるたびにリセットされる。この
タイマが満了した時には、必要があればデルタ帯域幅を
フラッシュする。使用可能リンク帯域幅の５％という緩
衝定数は、リンク帯域幅の10％という最大サイズで一定
速度で均一または指数のいずれかのサイズ分布の要求が
到着すると仮定した典型的なシナリオの挙動に基づく値
である。
幅更新を伴うリンクの使用可能帯域幅の変更は、非常に
頻繁な接続設定の期間中にネットワークを介して大量の
リンク状態更新が伝播するなど、悲惨な状況に繋がる可
能性がある。これは、輻輳、過剰な過渡ループおよび、
補正過剰の状況でしばしば遭遇する類似の問題に繋がる
可能性がある。これを回避するために、大きな変化が生
じた時、たとえばある緩衝閾値を超える量の帯域幅が予
約された時などに限って、リンクのリンク状態更新を呼
び出す緩衝方法を定義した。たとえば、数Ｇビット/sの
リンク上でそれぞれが数百Ｋビット/sの５つの接続が１
秒間で発生すると、リンク容量の0.1％にも満たない変
化が５回配布され、おそらくはすべてのノードを介する
トポロジの再計算が生じるはずである。これは、明らか
に許容できない。緩衝方法は、予約されるリンク帯域幅
の分数に基づく。この目標を達成するためには、閾値Ma
xDBandwidthを設けて、動的なリンク重さの変化の間に
新しいリンク公示を開始するか否かを決定しなければな
らない。この要件のゆえに、すべてのリンクに、帯域幅
重さフィールドのほかに、デルタ帯域幅と呼ばれる重さ
の変化の、フラッシュされる値ではなく累算値が含まれ
なければならない。接続が設定または解放されるたび
に、デルタ帯域幅が変更され、それが閾値を超えたかど
うかの検査が行われる。閾値を超えた場合、新しいトポ
ロジ更新が伝播される。しかし、まだ１つの問題が残っ
ている。すなわち、すべてのノードに対するデルタ帯域
幅の「透明性」である。リンクの帯域幅が変更され、デ
ルタ帯域幅フィールドによって「吸収」された時には、
これが長期間にわたって公示されない可能性がある。こ
の期間中に経路指定不一致が発生する可能性があるが、
閾値はデルタを配布しないことが経路指定に関して無視
できるほどに小さくすべきなので、これが起こる可能性
はかなり低い。それでも、ノード・リンクごとに１つの
周期タイマを導入する。このタイマは、デルタ帯域幅が
０から０以外の値に変更された時に必ず起動し、デルタ
帯域幅が０にセットされるたびにリセットされる。この
タイマが満了した時には、必要があればデルタ帯域幅を
フラッシュする。使用可能リンク帯域幅の５％という緩
衝定数は、リンク帯域幅の10％という最大サイズで一定
速度で均一または指数のいずれかのサイズ分布の要求が
到着すると仮定した典型的なシナリオの挙動に基づく値
である。
最新リンク状態経路指定プロトコルのほとんどは、経
路指定領域を副領域に分割する能力を提供する。トポロ
ジ情報は、副領域の境界で要約され、この要約だけが配
布される。それでも、配布される情報が曖昧でないこと
を保証するために、いくつかの制約を満たさなければな
らない。最大幅経路と標準の測定基準を理解する副領域
と、標準測定基準だけを理解する副領域とを互いに混合
できる最大幅経路区域の方法を提案する。そのような混
合ネットワークの例を、第２図に示す。この図では、ト
ポロジが異なる３つの最大幅経路区域16、17、18が、標
準ノードの区域19、20を有するネットワークに埋め込ま
れている。異なる特性を有する２つの副領域の境界15で
は、サポートされない測定基準が単純に捨てられる。こ
れによって、経路指定領域に最大幅経路法を漸進的に導
入することができる。この場合、OSPF標準経路指定プロ
トコルに必要な変更を、いわゆるWET−OSPFを得る場合
について説明するが、他の混合ネットワークも可能であ
る。WETは、３つのオプション・ビット名Ｗ、Ｅおよび
Ｔを表すが、このうちで、Ｗだけが最大幅経路区域法に
関連する。ＥとＴは、ここでは関係ない。
路指定領域を副領域に分割する能力を提供する。トポロ
ジ情報は、副領域の境界で要約され、この要約だけが配
布される。それでも、配布される情報が曖昧でないこと
を保証するために、いくつかの制約を満たさなければな
らない。最大幅経路と標準の測定基準を理解する副領域
と、標準測定基準だけを理解する副領域とを互いに混合
できる最大幅経路区域の方法を提案する。そのような混
合ネットワークの例を、第２図に示す。この図では、ト
ポロジが異なる３つの最大幅経路区域16、17、18が、標
準ノードの区域19、20を有するネットワークに埋め込ま
れている。異なる特性を有する２つの副領域の境界15で
は、サポートされない測定基準が単純に捨てられる。こ
れによって、経路指定領域に最大幅経路法を漸進的に導
入することができる。この場合、OSPF標準経路指定プロ
トコルに必要な変更を、いわゆるWET−OSPFを得る場合
について説明するが、他の混合ネットワークも可能であ
る。WETは、３つのオプション・ビット名Ｗ、Ｅおよび
Ｔを表すが、このうちで、Ｗだけが最大幅経路区域法に
関連する。ＥとＴは、ここでは関係ない。
この文脈では、ネットワーク・ノードを「ルータ」と
呼ぶ。最大幅経路区域は、最大幅経路法をサポートする
ルータだけからなる。これは、スタブ区域内の全ルータ
にスタブ特性に関して同意させるのに使用されるものに
類似の機構によって決定される。Ｗビットと称する新し
いオプション・ビットを導入する。最大幅経路のルータ
は、このビットをセットして、区域インターフェース上
のいわゆるハロー・パケットを送り、このビットをセッ
トしない区域内のルータへの隣接の作成を拒絶する。最
大幅経路ルータを標準区域に接続するインターフェース
は、ハロー・パケットではこのビットをセットせず、要
約リンク用のリンク公示のオプション・フィールドでの
みセットし、その結果、２つの最大幅経路区域の境界を
またぐ帯域幅測定基準の配布が機能するようになる。さ
らに、OSPFのMinLSIntervalの他に、新しい時定数WET−
MinLSIntervalを導入する。MinLSIntervalは、ルータの
区域インターフェースで使用され、WET−MinLSInterval
は、WET区域インターフェースで使用される。区域内で
は、ルータ・リンク公示が、WET−MinLSIntervalを使用
して配布される。この方法は、これらの公示が次の区域
に配布されず、要約リンク公示だけが配布されるという
長所を有する。要約リンク公示は、MinLSInterval以上
の間隔で導入される。それにもかかわらず、これは、WE
T−MinLSIntervalで許容される限りの速さで導入できる
ルータ・リンク公示に影響しない。というのは、区域内
のすべてのルータが、そのようなインターフェース上で
この間隔を使用するからである。
呼ぶ。最大幅経路区域は、最大幅経路法をサポートする
ルータだけからなる。これは、スタブ区域内の全ルータ
にスタブ特性に関して同意させるのに使用されるものに
類似の機構によって決定される。Ｗビットと称する新し
いオプション・ビットを導入する。最大幅経路のルータ
は、このビットをセットして、区域インターフェース上
のいわゆるハロー・パケットを送り、このビットをセッ
トしない区域内のルータへの隣接の作成を拒絶する。最
大幅経路ルータを標準区域に接続するインターフェース
は、ハロー・パケットではこのビットをセットせず、要
約リンク用のリンク公示のオプション・フィールドでの
みセットし、その結果、２つの最大幅経路区域の境界を
またぐ帯域幅測定基準の配布が機能するようになる。さ
らに、OSPFのMinLSIntervalの他に、新しい時定数WET−
MinLSIntervalを導入する。MinLSIntervalは、ルータの
区域インターフェースで使用され、WET−MinLSInterval
は、WET区域インターフェースで使用される。区域内で
は、ルータ・リンク公示が、WET−MinLSIntervalを使用
して配布される。この方法は、これらの公示が次の区域
に配布されず、要約リンク公示だけが配布されるという
長所を有する。要約リンク公示は、MinLSInterval以上
の間隔で導入される。それにもかかわらず、これは、WE
T−MinLSIntervalで許容される限りの速さで導入できる
ルータ・リンク公示に影響しない。というのは、区域内
のすべてのルータが、そのようなインターフェース上で
この間隔を使用するからである。
最大幅経路法の結果として、ネットワーク内のすべて
のノードが、局所経路指定木を作る。この情報は、複数
の方法の呼経路指定に使用することができる。特に魅力
的な方法の１つが、上で述べたソース経路指定の使用で
ある。呼設定に使用される呼経路指定方法の１例を、第
４図に示す。接続設定要求13が、宛先26への接続を経路
指定するためにソース25から送られる。ソース・ノード
１にある最大幅経路生成機構12からの事前に計算された
局所経路指定木を使用して、経由するノードのシーケン
ス１、４、５として経路を記述するソース・ベクトルを
作る。中間のノード４、５は、局所経路指定木を使用す
るのではなく、すべてのパケットまたは接続設定メッセ
ージ13に担持される経路指定ベクトルを調べる。これに
よって、本発明による最大幅経路法では必ずループのな
いグラフが作られるので、ループのない呼設定の経路指
定が保証される。リンク状態更新情報14は、必要に応じ
てノード１、４、５の間で交換される。
のノードが、局所経路指定木を作る。この情報は、複数
の方法の呼経路指定に使用することができる。特に魅力
的な方法の１つが、上で述べたソース経路指定の使用で
ある。呼設定に使用される呼経路指定方法の１例を、第
４図に示す。接続設定要求13が、宛先26への接続を経路
指定するためにソース25から送られる。ソース・ノード
１にある最大幅経路生成機構12からの事前に計算された
局所経路指定木を使用して、経由するノードのシーケン
ス１、４、５として経路を記述するソース・ベクトルを
作る。中間のノード４、５は、局所経路指定木を使用す
るのではなく、すべてのパケットまたは接続設定メッセ
ージ13に担持される経路指定ベクトルを調べる。これに
よって、本発明による最大幅経路法では必ずループのな
いグラフが作られるので、ループのない呼設定の経路指
定が保証される。リンク状態更新情報14は、必要に応じ
てノード１、４、５の間で交換される。
本明細書に提示した方法は、経路を計算する手段を提
供する。前述の詳細な説明から明らかなとおり、リンク
重さが加算的ではなく、経路の重さがボトルネック・リ
ンクによって定義される状況で、リンク重さからネット
ワーク内の最適経路を決定することができる経路指定方
法を説明した。この方法と互換性を有するために、測定
基準は、本明細書でボトルネック測定基準と称する測定
基準の特定の組から選択しなければならない。新しい最
大幅経路法は、加算的な重さについて周知のダイクスト
ラ法の特性の一部を有する。新しいノード、ネットワー
クおよび関連プロトコルに繋がる通信ネットワーク内で
の実施例を説明したが、この最大幅経路法は、上に例を
示したように、他の多くの経路指定問題に使用すること
ができる。この実施例の最大幅経路法は、ホップの数を
最少にするのではなく、帯域幅の使用可能度だけを考慮
することが簡単にわかる。本明細書に記載の方法は、し
たがって、帯域幅最適化が必須の広域ネットワークに直
接適用されるものではないが、多少の修正を加えれば、
これらの応用分野にも使用できる。逆に、この方法は、
前述のダイクストラ法との互換性という利益、OSPFの拡
張としての利益および経路事前計算能力のゆえに、ロー
カル・エリア・ネットワークに魅力的である。この方法
は、全般的な発明的概念から逸脱せずに、応用分野に応
じて多くの方法で拡張することができ、応用分野の例を
挙げれば、経路品質、経路セキュリティ、乗客の慰安を
考慮に入れることも想定される。多数共同呼を含むさま
ざまな呼設定方式が可能であり、また、所期のネットワ
ーク環境およびノードのタイプに応じて、本発明の全般
的概念に従って多数の修正を行うことができる。これら
の異なる実施態様のすべてが、当業者によって実施可能
であり、したがって、本発明の範囲に含まれる。
供する。前述の詳細な説明から明らかなとおり、リンク
重さが加算的ではなく、経路の重さがボトルネック・リ
ンクによって定義される状況で、リンク重さからネット
ワーク内の最適経路を決定することができる経路指定方
法を説明した。この方法と互換性を有するために、測定
基準は、本明細書でボトルネック測定基準と称する測定
基準の特定の組から選択しなければならない。新しい最
大幅経路法は、加算的な重さについて周知のダイクスト
ラ法の特性の一部を有する。新しいノード、ネットワー
クおよび関連プロトコルに繋がる通信ネットワーク内で
の実施例を説明したが、この最大幅経路法は、上に例を
示したように、他の多くの経路指定問題に使用すること
ができる。この実施例の最大幅経路法は、ホップの数を
最少にするのではなく、帯域幅の使用可能度だけを考慮
することが簡単にわかる。本明細書に記載の方法は、し
たがって、帯域幅最適化が必須の広域ネットワークに直
接適用されるものではないが、多少の修正を加えれば、
これらの応用分野にも使用できる。逆に、この方法は、
前述のダイクストラ法との互換性という利益、OSPFの拡
張としての利益および経路事前計算能力のゆえに、ロー
カル・エリア・ネットワークに魅力的である。この方法
は、全般的な発明的概念から逸脱せずに、応用分野に応
じて多くの方法で拡張することができ、応用分野の例を
挙げれば、経路品質、経路セキュリティ、乗客の慰安を
考慮に入れることも想定される。多数共同呼を含むさま
ざまな呼設定方式が可能であり、また、所期のネットワ
ーク環境およびノードのタイプに応じて、本発明の全般
的概念に従って多数の修正を行うことができる。これら
の異なる実施態様のすべてが、当業者によって実施可能
であり、したがって、本発明の範囲に含まれる。
───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (72)発明者 サルタン、ロバート スイス国リクターズヴィル、チュエンゲ ンガーシュトラーセ ９ (56)参考文献 特開 昭61−164356（ＪＰ，Ａ) 特開 平５−268240（ＪＰ，Ａ) 特開 平５−68046（ＪＰ，Ａ) 特開 平３−108923（ＪＰ，Ａ) 特開 平５−3475（ＪＰ，Ａ) 信学85春大1849 信学89秋大Ｂ259 ＩＮ88−98 ＩＮ90−71 (58)調査した分野(Int.Cl.7，ＤＢ名) H04L 12/28 H04L 12/56
Claims (4)
- 【請求項１】リンクによって相互接続された複数のノー
ドを有するネットワーク中のノードにおいて使用され
る、ソースから宛先へ最小の重みの経路を選択する方法
であって、前記リンクの各々は選択されたリンクの特徴
を反映して割り当てられたリンク重みを有し、さらに、 前記ソースから前記宛先へ経路のセットを構築するステ
ップと、 前記セット中の各経路について、経路中の各リンクの現
在使用可能な帯域幅の総量を決定するステップと、 前記セット中の各経路に、経路に沿ったいずれかの現在
使用可能な帯域幅の最小の総量の関数として経路重みを
割り当てるステップと、 最小の割り当てられた経路重みに等しい経路重みを有す
る各経路を含む経路のサブセットを確立するステップ
と、 確立された経路のサブセットから最終的な経路を選択す
るステップと、 を有する方法。 - 【請求項２】前記最終的な経路を選択するステップはさ
らに、ソースと宛先の間でリンクの数が最小のサブセッ
トの経路を最終的な経路として選択するステップを有す
る請求項１記載の方法。 - 【請求項３】リンクによって相互接続された複数のノー
ドを有するネットワーク中のノードのための経路選択装
置であって、 前記ネットワーク中の各リンク上の現在使用可能な帯域
幅を含む、ネットワーク・トポロジを記憶するためのメ
モリと、 前記ネットワーク中のソースと宛先の間で可能な経路の
セットを生成するための経路生成論理回路と、 各生成された経路に経路重みを割り当てるための経路重
み論理回路であって、前記割り当てられた経路重みは生
成された経路のうち現在使用可能な帯域幅の総量の最小
の関数であるものと、 最小の割り当てられた経路重みに等しい経路重みを有す
る各経路を含む経路のサブセットを確立する経路選択論
理回路と、 確立された経路のサブセットから最終的な経路を選択す
る最終選択論理回路と、 を有する装置。 - 【請求項４】前記最終選択論理回路はさらに、ソースと
宛先の間でリンクの数が最小のサブセット中の経路を最
終的な経路として選択する請求項３記載の装置。
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