JP3132996B2 - ネットワークの経路設定方法及びネットワークの経路設定装置 - Google Patents

Description

【発明の詳細な説明】

【０００１】

【発明の属する技術分野】この発明は、通信網などのト
ポロジー的な構造を持つネットワークにおいて、発信地
から着信地までの最適経路を設計する方法及び装置に関
するものである。

【０００２】

【従来の技術】図５７（ａ）は、特開平１−１２５１４
７に示された従来のルーチング方式によって、呼設定を
行う通信ネットワークを示す図である。図において、１
は呼設定を行う通信ネットワーク、１１は通信信号の発
着中継を行うノードＮｉ（ｉ＝１，２，・・・９）、１
２はノードＮｉ，Ｎ（ｉ＋１）間の物理接続回線である
リンク、各ノード１１の円内に記載されている番号は各
々のノードの番号で、ノードＮｉの添字ｉがこれに対応
する。各々のノード１１は、テーブルＴと処理部Ｐから
構成されている。図５７（ａ）ではノードＮ１，Ｎ４，
Ｎ９の構成が図示されているが、その他のノードの構成
も同様である。各ノードのテーブルＴは、図５７（ｂ）
に示すように入力リンク記憶部ＴＩ、出力リンク記憶部
ＴＯ、入出力リンク記憶部ＴＩＯから構成されている。

【０００３】次に、従来のルーチング方式の作用及び動
作について説明する。図５７（ａ）の通信ネットワーク
において、発信ノードＮ１と着信ノードＮ９の２ノード
間に通信パスを設定する場合を考える。図５８は、この
手順を示すフローチャート、図５９は、図５８中のＳＪ
２の処理を示すフローチャートである。図５８におい
て、まずＳＪ１で発信ノードから全ての方向に呼設定パ
ケットを送信する。次に、各ノードはテーブルに記録を
とりながら呼設定パケットを中継送出し（ＳＪ２）、最
初の呼設定パケットが着信ノードに到達するまで（ＳＪ
３）、これを続ける。次に、着信ノードは、呼設定パケ
ットが最初にに到達した方向に、応答パケットを送信す
る（ＳＪ４）。次に、応答パケットを受信した各ノード
は、テーブル内の入力リンクの論理チャネル番号対応の
記憶内容に従って、最初に呼設定パケットが到着した方
向に応答パケットを送信し、この入力リンクと出力リン
クの対応関係を入出力リンク記憶部ＴＩＯに設定する
（ＳＪ５）。このＳＪ５を、応答パケットが発信ノード
に到達するまで（ＳＪ６）続けた後、応答パケットが発
信ノードに到達した経路を設定する（ＳＪ７）。ステッ
プＳＪ２では、呼設定パケットが到着した際の（ＳＪ２
１）各ノードの処理を示す。ＳＪ２２で、最初に到着し
た呼設定パケットの発信ノード番号と着信ノード番号
を、入力リンクの論理チャネル番号（ＬＣＮ）対応に入
力リンク記憶部に記憶させ、同一の呼設定パケットか否
かを識別するために使用する。ＳＪ２３で、最初に到着
した呼設定パケットの入力方向以外の全ての方向に、そ
の呼設定パケットを送信する。ＳＪ２４で、送信した呼
設定パケットの発着ノード番号を、出力リンクの論理チ
ャネル番号（ＬＣＮ）対応に出力リンク記憶部に記憶さ
せる。呼設定パケットの送信方向から同一の呼設定パケ
ットが到着した場合には（ＳＪ２５）、そのリンクは最
適でないことになるので、ＳＪ２６で、その呼設定パケ
ットを送信した方向の出力リンクの論理チャネル番号対
応の記憶内容をクリアし、その呼設定パケットは廃棄す
る。即ち、入力リンク記憶部ＴＩにおける呼設定パケッ
トの送出方向について不適当であることを書き込み、出
力リンク記憶部ＴＯにおける再到着方向の出力リンクに
関連する記憶内容をクリアする。

【０００４】なお、経路の設計という広義の技術として
は、上述のものの他、ロボット移動の際の経路設計があ
った。文献（Ｍ．Ｌｅｍｍｏｎ：”２−Ｄｅｇｒｅｅ−
ｏｆ−ｆｒｅｅｄｏｍ Ｒｏｂｏｔ Ｐａｔｈ Ｐｌａ
ｎｎｉｎｇ ｕｓｉｎｇ Ｃｏｏｐｅｒａｔｉｖｅ Ｎ
ｅｕｒａｌ Ｆｉｅｌｄｓ”，Ｎｅｕｒａｌ Ｃｏｍｐ
ｕｔａｔｉｏｎ，Ｖｏｌ．３，Ｎｏ．３ｐｐ．３５０−
３６２，１９９１）に記述されているロボットの経路設
計法では、ロボットが移動できる領域を、直行座標で碁
盤の目の様に幾何学的に区分けし、この碁盤の目のうち
障害があるところを避けて、二地点間を移動する最短経
路を設計する。

【０００５】

【発明が解決しようとする課題】上記のような従来方法
では、次のような複雑な作業、および記憶容量の確保が
必要であるという問題点があった。 １）各ノードで到着した呼設定パケットを中継送出する
際に、最初に到着した呼設定パケットの入力方向を除外
するという処理が必要であった。 ２）また、呼設定パケットの送信方向から再度同一の呼
設定パケットが到着した場合は、その呼設定パケットを
送信した方向の出力リンクの論理チャネル番号対応の記
憶内容をクリアし、その呼設定パケットは廃棄するとい
う処理が必要であった。 ３）上記処理のために、各ノードでは、呼設定パケット
の入力リンクと出力リンクを全て記憶する必要があり、
記憶のための多数のテーブルを設けて、呼設定パケット
送受のたびに、それらを更新する必要があった。 ４）また、従来方法は、実際の呼設定パケットの伝送遅
延を基準とした最小遅延経路を求めるものであるが、最
適経路選択の基準としてリンクの品質、ノードの混雑度
など他のパラメータを考慮することができなかった。

【０００６】この発明は上記のような問題点を解消する
ためになされたもので、上記従来方法に対応付ければ、
下記の特徴をもつ経路設定方法及びその装置を得ること
を目的としている。 １）各ノードで到着した呼設定パケットを中継送出する
際に、最初に到着した呼設定パケットの入力方向を除外
する必要がない。 ２）また、呼設定パケットの送信方向から再度同一の呼
設定パケットが到着した場合にも、特別な処理は必要な
い。 ３）従って、各ノードでは、呼設定パケットの入力リン
クと出力リンクを記憶する必要はなく、記憶のための多
数のテーブルも不要で、呼設定パケット送受のたびに、
それらを更新する必要もない。 ４）また、最適経路選択の基準として、リンクおよびノ
ードの容量・距離・遅延・品質等種々の要因を考慮でき
る。 なお、この発明の方法は、上記従来例での各ノードでの
処理を、後述する管理センタ内の各ユニットで行う場合
も含むが、本質的な目的は上記の通りである。なお、本
明細書ではネットワークの経路設定方法を、以後、適宜
ルーチング方法と記す。

【０００７】

【課題を解決するための手段】この発明は、ネットワー
クの複数個のノードに関し、ノードの隣接関係を用い
て、発信ノードと着信ノードとのノード間の経路を設定
する方法であって、以下のステップを含む、ネットワー
クの経路設定方法である。設定される経路中に含まれる
複数個のノードに対し、ノードの隣接関係を予め記憶す
る記憶ステップ；始点ノードである発信ノード及び終点
ノードである着信ノードを指定するノード指定ステッ
プ；ノード指定ステップによるノード指定に応答して、
自ノードの状態数の値と隣接するノードの状態数の値に
基づき、経時的に変化する状態数を、上記複数個のノー
ドに対して生成する状態数生成ステップ；上記複数個の
ノードにつき状態数の経時的変化を検出する検出ステッ
プ；上記検出ステップにおける検出結果に基づき、当該
ノードに隣接するノードの中から、経路を設定するノー
ドを、逐次、着信ノード及び発信ノードのうち一方のノ
ード側から他方のノード側に向かって選定する選定ステ
ップ。

【０００８】上記状態数生成ステップは、以下の初期化
ステップと経時的変化ステップとから構成されることを
特徴とする。複数個のノードに対する状態数を初期化し
て初期値に設定する初期化ステップ；複数個のノードに
対し、初期化された状態数を経時的に変化させるととも
に、発信ノード及び着信ノードのうちの一方のノードに
対する状態数の経時的変化に対応して、上記一方のノー
ド以外のノードに対する状態数を経時的に変化させる経
時的変化ステップ。

【０００９】上記選定ステップは、以下の第１の選定ス
テップと第２の選定ステップとから構成されることを特
徴とする。着信ノード及び発信ノードのうち一方のノー
ドについて、隣接するノードの状態数の経時的変化に基
づき、上記隣接するノードの中から、上記一方のノード
との接続を設定する設定ノードを選定する第１の選定ス
テップ；設定ノードとして選定されたノードについて、
隣接するノードの状態数の経時的変化に基づき、隣接す
るノードの中から自ノードとの接続を設定するノードを
選定することを、着信ノード及び発信ノードのうち他方
のノードが選定される迄、逐次遂行する第２の選定ステ
ップ。

【００１０】上記状態数生成ステップは、以下の状態数
算出ステップから構成されることを特徴とする。自ノー
ドに対する単位時間前の状態数の値と隣接ノードに対す
る単位時間前の状態数の値と自ノードと隣接ノードとの
相互間の結合係数とに基づき、状態数を算出する状態数
算出ステップ。

【００１１】この発明は、更に、予め記憶ステップで記
憶されたノードの隣接関係をノード間リンク要求容量に
基づき修正し、修正隣接関係を作成する修正隣接関係作
成ステップを含み、かつ、状態数生成ステップ及び選定
ステップで用いられる隣接するノードは、上記修正隣接
関係に基づく隣接ノードであることを特徴とする。

【００１２】この発明は、更に、設定される経路中に含
まれる複数個のノード間のリンクの属性に基づき、ネッ
トワークモデルとしてのモデルノードを挿入するモデル
ノード挿入ステップと、モデルノード挿入ステップに対
応して、挿入されたモデルノードと上記記憶ステップで
予め記憶されたノードとを含むノードに対し、新たな隣
接関係を作成する隣接関係生成ステップとを含み、か
つ、状態数生成ステップ及び選定ステップで用いられる
隣接するノードは、上記隣接関係生成ステップで作成さ
れた新たな隣接関係に関く隣接ノードであることを特徴
とする。

【００１３】また、この発明は、モデルノード挿入ステ
ップにおいて、ノード間のリンクな距離に基づき、モデ
ルノードを挿入することを特徴とする。

【００１４】また、この発明は、モデルノード挿入ステ
ップにおいて、ノード間のリンクの伝送品質に基づき、
モデルノードを挿入することを特徴とする。

【００１５】また、この発明は、更に、以下の選定ノー
ド記憶ステップと表示ステップを含むことを特徴とす
る。選定ステップで逐次選定されたノードを、当該ノー
ドの選定の都度、記憶する選定ノード記憶ステップ；選
定ノード記憶ステップにおいて記憶されたノードに基づ
き、発信ノード及び着信ノードのうち一方のノードから
他方のノードに至るまでの設定経路を表示する表示ステ
ップ。

【００１６】この発明は、ネットワークの複数個のノー
ドに関し、ノードの隣接関係を用いて、発信ノードと着
信ノードとのノード間の経路を設定する装置であって、
以下のステップを含む、ネットワークの経路設定装置で
ある。設定される経路中に含まれる複数個のノードに対
し、ノードの隣接関係を予め記憶する記憶手段；始点ノ
ードである発信ノード及び終点ノードである着信ノード
を指定するノード指定手段；ノード指定手段によるノー
ド指定に応答して、自ノードの状態数の値と隣接するノ
ードの状態数の値に基づき、経時的に変化する状態数
を、上記複数個のノードに対して生成する状態数生成手
段；上記複数個のノードにつき状態数の経時的変化を検
出する検出手段；上記検出手段による検出結果に基づ
き、当該ノードに隣接するノードの中から、経路を設定
するノードを、逐次、着信ノード及び発信ノードのうち
一方のノード側から他方のノード側に向かって選定する
選定手段。

【００１７】上記状態数生成手段は、以下の初期化手段
と経時的変化手段とから構成されることを特徴とする。
複数個のノードに対する状態数を初期化して初期値に設
定する初期化手段；複数個のノードに対し、初期化され
た状態数を経時的に変化するとともに、発信ノード及び
着信ノードのうちの一方のノードに対する状態数の経時
的変化に対応して、上記一方のノード以外のノードに対
する状態数を経時的に変化にする経時的変化手段。

【００１８】上記選定手段は、以下の第１の選定手段と
第２の選定手段とから構成されることを特徴とする。着
信ノード及び発信ノードのうち一方のノードについて、
隣接するノードの状態数の経時的変化に基づき、上記隣
接するノードの中から、上記一方のノードとの接続を設
定する設定ノードを選定する第１の選定手段；設定ノー
ドとして選定されたノードについて、隣接するノードの
状態数の経時的変化に基づき、隣接するノードの中から
自ノードとの接続を設定するノードを選定することを、
着信ノード及び発信ノードのうち他方のノードが選定さ
れる迄、逐次遂行する第２の選定手段。

【００１９】上記状態数生成手段は、以下の状態数算出
手段から構成されることを特徴とする。自ノードに対す
る単位時間前の状態数の値と隣接ノードに対する単位時
間前の状態数の値と自ノードと隣接ノードとの相互間の
結合係数とに基づき、状態数を算出する状態数算出手
段。

【００２０】この発明は、更に、予め記憶手段で記憶さ
れたノードの隣接関係をノード間リンク要求容量に基づ
き修正し、修正隣接関係を作成する修正隣接関係作成手
段を含み、かつ、状態数生成手段及び選定手段で用いら
れる隣接するノードは、上記修正隣接関係に基づく隣接
ノードであることを特徴とする。

【００２１】この発明は、更に、設定される経路中に含
まれる複数個のノード間のリンクの属性に基づき、ネッ
トワークモデルとしてのモデルノードを挿入するモデル
ノード挿入手段と、モデルノード挿入手段に基づき、挿
入されたモデルノードと上記記憶手段で予め記憶された
ノードとを含むノードに対し、新たな隣接関係を作成す
る隣接関係生成手段とを含み、かつ、状態数生成手段及
び選定手段で用いられる隣接するノードは、上記隣接関
係生成手段で作成された新たな隣接関係に関く隣接ノー
ドであることを特徴とする。

【００２２】上記モデルノード挿入手段は、ノード間の
リンクな距離に基づき、モデルノードを挿入することを
特徴とする。

【００２３】上記モデルノード挿入手段は、ノード間の
リンクの伝送品質に基づき、モデルノードを挿入するこ
とを特徴とする。

【００２４】この発明は、更に、以下の選定ノード記憶
手段と表示手段を含むことを特徴とする。選定手段で逐
次選定されたノードを、当該ノードの選定の都度、記憶
する選定ノード記憶手段；選定ノード記憶手段において
記憶されたノードに基づき、発信ノード及び着信ノード
のうち一方のノードから他方のノードに至るまでの設定
経路を表示する表示手段。

【００２５】この発明は、上記記憶手段、状態数生成手
段、選定手段が各ノードに対し個別に設けられた演算ユ
ニットからなることを特徴とする。

【００２６】上記記憶手段は、各ノードに対する共通の
テーブルからなり、かつ、状態数生成手段及び選定手段
は各ノードに対する共通の演算処理部からなることを特
徴とする。

【００２７】この発明は、ネットワークの複数個のノー
ドとノード間のリンクに関し、ノードの隣接関係とリン
クの属性を用いて、発信ノードと宛先ノードのノード間
の経路を設定する方法であって、以下のステップを含
む、ネットワークの経路設定方法である。設定される経
路中に含まれる複数個のノードに対し、ノードの隣接関
係とノード間のリンクの属性を予め記憶する記憶ステッ
プ；始点ノードである発信ノード及び終点ノードである
宛先ノードを指定するノード指定ステップ；ノード指定
ステップによるノード指定に応答して、自ノードの状態
数の値と隣接するノードの状態数の値と自ノードと隣接
するノードの間のリンクの属性に基づき、経時的に変化
する状態数を、上記複数個のノードに対して生成する状
態数生成ステップ；上記複数個のノードにつき状態数の
経時的変化を検出し、変化を誘引した隣接ノードを検出
する検出ステップ；上記検出ステップにおける検出結果
に基づき、当該ノードに隣接するノードの中から、経路
を設定するノードを、逐次、宛先ノード及び発信ノード
のうち一方のノード側から他方のノード側に向かって選
定する選定ステップ。

【００２８】上記状態数生成ステップは、以下の初期化
ステップと経時的変化ステップとから構成されることを
特徴とする。複数個のノードに対する状態数を初期化し
て初期値に設定する初期化ステップ；複数個のノードに
対し、初期化された状態数を経時的に変化させるととも
に、発信ノード及び宛先ノードのうちの一方のノードに
対する状態数の経時的変化に対応して、上記一方のノー
ド以外のノードに対する状態数を経時的に変化させる経
時的変化ステップ。

【００２９】上記選定ステップは、以下の第１の選定ス
テップと第２の選定ステップとから構成されることを特
徴とする。宛先ノード及び発信ノードのうち一方のノー
ドについて、隣接するノードの状態数の経時的変化に基
づき、上記隣接するノードの中から、上記一方のノード
との接続を設定する設定ノードを選定する第１の選定ス
テップ；設定ノードとして選定されたノードについて、
上記検出ステップに基づき、隣接するノードの中から自
ノードとの接続を設定するノードを選定することを、宛
先ノード及び発信ノードのうち他方のノードが選定され
る迄、逐次遂行する第２の選定ステップ。

【００３０】上記状態数生成ステップは、以下の状態数
算出ステップから構成されることを特徴とする。隣接ノ
ードに対するリンク属性に基づく時間前の状態数の値に
基づき、状態数を算出する状態数算出ステップ。

【００３１】この発明は、更に、予め記憶ステップで記
憶されたリンクの属性をリンクの他の属性及びリンク端
のノードの属性に基づき修正し、修正リンク属性関係を
作成する修正リンク属性作成ステップを含み、かつ、状
態数生成ステップ及び選定ステップで用いられるリンク
属性は、上記修正リンク属性に基づくリンク属性である
ことを特徴とする。

【００３２】この発明は、修正リンク属性作成ステップ
において、予め記憶ステップで記憶されたリンクの属性
をリンク端のノードの属性に基づき修正することを特徴
とする。

【００３３】この発明は、修正リンク属性作成ステップ
において、予め記憶ステップで記憶されたリンクの属性
をノード間リンク容量と設定経路の要求容量に基づき修
正することを特徴とする。

【００３４】この発明は、更に、ネットワークをニュー
ラルネットワークに、ネットワークの複数個のノードを
ニューラルネットワークの複数個のニューロンに、ノー
ド間のリンクをニューロン間のシナプス結合に、リンク
属性をシナプス結合荷重に対応付けるニューラルネット
ワーク対応付けステップを含み、かつ、ニューロン及び
シナプス結合の属性は、それぞれノード及びリンクの属
性と等しいことを特徴とする。

【００３５】この発明は、ネットワークの複数個のノー
ドとノード間のリンクに関し、ノードの隣接関係とリン
クの属性を用いて、発信ノードと宛先ノードのノード間
の経路を設定する装置であって、以下の手段を含む、ネ
ットワークの経路設定装置である。設定される経路中に
含まれる複数個のノードに対し、ノードの隣接関係とノ
ード間のリンクの属性を予め記憶する記憶手段；始点ノ
ードである発信ノード及び終点ノードである宛先ノード
を指定するノード指定手段；ノード指定手段によるノー
ド指定に応答して、自ノードの状態数の値と隣接するノ
ードの状態数の値と自ノードと隣接するノードの間のリ
ンクの属性に基づき、経時的に変化する状態数を、上記
複数個のノードに対して生成する状態数生成手段；上記
複数個のノードにつき状態数の経時的変化を検出し、変
化を誘引した隣接ノードを検出する検出手段；上記検出
手段における検出結果に基づき、当該ノードに隣接する
ノードの中から、経路を設定するノードを、逐次、宛先
ノード及び発信ノードのうち一方のノード側から他方の
ノード側に向かって選定する選定手段。

【００３６】上記状態数生成手段は、以下の初期化手段
と経時的変化手段とから構成されることを特徴とする。
複数個のノードに対する状態数を初期化して初期値に設
定する初期化手段；複数個のノードに対し、初期化され
た状態数を経時的に変化させるとともに、発信及び宛先
ノードのうちの一方のノードに対する状態数の経時的変
化に対応して、上記一方のノード以外のノードに対する
状態数を経時的に変化させる経時的変化手段。

【００３７】上記選定手段は、以下の第１の選定手段と
第２の選定手段とから構成されることを特徴とする。宛
先ノード及び発信ノードのうち一方のノードについて、
隣接するノードの状態数の経時的変化に基づき、上記隣
接するノードの中から、上記一方のノードとの接続を設
定する設定ノードを選定する第１の選定手段；設定ノー
ドとして選定されたノードについて、上記検出手段に基
づき、隣接するノードの中から自ノードとの接続を設定
するノードを選定することを、宛先ノード及び発信ノー
ドのうち他方のノードが選定される迄、逐次遂行する第
２の選定手段。

【００３８】上記状態数生成手段は、以下の状態数算出
手段から構成されることを特徴とする。隣接ノードに対
するリンク属性に基づく時間前の状態数の値に基づき、
状態数を算出する状態数算出手段。

【００３９】この発明は、更に、予め記憶手段で記憶さ
れたリンクの属性をリンクの他の属性及びリンク端のノ
ードの属性に基づき修正し、修正リンク属性関係を作成
する修正リンク属性作成手段を含み、かつ、状態数生成
手段及び選定手段で用いられるリンク属性は、上記修正
リンク属性に基づくリンク属性であることを特徴とす
る。

【００４０】この発明は、修正リンク属性作成手段にお
いて、予め記憶手段で記憶されたリンクの属性をリンク
端のノードの属性に基づき修正することを特徴とする。

【００４１】この発明は、修正リンク属性作成手段にお
いて、予め記憶手段で記憶されたリンクの属性をノード
間リンク容量と設定経路の要求容量に基づき修正するこ
とを特徴とする。

【００４２】この発明は、更に、ネットワークをニュー
ラルネットワークに、ネットワークの複数個のノードを
ニューラルネットワークの複数個のニューロンに、ノー
ド間のリンクをニューロン間のシナプス結合に、リンク
属性をシナプス結合荷重に対応付けるニューラルネット
ワーク対応付け手段を含み、かつ、ニューロン及びシナ
プス結合の属性は、それぞれノード及びリンクの属性と
等しいことを特徴とする。

【００４３】この発明は、上記記憶手段、状態数生成手
段、選定手段は各ノードに対し個別に設けられた演算ユ
ニットからなることを特徴とする。

【００４４】上記記憶手段は、各ノードに対する共通の
テーブルからなり、かつ、状態数生成手段及び選定手段
は各ノードに対する共通の演算処理部からなることを特
徴とする。

【００４５】この発明は、上記状態数生成手段と検出手
段とをハードウエア論理回路で実現することを特徴とす
る。

【００４６】上記状態数生成手段と検出手段は、記憶手
段に記憶された各ノード毎に異なるノードの隣接関係と
ノード間のリンク属性の利用を複数の同一のハードウエ
ア回路で実現することを特徴とする。

【００４７】この発明は、ネットワークの複数個のノー
ドとノード間のリンクに関し、ノードの隣接関係とリン
クの属性を用いて、発信ノードと宛先ノードのノード間
の経路を設定する方法であって、以下のステップを含む
ネットワークの経路設定方法である。ネットワークに設
定する呼を広帯域呼と狭帯域呼とに分類する分類ステッ
プ；広帯域呼に関しては最適な経路設計を行う広帯域呼
経路設計ステップ；狭帯域呼に関しては段階的な経路設
計を行う狭帯域呼経路設計ステップ。

【００４８】上記狭帯域呼経路設計ステップは、以下の
経路候補群作成ステップと経路選択ステップとから構成
されることを特徴とする。ネットワークに関する過去の
蓄積データに基づいて、発信ノードと宛先ノード間の複
数の経路候補を経路候補群としてあらかじめ作成する経
路候補群作成ステップ；経路設定要求時に、上記経路候
補群から経路を選択する経路選択ステップ。

【００４９】この発明は、ネットワークの複数個のノー
ドとノード間のリンクに関し、ノードの隣接関係とリン
クの属性を用いて、発信ノードと宛先ノードのノード間
の経路を設定する装置であって、以下の手段を含むネッ
トワークの経路設定装置である。ネットワークに設定す
る呼を広帯域呼と狭帯域呼とに分類する分類手段；広帯
域呼に関しては最適な経路設計を行う広帯域呼経路設計
手段；狭帯域呼に関しては段階的な経路設計を行う狭帯
域呼経路設計手段。

【００５０】上記狭帯域呼経路設計手段は、以下の経路
候補群作成手段と経路選択手段とから構成されることを
特徴とする。ネットワークに関する過去の蓄積データに
基づいて、発信ノードと宛先ノード間の複数の経路候補
を経路候補群としてあらかじめ作成する経路候補群作成
手段；経路設定要求時に、上記経路候補群から経路を選
択する経路選択手段。

【００５１】

【発明の実施の形態】

実施の形態１．この発明の実施の形態１によるルーチン
グ方法を用いた最適経路設計例についてまず説明する。
図１は、経路設計を行う通信ネットワークの例である。
図において、１は経路設計の対象となる通信ネットワー
ク、１１は通信信号の発着中継を行うノードＮｉ（ｉ＝
１，２，・・・，９）、１２はノードＮｉ，Ｎ（ｉ＋
１）間の物理接続回線であるリンク、各ノード１１の円
内に記載されている番号は各々のノードの番号で、ノー
ドＮｉの添字ｉがこれに対応する。ここでは、便宜上、
全てのリンク１２の距離を単位距離１、リンク容量を単
位容量１としている。１３は最適経路設計を行う管理セ
ンタである。１３の管理センタでは、通信ネットワーク
１に対応したネットワークシミュレーションモデル２
（以下、ネットワークモデルと適宜略記する）を使用す
る。ネットワークモデル２は最適経路設計に使用する仮
想的なネットワークで、モデルノード１１Ｍがノード１
１に対応している。通信ネットワーク１におけるノード
Ｎｉに対応したモデルノードをモデルノードＭｉと呼ぶ
（ｉ＝１，２，・・・，９）。モデルノードＭｉはノー
ドＮｉと同じ属性を持つ。本実施の形態においては、最
適経路設計の手順は全てこの管理センタ１３内で行わ
れ、実際のノード１１で行われるものではない。なお、
この実施の形態では、例えば各ノード１１を区別して表
現する場合にはノードＮｉ（ｉ＝１，２，・・・，９）
というように添字ｉを付して表記することとし、この点
についてはモデルノード１１ＭとＭｉ、後述のユニット
１１ＵとＵｉ、テーブルＴとＴｉ、処理部ＰとＰｉ、水
路交差点１１ＰとＰＮｉ等々に関しても同様である。

【００５２】管理センタ１３内のハードウエア構成は次
のようになっている。各ノードＮｉに対応したユニット
１１Ｕがあり、各々のユニット１１Ｕはそれぞれテーブ
ルＴと処理部Ｐで構成されている。テーブルＴ及び処理
部Ｐの構成は各ユニット同一である。テーブルＴはＲＡ
Ｍ等のメモリで、また処理部Ｐはマイクロプロセッサ等
で実現される。テーブルＴには各ノード即ちモデルノー
ドの後述する特性・状態を示すパラメータが記憶され、
モデルノードＭｉに対応するテーブルＴｉが含む情報と
しては、隣接ノードＡｉ、状態数Ｘｉ、変動数カウンタ
Ｗｉ、発着ノード識別子Ｚｉ、サーチフラグＶｉがあ
る。

【００５３】管理センタ１３の中には、ユニット１１Ｕ
の他に最適経路テーブル１７、入出力装置１８、同期用
クロック１９がある。最適経路テーブル１７は、後述す
る探索によって得られた最短経路のユニット番号を、着
信ユニットから発信ユニットへ向かう方向に、後述のよ
うに順次書き込むテーブルである。入出力装置１８は、
発信ユニット番号および着信ユニット番号を外部から入
力するためのキーボード部Ｋと、経路設計後にはその経
路を構成するノード番号を表示する表示装置Ｄを持つ。
同期用クロック１９は、各ユニットの動作の同期用の共
通クロックである。各ユニットの同期動作については後
述する。

【００５４】ここでネットワーク１内の総ノード数をｎ
ｔ個、発信ノードのノード番号をＮｓ、着信ノードのノ
ード番号をＮｄとし、発信ノードＮｓと着信ノードＮｄ
が入出力装置１８から与えられた場合に、ノードＮｓと
ノードＮｄの間の最短経路を探索することを考える。こ
こで最短経路とは、経路内のリンク数が最小の経路とす
る。図１の例では、総ノード数ｎｔ＝９、発信ノードＮ
ｓ＝Ｎ１、着信ノードＮｄ＝Ｎ９である。ゆえに対応す
るモデルノードについても、総モデルノード数＝９、発
信モデルノード＝Ｍ１、着信モデルノード＝Ｍ９とな
り、また、対応するユニットについても、総ユニット数
＝９、発信ユニット＝Ｕ１、着信ユニット＝Ｕ９とな
る。

【００５５】以下、この実施の形態を具体的に説明する
に先立ち、この実施の形態における最短経路計画の方法
の原理につき、概念的な直観イメージを示す図２に基づ
き、概念的に述べる。この図２は、プールＰ０の内側に
島ＩＳが水路ＷＷを形成するように配置されたものであ
る。プールＰ０は図１の通信ネットワークの水路モデル
であり、水路ＷＷがリンク１２とトポロジー的に同じ構
成となるように、島ＩＳが配置されている。ノード１１
に対応するのは、水路の交差点１１Ｐであり、ノード番
号Ｎ１，Ｎ２，・・・，Ｎ９に対応して番号ＰＮ１，Ｐ
Ｎ２，・・・，ＰＮ９が付されている。水路交差点１１
Ｐは、以下適宜、交差点と略記する。各水路交差点１１
Ｐにはカウンタ機能を持った電光掲示板ＥＳが配置され
ている。図２ではカウンタ機能付き電光掲示板ＥＳが配
置された位置、即ち水路交差点１１ＰをＸ印で示し、そ
のＸ印に符号１１Ｐを付してある。また、各水路交差点
１１Ｐの電光掲示板ＥＳのところには、図示されていな
いが、水先案内人ＭＡがいる。図２の例では、水路交差
点１１ＰはＰＮ１からＰＮ９の９個あり、それぞれに水
先案内人ＭＡがいるので、その数は全部で９人である。

【００５６】ここで、プール周縁部の地点ＰＮ１（発信
ノードＮ１に対応）には子供ＣＨが、地点ＰＮ９（着信
ノードＮ９に対応）には犬ＤＧがおり、この犬ＤＧは水
路ＷＷを泳いで子供ＣＨに会いに行きたいと考えてい
る、という状況を想定する。この犬ＤＧは、一つの水路
ＷＷをまっすぐに泳ぎ進む能力は持っているが、水路交
差点１１Ｐに来た場合に、そこで交差する複数の水路Ｗ
Ｗの内から自分の進むべき進路を選択する能力は持た
ず、これについては各水路交差点１１Ｐにいる水先案内
人ＭＡに教えを請うよう訓練されている。水先案内人Ｍ
Ａは、自分の水路交差点に犬が来た場合に、後述するよ
うに犬が次に進むべき水路を選択して、犬をその方向へ
誘導する任務を持つ。なお、図示されていないが、犬Ｄ
Ｇは首に札をかけており、水先案内人ＭＡは、犬を誘導
した際には、この札に自分の交差点番号を順次書き込
む。

【００５７】次に、図３に基き、犬ＤＧが子供ＣＨに会
いに行く手順を説明する。最初、水面は静まっていて平
らである。ここで子供ＣＨが、糸でつるした石ＳＴを水
面で揺らして、波を発生させる（ＳＣＨ１）。するとこ
の波は水路ＷＷを伝播していく。各水路交差点１１Ｐに
ある電光掲示板ＥＳのカウンタは、通過した波の数を数
える（ＳＥＳ１）。波の中心ＰＮ１に近い点ほど多くの
波が通過するので、通過した波が多くなる方向へ進め
ば、最初に石を降ろした地点ＰＮ１に到達できる。犬Ｄ
Ｇは、着信ノードにあたる地点ＰＮ９で、波が伝播して
くるのを発見しようと水面を見ている（ＳＤＧ１）。波
が犬ＤＧのいる地点ＰＮ９に到達した時点で、犬ＤＧが
ワンと一回吠える（ＳＤＧ２）。この声が聞こえたと
き、各水路交差点１１Ｐの電光掲示板ＥＳはカウントを
停止し、それまでに通過した波の数を電光掲示板ＥＳに
表示する（ＳＥＳ２，ＳＥＳ３）。子供ＣＨは石を引き
上げ、波の発生を止める（ＳＣＨ２）。各水路交差点１
１Ｐにいる水先案内人ＭＡは、犬ＤＧが自分の水路交差
点１１Ｐに来るのを待ち、犬ＤＧが来た場合には、電光
掲示板ＥＳの表示数最大の隣接水路交差点の方向に進路
をとるように、犬ＤＧを誘導するべく、待機している
（ＳＭＡ１，ＳＭＡ２）。

【００５８】次に、犬ＤＧは水路ＷＷを泳いで子供ＣＨ
に会いに行こうとする。この時ＰＮ９にいる犬ＤＧは、
自分の進むべき進路について、水先案内人ＭＡに教えを
請う（ＳＤＧ３，ＳＤＧ５，ＳＤＧ６）。ＰＮ９にいる
水先案内人ＭＡは、ＰＮ７とＰＮ８の電光掲示板ＥＳに
表示された数を見て（ＳＭＡ５）、その数の大きい方の
進路に犬ＤＧを誘導する（ＳＭＡ６，ＳＭＡ７）。図２
の場合、後述するようにＰＮ７の表示は２、ＰＮ８の表
示は１となるので、ＰＮ７の方向へ犬ＤＧを誘導すると
ともに、番号９を首の札に書き込む（ＳＭＡ４）。

【００５９】そこで、犬ＤＧは、ＰＮ９からＰＮ７の方
向へ泳ぎ始める（ＳＤＧ７）。この後、一般に水路ＷＷ
の交差点１１Ｐに来た時（ＳＤＧ３）、犬ＤＧはそこに
いる水先案内人ＭＡに教えを請う（ＳＤＧ６）。それぞ
れの水先案内人ＭＡは、全ての隣接する水路交差点１１
Ｐの電光掲示板ＥＳの表示を見回して（ＳＭＡ５）、表
示されている数値が最大の方向を判断し（ＳＭＡ６）、
その方向を犬ＤＧに示して誘導するとともに（ＳＭＡ）
７、犬ＤＧの首の札に自分の交差点番号を書き込む（Ｓ
ＭＡ４）。犬ＤＧは教えられた方向へ向かって水路ＷＷ
を泳ぐ（ＳＤＧ７）。水路交差点１１Ｐに来るたびにこ
の様な作業を繰り返しながら（ＳＤＧ３−７，ＳＭＡ２
−７）、各水路交差点１１Ｐで進行方向を選択して行
き、最終的に子供ＣＨのいるＰＮ１に泳ぎ着く（ＳＤＧ
５）。この時、子供ＣＨに会えた犬ＤＧは、喜んでワン
ワンワンと複数回吠える（ＳＤＧ８）。

【００６０】この喜びの声が聞こえたとき、水先案内人
ＭＡは、自分の任務が終わったことを知り、犬の待機を
止め、電光掲示板ＥＳも消灯する（ＳＥＳ４，ＳＭＡ
３）。このとき、犬ＤＧが泳いできた水路の組み合わせ
が最短コースとなっており、このコース中の経由交差点
番号が、首の札に記されている。図２の場合の最短コー
スは、後述するように交差点ＰＮ９，ＰＮ７，ＰＮ４，
ＰＮ１を経由するので、犬ＤＧの首の札には９，７，
４，１が記されることになる。

【００６１】次に、図１の各ユニット１１Ｕに設けられ
たテーブルＴの各パラメータについて具体的に説明す
る。テーブルＴｉの各パラメータは、ノードＮｉ、即
ち、モデルノードＭｉ、またはユニットＵｉに対応す
る。テーブルＴｉのパラメータは、図４に示している。

【００６２】次に、各パラメータを詳細に説明する。ノ
ードＮｉの隣接ノードＡｉは、ノードＮｉとリンクで接
続されているノード番号の集合である。例えばノードＮ
１はノードＮ２およびノードＮ４と接続されているの
で、Ａ１＝｛２，４｝となる。同様にＡ２＝｛１，３，
４，５，６｝，Ａ３＝｛２，６，８｝，Ａ４＝｛１，
２，５，７｝，Ａ５＝｛２，４，６，７｝，Ａ６＝
｛２，３，５，７，８｝，Ａ７＝｛４，５，６，８，
９｝，Ａ８＝｛３，６，７，９｝，Ａ９＝｛７，８｝と
なる。隣接ノードＡｉはネットワークの構成と一義的に
対応しており、ネットワークの構成が変化しない限りは
固定である。モデルノードＭｉの隣接モデルノード、お
よびユニットＵｉの隣接ユニットは隣接ノードＡｉと等
しい。

【００６３】モデルノードＭｉの状態数Ｘｉは、この実
施の形態の中心となるパラメータである。状態数Ｘｉは
時刻ｔに依存する可変パラメータであり、時刻依存性を
明確にしたい場合は状態数Ｘｉ（ｔ）と記す。ここで時
刻ｔは、離散的な値ｔ＝０，１，２，３，・・・をと
る。状態数Ｘｉ（ｔ）は下記の様な特徴を持つ。 ・状態数Ｘｉ（ｔ）は０と１の２値のみをとる。 ・状態数Ｘｉ（ｔ）の値は、０が遮断、１が導通等の物
理的な状態に対応するパラメータではないが、前述の直
観イメージを示した図２では、０が波の谷、１が波の山
に相当する。また、状態数Ｘｉの値が０から１となるこ
とを以下適宜活性化と表現する。 ・時刻ｔにおけるモデルノードＭｉの状態数Ｘｉ（ｔ）
は、以下の式１に示すように、１個前の時刻ｔ−１の当
該モデルノードの状態数Ｘｉ（ｔ−１）、および１個前
の時刻ｔ−１の隣接ノードＡｉの状態数Ｘｋ（ｔ−１）
によって決定する（但しｋは集合Ａｉの要素、即ち、隣
接ノードである）。

【００６４】換言すれば、一単位時間分前（ｔ−１）の
状態数に基き、式１により、当該時刻（ｔ）の状態数は
一義的に定められる。なお、式１における各符号Σ，ス
テップ関数Ｇ，外乱Ｙｉ，結合係数Ｄｋについては後述
の通りである。 ・時刻ｔにおけるモデルノードＭｉの状態数Ｘｉ（ｔ）
は、２個前以前の状態数Ｘｉ（ｔ−２），状態数Ｘｉ
（ｔ−３），・・・、あるいは隣接しないモデルノード
の状態数Ｘｊ（ｔ−１）の影響は直接は受けない（但し
ｊは隣接しないモデルノード）。 ・全ての状態数Ｘｉを０に初期化した後、一度１になっ
て活性化した状態数Ｘｉは、１，０，１，０・・・と周
期２の振動を続ける。これは式１の隣接ノードと結合係
数Ｄｋが振動を起こすように設定されているためであ
り、数学的帰納法により証明できる。（Ｍ．Ｌｅｍｍｏ
ｎ：”２−Ｄｅｇｒｅｅ−ｏｆ−ｆｒｅｅｄｏｍ Ｒｏ
ｂｏｔ Ｐａｔｈ Ｐｌａｎｎｉｎｇ ｕｓｉｎｇ Ｃ
ｏｏｐｅｒａｔｉｖｅ Ｎｅｕｒａｌ Ｆｉｅｌｄ
ｓ”，Ｎｅｕｒａｌ Ｃｏｍｐｕｔａｔｉｏｎ，Ｖｏ
ｌ．３，Ｎｏ．３ｐｐ．３５０−３６２，１９９１）

【００６５】前述のことを示したものが、次の漸化式で
ある。 Ｘｉ（ｔ＋１）＝Ｇ［Ｘｉ（ｔ）＋Ｙｉ＋Σ｛Ｄｋ×Ｇ｛Ｘｋ（ｔ）｝｝］（ ｉ＝ｓの場合） Ｘｉ（ｔ＋１）＝Ｇ［Ｘｉ（ｔ）＋Σ｛Ｄｋ×Ｇ｛Ｘｋ（ｔ）｝｝］（ｉ≠ｓ の場合） ・・・（式１） 但し、Ｇ（Ｘ）は、式２のようなステップ関数である。 Ｇ（Ｘ）＝１（Ｘ＞０の場合） Ｇ（Ｘ）＝０（Ｘ≦０の場合） ・・・（式２） また、式１中のΣは、ｋがＥｉの要素である場合につい
て加算することを示す。ここでＥｉはＥｉ＝｛ｉ，Ａ
ｉ｝、即ち、モデルノードｉ自身およびその隣接ノード
の集合Ａｉからなる集合である。図１のネットワークの
場合は各Ａｉが各テーブルＴｉにそれぞれ示されている
集合となるので、ＥｉはＥ１＝｛１，２，４｝，Ｅ２＝
｛１，２，３，４，５，６｝，Ｅ３＝｛２，３，６，
８｝，Ｅ４＝｛１，２，４，５，７｝，Ｅ５＝｛２，
４，５，６，７｝，Ｅ６＝｛２，３，５，６，７，
８｝，Ｅ７＝｛４，５，６，７，８，９｝，Ｅ８＝
｛３，６，７，８，９｝，Ｅ９＝｛７，８，９｝とな
る。Ｄｋは、隣接ノードとの間の結合係数である。結合
係数Ｄｋは、隣接するノードＮｉ相互間の影響の強さを
示す一種の重み付けの値である。Ｃ２はＡｉの要素の数
より大きい定数である。図１のネットワークの場合は、
Ａｉの要素の数は２個から５個なので、Ｃ２はＣ２＞５
なる任意の定数とする。結合係数Ｄｋはｋ＝ｉの場合は
Ｄｋ＝−Ｃ２、ｋがＡｉの要素の場合はＤｋ＝１とお
く。

【００６６】結合係数Ｄｋは、例えば、後述する図８に
示すように、一度変化した状態数Ｘｉが周期２で振動
し、全体を見れば変化の波が伝播するように見えるよう
に決定する。この波の伝播については、状態数Ｘｉと変
動数カウンタＷｉの遷移について述べる箇所において詳
述する。Ｙｉは、発信モデルノードに与えられる外乱
で、発信モデルノードｓではＹｓ＝１、発信モデルノー
ド以外のモデルノードではゼロとする。外乱は、一旦Ｙ
ｓ＝１とした後、１の値を継続する。例えば、ｉ＝１の
場合、つまりユニットＵ１の状態数Ｘ１については、Σ
はｋ＝１，２，４について、つまり自己のノードの１
と、隣接するノード番号の２，４について加算し、式１
は次のようになる。 Ｘ１（ｔ＋１）＝Ｇ［Ｘ１（ｔ）＋１＋Ｃ２×Ｇ｛Ｘ１
（ｔ）｝＋Ｇ｛Ｘ２（ｔ）｝＋Ｇ｛Ｘ４（ｔ）｝］

【００６７】つまり、図２の例において、一度子供ＣＨ
がプールＰＯに石ＳＴを入れ込んだ後、再びその石ＳＴ
を引き上げて再度石ＳＴを入れ込むという、一連の石Ｓ
Ｔの入れ込み・引き上げの動作を続けること（図３のＳ
ＣＨ１）に相当する。なお、一回の石の入れ込み動作に
より生ずる第一回目の波動と、第二回目の波動とが干渉
して、第一の波と第二の波とが相互に補完して合成され
た波が定在波となるように、石の入れ込み・引き出し動
作を行い、第三回目以降の石の入れ込み・引き出し操作
によって、すでに形成された合成・定在波がさらに助長
された合成・定在波となるように、順次石の入れ込み、
引き出し動作を繰り返す。この入れ込みと引き上げの一
回の動作の時間周期は、例えば、後述する図８の時刻ｔ
の０，１，２，３の各時間周期（単位時間）等の、単位
時間に相当する。

【００６８】変動数カウンタＷｉは、状態数Ｘｉの変化
の回数を計数するカウンタ関数で、状態数Ｘｉが０から
１または１から０に変化した場合に、つまり、状態数Ｘ
ｉが変化する毎に、１だけ加算する（状態数Ｘｉは０と
１の２値しかとらないので、上述の変化以外の変化はな
い）。変動数カウンタＷｉの加算動作、前述の直観イメ
ージでは、図２において各水路交差点１１Ｐに配置して
ある電光掲示板ＥＳのカウンタにあたり、その水路交差
点１１Ｐを通過した波の数を数えること（図３のＳＥＳ
１）に相当する。発着ノード識別子Ｚｉは、発信ユニッ
トと着信ユニットに付ける目印であり、当該ユニットＵ
ｉが発信モデルノードＭｓ対応の場合、発着ノード識別
子Ｚｓ＝１とし、着信モデルノードＭｄ対応の場合、発
着ノード識別子Ｚｄ＝２とし、どちらでもない場合、発
着ノード識別子Ｚｉ＝０とする。サーチフラグＶｉは、
後述の図５に関して述べるフェーズ２で当該ユニットが
処理中か否かを示すフラグである。フェーズ２実施中は
全ユニットの内、１個のユニットのみでオン（Ｖｉ＝
１）であり、その他のユニットではオフ（Ｖｉ＝０）で
ある。このサーチフラグＶｉの具体的機能の説明は、後
述する。

【００６９】以下に、この実施の形態における最短経路
設計の手順を説明する。この手順は、全体フローチャー
ト（図５）、フェーズ１のフローチャート（図６）、フ
ェーズ１のサブフローチャート（図７）、フェーズ２の
フローチャート（図１０）等々の各フローチャートに示
される手順により構成される。説明は、まず管理センタ
１３で実行される処理について述べ、次に手順全体の概
略説明を行った後、細かい手順の詳細な説明を行う。こ
の実施の形態の手順は、図１の管理センタ１３で遂行さ
れる。管理センタ１３内には、前述の如く、通信ネット
ワーク１の各ノード１１に対応した９個のユニット１１
Ｕがあるが、それぞれのユニットは独立しており、各自
のプロセッサによる処理部Ｐ、およびメモリによるテー
ブルＴを所有している。本手順処理の大部分はこれらの
ユニット１１Ｕで行われる。ユニット１１Ｕ以外で行わ
れるのは、入出力装置１８による発着信ユニット番号の
通知、入出力装置１８での最短経路の表示等、後述する
少数の処理のみである。また、テーブルについても、ユ
ニット１１Ｕ外にあるのは、設計結果の最短経路を示す
最適経路テーブル１７のみである。各々のユニット１１
Ｕに設けられている機能は同一であるが、設計中の経路
の発信ユニット（図１の場合はＵ１）、および着信ユニ
ット（図１の場合はＵ９）は、その他のユニット（Ｕ２
からＵ８）とは異なる手順に従って処理を行う。

【００７０】図５は、本手順全体の概略を示すフローチ
ャートである。図中、同一処理には同一の番号が付けら
れており、類似の処置であるが発信ユニット特有の変形
があるものにはｓ、着信ユニット特有の変形があるもの
にはｄの添字がつけられている。図５には入出力装置１
８の手順（ＰＨ０，ＩＯ１，ＩＯ２，ＩＯ３）、発信ユ
ニットＵ１の手順（ＰＨ０，ＰＨ１ｓ，ＰＨ２ｓ）、そ
の他のユニットＵ２−Ｕ８の手順（ＰＨ０，ＰＨ１，Ｐ
Ｈ２）、着信ユニットＵ９の手順（ＰＨ０，ＰＨ１ｄ，
ＰＨ２ｄ）が示されている。これらの手順は、実際上は
ソフトウエアにより実行される。

【００７１】また、これらの手順は、管理センタ１３の
各ユニットＵｉが経路設計を行っていない休止状態にあ
るフェーズ０（ＰＨ０）、各ユニットＵｉが分布生成を
行うフェーズ１（ＰＨ１）、各ユニットＵｉが分布探索
を行うフェーズ２（ＰＨ２）の３個のフェーズに大別で
きる。なお、各ユニットＵｉ（ｉ＝１，・・・９）は、
ある特定の時点では全てのユニットが同一のフェーズに
あり、複数個のユニットのフェーズが互いに異なること
はない。各フェーズの詳細手順は後述する。前述の直観
イメージでいえば、図２の石を降ろす前の静かな状態
は、休止状態のフェーズ０（ＰＨ０）に、図２の子供が
石を降ろしてから犬が波の到達を検知して吠えるまで
（図３のＳＣＨ１−２，ＳＤＧ１−２，ＳＥＳ１−３，
ＳＭＡ１）は、分布生成を行うフェーズ１（ＰＨ１）
に、図２の犬が泳ぎだしてから子供の所へ到着するまで
（図３のＳＤＧ３−８，ＳＥＳ３−４，ＳＭＡ２−７）
は、分布探索を行うフェーズ２（ＰＨ２）にそれぞれ対
応し、犬が一回吠える声（図３のＳＤＧ２）が、フェー
ズ１からフェーズ２への切り替えの合図に相当する。

【００７２】各ユニット１１Ｕは、フェーズ内の処理は
それぞれ独立に行うが、フェーズ１，２の開始命令・終
了命令は、入出力装置１８または他のユニットから伝達
され、この命令により開始・終了動作が行われる。次
に、フェーズ１，２の開始、終了の手順を述べる。

【００７３】経路設計の開始は、入出力装置１８を用い
て、人間によって命令される。まず人間がキーボードか
ら入出力装置１８に、発信ユニットＵ１の番号１と着信
ユニットＵ９の番号９を入力する。これを受けた入出力
装置１８は、ユニットＵ１に発信ユニットであること、
ユニットＵ９に着信ユニットであることを知らせる（Ｉ
Ｏ１）。次に入出力装置１８は、発信ユニットＵ１がフ
ェーズ１を開始するように経路設計の開始命令を出す
（ＩＯ２）。発信ユニットＵ１はこれを受けて、ユニッ
トＵ１内でのフェーズ１の動作を開始するとともに、そ
の他の各ユニットＵ２−Ｕ９にフェーズ１開始命令を出
す（ＰＨ１ｓ）。その他の各ユニットＵ２−Ｕ９では、
これを受けてフェーズ１を開始する（ＰＨ１，ＰＨ１
ｄ）。

【００７４】フェーズ１は、全ユニットで、後述するよ
うに１時刻単位毎に同期して遂行される。着信ユニット
Ｕ９でフェーズ１が終了するときは、ユニットＵ９は、
凍結命令を各ユニットＵ１−Ｕ８に出力する。このＵ９
からの凍結命令を受けて、ユニットＵ１とＵ２−Ｕ９は
フェーズ１を終了する（ＰＨ１ｓ，ＰＨ１，ＰＨ１
ｄ）。

【００７５】フェーズ２は、着信ユニットＵ９側から開
始され始める（ＰＨ２ｄ）。このユニットＵ９のフェー
ズ２の開始のタイミングについて述べると、凍結命令を
Ｕ９が発信した後に、各ユニットＵ１−Ｕ８がフェーズ
１の動作を終了させるに必要な予め定められた時間経過
後、ユニットＵ９のフェーズ２が開始される。フェーズ
２はフェーズ１と異なり、全ユニットで同期的に遂行さ
れるわけではなく、待ち状態と、処理状態が含まれる。
サーチフラグＶｉがオン（１）になっている１個のユニ
ットのみがその処理部Ｐで実質的な処理を行い、その他
の全てのユニットは待ち状態、つまりそのユニットの処
理部Ｐは実質的には待機状態となる。処理部Ｐが実質的
な処理を行っている動作ユニットは、サーチフラグがオ
ン（１）になっており、この動作ユニットの次に処理を
行うユニットのサーチフラグをオン（１）にして動作を
開始し、自ユニットのサーチフラグをオフ（０）にして
自ユニットの処理を終了する。

【００７６】発信ユニットＵ１が動作状態に移った後、
発信ユニットＵ１が全ユニットＵ２−Ｕ９、および入出
力装置１８に終了命令を出して（ＰＨ２ｓ，ＰＨ２，Ｐ
Ｈ２ｄ）、フェーズ２は終了する。このフェーズ２の終
了までの各ユニットの処理部Ｐの処理動作により、Ｕ１
からＵ９に到る最短経路が完成され、それは最適経路テ
ーブル１７に記憶される。入出力装置１８は、最適経路
テーブル１７を参照して、得られた最短経路を表示装置
Ｄに表示する（ＰＨ２ｓ，ＩＯ３）。

【００７７】次に、各フェーズ内の手順を説明する。図
６は、フェーズ１の手順を示すフローチャートである。
発信ユニットＵ１の手順（ＳＴ１１ｓからＳＴ１７）、
その他のユニットＵ２−Ｕ８の手順（ＳＴ１２からＳＴ
１７）、着信ユニットＵ９の手順（ＳＴ１２からＳＴ１
７）の３種類の手順が示されている。ＳＴ１４の状態数
Ｘｉ，変動数カウンタＷｉ更新の手順の詳細は、図７の
フローチャートに示されている。各々のユニットは独立
に動作するが、時刻ｔ＝０，１，２，・・・毎に同期用
クロック１９からの同期信号に同期する。

【００７８】図６において、入出力装置１８からの指示
入力に基き、まず発信ユニットＵ１がその他のユニット
Ｕ２−Ｕ８へ開始命令を出す（ＳＴ１１ｓ）。次に、時
刻ｔ＝０で全ユニットＵ１−Ｕ９は状態数Ｘｉ＝０、変
動数カウンタＷｉ＝０に初期化する（ＳＴ１２）。これ
は前述の直観イメージでは、水面を静めて平にすること
にあたる。

【００７９】時刻ｔ＝１では、発信ユニットＵ１で式１
の外乱Ｙｉを外乱Ｙｉ＝１として、外乱投入を開始する
（ＳＴ１３ｓ）。これは、直観イメージでは、子供が石
を水面に降ろして波を起こし始めること（図３のＳＣＨ
１）にあたる。このときその他のユニットＵ２−Ｕ９で
は、式１に従った状態数Ｘｉ，変動数カウンタＷｉの値
の更新を開始する（ＳＴ１４）。更新後、着信ユニット
Ｕ９では、変動数カウンタＷｉの値が変化したかを判断
し（ＳＴ１５ｄ）、変化していない場合はＳＴ１４へ戻
る。その他のユニットＵ２−Ｕ８では、着信ユニットＵ
９から凍結命令が来たか否かを判断し（ＳＴ１５）、来
ていない場合はＳＴ１４へ戻る。時刻ｔの１単位時間、
具体的には時刻ｔが２から３に変化するまでの期間に相
当する単位時間で、ＳＴ１４の更新とＳＴ１５の判断を
行い、その後これを繰り返す。発信ユニットＵ１では、
時刻ｔ＝２からこの更新を開始し、他のユニットと同様
にこれを繰り返す（ＳＴ１４，ＳＴ１５）。このＳＴ１
４とＳＴ１５の繰り返しは、着信ユニットＵ９の変動数
カウンタＷｉの変化がおこるまで（これは同ユニットＵ
９での状態数Ｘｉの初めての変化がおこるまでと等価で
ある）、つまり、着信ユニットから凍結命令が来るまで
続けられる。

【００８０】着信ユニットＵ９の変動数カウンタＷ９が
変化したならば（時刻ｔ＝ｔｆの時点、ＳＴ１５ｄ）、
このユニットＵ９はその他の全ユニットＵ１−Ｕ８へフ
ェーズ１の凍結命令を出す（ＳＴ１６ｄ）。凍結命令を
受け取ったユニットＵ１−Ｕ８は、着信ユニットＵ９と
供に、そのときの変動数カウンタＷｉの値を保持して
（ＳＴ１７）、フェーズ１を終了する。

【００８１】前述の直観イメージに例えれば、状態数Ｘ
ｉの値は、当該ユニットが波の山（Ｘｉ＝１）にあるか
谷（Ｘｉ＝０）にあるかを表し、変動数カウンタＷｉの
値は通過した山・谷の数を示す。状態数Ｘｉ，変動数カ
ウンタＷｉの値の更新は、波の伝播を示す。着信ユニッ
トＵ９が変動数カウンタＷｉあるいは状態数Ｘｉの変化
を検出することは、水面に波が伝播してきたことを犬が
検出すること（図３のＳＤＧ１）にあたる。その他のユ
ニットＵ１−Ｕ８への凍結命令は、犬が一回吠えて他の
水路交差点へ波の検出を知らせること（図３のＳＤＧ
２）に対応し、各ユニットＵ１−Ｕ９の変動数カウンタ
Ｗｉの値保持は、電光掲示板ＥＳが各水路交差点ＰＮ１
−ＰＮ９で、波の通過数を表示すること（図３のＳＥＳ
３）に対応する。

【００８２】ＳＴ１４の状態数Ｘｉ（ｔ＋１），変動数
カウンタＷｉ（ｔ＋１）更新の詳細手順は、図７に示さ
れている。まず、例えばユニットＵ１は、隣接ユニット
Ｕ２とＵ４の、一つ前の時刻（ｔ）の状態数Ｘｉ（ｔ）
の値、つまり状態数Ｘ２（ｔ）と状態数Ｘ４（ｔ）を、
それぞれテーブルＴ２とテーブルＴ４から読出す（ＳＴ
１４ａ）。次に、その値を用いて、式１に従って、状態
数Ｘ１（ｔ＋１）の値を計算する（ＳＴ１４ｂ）。式１
に基づくと、隣接ノードの状態数Ｘｉ（ｔ）の値つまり
状態数Ｘ２（ｔ）と状態数Ｘ４（ｔ）を重み付け加算し
たものと、当該ユニットの状態数Ｘｉ（ｔ）の値、つま
り状態数Ｘ１（ｔ）とを加算したもののステップ関数Ｇ
をとって新しい状態数Ｘ１（ｔ＋１）を計算する。次
に、計算した状態数Ｘ１（ｔ＋１）の値を自ユニットＵ
１のテーブルＴ１に書き込んで更新する（ＳＴ１４
ｃ）。この手順のためには、時刻ｔ＋１において、各テ
ーブルＴｉの状態数Ｘｉの値として、その時の状態数Ｘ
ｉ（ｔ＋１）の値と、一つ前の状態数Ｘｉ（ｔ）の値の
２種類を記憶しておく必要がある。しかし、２個前の状
態数Ｘｉ（ｔ−１）の値は必要ないので、捨ててよい。
次に、新しい状態数Ｘ１（ｔ＋１）の値と、前の状態数
Ｘ１（ｔ）の値を比較し、状態数Ｘ１（ｔ）の値が変化
したかどうかをユニットＵ１の処理部Ｐで判断し（ＳＴ
１４ｄ）、状態数Ｘ１（ｔ）の値が変化した場合には変
動数カウンタをＷ１（ｔ＋１）＝Ｗ１（ｔ）＋１として
加算する（ＳＴ１４ｅ）。このような動作が、各ユニッ
トＵ２からＵ９まで逐次行われる。

【００８３】図８は、図１のネットワークでの経路探索
の際の状態数Ｘｉと、変動数カウンタＷｉの値の遷移を
示した表である。図８の時刻ｔ＝０では、ＳＴ１２の初
期化によって、状態数Ｘｉ＝０，変動数カウンタＷｉ＝
０（ｉ＝１，２，３，・・・，９）である。時刻ｔ＝１
では、ＳＴ１３ｓで発信ユニットＵ１に外乱Ｙｉ＝１を
与えるが、この外乱はまだ状態数Ｘｉの値に影響をおよ
ぼしていないので、全ての状態数Ｘｉ，変動数カウンタ
Ｗｉの値はゼロのままである。時刻ｔ＝２になると、ユ
ニットＵ１の状態数Ｘｉに外乱の影響があらわれて状態
数Ｘ１＝１となり、同時に変動数カウンタＷ１＝１とな
る。時刻ｔ＝３では、ユニットＵ１と隣接しているユニ
ットＵ２とＵ４に影響が及び、状態数Ｘ２＝１，状態数
Ｘ４＝１となり、同時に変動数カウンタＷ２＝１，変動
数カウンタＷ４＝１となる。時刻ｔ＝４では、ユニット
Ｕ２とＵ４に隣接しているユニットＵ３，Ｕ５，Ｕ６，
Ｕ７に影響が及び、状態数Ｘ３＝１，状態数Ｘ５＝１，
状態数Ｘ６＝１，状態数Ｘ７＝１となり、同時に変動数
カウンタＷ３＝１，変動数カウンタＷ５＝１，変動数カ
ウンタＷ６＝１，変動数カウンタＷ７＝１となる。ま
た、一度活性化したユニットＵ１の状態数Ｘ１の値は振
動を続け、状態数Ｘ１＝１，変動数カウンタＷ１＝１と
なる。時刻ｔ＝５では、外乱の影響はユニットＵ８、Ｕ
９に及び、状態数Ｘ８＝１，状態数Ｘ９＝１，変動数カ
ウンタＷ８＝１，変動数カウンタＷ９＝１となる。ここ
で着信ユニットＵ９である。ユニットＵ９の変動数カウ
ンタＷ９＝１となって変化したので、ユニットＵ９は他
の全ユニットに凍結命令を出し、各ユニットＵｉでは変
動数カウンタＷｉの値を保持する。

【００８４】ここで、図８から明らかなように、例えば
ユニットＵ１の状態数Ｘ１については、時刻ｔ＝２で状
態数Ｘ１＝１となり、その後は時刻ｔ＝３で状態数Ｘ１
＝０、時刻ｔ＝４で状態数Ｘ１＝１、時刻ｔ＝５で状態
数Ｘ１＝０となるように、時刻の経過とともに、状態数
Ｘ１＝１と状態数Ｘ１＝０の値を交互にとる。また、ユ
ニットＵ１と隣接するユニットＵ２の状態数Ｘ２につい
ては、時刻ｔ＝３において状態数Ｘ２＝１となり、その
後０と１の値を交互にとる。さらに、ユニットＵ２と隣
接するユニットＵ３の状態数Ｘ３については、時刻ｔ＝
４において状態数Ｘ３＝１となり、その後０と１の値を
交互にとる。

【００８５】この様にして、状態数Ｘ１の時刻ｔ＝２、
時刻ｔ＝３、時刻ｔ＝４、時刻ｔ＝５における値の一連
のパターンが、状態数Ｘ２においては時刻ｔ＝３、時刻
ｔ＝４、時刻ｔ＝５の一連のパターンとなり、状態数Ｘ
３においては時刻ｔ＝４、時刻ｔ＝５のパターンとなっ
ている。つまり、状態数Ｘ１の値のパターンが、一単位
時間分遅れて状態数Ｘ２の値のパターンとなり、さらに
一単位時間分遅れて状態数Ｘ３の値のパターンというよ
うに、あたかも波が伝播するように状態数Ｘｉが変化し
ていく様子が示されている。図９は、図８の状態数Ｘ
ｉ，変動数カウンタＷｉの値を図６のフローチャートの
手順に添えて示した遷移フローチャートであり、遷移の
様子は上記図８の説明と同様である。

【００８６】図１０は、フェーズ２の詳細手順を示すフ
ローチャートである。フェーズ２では、各ユニットＵｉ
の処理は並列に進行するのではなく、逐次的に進行す
る。現在処理を行っているユニットＵｉは、自己のテー
ブルＴｉのサーチフラグＶｉのオン状態によって示され
る。また、フェーズ２では全てのユニットで処理が行わ
れるわけではなく、最短経路上にあるユニットのみで処
理が行われる。

【００８７】まず、着信ユニットＵ９では自ユニットの
サーチフラグをオン（Ｖ９＝１）にして、フェーズ２を
開始する（ＳＴ２１ｄ）。次に、最適経路テーブル１７
に自ユニットの番号Ｕ９を書き込み（ＳＴ２２）、隣接
ユニットＵ７とＵ８の変動数カウンタＷ７＝２と変動数
カウンタＷ８＝１を読む（ＳＴ２３）。隣接ユニットの
中で、変動数カウンタＷｉの値が最大のユニットＵ７を
選択し（ＳＴ２４）、ユニットＵ７に処理を移す。即
ち、自ユニットＵ９のテーブルＴ９のサーチフラグＶ９
をオフ（Ｖ９＝０）にし、ユニットＵ７のテーブルＴ７
のサーチフラグＶ７をオン（Ｖ７＝１）にする（ＳＴ２
５）。

【００８８】着信ユニットＵ９以外のユニットＵ２から
Ｕ８では、自ユニットＵｉのサーチフラグＶｉがオンに
なったか否かを監視していて、オン（Ｖｉ＝１）を検出
したならば、自ユニットの処理を開始する（ＳＴ２
１）。そして着信ユニットＵ９の場合と同様に、ＳＴ２
２からＳＴ２５までを繰り返す。発信ユニットＵ１のテ
ーブルＴ１のサーチフラグＶ１がオン（Ｖ１＝１）にな
ったことを検出したときに（ＳＴ２１）、発信ユニット
Ｕ１は最適経路テーブル１７に自ユニット番号Ｕ１を書
き込み（ＳＴ２２）、フェーズ２終了の作業を開始す
る。即ち、自ユニットＵ１のテーブルＴ１のサーチフラ
グＶ１をオフ（Ｖ１＝０）にし（ＳＴ２５ｓ）、他の全
ユニットおよび入出力装置１８へフェーズ２終了命令を
出す（ＳＴ２６ｓ）。これに基づき、管理センタ１３内
全体としてのフェーズ２終了が、実行されていく。ま
た、ＳＴ２５ｓの時点またはＳＴ２６ｓの時点のいずれ
か後に適時、入出力装置１８は最適経路テーブル１７を
参照し、その最短経路テーブル１７に記された最短経路
を、表示装置Ｄに表示する（ＩＯ３）。

【００８９】前述の直観イメージでは、水路の交差点に
おける水先案内人の任務（図３のＳＭＡ１−７）が各ユ
ニットの処理に対応する。自分の交差点に犬が来ている
状態（図３のＳＭＡ２−７）が、サーチフラグオンの状
態に対応し、犬が子供の所へ泳ぎ着くこと（図３のＳＤ
Ｇ５）が、発信ユニットのフラグがオンになることに対
応する。図１１は、フェーズ１終了時の変動数カウンタ
Ｗｉの分布と、フェーズ２の処理の移行を表している。

【００９０】以上のように、この発明によれば、ネット
ワークの経路設定にあたり複雑な作業を行わず、かつ、
記憶する必要がある情報量が少なくて済むという効果が
ある。

【００９１】なお、上記実施の形態では全てのリンク１
２の距離を１とし、最適経路を最短距離経路、即ち、距
離経路内のリンク数が最小の経路としたが、各リンク１
２の距離を設定して総距離長が最小の経路を最適経路と
するなど、最適経路の規準として他のものを用いてもよ
い。また、最適経路設計を行う管理センタ１３をノード
Ｎ４に付属して配置したが、この必要はなく、管理セン
タ１３を他のノードに付属させても、いずれのノードか
らも独立して配置しても良い。また、発信ノードＮｓと
着信ノードＮｄ間の最短経路を、呼発生時に設計するの
ではなく、あらかじめ設計しておく場合には、管理セン
タ１３は、通信ネットワーク１から完全に切り離されて
いても良い。

【００９２】また、発信ノードをノードＮ１、着信ノー
ドをノードＮ９としたが、この必要はなく、ネットワー
ク内の任意のノードを発信ノードあるいは着信ノードと
して良い。図８および図９で、状態数Ｘｉ，変動数カウ
ンタＷｉの値の伝播がほぼユニット番号の昇順になって
いるのは、発信ユニットをＵ１、着信ユニットをＵ９と
したためで、一般にはこのようなことはない。また、発
着ノード識別子Ｚｉの値を、発信ユニットｓの場合Ｚｓ
＝１、着信ユニットｄの場合Ｚｄ＝２、どちらでもない
場合Ｚｉ＝０としたがこの必要はなく、３種のユニット
が識別できればどの様な値を割り当てても良い。また、
サーチフラグＶｉの値を、オンの場合Ｖｓ＝１、オフの
場合Ｖｉ＝０としたがこの必要はなく、オンとオフとが
識別できれば、どの様な値を割り当てても良い。また、
経路設計開始時の発信ノード番号ｓと着信ノード番号ｄ
の指定ＩＯ１は、人間がキーボードから入出力装置１８
に入力しているが、この限りではなく、他の機械から自
動的に書き込むなど、他の方法で入力してもよい。ま
た、経路探索開始命令ＩＯ２は、入出力装置１８から発
信ユニットＵ１を経由してその他のユニットＵ２−Ｕ８
に出されるが、この必要はなく、入出力装置１８から各
ユニットＵ１−Ｕ９に直接通達してもよい。また、状態
数Ｘｉの変化の伝播において、まず外乱Ｙｉを発信ノー
ドＮ１に対応する状態数Ｘ１に与えて変化を起こし、そ
の変化が着信ノードＮ９に到達した時点で変化の伝播を
凍結したが、逆の場合も同様に作用する。即ち、着信ノ
ードＮ９側に外乱を与え、その変化が発信ノードＮ１側
に到達した時点で変化の伝播を凍結してもよい。尚、こ
の場合には、発信ノード側から着信ノード側に向かって
フェーズ２を実行していくことになる。

【００９３】上記実施の形態１では、各ノードに対する
処理を実施する処理部Ｐ、各ノードに対するテーブルＴ
等からなるユニット１１Ｕを各ノードに対し用意し、そ
れら各ユニット１１Ｕを管理センタ１３に纏め、管理セ
ンタ１３により集中してネットワークの設定動作を実行
させているが、例えば各ノード側にそれぞれ対応して別
個に各ユニット１１Ｕを設け、各ノードでのフェーズ２
におけるノードの選定結果を選定結果記載用テーブルに
書込んで、このテーブルを選定されたノードに送り、逐
次、ノードの選定、テーブルへの書込み、テーブルの伝
送の一連の動作を発信ノード側に向かって実行すること
により、発信ノードに上記テーブルが到達したときに、
発信ノードから着信ノードまでの最適経路が設定される
ようにしてもよい。

【００９４】実施の形態２．実施の形態１に示した最短
経路設計方法において、ノードＮｉの隣接ノードＡｉ
は、ネットワークの構成と一義的に対応しており、ネッ
トワークの構成が変化しない限りは固定であった。しか
し、次にに述べるようにこれを可変としてもよい。図１
２（ａ）は、の１リンク容量を考慮した通信ネットワー
クの例である。図１に示す通信ネットワーク１では、便
宜上、全てのリンク１２の距離を単位距離１、リンク容
量を単位容量１としていた。図１２（ａ）に示す通信ネ
ットワーク１では、各々のリンク１２は、それぞれリン
ク容量を有するものとし、図のリンク１２上に容量の数
値を記してある。ここでノードＮｉとノードＮｊ間のリ
ンクをリンクＬｉｊと記す。例えばノードＮ１とＮ２の
間のリンクＬ１２の容量は１１０である。なお、ここで
も、全てのリンク１２の距離は単位距離１とする。ネッ
トワーク１のノードＮｉの隣接ノードを物理隣接ノード
ＡＰｉと呼ぶ。これは実施の形態１の隣接ノードＡｉに
対応し、ネットワークの物理的な構成と一義的に対応し
ており、ネットワークの構成が変化しない限りは固定で
ある。実施の形態１の隣接ノードＡｉが、接続のあるノ
ードのノード番号の集合（１次元）であったのに対し、
本実施の形態の物理隣接ノードＡＰｉは、それぞれのノ
ードの容量も併記した、（ノード番号、容量）なる２次
元の数の集合である（図１３）。

【００９５】上記ネットワーク１で、発信ノードＮ１、
着信ノードＮ９、要求容量Ｒの最短経路を設計すること
を考える。この場合、リンク１２のうち、容量がＲ以上
のリンクのみが要求容量Ｒを通すことができるが、容量
Ｒ以下のリンクは要求容量を通すことができず、存在し
ないのと等価になる。複数の経路を同時に設定して要求
容量Ｒを分割して通すことを考えれば、この限りではな
いが、ここではこのような分割は考えないこととする。
本実施の形態では、隣接ノードＡｉが、設計経路の要求
容量Ｒの関数となる。図１３のテーブルＴの物理隣接ノ
ードＡＰｉのうち、設計中の経路の要求容量Ｒより大き
な容量を持つものが、その時の隣接ノードＡｉとなる。

【００９６】例えば、図１２（ｂ）に、要求容量Ｒ＝３
０の場合のネットワークモデル２、および各々のモデル
ノードＭｉでの隣接ノードＡｉを示す。この場合、図１
２（ａ）の通信ネットワーク１内のリンク１２のうち、
容量が３０以上のもののみが、要求容量Ｒを通すことが
できる。図１２（ｂ）のネットワークモデル２は、図１
２（ａ）の通信ネットワーク１内のリンク１２のうち、
容量がＲ＝３０以上のもののみで構成されている。この
場合の隣接ノードＡｉを、表ＴＢに示す。例えば、ネッ
トワーク１のリンクＬ１２は容量１１０でＲ＝３０より
大きいので、ネットワークモデル２の構成リンクにも含
まれているが、リンクＬ１４は容量２５でＲ＝３０より
小さいため、ネットワークモデル２の構成リンクには含
まれていない。そこで、この場合のモデルノードＭ１の
隣接ノードは、Ａ１＝｛２｝となる。他の例として、図
１２（ｃ）に、要求容量Ｒ＝７０の場合のネットワーク
モデル２と、隣接ノード値ＴＢを示す。例えば、リンク
Ｌ５７は、容量が４５であるので、図１２（ｂ）のＲ＝
３０のケースでは、ネットワークモデル２の構成リンク
には含まれているが、図１２（ｃ）のＲ＝７０のケース
では、ネットワークモデル２の構成リンクに含まれてい
ない。このため、図１２（ｂ）の隣接ノードＡ５にはノ
ード番号７が含まれているが、図１２（ｃ）の隣接ノー
ドＡ５にはノード番号７が含まれていない。

【００９７】次に、本実施の形態による最短経路設計の
手順を説明する。本手順のうち下記の部分を除いた部分
は実施の形態１による手順と同様である。図１４は、本
手順の全体を示すフローチャートである。この図は、実
施の形態１の全体手順を示すフローチャート（図３）と
大部分等しく、点線で囲まれた手順ＣＰのみが異なって
いる。本手順では、人間による発着ユニット指定ＩＯ１
の後、人間が入出力装置１８に要求容量Ｒを指定し、入
出力装置１８は、全ユニットＵ１−Ｕ９へ要求容量Ｒを
知らせる（ＩＯ１ｃ）。これを受けた全ユニットＵ１−
Ｕ９は、それぞれの隣接ノードＡ１−Ａ９を設定する
（ＳＥＴ）。要求容量ＲのときのユニットＵｉの隣接ノ
ードＡｉは、前述のように、物理隣接ノードＡＰｉのノ
ードのうち容量がＲ以上のものである。なお、上記の手
順ＣＰは、発着ユニット指定ＩＯ１の前に行っても良
い。

【００９８】実施の形態３．実施の形態１に示した最短
経路設計方法において、管理センタ１３内のハードウエ
ア構成は、図１に示すように、各ノードＮｉに対応した
独立のユニット１１Ｕがあり、各々のユニット１１Ｕは
それぞれテーブルＴと処理部Ｐで構成されていたので、
処理部Ｐを実現するマイクロプロセッサ等の機器、およ
びテーブルＴを実現するメモリは、それぞれネットワー
ク１内のノードの数だけ必要であった。しかし、次に述
べるように、ユニット毎による独立処理を行わずに、処
理部ＰとテーブルＴを集中してもよい。

【００９９】図１５は、管理センタ１３内にノード対応
の独立ユニットを設けずに、処理部ＰとテーブルＴを集
中した場合の例である。図１では各ユニットに独立に設
けられていたテーブルＴｉ（ｉ＝１，・・・，９）を一
個のメモリによるテーブルＴに集中的に配置し、ユニッ
ト毎に独立に設けられていた９個の処理部Ｐは、一個の
処理部Ｐにまとめている。この一個の処理部Ｐが各ユニ
ットの処理部で行われていた処理を、時分割的に行っ
て、実施の形態１と同様の作業を行う。ここで、図１５
の管理センタ１３のハードウエア構成を見ると、処理部
Ｐ、テーブルＴ、最適経路テーブル１７、入出力装置１
８、同期用クロック１９から構成されており、このいず
れも汎用のパーソナルコンピュータまたはワークステー
ション等に具備されている機能であることがわかる。ゆ
えに、この実施の形態における管理センタ１３は、汎用
のパーソナルコンピュータまたはワークステーション等
で容易に実現でき、専用のハードウエアの構築を必要と
しない。

【０１００】実施の形態４．実施の形態１に示した最短
経路設計方法、つまり図１に示す通信ネットワークにお
いては、便宜上、全てのリンク１２の距離を単位距離
１、リンク容量を単位容量１としていた。しかし、次に
述べるように、リンク１２の距離は１でなくてもよい。
図１６に、リンクの距離を１に限定しない場合の通信ネ
ットワーク１の例を示す。図１６の通信ネットワーク１
におけるリンク１２の距離が、リンク上に記してある。
ここでノードＮｉとノードＮｊ間のリンクをリンクＬｉ
ｊと記す。例えば、ノードＮ１とＮ２の間のリンクＬ１
２の距離は２である。なお、ここでも、全てのリンク１
２の容量は単位容量１とする。ネットワークモデル２
は、最適経路設計に使用する仮想的なネットワークで、
最適経路設計においては、実際の通信ネットワーク１で
はなく、ネットワークモデル２のみを参照する。実施の
形態１においては、図１の通信ネットワーク１とネット
ワークモデル２は、トポロジー的に同じ構造を持ち、ノ
ード１１（Ｎ１，Ｎ２，・・・，Ｎ９）とモデルノード
１１Ｍ（Ｍ１，Ｍ２，・・・，Ｍ９）のＮｉとＭｉが一
対一に対応していた。

【０１０１】一方、この実施の形態では、通信ネットワ
ーク１からネットワークモデル２を作成する際に、距離
が１でないリンクを、距離が１のリンクを直列に接続し
たものと等価的に扱うことにより、距離が１でないリン
クを含む通信ネットワーク１を、距離が１のリンクのみ
を含むネットワークモデル２に変換して、距離が１でな
いリンクの扱いを可能にする。これを具体的に説明する
と、次のようになる。図１６の通信ネットワーク１のノ
ード１１（Ｎ１，Ｎ２，・・・，Ｎ９）は、全てネット
ワークモデル２のモデルノード１１Ｍ（Ｍ１，Ｍ２，・
・・，Ｍ９）に対応するが、ネットワークモデル２では
この他に、Ｍ１０からＭ１６のモデルノードを設ける。

【０１０２】これらのモデルノードは、距離が１でない
リンクを距離が１のリンクの直列接続と等価変換する際
に、接続リンクの間に挿入するモデルノードである。例
えば、通信ネットワーク１のノードＮ１とノードＮ２間
のリンクＬ１２は、距離が２であるので、ネットワーク
モデル２のモデルノードＭ１とＭ２の間にモデルノード
Ｍ１０を挿入して、２個の直列接続されたリンクに置き
換える。その他のリンクについても同様の等価変換を行
う。この結果、モデルノードｉの隣接ノードＡｉは、図
１６の隣接ノード値ＴＢに示すようになる。この実施の
形態のその他の手順は、実施の形態１と同様である。

【０１０３】実施の形態５．実施の形態４に示した最短
経路設計方法、つまり図１６に示す通信ネットワーク１
においては、リンク１２の距離を１に限定せずに、２、
３等の値を許容し、距離が１でないリンクは、間にモデ
ルノード１１Ｍを挿入して、距離が１のリンクの直列接
続と等価変換し、距離が１のリンクのみから構成される
ネットワークモデル２を作成し、実施の形態１と同様の
手順で最短経路設計を行うものであった。これは換言す
れば、全体として最も距離の短いの経路を設計するとい
う目的に対して、距離が２のリンクは、距離が１のリン
クに比べて、距離が２倍なので選択の優先度が低く、定
量的には優先度が１／２のであるというのことを表現す
るのに、通信ネットワーク１からネットワークモデルを
２作成する時に、距離が２のリンク１２にモデルノード
１１Ｍを挿入して、距離が１のリンクを２個直列接続し
たものと置き換えることによって実現したものである。

【０１０４】上記の重み付けの手法は、リンク１２の優
先度および経路設計の目的が距離以外に依存している場
合にも応用可能である。つまり一般に、経路設計の目的
に対して、リンク選択の優先度が１／ＰＲ（ＰＲ分の
１）となる様に各リンクに重み付けをしてある通信ネッ
トワーク１において、ネットワークモデル２を作成する
際に、優先度１／ＰＲのリンクには（ＰＲ−１）個のモ
デルノードを挿入して、ＰＲ個のリンクを直列接続した
ものと置き換えることによって、実施の形態１と同様の
手順で最適経路設計をすることが可能である。

【０１０５】例えば、図１７の通信ネットワーク１は、
リンク１２の伝送品質として１，１／２，１／３のもの
があり、全体として伝送品質が良いとともに最短の経路
を設計する場合を示す図であり、各リンク１２の伝送品
質１／ＰＲがリンク１２上に記されている。この通信ネ
ットワーク１のネットワークモデル２は、図１６のネッ
トワークモデル２と同様におくことができる。すなわ
ち、ネットワークモデル２を作成する際に、優先度１／
ＰＲのリンクには（ＰＲ−１）個のモデルノードを挿入
して、ＰＲ個のリンクを直列接続したものと置き換える
ことによる。このネットワークモデル２に基いて、実施
の形態１と同様の手順で最適経路設計をすることが可能
である。

【０１０６】実施の形態６．実施の形態１に示した最短
経路設計方法においては、発信ノードと着信ノードが１
個ずつの場合の、２地点間の最短経路設計について述べ
た。ここでは発信ノードが１個、着信ノードが複数個の
マルチキャスト通信の場合の、一対多地点間の最短経路
設計について考える。

【０１０７】図１８は、経路設計を行う通信ネットワー
クの例である。図１８における通信ネットワーク１、ネ
ットワークモデル２、管理センタ１３の構成は、実施の
形態１の図１と同様である。しかし管理センタ１３内の
最適経路テーブル１７の構成は、図１のものとは異な
る。また、管理センタ１３内の各ユニットＵ１−Ｕ９の
中のテーブルＴは、図４のものとは一部異なり、これを
図２０に示す。この実施の形態では、図１の通信ネット
ワーク１において、発信ノードがＮ１、着信ノードがＮ
６とＮ９の２個の場合の最短経路設計について、具体的
に説明する。

【０１０８】以下、この実施の形態を具体的に説明する
に先立ち、この実施の形態における最短経路計画の方法
の原理につき、実施の形態１との差異を中心に、概念的
な直観イメージを示す図２に基づき、概念的に述べる。
図２に示す設備の構成、つまりプールＰ０があり、その
内側に島ＩＳ、水路ＷＷが設けられ、水路交差点１１Ｐ
には、カウンタ機能を持った電光掲示板ＥＳがあり、か
つ、水先案内人ＭＡがいる点については、実施の形態１
の場合と同様である。

【０１０９】しかし、この実施の形態では、子供ＣＨに
会いに行きたいと考えている犬ＤＧが、一匹ではなく二
匹いるとする。具体的には、プール周縁部の地点ＰＮ１
（発信ノードＮ１に対応）には一人の子供ＣＨが、地点
ＰＮ６（着信ノードＮ６に対応）には第一の犬ＤＧ１
が、地点ＰＮ９（着信ノードＮ９に対応）には第二の犬
ＤＧ２がおり、これらの犬ＤＧ１及びＤＧ２（いずれか
を特定しない場合は以下犬ＤＧと略記する）は、水路Ｗ
Ｗを泳いで子供ＣＨに会いに行きたいと考えている、と
いう状況を想定する。犬ＤＧが、一つの水路ＷＷをまっ
すぐに泳ぎ進む能力を持っていて、水路交差点１１Ｐで
の進路選択については、各水路交差点１１Ｐにいる水先
案内人ＭＡに教えを請うよう訓練されている点は実施の
形態１と同様である。

【０１１０】また、犬ＤＧの吠える声について、実施の
形態１では、波を検出した時の声と、子供に会えた時の
喜びの声を、吠える回数で区別していたが、この実施の
形態においては、両者の声の高低等から明確に区別でき
るものとし、かつ、複数の犬が同時に吠えても、その声
の主の数及び声の意味（波検出／喜び）を区別できるも
のとする。水先案内人ＭＡが犬ＤＧを誘導して、犬の首
の札に交差点番号を書き込む任務を持つことは実施の形
態１と同様である。

【０１１１】次に、図１９に基づき、犬ＤＧが子供ＣＨ
に会いに行く手順を、実施の形態１の図３との差異を中
心に説明する。図１９において、図３と同様の処理を示
すステップには、同一のステップ番号を付し、処理の記
述を簡略化している。二匹の犬ＤＧ１とＤＧ２は、同一
の手順ＳＤＧ１−８に従う。犬ＤＧの手順ＳＤＧ１，
２，３，４，５，６，７，８は図３と同様であるが、Ｓ
ＤＧ２で波検出の声をあげた後、すぐに子供ＣＨに会い
に行こうとするのではなく、自分の水路交差点１１Ｐに
いる水先案内人ＭＡから出発の合図（ＳＭＡ１ｘ）を受
けるまで待つ（ＳＤＧ２ｘ）手順が付加されている。犬
ＤＧ以外の子供ＣＨ、カウンタ付電光掲示板ＥＳ、水先
案内人ＭＡの手順では、図３で犬ＤＧがワンという波検
出の声をあげた（ＳＤＧ２）のが聞こえたか否かの判断
が１段階であったのに対し（ＳＣＨ２，ＳＥＳ２，ＳＭ
Ａ１）、図８では二匹の犬ＤＧ１とＤＧ２の両方の声が
聞こえたか否かの２段階の判断となっている（ＳＣＨ２
ａ，ＳＣＨ２ｂ，ＳＥＳ２ａ，ＳＥＳ２ｂ，ＳＭＡ１
ａ，ＳＭＡ１ｂ）。同様に、図３では犬ＤＧが子供ＣＨ
に会えた時にワンワンワンと複数回あげる喜びの声（Ｓ
ＤＧ８）を聞く判断（ＳＥＳ４，ＳＭＡ３）が１段階だ
ったのに対し、図８では２段階（ＳＥＳ４ａ，ＳＥＳ４
ｂ，ＳＭＡ３ａ，ＳＭＡ３ｂ）となっている。

【０１１２】なお、図１９では、子供ＣＨ、カウンタ付
電光掲示板ＥＳ、水先案内人ＭＡが犬ＤＧの声を聞く２
段階の判断（ＳＣＨ２ａ，ＳＣＨ２ｂ，ＳＥＳ２ａ，Ｓ
ＥＳ２ｂ，ＳＥＳ４ａ，ＳＥＳ４ｂ，ＳＭＡ１ａ，ＳＭ
Ａ１ｂ，ＳＭＡ３ａ，ＳＭＡ３ｂ）のうち、一回目の声
が第一の犬から聞こえ（ＳＣＨ２ａ，ＳＥＳ２ａ，ＳＥ
Ｓ４ａ，ＳＭＡ１ａ，ＳＭＡ３ａ）、二回目の声が第二
の犬から聞こえ（ＳＣＨ２ｂ，ＳＥＳ２ｂ，ＳＥＳ４
ｂ，ＳＭＡ１ｂ，ＳＭＡ３ｂ）ることになっているが、
これはフローチャートを判りやすくするために便宜上仮
定したことで、この順番の組み合せが異なってもよく、
更に、犬の声からその主が判別できなくてもよい。ま
た、上記２段階判断のうちＳＣＨ２ａ，ＳＣＨ２ｂ，Ｓ
ＥＳ２ａ，ＳＥＳ２ｂ，ＳＥＳ４ａ，ＳＥＳ４ｂ，ＳＭ
Ａ３ａ，ＳＭＡ３ｂは、犬の声が聞こえないうちは前の
ステップを続ける判断であるが、それぞれの判断は、そ
の時までに既に犬の声が聞こえたか否かの経験を問う判
断であって、その時に丁度聞こえたか否かの判断ではな
い。ゆえに１回目の犬の声を聞いてから、２回目の犬の
声を聞くまでの間も、前のステップを続ける。例えば、
子供ＣＨは１回目の犬の声を聞いてから（ＳＣＨ２ａは
「はい」、２回目の犬の声を聞くまでの間（ＳＣＨ２ａ
は「いいえ」）も、石の入込み、引上げ（ＳＣＨ１）を
行う。

【０１１３】次に、図２０（ａ）に示す、テーブルＴの
各パラメータについて説明する。テーブルＴｉの各パラ
メータのうち、隣接ノードＡｉ、状態数Ｘｉ、変動数カ
ウンタＷｉは図４の実施の形態１の場合と同様である。
図４とは異なる発信ノード識別子Ｚｉについては図２０
（ｂ）に、サーチフラグＶｉについては図２０（ｃ）に
示す。この実施の形態では、発信ノード識別子Ｚｉは、
１個の発信ユニットと複数個の着信ユニットに目印をつ
ける機能の他、全てのユニットで、設計中のマルチキャ
スト通信の着信ユニットの数、すなわち経路数を示す機
能を持つ。具体的には、図２０（ｂ）に示すように、バ
イト１，２，３がそれぞれ機能を分担する。

【０１１４】バイト１は、発信ユニットと着信ユニット
に付ける目印であり、当該ユニットＵｉが発信ユニット
の場合は１、着信ユニットの場合は２、どちらでもない
場合は０とする。バイト２は、着信ユニットの順番を示
す。この実施の形態では、マルチキャスト通信の着信ノ
ードすなわち着信ユニットとして最大８個まで設定でき
るとし、複数個の着信ユニットには１，２，・・・，８
の順番を付すこととする。着信ユニットの順序番号は、
人間が入出力装置１８に入力した順序とする。この順番
は、複数個の着信ユニットを区別するために便宜的に付
けるもので、実際の処理の順序と直接は関係なく、ま
た、ユニット番号Ｕ１，Ｕ２，・・・，Ｕ９とも独立で
ある。この実施の形態では、ユニットＵ６が着信ユニッ
ト１番で、発信ノード識別子Ｚ６のバイト１，２はそれ
ぞれ２，１となっており、ユニットＵ９が着信ユニット
２番で、発着ノード識別子Ｚ９のバイト１，２は、それ
ぞれ２，２となっている。発信ノード識別子Ｚｉのバイ
ト２は、着信ユニット以外のユニット、すなわちバイト
１が２以外のユニットでは意味を持たない。発信ノード
識別子Ｚｉのバイト３は、設計中のマルチキャスト通信
の着信ユニットの数、すなわち設計すべき経路数を示
す。この実施の形態では、着信ユニット数は２個なの
で、全てのＺｉのバイト３は２とする。

【０１１５】次に、サーチフラグＶｉについて説明す
る。サーチフラグＶｉは、実施の形態１の場合と同様
に、図５のフェーズ２で当該ユニットが処理中か否かを
示すフラグである。この実施の形態では、着信ノードの
数だけの経路を設計するため、後述のようにフェーズ２
の処理は、着信ノードの数だけ行う必要があり、サーチ
フラグＶｉも着信ノードの数だけ必要となる。ゆえに図
２０（ｃ）に示すようにサーチフラグＶｉをフラグＦ１
からＦ８の８ビットで構成する。サーチフラグの特定ビ
ット、例えばフラグＦ１は、フェーズ２実施中は全ユニ
ットの内、１個のユニットのみでオン（Ｖｉ＝１ＸＸＸ
ＸＸＸ）であり、その他のユニットではオフ（Ｖｉ＝０
ＸＸＸＸＸＸＸ）である。但しＸは０か１どちらでもよ
いことを示す。このサーチフラグＶｉの具体的機能の説
明は、後述する。

【０１１６】以下に、この実施の形態における最短経路
設計の手順を、実施の形態１との差異を中心にして説明
する。この実施の形態の手順は、全体フローチャート
（図２１）、フェーズ１のフローチャート（図２２）、
フェーズ１のサブフローチャート（図７）、フェーズ２
のフローチャート（図２３）等々の各フローチャートに
示される手順により構成される。

【０１１７】まず、この実施の形態におけるフェーズの
構成について、図２１に基づいて説明する。各フェーズ
の詳細手順については後述する。図２１は、この手順全
体の概略を示すフローチャートであり、図５と対応して
いる。図２１には、入出力装置１８の手順（ＰＨ０，１
０１，１０２，１０３）、発信ユニットＵ１の手順（Ｐ
Ｈ０，ＰＨ１ｓ，ＰＨ２ａｓ，ＰＨ２ｂｓ，ＰＨ２
ｃ）、その他のユニットＵ２，３，４，５，７，８の手
順（ＰＨ０，ＰＨ１，ＰＨ２ａ，ＰＨ２ｂ，ＰＨ２
ｃ）、着信ユニットＵ６の手順（ＰＨ０，ＰＨ１ｄ，Ｐ
Ｈ２ａｄ１，ＰＨ２ｂｄ１，ＰＨ２ｃ）、着信ユニット
Ｕ９の手順（ＰＨ０，ＰＨ１ｄ，ＰＨ２ａｄ２，ＰＨ２
ｂｄ２，ＰＨ２ｃ）が示されている。これらの手順がフ
ェーズ０（ＰＨ０）、フェーズ１（ＰＨ１）、フェーズ
２（ＰＨ２）の３個のフェーズに大別できることは、図
５と同様であるが、ここではフェーズ２がフェーズ２−
１（ＰＨ２ａ）とフェーズ２−２（ＰＨ２ｂ）の２のサ
ブフェーズから構成される。これは、着信ユニットが２
個あるためである。各ユニットＵｉ（ｉ＝１，・・・，
９）は、ある特定の時点では全てのユニットが同一のフ
ェーズ０または１または２にあり、複数個のユニットの
フェーズ０，１，２が互いに異なることはない。しか
し、フェーズ２のサブフェーズであるフェーズ２−１と
フェーズ２−２は、同時に並行して遂行される。

【０１１８】前述の直観イメージでいえば、この実施の
形態では、図２の犬が二匹いることになるので、犬ＤＧ
が泳ぎだしてから子供の所へ到着するまで（図１９のＳ
ＤＧ２ｘ−８，ＳＥＳ３−４ｂ，ＳＭＡ１ｘ−７）に対
応するフェーズ２（ＰＨ２）が、第一の犬ＤＧ１が泳ぎ
だしてから子供の所へ到着するまで（図１９の第一の犬
のＳＤＧ２ｘ−８）に対応するフェーズ２−１（ＰＨ２
ａ）と、第二の犬ＤＧ２が泳ぎだしてから子供の所へ到
着するまで（図１９の第二の犬のＳＤＧ２ｘ−８）に対
応するフェーズ２−２（ＰＨ２ｂ）との、２個のサブフ
ェーズから構成されることになる。二匹の犬が波を検出
してあげる声（図１９のＳＤＧ２）が、フェーズ１から
フェーズ２への切り替えの合図に相当し、子供に会えた
喜びの声（図１９のＳＤＧ８）がフェーズ２の終了の合
図（ＰＨ２ａｓ，ＰＨ２ｂｓ）に相当する。

【０１１９】次に、フェーズ１の開始手順について、図
２１に基づき説明する。各ユニット１１Ｕは、フェーズ
内の処理はそれぞれ独立に行うが、フェーズ１，２の開
始命令・終了命令は、入出力装置１８または他のユニッ
トから伝達され、この命令により開始・終了動作が行わ
れる。経路設計の開始は、入出力装置１８を用いて、人
間によって命令される。まず人間がキーボードから入出
力装置１８に、発信ユニットＵ１の番号１を入力し、次
に着信ユニットＵ６とＵ９の番号６と９を入力する。こ
れを受けた入出力装置１８は、ユニットＵ１に発信ユニ
ットであること、ユニットＵ６に着信ユニットの１番で
あること、ユニットＵ９に着信ユニットの２番であるこ
とを知らせるとともに、全てのユニットに、設計するべ
き経路数すなわち着信ユニット数が２であることを知ら
せる（ＩＯ１）。着信ユニットの順序番号は、人間が入
出力装置１８に入力した順序である。

【０１２０】次に、入出力装置１８は、発信ユニットＵ
１がフェーズ１を開始するように経路設計の開始命令を
出す（ＩＯ２）。発信ユニットＵ１はこれを受けて、ユ
ニットＵ１内でのフェーズ１の動作を開始するととも
に、その他の各ユニットＵ２−Ｕ９にフェーズ１開始命
令を出す（ＰＨ１ｓ）。その他の各ユニットＵ２−Ｕ９
では、これを受けてフェーズ１を開始する（ＰＨ１，Ｐ
Ｈ１ｄ）。フェーズ１は、全ユニットで、実施の形態１
の場合と同様に１単位時間毎に同期して遂行される。

【０１２１】次に、フェーズ１内の手順について、図２
２に基づき説明する。図２２は、フェーズ１の手順を示
すフローチャートである。発信ユニットＵ１の手順（Ｓ
Ｔ１１ｓからＳＴ１７）、その他のユニットＵ２−Ｕ
５，Ｕ７−Ｕ８の手順（ＳＴ１２からＳＴ１７）、着信
ユニットＵ６の手順（ＳＴ１２からＳＴ１７）、着信ユ
ニットＵ９の手順（ＳＴ１２からＳＴ１７）の４種類の
手順が示されている。ＳＴ１４の状態数Ｘｉ，変動数カ
ウンタＷｉ更新の手順の詳細は、実施の形態１の図７の
フローチャートに示されているものと同様であるので、
ここでは説明を省略する。各々のユニットは独立に動作
するが、時刻ｔ＝０，１，２，・・・毎に同期用クロッ
ク１９からの同期信号に同期する。

【０１２２】図２２に示すこの実施の形態のフェーズ１
の手順のうち、図６に示される実施の形態１のフェーズ
１の手順と異なっているのは、着信ユニットがＵ６とＵ
９の２個になったのに伴い、非着信ユニットＵ１−Ｕ
５，Ｕ７−Ｕ８において、着信ユニットからの凍結命令
が着たか否かを判断するステップが、１段階から（図６
のＳＴ１５）、２段階となった（図２２のＳＴ１５ａ，
ＳＴ１５ｂ）こと、及び着信ユニットＵ６とＵ９におい
て、自ユニットから凍結命令を出した（図６と図２２の
ＳＴ１６ｄ）後に、そのまま次のステップ（図６と図２
２のＳＴ１７）へ進むのではなく、他方の着信ユニット
からの凍結命令を受けていなければ（図２２のＳＴ１６
ｘは「いいえ」）、状態数Ｘｉ，変動数カウンタＷｉの
更新を繰り返し（図２２のＳＴ１４）、他方の着信ユニ
ットからの凍結命令を待ってから（図２２のＳＴ１６ｘ
の「はい」）、次のステップ（図６と図２２のＳＴ１
７）へ進むという二点である。

【０１２３】なお、図２２では、非着信ユニットＵ−Ｕ
５，Ｕ７−Ｕ８が、凍結命令の来非を判断する２段階の
ステップ（ＳＴ１５ａ，ＳＴ１５ｂ）のうち、１回目の
凍結命令が着信ユニットＵ６からきて（ＳＴ１５ａ）、
２回目の凍結命令が着信ユニットＵ９から来る（ＳＴ１
５ｂ）ことになっているが、これはフローチャートを判
りやすくするために便宜上仮定したことで、この順番の
組み合わせが異なってもよく、更に、凍結命令からその
主が判別できなくてもよい。

【０１２４】また、図２２の凍結命令来非の判断（ＳＴ
１５ａ，ＳＴ１５ｂ，ＳＴ１６ｘ）は、その時までに凍
結命令を受けたか否かの経験を問う判断であって、その
時に丁度凍結命令を受けたか否かの判断ではない。ゆえ
に、非着信ユニットＵ１−Ｕ５，Ｕ７−Ｕ８では、１回
目の凍結命令を受けてから（ＳＴ１５ａは「はい」）、
２回目の凍結命令を受けるまでの間（ＳＴ１５ｂは「い
いえ」）も、状態数Ｘｉ，変動数カウンタＷｉの更新
（ＳＴ１４）を行う。また、着信ユニットＵ６とＵ９で
は、自ユニットから凍結命令を出した時点（ＳＴ１６
ｄ）で、既に他方の着信ユニットからの凍結命令を受け
取っていた場合でも、ステップＳＴ１６ｘの判断は「は
い」となり、次のステップＳＴ１７に進む。

【０１２５】次に、フェーズ１の終了手順について、図
２１に基づき説明する。着信ユニットＵ６で自ユニット
のフェーズ１の処理が終了したときは、ユニットＵ６
は、凍結命令を自分以外の全ユニットＵ１−Ｕ５，Ｕ７
−Ｕ９に出力する。着信ユニットＵ９で自ユニットのフ
ェーズ１の処理が終了したときは、ユニットＵ９は、凍
結命令を自分以外の全ユニットＵ１−Ｕ８に出力する。
着信ユニット以外のユニットＵ１−Ｕ５，Ｕ７−Ｕ８
（以下適宜、非着信ユニットと記す）では、ユニットＵ
６とユニットＵ９から２回の凍結命令を受けたときに、
フェーズ１を終了する（ＰＨ１ｓ，ＰＨ１）。着信ユニ
ットＵ６とＵ９では、自ユニットの処理が終了し、か
つ、自分以外のユニットＵ９とＵ６から１回の凍結命令
を受けたときに、フェーズ１を終了する（ＰＨ１ｄ）。

【０１２６】非着信ユニットＵ１−Ｕ５，Ｕ７−Ｕ８
で、フェーズ１を終了するために必要な凍結命令の回数
である２回という数は、最初に入出力装置１８から各ユ
ニットに通知され、各ユニットが後述のように保持して
いる経路数である２と等しい。着信ユニットＵ６とＵ９
では、自分のユニットの終了を１回の凍結命令と解釈し
て、自分以外のユニットからの１回の凍結命令との合計
回数が、上述の経路数の２と等しくなったとき、フェー
ズ１を終了する。なお、各ユニットＵ１−Ｕ９では、凍
結命令の受信に関して、その数だけを数えていればよ
く、凍結命令を発信した主がＵ６であるかＵ９であるか
を知る必要はない。これは前述の直観イメージ（図２及
び図１９）で、電光掲示板ＥＳ及び水先案内人ＭＡが、
犬ＤＧ１及びＤＧ２があげる波検出の声（図１９のＳＤ
Ｇ２）の主を判別しなくてもよく、ただ声の数だけを数
えていればよいことに対応する。

【０１２７】図２２の手順に従った場合の状態数Ｘｉと
変動数カウンタＷｉの値の遷移は、結果的に図８に示す
実施の形態１の遷移表と同じになる。この実施の形態の
凍結は、変動数カウンタＷ６と変動数カウンタＷ９の両
方が１もしくは１以上となった時点で行われるので、結
果的には、変動数カウンタＷ６の変化（時刻ｔ＝４）よ
り後に０から１となった変動数カウンタＷ９の変化の時
点（時刻ｔ＝５）となり、実施の形態１の場合と同じに
なる。このため全ての状態数Ｘｉ，変動数カウンタＷｉ
が実施の形態１の場合と同じ値となる。但し、図８の凍
結を示す矢印については、変動数カウンタＷ９に依存し
た一連のみで変動数カウンタＷ６を考慮していないの
で、この実施の形態にはそのままは当てはまらない。

【０１２８】次に、フェーズ２の構成について、図２１
に基づき説明する。フェーズ２は、フェーズ２−１とフ
ェーズ２−２の２個のサブフェーズ２から構成される。
フェーズ２−１は着信ユニットＵ６を着信端とする経路
を探索するサブフェーズ、フェーズ２−２は着信ユニッ
トＵ９を着信端とする経路を探索するサブフェーズであ
り、それぞれのサブフェーズで図５の実施の形態１のフ
ェーズ２に相当する処理を行って、それぞれ１個の最短
経路を設計する。フェーズ２−１とフェーズ２−２は、
独立に並行して遂行される。図５の実施の形態１の場
合、フェーズ２は全ユニットで同期的に遂行されるわけ
ではなく、図４のサーチフラグＶｉがオン（１）になっ
ている１個のユニットのみが実質的な処理を行い、その
他の全てのユニットは待ち状態にあった。この実施の形
態では、フェーズ２−１のためのフラグＦ１と、フェー
ズ２−２のためのフラグＦ２の２個のフラグを設けるこ
とによって、２個のサブフェーズの独立並行遂行を可能
とした。

【０１２９】次に、フェーズ２の開始手順について、図
２１に基づき説明する。フェーズ２−１は、着信ユニッ
トの１番であるＵ６側から開始され始め（ＰＨ２ａ
ｄ）、フェーズ２−２は、着信ユニットの２番であるＵ
９側から開始され始める（ＰＨ２ｄ）。このユニットＵ
６のフェーズ２−１の開始のタイミングについて述べる
と、ユニットＵ６でフェーズ１が終了した後に、各ユニ
ットＵ１−Ｕ９がフェーズ１の動作を終了させるに必要
な予め定められた待機時間経過後、ユニットＵ６のフェ
ーズ２−１が開始される。ユニットＵ９のフェーズ２−
２の開始のタイミングも同様に、ユニットＵ９でフェー
ズ１が終了した後に、各ユニットＵ１−Ｕ８がフェーズ
１の動作を終了させるに必要な予め定められた待機時間
経過後、ユニットＵ９のフェーズ２−２が開始される。
ユニットＵ６によるフェーズ２−１の開始と、ユニット
Ｕ９のフェーズ２−２の開始のタイミングは、それぞれ
のフェーズ１の終了時刻と、それぞれの待機時間に依存
し、同期しない独立なものである。しかし、フェーズ１
の終了は全ユニットでほぼ同時となるので、ユニットＵ
６とＵ９の待機時間を等しくとれば、ユニットＵ６とＵ
９の待機時間はほぼ等しくなる。

【０１３０】次に、フェーズ２−１の手順について、図
２１に基づき説明する。サブフェーズであるサブフェー
ズ２−１（ＰＨ２ａｓ，ＰＨ２ａ，ＰＨ２ａｄ１，ＰＨ
２ａｄ２）では、図５の実施の形態１のフェーズ２（Ｐ
Ｈ２ｓ，ＰＨ２，ＰＨ２ｄ）と同様に、全ユニットで同
期的に遂行されるわけではなく、待ち状態と、処理状態
が含まれる。サーチフラグＶｉのフラグＦ１がオン
（１）になっている１個のユニットのみがその処理部Ｐ
で実質的な処理を行い、その他の全てのユニットは待ち
状態、つまりそのユニットの処理部Ｐは実質的に待機状
態となる。処理部Ｐが実質的な処理を行っている動作ユ
ニットは、サーチフラグのフラグＦ１がオン（１）にな
っており、この動作ユニットの次に処理を行うユニット
のサーチフラグのフラグＦ１をオン（１）にして動作を
開始し、自ユニットのサーチフラグのフラグＦ１をオフ
（０）にして自ユニットの処理を終了する。発信ユニッ
トＵ１のサーチフラグのフラグＦ１がオン（１）となっ
て動作状態に移った後、発信ユニットＵ１が全ユニット
Ｕ２−Ｕ９、及び入出力装置１８にフェーズ２−１の終
了命令を出して（ＰＨ２ａｓ，ＰＨ２ａ，ＰＨ２ａｄ
１，ＰＨ２ａｄ２）、フェーズ２−１は終了する。この
フェーズ２−１の終了までの各ユニットの処理部Ｐの処
理動作により、ユニットＵ１からＵ６に到る最短経路が
完成され、それは最適経路テーブル１７の経路１に記憶
される。

【０１３１】次に、フェーズ２−２の手順について、図
２１と図２２に基づき説明する。サブフェーズであるフ
ェーズ２−２（ＰＨ２ｂｓ，ＰＨ２ｂ，ＰＨ２ｂｄ１，
ＰＨ２ｂｄ２）の処理も、サーチフラグＶｉのフラグＦ
２を用いて、上述のフェーズ２−１の処理と同様に進め
られる。発信ユニットＵ１のサーチフラグのフラグＦ２
がオン（１）となって動作状態に移った後、発信ユニッ
トＵ１が全ユニットＵ２−Ｕ９、及び入出力装置１８に
フェーズ２−２の終了命令を出して（ＰＨ２ｂｓ，ＰＨ
２ｂ，ＰＨ２ｂｄ１，ＰＨ２ｂｄ２）、フェーズ２−２
は終了する。このフェーズ２−２の終了までの各ユニッ
トの処理部Ｐの処理動作により、ユニットＵ１からＵ９
に到る最短経路が完成され、それは最適経路テーブル１
７の経路２に記憶される。

【０１３２】図２３は、サブフェーズであるフェーズ２
−２の詳細手順を示すフローチャートである。図２３に
示すこの実施の形態のフェーズ２−２の手順のうち、図
１０に示す実施の形態１のフェーズ２の手順と異なって
いる点は、実施の形態１で１ビットのサーチフラグＶｉ
を使用したが、この実施の形態では８ビットのサーチフ
ラグＶｉのフラグＦ２（図２０（ｃ））を使用している
点のみである。サブフェーズ２−１の詳細手順を示す図
は設けていないが、図２３に示すフローチャートの、着
信ユニットＵ９を着信ユニットＵ６に、サーチフラグの
フラグＦ２をサーチフラグのフラグＦ１に、フェーズ２
−２をフェーズ２−１に読み替えた、同様の手順とな
る。

【０１３３】次に、フェーズ２の終了手順について、図
２１に基づき説明する。発信ユニットＵ１は、フェーズ
２−１の終了命令（ＰＨ２ａｓ）と、フェーズ２−２の
終了命令（ＰＨ２ｂｓ）の両方を出し終わった後、フェ
ーズ２を終了し（ＰＨ２ｃ）、フェーズ０の休止状態
（ＰＨ０）に移行する。発信ユニット以外の各ユニット
Ｕ２−Ｕ９は、フェーズ２−１の終了命令（ＰＨ２ａ
ｓ，ＰＨ２ａ，ＰＨ２ａｄ１，ＰＨ２ａｄ２）と、フェ
ーズ２−２の終了命令（ＰＨ２ｂｓ，ＰＨ２ｂ，ＰＨ２
ｂｄ１，ＰＨ２ｂｄ２）の両方を受信し終わった後、フ
ェーズ２を終了し（ＰＨ２ｃ）、フェーズ０の休止状態
（ＰＨ０）に移行する。入出力装置１８は、発信ユニッ
トＵ１からフェーズ２−１の終了命令（ＰＨ２ａｓ）及
びフェーズ２−２の終了命令（ＰＨ２ｂｓ）を受信した
後に適時、最適経路テーブル１７の経路１と経路２を参
照して、その最短経路テーブル１７に記された２個の最
短経路を、表示装置Ｄに表示する（１０３）。図２４
は、フェーズ１終了時の変動数カウンタＷｉの分布と、
フェーズ２の処理の移行を表している。フェーズ２−１
の処理はモデルノードＭ６からＭ１への移行で、フェー
ズ２−２の処理はモデルノードＭ９からＭ１への移行
で、それぞれ示している。

【０１３４】なお、上記実施の形態では、着信ユニット
の順序番号は、人間が入出力装置１８に入力した順序と
したが、この必要はなく、任意の順序で番号を付してよ
い。また、入出力装置１８は、フェーズ２−１とフェー
ズ２−２の両方が終了してから２個の最短経路を表示装
置Ｄに表示したが（１０３）、この必要はなく、それぞ
れのサブフェーズが終了する度に、得られた経路を表示
装置Ｄに表示してもよい。

【０１３５】実施の形態７．この発明の実施の形態７に
よるルーチング方法を用いた最適経路設計例について、
まず説明する。図２５は、経路設計を行う通信ネットワ
ークの例である。図において、１は経路設計の対象とな
る通信ネットワーク、１１は通信信号の発着中継を行う
ノードＮｉ（ｉ＝１，２，・・・，９）、１２はノード
Ｎｉ，Ｎｊ間の物理接続回線であるリンク、各ノード１
１の円内に記載されている番号は各々のノードの番号
で、ノードＮｉの添字ｉがこれに対応する。ここでノー
ドＮｉとノードＮｊ間のリンクには方向性があるものと
し、ノードＮｉからＮｊへ向かうリンクをリンクＬｉｊ
と記す。一般には、リンクＬｉｊとリンクＬｊｉは異な
るが、図２５の例では、便宜上全てのリンク１２は両方
向性とする。リンク１２のそれぞれのコストが、リンク
上に記してある。リンクＬｉｊのコストをＷｉｊと記
す。コストは距離に代表されるリンクの属性を示す一般
的なパラメータで、距離の他には遅延、伝送品質等でも
よい。各リンク１２の各コストＷｉｊがとり得る値は、
正の整数値０，１，２，・・・，ＶＬ−１，ＶＬで、こ
の最大値ＶＬをボリュームレベルとおく。ここでは、便
宜上、全てのリンク１２の容量を単位容量１としてい
る。

【０１３６】各々のノード１１には最適経路設計を行う
経路設計部１３が設けられている。全てのノード１１の
経路設計部１３は同じ構造である。図２５では、描図の
都合上、経路設計部１３はノード１１の外部に描かれて
いるが、実際にはノード１１の内部に設けても良い。ノ
ードＮｉに付属する経路設計部１３を経路設計部Ｋｉと
呼ぶ（ｉ＝１，２，・・・，９）。それぞれの経路設計
部１３では、通信ネットワーク１に対応したネットワー
クシミュレーションモデル２（以下、モデルと適宜略記
する）を使用する。全てのノード１１の経路設計部１３
で使用するネットワークモデル２は同一である。ネット
ワークモデル２は最適経路設計に使用する仮想的なネッ
トワークで、モデルノード１１Ｍがノード１１に対応し
ている。通信ネットワーク１におけるノードＮｉに対応
したモデルノードをモデルノードＭｉと呼ぶ（ｉ＝１，
２，・・・，９）。モデルノードＭｉはノードＮｉと同
じ属性を持つ。本実施の形態において、最適経路設計の
手順のうち、後述する水先案内平面群ＰＰＳ生成は、こ
の経路設計部１３内でネットワークモデル２に関して行
われ、実際のノード１１で通信ネットワーク１に関して
行われるものではない。なお、この実施の形態では、例
えば、各ノード１１を区別して表現する場合には、ノー
ドＮｉ（ｉ＝１，２，・・・，９）というように、添字
ｉを付して表記することとし、この点についてはモデル
ノード１１ＭとＭｉ、経路設計部１３とＫｉ、後述のユ
ニット１１ＵとＵｉ、テーブルＴとＴｉ、処理部ＰとＰ
ｉ、水路交差点１１ＰとＰＮｉ等々に関しても同様であ
る。

【０１３７】経路設計部１３内のハードウエア構成は、
Ｋ１からＫ９まで同一で、次のようになっている。各ノ
ードＮｉに対応したユニット１１Ｕがあり、各々のユニ
ット１１Ｕは、それぞれテーブルＴと処理部Ｐで構成さ
れている。テーブルＴ及び処理部Ｐの構成は各ユニット
同一である。テーブルＴはＲＡＭ等のメモリで、また処
理部Ｐはマイクロプロセッサ等で実現される。テーブル
Ｔには、各ノード、即ち、モデルノードの後述する特性
・状態を示すパラメータが記憶され、モデルノードＭｉ
に対応するテーブルＴｉが含む情報としては、隣接ノー
ドＡｉ、隣接ノードｊとの間のリンクＬｉｊのコストＷ
ｉｊ、時刻ｔ毎の状態数Ｘｉ、宛先ノード識別子Ｚｉ、
宛先ノードｄ毎の水先案内ベクトルＰｉ（ｄ）がある。
経路設計部１３の中には、ユニット１１Ｕの他に宛先指
定部ＤＰ、クロック発生部ＣＬがある。宛先指定部ＤＰ
は、後述のように、宛先ユニットの番号ｄを各ユニット
に通達する機能を持つ。クロック発生部ＣＬは、各ユニ
ットの動作の同期用の共通クロック信号を発生する。同
期用信号および各ユニットの同期動作については後述す
る。

【０１３８】ここで、ネットワーク１内の総ノード数を
ｎｔ個、発信ノードのノード番号をＮｓ、宛先ノードの
ノード番号をＮｄとし、発信ノードＮｓと宛先ノードＮ
ｄの間の最小コスト経路を探索することを考える。ここ
で、最小コスト経路とは、経路内のリンクのコストの総
和が最小の経路とする。図２５の例では、総ノード数ｎ
ｔ＝９、宛先ノードＮｄ＝Ｎ１である。ゆえに、対応す
るモデルノードについても、総モデルノード数＝９、宛
先モデルノードＭｄ＝Ｍ１となり、また対応するユニッ
トについても、総ユニット数＝９、宛先ユニットＵｄ＝
Ｕ１となる。なお、宛先ノード番号＝宛先モデルノード
番号＝宛先ユニット番号＝ｄなるｄについて、以下適
宜、宛先ｄと略記する。同様に発信ノード番号について
も発信ｓと略記する。

【０１３９】この実施の形態における最適経路計画方法
は、必要が生じたときに個々の発信ノードＮｓと宛先ノ
ードＮｄを与えてその間の最適経路を求めるものではな
く、発信ノードと宛先ノードのあらゆる組合わせに適用
できる最適経路群を、各ノードＮ１−Ｎ９に付属する経
路設計部Ｋ１−Ｋ９であらかじめ求めておき、個々の経
路設定要求が発生したときにこれを使用するものであ
る。この最適経路群は、水先案内平面（ｐｉｌｏｔ ｐ
ｌａｎｅ）という概念を用いて表される。次に、水先案
内平面PPの概念を、図２６に基づき説明する。図２５の
ネットワークモデル２において、宛先モデルノードをＭ
１とした場合の水先案内平面ＰＰを図２６に示す。水先
案内平面ＰＰは、ネットワークモデル２から求められる
仮想的なネットワークで、宛先モデルノードＭｄ毎に、
一面を構成する。水先案内平面ＰＰは、各モデルノード
１１Ｍから出ている矢印Ｐｉ（ｉ＝１，２，・・・，
９）、即ち、隣接する２モデルノード間の方向性のある
結合で構成される、方向性のあるネットワークである。
これは、各モデルノード１１Ｍに水先案内人がいて、次
に進むべき方向を示している仮想的なイメージを表すも
のである。各モデルノードＭｉにいる水先案内人が示し
ている方向、即ち、図２６のＰＰの矢印Ｐｉ（１，２，
・・・，９）の矢先が、モデルノードＭｉの宛先ｄの水
先案内ベクトルＰｉ（ｄ）である。水先案内ベクトルＰ
ｉ（ｄ）は、当該ノードＮｉから宛先ｄを目指す場合
に、次に進むべき方向の隣接ノードの番号である。記号
Ｐｉ（ｄ）のｉはノード番号、ｄは宛先を示す。宛先ｄ
があきらかな場合は、以下適宜、宛先ｄを省略してＰｉ
と略記する。モデルノードＭｄ自身が宛先ｄの場合、水
先案内ベクトルＰｄ（ｄ）は定義されない。宛先ｄの水
先案内平面ＰＰは、宛先モデルノードＭｄを除く全モデ
ルノードＭｉ（ｉ＝１，２，・・・，９）の水先案内ベ
クトルＰｉ（ｄ）の集合である。

【０１４０】発信モデルノードＭｓから宛先モデルノー
ドＭｄまでの最適経路を求める際は、発信モデルノード
Ｍｓから出発して、順次モデルノード毎に水先案内平面
ＰＰ内の水先案内ベクトルＰｉ（ｄ）の指示に従って進
めば、最適経路を通って宛先Ｍｄに到達することができ
る。図２６において、モデルノードＭ８からＭ１までの
最適経路を求めるとすると、まずＭ８から出発して、水
先案内ベクトルＰ８に従ってＭ７に進む。次に、Ｍ７か
らは水先案内ベクトルＰ７に従って、Ｍ５に進む。同様
にして、水先案内ベクトルＰ５，Ｐ４に従って、Ｍ４，
Ｍ１と進んで宛先Ｍ１に到達する。この際に、通った経
路Ｍ８，Ｍ７，Ｍ５，Ｍ４，Ｍ１が、Ｍ８からＭ１への
最適経路である。

【０１４１】水先案内平面ＰＰは、宛先モデルノードＭ
ｄ毎に一面を構成するので、宛先Ｍｄが複数ある場合に
は、複数面の水先案内平面ＰＰを用いる。図２６の水先
案内平面群ＰＰＳは、モデルノードＭ１からＭ９の各々
のモデルノードを宛先とした水先案内平面ＰＰの集合で
ある。図２６の水先案内平面群ＰＰＳの最上層の宛先１
の水先案内平面ＰＰの内容は、図２６の上部の宛先ｄ＝
１の水先案内平面ＰＰに示すものである。水先案内平面
群ＰＰＳ第２面以下の宛先２から９の水先案内平面ＰＰ
の内容は、個別には図示していない。水先案内平面群Ｐ
ＰＳがあれば、発信モデルノード、宛先モデルノードと
して、Ｍ１からＭ９のうちのあらゆる２個の組み合わせ
について、最適経路を得ることができる。図２６のＰＰ
Ｓにおいて、各水先案内平面ＰＰのモデルノードＭ５の
周辺部ＰＰ５を切り出し、縦方向に重ねて抜出したもの
がＰＰＳ５である。これをモデルノードＭ５、あるい
は、ノードＮ５の部分水先案内平面群ＰＰＳ５と呼ぶ。
部分水先案内平面群ＰＰＳ５においては、各水先案内平
面ＰＰのモデルノードＭ５の水先案内ベクトルＰ５が示
されている。ＰＰＳ５では、モデルノードＭ５から次に
進むべき方向を、宛先モデルノード別に示してあるの
で、ノードＮ５ではＰＰＳ５を参照すれば、どの宛先ｄ
宛の経路にも対応できる。例えば、この実施の形態の最
適経路設計をパケット通信に利用する場合、通信ネット
ワーク１のノードＮ５は、この部分水先案内平面群ＰＰ
Ｓ５を保有していれば、到着したパケットの宛先に応じ
て、適切なパケット送出方向を指示できる。例えば、宛
先ノードがＮ１のパケットが到着した場合は、宛先１の
部分平面ＰＰ５に示されている水先案内ベクトルＰ５
（１）に従って、ノードＮ４方向にパケットを送り出
す。一般に、図２６のＰＰＳにおいて、各水先案内平面
ＰＰのモデルノードＭｉの周辺部を切り出し、縦方向に
重ねて抜出したものを、モデルノードＭｉ、あるいは、
ノードＮｉの部分水先案内平面群ＰＰＳｉと呼ぶ。

【０１４２】水先案内平面ＰＰを数字で表現する方法に
は、図２７のＰＰＴ１のような行列形式、ＰＰＴ２のよ
うな表形式等がある。図２７のＰＰＴ１は、図２６の宛
先１の水先案内平面ＰＰを行列で表したもので、モデル
ノードＭｉの水先案内ベクトルＰｉ（ｄ）がｊであるこ
とを、行列ＰＰＴ１の要素（ｉ，ｊ）を１として表して
いる。例えば、モデルノードＭ５の水先案内ベクトルＰ
５（１）は４なので、行列ＰＰＴ１の要素（５，４）は
１となっている。行列ＰＰＴ１の１行めに１の要素がな
いのは、宛先１の水先案内平面ＰＰでは、モデルノード
Ｍ１の水先案内ベクトルＰ１（１）が定義されていない
からである。図２７のＰＰＴ２は、図２６の宛先１の水
先案内平面ＰＰを表で表したもので、モデルノードＭｉ
の水先案内ベクトルＰｉ（ｄ）をｉ＝１，２，・・・，
９について記している。Ｐ１＝Ｘと記してあるのは、Ｐ
１（１）は定義されていないという意味である。水先案
内平面群ＰＰＳは、行列ＰＰＴ１、あるいは、表ＰＰＴ
２を宛先別に宛先数だけ使用して表現できる。図２６の
ＰＰＳ５は、図２７のＰＰＴ３の行列、ＰＰＴ４の表等
で表現できる。図２７のＰＰＴ３は、図２６のＰＰＳ５
を行列で表したもので、モデルノードＭ５の水先案内ベ
クトルＰ５（ｄ）がｊであることを、行列ＰＰＴ３の要
素（ｄ，ｊ）を１として表している。例えば、宛先１の
水先案内ベクトルＰ５（１）は４なので、行列ＰＰＴ３
の要素（１，４）は１となっている。行列ＰＰＴ３の５
行目に１の要素がないのは、モデルノードＭ５では宛先
５の水先案内ベクトルＰ５（５）が定義されていないか
らである。また、行列ＰＰＴ３の２，４，６，７列め以
外の列の要素が全てゼロなのは、モデルノードＭ５から
の水先案内ベクトルＰ５（ｄ）の行先は隣接モデルノー
ドＭ２，Ｍ４，Ｍ６，Ｍ７のみに限られているからであ
る。図２７のＰＰＴ４は、図２６のＰＰＳ５を表で表し
たもので、モデルノードＭ５の水先案内ベクトルＰ５
（ｄ）を宛先ｄ＝１，２，・・・，９について記してい
る。Ｐ５＝Ｘと記してあるのは、Ｐ５（５）は定義され
ていないという意味である。

【０１４３】以下、この実施の形態の手順を具体的に説
明するに先立ち、この実施の形態における最短経路計画
の方法の原理につき、概念的な直観イメージを示す図２
８に基づき、概念的に述べる。この図２８は、プールＰ
Ｏの内側に島ＩＳが水路ＷＷを形成するように配置され
たものである。プールＰＯは、図２５の通信ネットワー
クの水路モデルであり、水路ＷＷがリンク１２とトポロ
ジー的に同じ構成となるように、島ＩＳが配置されてい
る。ノード１１に対応するのは、水路の交差点１１Ｐで
あり、ノード番号Ｎ１，Ｎ２，・・・，Ｎ９に対応して
番号ＰＮ１，ＰＮ２，・・・，ＰＮ９が付されている。
水路交差点１１Ｐは、以下適宜、交差点と略記する。図
２８では、描画の都合上全ての水路ＷＷの長さはほぼ等
しくなっているが、実際には、水路ＷＷの長さは対応す
るリンク１２のコストに比例させる。例えば、水路交差
点ＰＮ１とＰＮ２の間の水路の長さは４単位長、ＰＮ１
とＰＮ４間の水路の長さは１単位長となっている。ここ
で水路ＷＷの長さは、２地点間の距離を表したものなの
で、数学的な距離の条件を満たす。即ち、同地点間の距
離はゼロ、２地点間の距離は両方向とも等しく、三角形
を形作る３個の水路ＷＷの内の２個の長さの和は、他の
１個の水路ＷＷの長さより大きくなる。一方リンク１２
のコストは、距離・遅延・品質等の任意の属性でありう
るので、必ずしも上記距離の条件を満たさない。ゆえ
に、リンク１２のコストが水路ＷＷの長さに対応できな
い場合も生じる。例えば、図２５の通信ネットワーク１
のノードＮ１，Ｎ２，Ｎ４による三角形は、上記距離の
条件を満たさないので、水路ＷＷには対応できない。し
かし、図２８に基づく直観イメージは、本実施の形態の
による最適経路設計の説明をわかり易くするための概念
的なものにすぎず、このイメージに対応できない場合で
も、最適経路設計方式は有効である。図２８では、水路
交差点１１ＰをＸ印で示し、そのＸ印に符号１１Ｐを付
し、かっこ内に交差点番号（ＰＮ１，ＰＮ２，・・・，
ＰＮ９）を記してある。また、各水路交差点１１ＰのＸ
印のところには、図示されていないが、水先案内人ＭＡ
がいる。図２８の例では、水路交差点１１ＰはＰＮ１か
らＰＮ９の９個あり、それぞれに水先案内人ＭＡがいる
ので、その数は全部で９人である。

【０１４４】ここで、プール周縁部の地点ＰＮ１（宛先
ノードＮ１に対応）には子供ＣＨがおり、この子供ＣＨ
は犬ＤＧを飼っている。この犬ＤＧは迷子になってしま
い、ＰＮ１からＰＮ９までのいずれかの水路交差点１１
Ｐにいることはわかっているが、いずれの交差点１１Ｐ
にいるかは不明である。図２８では、一例として交差点
ＰＮ９に犬ＤＧが描かれているが、子供ＣＨは犬ＤＧの
所在地を知らない。迷子になった犬ＤＧは、水路ＷＷを
泳いで子供ＣＨに会いに行きたいと考えている。子供Ｃ
Ｈは、犬ＤＧが自分のところへ迷わず来られるように、
進むべき水路ＷＷを教えてあげたいと考えている。この
際、子供ＣＨは、犬ＤＧが泳ぐ距離がなるべく短くてす
むようにしてあげたいと望んでいる、という状況を想定
する。この犬ＤＧは、一つの水路ＷＷをまっすぐに泳ぎ
進む能力は持っているが、水路交差点１１Ｐに来た場合
に、そこで交差する複数の水路ＷＷの内から自分の進む
べき進路を選択する能力は持たず、これについては各水
路交差点１１Ｐにいる水先案内人ＭＡに教えを請うよう
訓練されている。水先案内人ＭＡは、自分の水路交差点
に犬が来た場合に、後述するように、犬が次に進むべき
水路を選択して、犬をその方向へ誘導する任務を持つ。

【０１４５】次に、図２９に基づき、ＰＮ１からＰＮ９
までのいずれかの水路交差点１１Ｐで迷子になっている
犬ＤＧが、最短距離を通って子供ＣＨに会いに行かれる
ように、進むべき水路ＷＷを教えてあげる手順を説明す
る。最初、水面は静まっていて平らである。ここで子供
ＣＨが、石ＳＴを水面に落として、波を発生させる（Ｓ
ＣＨ１）。するとこの波は、水路ＷＷを伝播していく。
各水路交差点１１Ｐにいる水先案内人ＭＡは、自分の水
路交差点１１Ｐに波が伝播してくるのを発見しようと、
水面を見ている。自分の水路交差点１１Ｐに波が最初に
伝播してきたとき（ＳＭＡ１）、水先案内人ＭＡは波が
伝播してきた水路ＷＷの方向を記憶し、この方向を指で
指し示す（ＳＭＡ２）。水先案内人ＭＡは、犬ＤＧが自
分の水路交差点１１Ｐに来るのを待ち、犬ＤＧが来た場
合には、指で指し示している水路ＷＷの方向に進路をと
るように、犬ＤＧを誘導するべく、待機している（ＳＭ
Ａ３）。全ての水路交差点１１Ｐに波が伝播したとき、
全ての水先案内人ＭＡが波の最初の伝播方向を指し示
し、犬ＤＧの待機状態になっている。このように、どの
水路交差点１１Ｐから犬ＤＧが出発しても良いように、
各水路交差点１１Ｐで水先案内人ＭＡが、犬ＤＧが着た
場合に進むべき方向を指し示した状態が、図２６の宛先
１の水先案内平面ＰＰに対応する。以上のように、波が
最初に伝播した方向へ犬ＤＧを誘導するのは、波の中心
ＰＮ１に近い点ほど早く波が伝播するので、波が早く伝
播した方向へ進めば、最初に石を落とした地点ＰＮ１に
到達できるからである。この理由の詳しい説明は、後述
する。

【０１４６】迷子になった犬ＤＧが、水路ＷＷを泳いで
子供ＣＨに会いに行く場合には、順次、上記の水先案内
人ＭＡの指示に従って進む。まず、犬ＤＧは、自分がい
る水路交差点１１Ｐの水先案内人ＭＡが、進むべき水路
ＷＷを指し示して犬ＤＧを誘導する待機状態になるまで
待つ（ＳＤＧ１）。自分の交差点１１Ｐの水先案内人Ｍ
Ａが待機状態になったならば（ＳＤＧ１）、その水先案
内人ＭＡに教えを請い（ＳＤＧ５）、誘導された方向へ
泳ぐ（ＳＭＡ４，ＳＤＧ６，ＳＤＧ３）。各水路交差点
１１Ｐにくるたびに（ＳＤＧ２）、そこの水先案内人Ｍ
Ａに教えを請い（ＳＤＧ５）、指し示す方向に誘導して
くれるのに従って進路をとり（ＳＭＡ４，ＳＤＧ６）、
水路ＷＷを泳いで行けば（ＳＤＧ３）、子供ＣＨのいる
ＰＮ１に泳ぎ着く（ＳＤＧ４）。例えば、犬ＤＧが水路
交差点ＰＮ９にいた場合は、犬ＤＧは、まず水路交差点
ＰＮ９で水先案内人ＭＡが犬ＤＧの待機状態になるのを
待ち（ＳＤＧ１）、水先案内人ＭＡに教えを請う（ＳＤ
Ｇ５）。次に、その指示に従って（ＳＭＡ４）、水路交
差点ＰＮ８の方向に向かって水路ＷＷを泳ぎ（ＳＤＧ
６，ＳＤＧ３）、次に、水路交差点ＰＮ８で水先案内人
ＭＡの指示に従って、水路交差点ＰＮ７の方向へ進路を
変換し（ＳＤＧ２，ＳＤＧ５，ＳＤＧ６，ＳＭＡ４）、
また、水路ＷＷを泳ぐ（ＳＤＧ３）。同様にして、水路
交差点ＰＮ５，ＰＮ４を経由してＰＮ１へ泳ぎ着く（Ｓ
ＤＧ４）。

【０１４７】次に、図２５の各ユニット１１Ｕに設けら
れたテーブルＴの各パラメータについて具体的に説明す
る。テーブルＴｉの各パラメータは、ノードＮｉ、即
ち、モデルノードＭｉ、またはユニットＵｉに対応す
る。テーブルＴｉのパラメータは、図３０に示してい
る。

【０１４８】次に、図３０の各パラメータを詳細に説明
する。図３０には、テーブルＴ１，Ｔ２，Ｔ４，Ｔ５の
例が抜粋されているが、他のテーブルＴ３，Ｔ６，Ｔ
７，Ｔ８，Ｔ９についても同様である。ノードＮｉの隣
接ノードＡｉは、ノードＮｉからリンクＬｉｊが出てい
る先のノードＮｊのノード番号ｊの集合である。一般に
は、リンクＬｉｊには方向性があるため、ノードｊがノ
ードｉの隣接ノードＡｉの要素であることと、ノードｉ
がノードｊの隣接ノードＡｊの要素であることは等価で
はない。しかし、図２５の例では、リンクは両方向性と
したので、ノードｊがノードｉの隣接ノードＡｉの要素
であれば、ノードｉがノードｊの隣接ノードＡｉの要素
となっている。例えば、ノードＮ１は、ノードＮ２およ
びノードＮ４と接続されているので、Ａ１＝｛２，４｝
となる。同様に、Ａ２＝｛１，３，４，５，６｝，Ａ３
＝｛２，６，８｝，Ａ４＝｛１，２，５，７｝，Ａ５
｛２，４，６，７｝，Ａ６＝｛２，３，５，７，８｝，
Ａ７＝｛４，５，６，８，９｝，Ａ８＝｛３，６，７，
９｝，Ａ９＝｛７，８｝となる。隣接ノードＡｉは、ネ
ットワークの構成と一義的に対応しており、ネットワー
クの構成が変化しない限りは固定である。モデルノード
Ｍｉの隣接モデルノードおよびユニットＵｉの隣接ユニ
ットは、隣接ノードＡｉと等しい。

【０１４９】さて、ノードＮｉの隣接ノードであるノー
ドＮｊの、ノードＮｉからのリンクＬｉｊのコストをＷ
ｉｊと記す。例えば、ノードＮ１から隣接ノードＮ２へ
のリンクＬ１２のコストＷ１２は４、ノードＮ１から隣
接ノードＮ４へのリンクＬ１４のコストＷ１４は１であ
る。

【０１５０】宛先ノード識別子Ｚｉは、宛先ユニットに
付ける目印であり、宛先モデルノードＭｄ対応の場合Ｚ
ｄ＝１、それ以外の場合Ｚｉ＝０とする。水先案内ベク
トルＰｉ（ｄ）は、前述のように、当該ノードＮｉから
宛先ｄを目指す場合に、次に進むべき方向の隣接ノード
の番号である。各ノードの宛先ｄ毎の水先案内ベクトル
を、テーブルＴに保持する。ここで、ノードＮ５のユニ
ットＵ５のテーブルＴ５というのは、実は図２６のＰＰ
Ｓ５を表すものであり、図３０のテーブルＴ５の水先案
内ベクトルＰ５のテーブルと図２７のＰＰＴ４は、同じ
テーブルである。一般に、ノードＮｉのユニットＵｉの
テーブルＴｉというのは、図２６のＰＰＳ５と同様の部
分平面群をモデルノードＭｉに作成したもの、即ち、水
先案内ベクトルＰｉ（ｄ）の集合をｄ＝１，２，・・
・，９について集めたものを表す。ゆえに、実際に最適
経路を案内する際には、ノードＮｉで保有するテーブル
Ｔ１，Ｔ２，・・・，Ｔ９のうち、ノードＮｉで本当に
必要なテーブルは、Ｔｉのみであり、他のテーブルは捨
ててしまっても良い。

【０１５１】モデルノードＭｉの状態数Ｘｉは、この実
施の形態の中心となるパラメータである。状態数Ｘｉは
時刻ｔに依存する可変パラメータであり、時刻依存性を
明確にしたい場合は状態数Ｘｉ（ｔ）と記す。ここで時
刻ｔは、離散的な値ｔ＝０，１，２，３・・・をとる。
テーブルＴには、現在の時刻ｔ０の状態数Ｘｉ（ｔ
０）、１単位時間前の時刻（ｔ０−１）の状態数Ｘｉ
（ｔ０−１）、２単位時間前の時刻（ｔ０−２）の状態
数Ｘｉ（ｔ０−２）と続いて、リンク１２のコストＷｉ
ｊの最大値であるボリュームレベルＶＬ単位時間前の時
刻（ｔ０−ＶＬ）の状態数Ｘｉ（ｔ０−ＶＬ）まで保持
しておく。

【０１５２】状態数Ｘｉ（ｔ）は、下記の様な特徴を持
つ。 ・状態数Ｘｉ（ｔ）は、０と１の２値のみをとる。 ・状態数Ｘｉ（ｔ）の値は、０が遮断、１が導通等の物
理的な状態に対応するパラメータではないが、前述の直
観イメージを示した図２６では、０が最初の波が伝播し
てきていない状態、１が波がすでに伝播して水先案内人
ＭＡが犬ＤＧの待機を待機している状態に相当する。ま
た、状態数Ｘｉの値が０のことを不活性、１のことを活
性、０から１となることを活性化と以下適宜表現する。 ・時刻ｔにおけるモデルノードＭｉの状態数Ｘｉ（ｔ）
は、次の規則１，２に従って変化する。また、水先案内
ベクトルＰｉ（ｄ）は、次の規則３に従って決定する。 規則１）時刻ｔ＝０では、宛先モデルノードＭｄの状態
数Ｘｄ（０）＝１、それ以外のモデルノードＭｉについ
ては状態数Ｘｉ（０）＝０とする。 規則２）コストＷｉｊ時刻前の状態数Ｘｊ（ｔ−Ｗｉ
ｊ）の値が１である隣接モデルノードＭｊが存在する場
合には（ｊはＡｉの要素）、状態数Ｘｉ（ｔ）は１とす
る。それ以外の場合は、状態数Ｘｉ（ｔ）は０とする。
宛先モデルノードＭｄの状態数は、常に状態数Ｘｄ
（ｔ）＝１とする。 規則３）規則１，２に従って、状態数Ｘｉ（ｔ）の値が
０から１に活性化したとき、その変化の原因となった隣
接モデルノードＭｊのノード番号ｊを、水先案内ベクト
ルＰｉ（ｄ）とする。 ・なお、ここで（時刻ｔ−コストＷｉｊ）が負の数とな
る場合の状態数は、ゼロとする。即ち、時刻ｔ＜コスト
Ｗｉｊならば、状態数Ｘｉ（ｔ−Ｗｉｊ）＝０。 ・ここで上記規則１，２に従って、全ての状態数Ｘｉ
（ｔ）を０に初期化した後、一度１になって活性化した
状態数Ｘｉ（ｔ）は、１のまま変化しない。

【０１５３】上記規則１，２に従って、状態数Ｘｉ
（ｔ）を変化させ、規則３に従って水先案内ベクトルＰ
ｉ（ｄ）を求めることができる理由を、以下に証明す
る。なお、以下の証明においては、隣接ノードＡｉを集
合Ａ（ｉ）と表記するものとする。 証明．ノードＮｉから宛先ノードＮｄまでの最小コスト
経路を求める問題を考える。文献（D. Berｔsekas, J.
Tsitsiklis:■Parallel and Distributed Computation
■, Prentice Hall, 1989, pp.293-295）によると、最
小コスト経路のコストＸＭｉ，（ｉ＝１，・・・，ｎ
ｔ）は、次のベルマン方程式によるシステムの唯一の解
である。 ＸＭｉ＝ｍｉｎ（Ｗｉｊ＋ＸＭｊ），ｆｏｒ ｉ＝１，・・・，ｄ−１，ｄ＋ １，・・・ｎｔ， ＸＭｄ＝０ 但し、ｍｉｎは、集合Ａ（ｉ）の要素ｊの中での最小値とする。 ・・・（式Ｐ１） 更に、ベルマン・フォードアルゴリズムによれば、次
式、 Ｘｉ（ｔ）＝ｍｉｎ（Ｗｉｊ＋Ｘｊ（ｔ−１）），ｆｏｒ ｉ＝１，・・・， ｄ−１，ｄ＋１，・・・ｎｔ， Ｘｄ（ｔ）＝０ 但し、ｍｉｎは、集合Ａ（ｉ）の要素ｊの中での最小値とする。 ・・・（式Ｐ２） に従った繰り返しを行えば、Ｘｉの初期値に関係なく、
式Ｐ１の解に集束する。ここでは、初期値としてＸｄ
（０）＝０，ｉ≠ｄなるｉについては、Ｘｉ（０）＝∞
とおく。このアルゴリズムは、全てのｉについてＸｉ
（ｔ）＝Ｘｉ（ｔ−１）となるｔで終了する。

【０１５４】ここで次の仮定をおく。 仮定１．全てのリンクのコストを１とする。即ち、全て
のｉ，ｊについて、Ｗｉｊ＝１とする。この場合、ベル
マン方程式（式Ｐ１）は、次のようになる。 ＸＭｉ＝ｍｉｎ（１＋ＸＭｊ）＝１＋ｍｉｎ（ＸＭｊ），ｆｏｒ ｉ＝１，・ ・・，ｄ−１，ｄ＋１，・・・ｎｔ， ＸＭｄ＝０ 但し、ｍｉｎは、集合Ａ１（ｉ）の要素ｊの中での最小値とする。 ・・・（式Ｐ３） ここでＡ１（ｉ）は、リンクコスト＝１のネットワーク
での隣接ノードとする。また、ベルマン・フォードアル
ゴリズム（式Ｐ２）は、次のようになる。 Ｘｉ（ｔ）＝ｍｉｎ（１＋Ｘｊ（ｔ-１））＝１＋ｍｉｎ（Ｘｊ（ｔ-１））， ｆｏｒ ｉ＝１，・・・，ｄ−１，ｄ＋１，・・・ｎｔ， Ｘｄ（ｔ）＝０ 但し、ｍｉｎは、集合Ａ１（ｉ）の要素ｊの中での最小値とする。 ・・・（式Ｐ４） 次に、ｉ≠ｄなるｉにおいて、Ｘｉ（ｔ）が初めて初期
値から更新される時の繰り返し数ｔをｔｉと定義する。
即ち、 Ｘｉ（ｔ）＝∞，ｆｏｒ ａｌｌ ｔ≦ｔｉ−１ Ｘｉ（ｔｉ）≠∞ ・・・（式Ｐ５） また、ｔｄ=０とする。ｔｉは、次の命題に示す特徴を
もつ。

【０１５５】命題１．各々のノードＮｉで下式が成立す
る。 ｔ＜ｔｉならば、Ｘｉ（ｔ）＝∞ ・・・（式Ｐ６） ｔ≧ｔｉならば、ｌ≧ｔなる全てのｌについて、Ｘｉ（ｌ）＝ｔｉ＝ＸＭｉ ・・・（式Ｐ７） 証明．式Ｐ６は、ｔｉの定義により成立。式Ｐ７は、数
学的帰納法により証明する。まず、ｔ＝１の場合につい
て検証する。集合Ａ１（ｉ）にｄが含まれる全ての要素
ｉについて、ｔｉ＝１が成立する。ゆえに、式Ｐ３とＰ
４から、全てのｌ＞ｔなるｌについて、ＸＭｉ＝Ｘｄ
（ｌ）＝１となる。集合Ａ１（ｄ）の要素でない全ての
ｉについては、ｔｉ＞１とＸｉ（ｌ）＝∞が成立する。
ゆえに、式Ｐ７は、ｔ＝１のときに成立する。式Ｐ７が
ｔ＞１なるｔについて、成立すると仮定する。ｔ＋１＝
ｔｉの場合について検証する。式Ｐ４とｔｉの定義によ
り、ｌ≦ｔなる全てのｌについて、Ｘｉ（ｔ＋１）＝１
＋ｍｉｎ（Ｘ（ｔ））≠∞、とＸｉ（ｌ）＝１＋ｍｉｎ
（Ｘ（ｌ−１））＝∞が成立する。但し、ｍｉｎは、集
合Ａ１（ｉ）の要素ｊの中での最小値とする。ゆえに、
ｌ≦ｔなる全てのｌと、集合Ａ１（ｉ）の全ての要素ｊ
ついて、Ｘｊ（ｌ−１）＝∞となる。更に、集合Ａ１
（ｉ）の要素中、ｌ≦ｔなる全てのｌと、集合Ａ１
（ｉ）の全ての要素ｊついて、Ｘｊ０（ｌ−１）＝∞、
かつ、Ｘｊ０（ｔ）≠∞なるｊ０が存在する。ｔｉの定
義から、ｔｊ０＝ｔとなる。帰納法の仮定により、ｔ＜
ｔｊ０ならば、Ｘｊ０（ｔ）＝∞、かつｔ≧ｔｊ０なら
ば、全てのｌ≧ｔなるｌについて、Ｘｊ０（ｌ）＝ｔｊ
０＝ＸＭｊ０となる。この式とＸｉ（ｔ＋１）＝１＋Ｘ
ｊ０（ｔ）から、ｌ≦ｔ＋１なる全てのｌについて、Ｘ
ｉ（ｌ）＝１＋ｔｊ０＝ＸＭｊ０が成り立つ。ｔ＋１＞
ｔｉの場合は、帰納法の仮定により成立する。証明終。

【０１５６】後で使用するために、以下の補助定理を記
しておく。 補助定理１．Ｎｉ≠Ｎｄなる全てのノードＮｉにおい
て、 集合Ａ１（ｉ）の全ての要素ｊついて、ｔｊ≧ｔｉ−１ ・・・（式Ｐ８） が成立し、ｔｊ＝ｔｉ−１となる要素ｊが必ず存在す
る。 証明．式Ｐ３とｔｉの定義により成立。証明終。 補助定理２．全てのｔ≧１なるｔと、集合｛ｈ１，ｈ
２，・・・，ｈ（ｎｔ−１）｝＝｛１，２，・・・，
（ｎｔ−１）｝の要素であるｉについて次式が成立す
る。 ｔ（ｈ１）≦ｔ（ｈ２）≦・・・ｔ（ｈ（ｎｔ−１））ならば、 Ｘ（ｈ１）（ｔ）≦Ｘ（ｈ２）（ｔ）≦・・・Ｘ（ｈ（ｎｔ−１））（ｔ） ・・・（式Ｐ９） 証明．繰り返し数ｔ＝ｔｐのとき、ｔｐ≧ｔｉａなる全
てのｉａに対して、式Ｐ７からＸｉａ（ｔ）＝ｔｉａが
得られ、式Ｐ９が成立する。ｔｐ＜ｔｉｂなる全てのｉ
ｂに対して、式Ｐ６からＸｉｂ（ｔ）＝∞が得られ、Ｘ
ｉｂ（ｔ）≧Ｘｉａ（ｔ）となり、全てのｉｂに対して
も、式Ｐ９が成立する。ゆえに、全てのｉについて式Ｐ
９が成立する。証明終。 補助定理３．Ｎｉ≠Ｎｄなる各ノードで、次式を満たす
集合Ａ１（ｉ）の要素ｊ０が存在する。 Ｘｊ０（ｔ）＝Ｘｉ（ｔ）−１ ・・・（式Ｐ１０） 証明．式Ｐ３とＰ７から、ｔ≧ｔｉなる全てのｔについ
て、式Ｐ１０が成立することがわかる。∞＝∞−１とい
う場合を含めれば、式Ｐ３とＰ６から、全てのｔ≧１に
ついて、式Ｐ１０は成り立つ。証明終。

【０１５７】次に、仮定１を緩めて、各リンクが任意の
正の整数のコストを保有できることとする。前述のリン
クコスト＝１の場合の結果が使用できるようにするた
め、全てのｉ，ｊについて、リンクＬｉｊにダミーノー
ドｉ１，ｉ２，・・・，ｉｍを挿入し、リンクＬｉｊを
リンクＬｉ（ｉ１），Ｌ（ｉ１）（ｉ２），・・・，Ｌ
（ｉｍ）ｊなるリンクに分割して量子化する。ここでｍ
＝Ｗｉｊ−１であり、量子化したそれぞれのリンクのコ
ストは１である。即ち、Ｗｉ（ｉ１）＝Ｗ（ｉ１）（ｉ
２）＝・・・＝Ｗ（ｉ（ｍ−１））ｍ＝Ｗ（ｉｍ）ｊ＝
１となる。ダミーノードでは、リンクの枝分かれはない
ので、ダミーノードの挿入によってネットワークのトポ
ロジーは変化しない。更に、ノードにはコストが付与さ
れていないので、ダミーノードの挿入によっては、２ノ
ード間の経路のコスト合計も変化しない。この量子化さ
れたネットワークでは、仮定１のもとでの前述の議論が
成立する。

【０１５８】ベルマン・フォードアルゴリズムの変形と
して次式を示す。 命題２． Ｘｉ（ｔ）＝ｍｉｎ（Ｗｉｊ＋Ｘｊ（ｔ−Ｗｉｊ）），ｆｏｒ ｉ＝１，・・ ・，ｄ−１，ｄ＋１，・・・ｎｔ， Ｘｄ（ｔ）＝０ 但し、ｍｉｎは、集合Ａ（ｉ）の要素ｊの中での最小値とする。 ・・・（式Ｐ１１） 証明．リンクＬｉｊに、ダミーノードｉ１，ｉ２，・・
・，ｉｍを挿入し、リンクＬｉｊをリンクＬｉ（ｉ
１），Ｌ（ｉ１）（ｉ２），・・・Ｌ（ｉｍ）ｊなるリ
ンクに分割して量子化する。但し、ｍ＝Ｗｉｊ−１。ま
た、ここでは、ｉ０＝ｉ、ｉ（ｍ＋１）＝ｊと記す。式
Ｐ４から、Ｘｉ（ｔ）＝１＋Ｘ（（ｉ１）ｃ）（ｔ−
１）なる、集合Ａ１（ｉ）の要素（ｉ１）ｃが存在す
る。但し、Ａ１（ｉ）は、量子化されたネットワークに
おけるノードＮｉの隣接ノードである。これから、Ｘ
（（ｉ１）ｃ）（ｔ−１）＝１＋ｍｉｎ（Ｘｌ（ｔ−
２））を得る。但し、ｍｉｎは、集合Ａ１（（ｉ１）
ｃ）の要素ｌの中での最小値をとる。ダミーノードｉ
ｈ，（ｈ＝１，２，・・・，ｍ）は、枝分かれがなく２
個の隣接ノードしか持たないので、Ａ１（ｉｈ）＝｛ｉ
（ｈ−１），ｉ（ｈ＋１）｝となり、Ｘ（（ｉ１）ｃ）
（ｔ−１）＝１＋ｍｉｎ（Ｘ（（ｉ２）ｃ）（ｔ−
２），Ｘｉ（ｔ−２））となる。式Ｐ９とＰ１０とＸｉ
（ｔ）＝１＋Ｘ（ｉ１）ｃ（ｔ−１）から、Ｘ（（ｉ
２）ｃ）（ｔ−２）≦Ｘｉ（ｔ−２）となり、Ｘ（（ｉ
１）ｃ）（ｔ−１）＝１＋Ｘ（（ｉ２）ｃ）（ｔ−２）
およびＸｉ（ｔ）＝２＋Ｘ（（ｉ２）ｃ）（ｔ−２）と
なる。同様の作業により、Ｘｉ（ｔ）＝ｍ＋Ｘ（（ｉ
ｍ）ｃ）（ｔ−ｍ）＝Ｗｉｊ＋Ｘｊ（ｔ−Ｗｉｊ）を得
る。量子化前のネットワークの集合Ａ（ｉ）の全てのｊ
を考慮することにより、式１１Ｐを得る。証明終。

【０１５９】次に、一般にリンクコスト≠１のネットワ
ークのｔｉが次式のようになることを示す。 命題３．Ｎｉ≠Ｎｄなる各ノードにおいて、 ｔｉ＝ｍｉｎ（Ｗｉｊ＋ｔｊ） 但し、ｍｉｎは、集合Ａ（ｉ）の要素ｊの最小値をとる。 ・・・（式Ｐ１２） また、ｔｄ=０。 証明．リンクＬｉｊにダミーノードｉ１，ｉ２，・・
・，ｉｍを挿入し、リンクＬｉｊをリンクＬｉ（ｉ
１），Ｌ（ｉ１）（ｉ２），・・・Ｌ（ｉｍ）ｊなるリ
ンクに分割して量子化する。但し、ｍ＝Ｗｉｊ−１。ま
た、ここでは、ｉ０＝ｉ，ｉ（ｍ＋１）＝ｊと記す。式
Ｐ８から、ｌ＝０，２，・・・，ｍについて、ｔ（ｉ
（ｌ＋１））＋１≧ｔ（ｉｌ）と、ｌ＝１，２，・・
・，ｍ＋１について、ｔ（ｉ（ｌ−１））＋１≧ｔ（ｉ
ｌ）１が成り立つ。ここで、ｌ＝１，２，・・・，ｍに
ついては、少なくとも１個の等号が成り立つ。これらの
不等式を足し合わせることにより、ｌ＝０，１，・・
・，ｍ＋１−ｐについて、ｔ（ｉ（ｌ＋ｐ））＋１≧ｔ
（ｉｌ）と、ｌ＝ｐ，ｐ＋１，・・・，ｍ＋１につい
て、ｔ（ｉ（ｌ−ｐ））＋１≧ｔ（ｉｌ）とが成り立
つ。ここで、ｐ＝０，１，・・・，ｍ＋１で、ｌ＝ｐ，
ｐ＋１，・・・，ｍ＋１−ｐについては、少なくとも１
個の等号が成り立つ。ｐ＝ｍ＋１とｌ＝０の場合は、ｉ
０＝ｉかつｉ（ｍ＋１）＝ｊなので、ｔｊ＋Ｗｉｊ≧ｔ
ｉを得る。量子化前のネットワークの集合Ａ（ｉ）の全
てのｊを考慮することにより、ｔｊ＋Ｗｉｊ＝Ｔｉを満
たすjが存在し、式１２Ｐを得る。証明終。

【０１６０】以上のリンクコスト＝１の議論において、
ノードＮｉから宛先ノードＮｄまでの最小コストＸＭｉ
は、繰り返し数ｔｉの後はｔｉに等しくなり、最小コス
ト経路のコストと、繰り返し回数は一対一対応する。ゆ
えに、経路のコストと繰り返し回数の両方をフォローす
る必要はなく、繰り返し回数をフォローするならば、経
路コストは付随して求められる。ゆえに、Ｘｉ（ｔ）の
値が∞から正整数に変化する時の繰り返し数ｔｉにさえ
注意していれば、基本式Ｐ４において、Ｘｉ（ｔ）やＸ
ｊ（ｔ−１）の値は、詳細にフォローする必要がない。
更に、初期値Ｘｉ（０）は∞である必要はなく、非初期
値と明確に区別できる任意の値とすることができる。重
要な点は、宛先Ｎｄから出発した非初期値が、隣接ノー
ドを通して次々と伝播していく点である。ゆえに、我々
は、リンクコスト＝１の場合のベルマン・フォードアル
ゴリズムの変形である次式を示す。 Ｘｉ（ｔ）＝活性（ｉ≠ｄで、集合Ａ１（ｉ）の要素ｊの中に、Ｘｊ（ｔ−１ ）が活性なものが存在する場合） Ｘｉ（ｔ）＝不活性（ｉ≠ｄで、上記以外の場合） Ｘｄ（ｔ）＝活性 ・・・（式Ｐ１３） 但し、初期条件はＸｄ（０）＝活性、ｉ≠ｄについては
Ｘｉ（０）＝不活性とする。最小コスト経路のコスト
は、ｔｉ、即ち、Ｘｉ（ｔ）が不活性から活性に変化す
る最初の繰り返し数と等しい。

【０１６１】一般に、リンクコスト≠１のネットワーク
においては、リンクの量子化により、リンクコストＷｉ
ｊが繰り返し数に変換できることを、式１１Ｐと１２Ｐ
で示した。ゆえにこの場合も、リンクコスト＝１の場合
と同様に、最小コスト経路のコストを繰り返し数から求
めることができる。一般に、リンクコスト≠１の場合の
ベルマン・フォードアルゴリズムの変形を次に示す。こ
こで、Ｗｉｊ＝１とおけば、リンクコスト＝１の場合と
なる。 命題４． Ｘｉ（ｔ）＝活性（ｉ≠ｄで、集合Ａ（ｉ）の要素ｊの中に、Ｘｊ（ｔ−Ｗｉ ｊ）が活性なものが存在する場合） Ｘｉ（ｔ）＝不活性（ｉ≠ｄで、上記以外の場合） Ｘｄ（ｔ）＝活性 ・・・（式Ｐ１４） 但し、初期条件はＸｄ（０）＝活性、ｉ≠ｄについては
Ｘｉ（０）＝不活性とする。最小コスト経路のコスト
は、ｔｉ、即ち、Ｘｉ（ｔ）が不活性から活性に変化す
る最初の繰り返し数と等しい。命題１より、命題４のＸ
ｉ（ｔ）は、一度活性化したら不活性には戻らないこと
がわかる。命題４に従って、Ｘｉ（ｔ）の変換を繰り返
し、全てのｉについてＸｉ（ｔ）が活性化したときに、
最小コストの分布が得られる。

【０１６２】命題４の方法で、各ノードＮｉから宛先ノ
ードＮｄまで、最小コスト経路のコストＸＭｉの分布が
得られたとき、これらの最小コスト経路は、命題４でＸ
ｉ（ｔ）を活性化する要因となった隣接ノードをたどっ
て得られる。ノードＮｉにおいて、繰り返し数ｔｉのと
き、Ｘｉ（ｔ）が活性化する要因となった隣接ノード集
合Ａ（ｉ）の要素ｊをＰ（ｉ）とおくと、これがノード
Ｎｉの水先案内の役割を果たし、これを順次たどれば、
各ノードから宛先ノードＮｄまでの最小コスト経路が得
られる。命題４およびＰ（ｉ）を求める方法を言葉で述
べたものが、前述の規則１，２，３である。以上で一連
の証明を終わる。

【０１６３】以下に、この実施の形態における最適経路
設計の手順を説明する。この手順は、水先案内平面群Ｐ
ＰＳ生成の概略フローチャート（図３１）、同詳細フロ
ーチャート（図３５）、パケット送信時のフローチャー
ト（図３２）等々の各フローチャートに示される手順に
より構成される。説明は、まず経路設計部１３で実行さ
れる処理について述べ、次に概略手順の説明、クロック
と各部の同期の説明を行い、最後に詳細手順の説明を行
う。この実施の形態の手順は、図２５の経路設計部１３
で遂行される。経路設計部１３内には、前述の如く、通
信ネットワーク１の各ノード１１に対応した９個のユニ
ット１１Ｕがあるが、それぞれのユニットは独立してお
り、各自のプロセッサによる処理部Ｐ、およびメモリに
よるテーブルＴを所有している。本手順処理の大部分
は、これらのユニット１１Ｕで行われる。ユニット１１
Ｕ以外で行われるのは、宛先指定部ＤＰによる宛先ユニ
ット番号の通知等後述する少数の処理のみである。各々
のユニット１１Ｕに設けられている機能は同一である
が、順次、宛先指定部ＤＰによって宛先ユニットに指定
されるユニット（図２５の場合は、Ｕ１）は、その他の
ユニット（Ｕ２からＵ９）とは若干異なる手順に従って
処理を行う。

【０１６４】次に、この実施の形態における最適経路計
画方法の概略手順を述べる。この実施の形態における最
適経路計画方法は、前述したとおり、必要発生時に個々
の発信ノードＮｓと宛先ノードＮｄを与えてその間の最
適経路を求めるものではなく、全ての宛先ノードに対す
る水先案内平面群ＰＰＳを、全ノードに付属する経路設
計部１３で予め求めておき、個々の経路設定要求が発生
したときに、これを使用するものである。前述の直観イ
メージでいえば、水先案内平面群ＰＰＳ生成は、迷子に
なっている犬ＤＧが最短距離を通って、子供ＣＨに会い
に行かれるように進むべき進路を教えてあげる準備に相
当する。図２６に示す水先案内平面群ＰＰＳは、前述の
ように、モデルノードＭ１からＭ９の各々のモデルノー
ドを宛先とした水先案内平面ＰＰの集合である。ゆえ
に、水先案内平面群ＰＰＳを生成するためには、宛先モ
デルノード番号ｄを１から９まで一つずつ変化させて、
それぞれのｄについての水先案内平面ＰＰを求めればよ
い。この手順を図３１に示す。

【０１６５】図３１は、水先案内平面群ＰＰＳ生成の概
略手順を示すフローチャートである。図３１には、宛先
指定部ＤＰの手順（ＳＳ１，ＳＳ３，ＳＳ５）、各ユニ
ットＵ１−Ｕ９の手順（ＳＳ２，ＳＳ４，ＳＳ６）が示
されている。宛先指定部ＤＰでは、まず宛先ｄ＝１を各
ユニットＵ１−Ｕ９に指定し（ＳＳ１）、各ユニットＵ
１−Ｕ９ではそれぞれこれを受けて宛先１の水先案内平
面ＰＰを作成する（ＳＳ２）。同様にして宛先ｄ＝２，
３，・・・，９の水先案内平面ＰＰを作成する（ＳＳ
３，ＳＳ４，ＳＳ５，ＳＳ６）。こうして、宛先ｄ＝
１，２，・・・，９の水先案内平面群ＰＰＳが生成され
る。

【０１６６】次に、個々の経路設定要求が発生したとき
に、水先案内平面群ＰＰＳを使用して最適経路をとる方
法を、図３２に基づき説明する。これは、前述の直観イ
メージでいえば、犬ＤＧが水路ＷＷを泳いで子供ＣＨに
会いに行く手順に相当する。図３２は、この実施の形態
の最適経路設計を、パケット通信に利用する場合の各ノ
ードＮ１−Ｎ９の手順と（ＳＮ１，ＳＮ２）、パケット
ＰＫＴの手順（ＳＰ１−ＳＰ５）を示したものである。
図３３に、パケットＰＫＴを示す。パケットＰＫＴは任
意の長さでよいが、図３３に示すように、個々のパケッ
トＰＫＴ内に、そのパケットの宛先ノード番号ｄが書き
込まれているものとする。パケットＰＫＴは、発信ノー
ドＮｓから出発し、宛先ノードＮｄを目指す。パケット
ＰＫＴは、まず発信ノードＮｓの方向指示の準備が整っ
たならば（ＳＰ１）、ノードＮｓの指示の通りに次のノ
ードへ行く（ＳＰ５）。次のノードに到着するまでは、
リンク１２を進む（ＳＰ３）。次のノードＮｉに到着し
たならば（ＳＰ２）、そのノードＮｉの指示の通りに、
更に次のノード向かってリンク１２を進む（ＳＰ５，Ｓ
Ｐ３）。これを順次繰り返し、宛先ノードＮｄに到着す
るまで（ＳＰ４）続ける。図３２のパケットＰＫＴの手
順ＳＰ１−ＳＰ５は、図２９の犬ＤＧの手順ＳＤＧ１−
ＳＤＧ６に対応する。但し、図２９の犬ＤＧが、自分の
手足を動かして主体的に水路ＷＷを泳いで行くのに対
し、パケットＰＫＴは自分でリンク１２上を走るわけで
はなく、ノードＮ１−Ｎ９に送出されるままにリンク１
２上を移動するだけである。しかし、説明上わかり易い
ように、パケットＰＫＴを擬人化して主体性があるよう
に図３２に示している。実際の動作としてパケットの送
受を行うのは、ノードＮ１−Ｎ９である。ノードＮｉで
は、水先案内平面群ＰＰＳ生成後、パケットが到着する
のを待機し（ＳＮ１）、パケットが到着したならば、ユ
ニットＵｉのテーブルＴｉの宛先ｄの水先案内ベクトル
Ｐｉ（ｄ）の方向へ、パケットを送出する（ＳＮ２）。
ノードＮｉのユニットＵｉのテーブルＴｉを参照すると
いうことは、換言すれば、部分水先案内平面群ＰＰＳｉ
を参照するということである。

【０１６７】水先案内平面群ＰＰＳ生成の詳細手順を説
明する前に、クロック発生部CLから発生される同期用信
号および宛先指定部ＤＰと各ユニット１１Ｕの同期動作
について説明する。図３４に、クロック発生部ＣＬから
発生される同期用信号を示す。図３４のＣＬＫは、各部
同期の基準となる基本クロック信号であり、図の矩形波
の立ち上がりの部分を同期用に使用する。基本クロック
の速度は、後述する１単位時間（ｔ＝１，２，・・・の
ｔの１個分）内に処理するべき手順が終わる程度の時間
幅以上とする。図３４の水先案内平面群生成要求信号Ｐ
ＰＳＲは、水先案内平面群ＰＰＳ生成開始を宛先指定部
ＤＰと各ユニットＵ１−Ｕ９に合図する信号である。図
３４のｔは、基本クロックＣＬＫに同期した時刻ｔ＝
０，１，２，・・・を示す。時刻リセット信号ＲＳＴ
は、時刻ｔを０にリセットする信号で、各ユニット１１
Ｕに送出される。宛先要求信号ＤＰＲは、宛先指定部Ｄ
Ｐに宛先の指定を要求する信号で、時刻リセット信号Ｒ
ＳＴより若干タイミング先立って送出される。どのくら
い先立つかの時間幅については後述する。ユニットＵ
ｉ、あるいは、モデルノードＭｉの状態数Ｘｉは、前述
のように、時刻ｔに依存するパラメータである。時刻ｔ
の系列ｔ＝０，１，２，・・・とそれに依存する状態数
Ｘｉ（ｔ）は、水先案内平面ＰＰを一面作成する手順の
なかで有効なものであり、別の水先案内平面ＰＰを作成
するときには、状態数Ｘｉ（ｔ）を初期化し、また新た
に時系列ｔ＝０，１，２，・・・を開始する必要があ
る。この新たな時系列の開始を通知するのが、時刻リセ
ット信号ＲＳＴである。時刻リセット信号ＲＳＴは、各
ユニットＵ１−Ｕ９に対する、新たな水先案内平面ＰＰ
作成開始の合図でもある。

【０１６８】水先案内平面ＰＰ一面は、前述のように宛
先ｄ毎に求められるものであり、新たな水先案内平面Ｐ
Ｐの対象となる宛先ｄは、水先案内平面ＰＰ作成開始に
先立って、各ユニットＵ１−Ｕ９に通知されている必要
がある。宛先指定部ＤＰに対してこれを指示するのが宛
先要求信号ＤＰＲである。新たな宛先ｄに対する水先案
内平面ＰＰを作成する場合は、まずクロック発生部ＣＬ
から宛先指定部ＤＰに対して宛先要求信号ＤＰＲを送出
して、宛先ｄを各ユニットＵ１−Ｕ９に通知するよう要
求する。これを受けた宛先指定部ＤＰは、各ユニットＵ
１−Ｕ９に宛先ｄを通知する。これを受けた各ユニット
Ｕ１−Ｕ９は、状態数Ｘｉ（ｔ）を初期化するなど、新
たな水先案内平面ＰＰ作成の準備をする。次に、各ユニ
ットＵ１−Ｕ９は、時刻リセット信号ＲＳＴを待ち、時
刻リセット信号ＲＳＴ受信を合図に新しい時系列ｔ＝
０，１，２，・・・を開始し、新たな水先案内平面ＰＰ
作成を開始する。宛先要求信号ＤＰＲと時刻リセット信
号ＲＳＴの間の時間は、宛先指定部ＤＰが各ユニットＵ
１−Ｕ９へ宛先ｄを指定し、各ユニットＵ１−Ｕ９がこ
れを受信し、新たな水先案内平面ＰＰ作成を開始する準
備を行うのに十分な時間をとる。

【０１６９】クロック発生部ＣＬが、一つの水先案内平
面ＰＰの宛先要求信号ＤＰＲを送出してから、次の水先
案内平面ＰＰ宛先要求信号ＤＰＲを送出するまでの最小
時間（単位時間数）は、各ユニットＵ１−Ｕ９が水先案
内平面ＰＰを一面作成するのに必要な時間と、作成平面
を切換える手続きに必要な時間との和である。このう
ち、各ユニットＵ１−Ｕ９が水先案内平面ＰＰを一面作
成するのに必要な時間（単位時間数）、即ち、時刻ｔを
ゼロにリセットする前の最大のｔの値は、原理的に全ノ
ード数ｎｔを越えないことがわかっている。これは前述
のBertsekas の文献の２９６−２９７ページに証明され
ている。また、作成平面を切り換える手続に必要な時間
は、一定の短い時間で十分であるので、宛先要求信号Ｄ
ＰＲ間の最小間隔は、予め推定することができる。全ノ
ード数ｎｔが大きい場合には、ＤＰＲ間最小間隔をｎｔ
単位時間とほぼ等しいとしてもよい。

【０１７０】水先案内平面群ＰＰＳは、前述のように全
ノード数ｎｔ個の水先案内平面ＰＰから構成されている
ので、１個の水先案内平面群ＰＰＳを生成するのにかか
る時間（単位時間数）は、１面の水先案内平面ＰＰ作成
にかかる時間のおよそｎｔ倍となる。１個の水先案内平
面ＰＰ作成に必要な時間は、およそ全ノード数ｎｔ（単
位時間）なので、１個の水先案内平面群ＰＰＳを生成す
るのにかかる時間は、およそｎｔの２乗（単位時間）と
してよい。もし、リンク１２のコストが変化した等の理
由で、連続して水先案内平面群ＰＰＳを生成する必要が
あるばあいは、クロック発生部ＣＬは、宛先指定部ＤＰ
と各ユニットＵ１−Ｕ９に対して、ｎｔの２乗（単位時
間）以上の間隔をあけて、水先案内平面群生成要求信号
ＰＰＳＲを送出して、連続的に水先案内平面群ＰＰＳを
生成することができる。

【０１７１】次に、この実施の形態による最適経路設計
方法における、水先案内平面群ＰＰＳ生成の詳細手順
を、図３５のフローチャートに基づき説明する。水先案
内平面群ＰＰＳの生成法は、全ノード付属経路設計部Ｋ
１−Ｋ９で共通である。図３５には、宛先指定部ＤＰの
手順（ＳＤＰ１−ＳＤＰ６）、各ユニット１１Ｕの手順
（ＳＵ１−ＳＵ１６，ＳＵＤ４−ＳＵＤ５）が示されて
いる。これらの手順は、実際上はソフトウエアにより実
行される。各ユニット１１Ｕは、それぞれ独立に図３５
の手順の処理を行うが、これらの処理は、クロック発生
部ＣＬからの同期用信号に同期して行われる。

【０１７２】図３５において、宛先指定部ＤＰが、宛先
ユニット番号ｄを変化させる役割を担う。宛先指定部Ｄ
Ｐは、クロック発生部ＣＬからの水先案内平面群生成要
求信号ＰＰＳＲを受信したときに、以下の手順を開始す
る（ＳＤＰ１）。宛先指定部ＤＰは、まず宛先ｄをｄ＝
１に初期設定する（ＳＤＰ２）。ここでクロック発生部
ＣＬからの宛先要求ＤＰＲを待ち（ＳＤＰ３）、これを
受信したならば、各ユニットＵ１−Ｕ９へ宛先ｄ＝１を
知らせる（ＳＤＰ４）。そして、全てのユニットを宛先
ユニットに指定したかどうか、即ちｄ＝９か否かを判断
する（ＳＤＰ５）。ここでｄが９より小さく、宛先ユニ
ットに指定されていないユニットがある場合には（ＳＤ
Ｐ５−いいえ）、ｄを１だけ加算して（ＳＤＰ６）、ク
ロック発生部ＣＬからの宛先要求ＤＰＲを待ち（ＳＤＰ
３）、次の宛先ｄ＝２を各ユニットに知らせる（ＳＤＰ
４）。このようにして、ｄ＝９となって全てのユニット
が宛先ユニットに指定されるまで（ＳＤＰ５−はい）、
宛先ｄの指定を続ける（ＳＤＰ３，ＳＤＰ４，ＳＤＰ
５，ＳＤＰ６）。

【０１７３】図３５において、各ユニットＵ１−Ｕ９
が、水先案内平面群ＰＰＳを生成する。各ユニットＵ１
−Ｕ９は、クロック発生部ＣＬからの水先案内平面群生
成要求信号ＰＰＳＲを受信したときに、以下の手順を開
始する（ＳＵ１）。各ユニットＵ１−Ｕ９は、次に宛先
指定部ＤＰからの宛先ｄを受信する（ＳＵ２）。ここで
は、宛先ｄ＝１の場合の手順を説明する。各ユニットＵ
１−Ｕ９では、ＳＵ２で受信した宛先ｄが自分のユニッ
ト番号であるか否かを判断し（ＳＵ３）、自ユニットが
宛先ユニットであった場合にはＳＵＤ４へ、宛先ユニッ
トでなかった場合にはＳＵ４へ進む。

【０１７４】ここでは、ユニットＵ１が宛先ユニットな
ので、ユニットＵ１はＳＵＤ４へ進む。ＳＵＤ４では、
状態数Ｘ１（ｔ）をＸ１（０）＝１と初期化する。次
に、ＳＵＤ５で時刻リセット信号ＲＳＴを受信したなら
ば、時刻ｔをｔ＝０にリセットする。以下のステップで
は、状態数Ｘ１（ｔ）の値は変化しないが、時刻ｔはク
ロック発生部ＣＬからの基本クロックＣＬＫに同期し
て、１ずつ加算していく。即ち、ＳＵ１３で基本クロッ
クＣＬＫを受信したならば、ＳＵ１４で時刻ｔに１だけ
加算する。ＳＵ１５では、新たな時刻ｔにおける状態数
をＸ１（ｔ）＝１とおく。その後、ＳＵ１３，ＳＵ１
４，ＳＵ１５を繰返す。この繰返し中に、宛先指定部Ｄ
Ｐから新たな宛先ｄの指定を受信したら（ＳＵ１６）、
次の水先案内平面ＰＰを作成するために、ＳＵ３へ戻
る。

【０１７５】ユニットＵ２−Ｕ９は、宛先ユニットでは
ないので、ＳＵ３からＳＵ４へ進む。ＳＵ４では、状態
数Ｘｉ（ｔ）をＸｉ（０）＝０と初期化する。次に、Ｓ
Ｕ５で時刻リセット信号ＲＳＴを受信したならば、時刻
ｔをｔ＝０にリセットする。以下のステップでは、時刻
ｔをクロック発生部ＣＬからの基本クロックＣＬＫに同
期して、１ずつ加算していくとともに、状態数Ｘｉ
（ｔ）の値を更新していく。まず、ＳＵ６で基本クロッ
クＣＬＫを受信したならば、ＳＵ７で時刻ｔに１だけ加
算する。ＳＵ８では、ユニットＵｉの全ての隣接ユニッ
トｊについて（ｊはＡｉの要素）、コストＷｉｊ時刻前
の隣接ユニットの状態数Ｘｊ（ｔ−Ｗｉｊ）を読出す。
ＳＵ９では、ＳＵ８で読み出した状態数Ｘｊ（ｔ−Ｗｉ
ｊ）のなかに値が１のものがあるか否かを判断する。状
態数Ｘｊ（ｔ−Ｗｉｊ）に値が１のものがない場合に
は、時刻ｔでのユニットＵｉの状態数Ｘｉ（ｔ）は、ゼ
ロのままＸｉ（ｔ）＝０とする（ＳＵ１０）。その後Ｓ
Ｕ６へ戻り、ＳＵ６からＳＵ９を繰返す。ＳＵ９で、状
態数Ｘｊ（ｔ−Ｗｉｊ）に値が１のものがある場合に
は、時刻ｔでのユニットＵｉの状態数Ｘｉ（ｔ）をＸｉ
（ｔ）＝１とし（ＳＵ１１）、状態数Ｘｊ（ｔ−Ｗｉ
ｊ）＝１となっている隣接ユニットｊのユニット番号ｊ
を、ユニットｉの宛先１の水先案内ベクトルＰ１ｉと
し、テーブルＴに書込む（ＳＵ１２）。以下のステップ
では、状態数Ｘｉ（ｔ）の値は１のままで変化しない
が、時刻ｔはクロック発生部ＣＬからの基本クロックＣ
ＬＫに同期して、１ずつ加算していく。即ち、ＳＵ１３
で基本クロックＣＬＫを受信したならば、ＳＵ１４で時
刻ｔに１だけ加算する。ＳＵ１５では、新たな時刻ｔに
おける状態数をＸ１（ｔ）＝１とおく。その後、ＳＵ１
３，ＳＵ１４，ＳＵ１５を繰返す。この繰返し中に、宛
先指定部ＤＰから新たな宛先ｄの指定を受信したら（Ｓ
Ｕ１６）、次の水先案内平面ＰＰを作成するために、Ｓ
Ｕ３へ戻る。

【０１７６】図３６は、図２５のネットワークで、宛先
１の水先案内平面ＰＰ作成の際の各状態数Ｘｉの値の遷
移を示した表である。時刻ｔ＝０では、ＳＵＤ４とＳＵ
４の初期化によって、Ｘ１＝１，ｉ＝２，・・・，９に
ついては、状態数Ｘｉ＝０である。時刻ｔ＝１では、ユ
ニットＵ４において、隣接ユニットＵ１との間のリンク
Ｌ４１のコストＷ４１が１なので、１単位時間前の状態
数Ｘ１（ｔ−１）を見るが、この値が１なので、自ユニ
ットの状態数を１とする（Ｘ４（ｔ）＝１）。ユニット
Ｕ２では、隣接ユニットＵ１との間のリンクＬ２１のコ
ストＷ２１が４なので、４単位時間前の状態数Ｘ１（ｔ
−４）を見るが、状態数Ｘｉの定義から負の時刻の状態
数は、ゼロなのでＸ１（ｔ−４）＝０となり、自ユニッ
トの状態数はゼロのままである（Ｘ２（ｔ）＝０）。そ
の他のユニットでは、時刻ｔ＝０までの隣接ユニットの
状態数が全てゼロなので、時刻ｔ＝１での自ユニットの
状態数もゼロのままとなる。時刻ｔ＝２では、ユニット
Ｕ２とＵ５が、それぞれコストＷ２４＝１、Ｗ５４＝１
で、ユニットＵ４と隣接しているので、１単位時間前の
ユニットＵ４の状態数Ｘ４（ｔ−１）が１であることか
ら、自ユニットの状態数が１となっている。以下時刻ｔ
＝３，４では、同様にして各ユニットの状態数が変化し
てゆき、時刻ｔ＝５では全てのユニットの状態数が１と
なる。

【０１７７】以上のように、水先案内平面群ＰＰＳを生
成して、各ノード１１付属の経路設計部１３で保持して
おく。個々の経路設定要求が生じたときには、図３２に
示した手順に従って、この水先案内平面群ＰＰＳを参照
して次に進むべき経路を案内する。

【０１７８】以上のように、この発明によれば、最適経
路選択の基準として、リンクの距離・遅延・品質等種々
の属性を考慮できるという効果がある。

【０１７９】なお、上記実施の形態では、図２６に示す
水先案内平面群ＰＰＳは、宛先ｄ＝１，２，・・・，９
の全てのモデルノードＭ１−Ｍ９に対する水先案内平面
ＰＰの集合であったが、この必要はなく、一部のモデル
ノードのみを宛先とした水先案内平面ＰＰの集合として
も良い。例えば、実際に宛先となる可能性の低いノード
を宛先とする水先案内平面ＰＰは、水先案内平面群ＰＰ
Ｓに含めなくても良い。

【０１８０】また、上記実施の形態では、図２６に示す
水先案内平面群ＰＰＳ生成の対象となる宛先ｄがｄ＝
１，２，・・・，９と連続した数であったため、宛先指
定部ＤＰが全てのｄを、順次指定する際に、図３５のＳ
ＤＰ１，ＳＤＰ５，ＳＤＰ６に示すように、ｄ＝１から
ｄ＝９まで順次ｄを１ずつ加算した。しかし、水先案内
平面群ＰＰＳ生成の対象となる宛先ｄが連続した数でな
い場合には、対象宛先番号ｄをテーブルに納めて、これ
を順次参照するようにしても良い。例えば、対象宛先番
号ｄがｄ＝１，５，６，９の場合は、１，５，６，９を
宛先テーブルに納めて、図３５のＳＰＤ２を「宛先ｄを
宛先テーブルの最初の値に設定」、ＳＤＰ５を「宛先ｄ
が宛先テーブルの最後の値に達した？」、ＳＤＰ６を
「宛先テーブルの次の値に進む？」と変更して、順次ｄ
＝１，ｄ＝５，ｄ＝６，ｄ＝９と設定しても良い。

【０１８１】また、上記実施の形態では、図２６に示す
水先案内平面群ＰＰＳを生成した後、これを保存してお
き、個々の経路設定要求が発生したときに、図３２に従
って、各ノードで順次パケットを誘導していくため、例
えば、発信ノードＮ７、宛先ノードＮ１の場合の最適経
路は、Ｎ７−Ｎ５−Ｎ４−Ｎ１というように、最適経路
をテーブル等に保管しておくことはない。しかし、発信
ｓ、宛先ｄを指定して、この間の最適経路を予め求め
て、テーブル等に保管しておくことも可能である。この
場合は、図３２の手順を実際のノードではなくモデルノ
ードで行い、経由する経路をテーブルを設けて保存すれ
ば良い。

【０１８２】また、上記実施の形態では、各ノード付属
の経路設計部Ｋ１−Ｋ９において、全てのユニットＵ１
−Ｕ９のテーブルＴ１−Ｔ９で、宛先ｄ＝１，２，・・
・，９の水先案内ベクトルＰ１（ｄ）−Ｐ９（ｄ）を保
持しているが、この必要はなく、図３３に示すパケット
の通信の場合は、ノードＮｉでは、ユニットＵｉのテー
ブルＴｉの水先案内ベクトルＰｉ（ｄ）のみ保持してい
れば良い（ｄ＝１，２，・・・，９）。これは換言すれ
ば、全てのノードで水先案内平面群ＰＰＳ全体を保持し
ている必要はなく、自ノードＮｉの部分水先案内平面群
ＰＰＳｉのみ保持していれば良いということである。図
２６でいえば、ノードＮ５は、水先案内平面群ＰＰＳ全
体を保持していなくても、部分水先案内平面群ＰＰＳ５
さえ保持していれば良い。

【０１８３】また、上記実施の形態では、図３５のＳＵ
８において、ユニットＵｉの全ての隣接ユニットｊにつ
いて（ｊはＡｉの要素）、Ｗｉｊ時刻前の隣接ユニット
の状態数Ｘｊ（ｔ−Ｗｉｊ）を読出し、ＳＵ９では、Ｓ
Ｕ８で読み出した状態数Ｘｊ（ｔ−Ｗｉｊ）のなかに、
値が１のものがあるか否かを判断している。しかし、Ｓ
Ｕ８の読出しとＳＵ９の判定は、隣接ユニットｊのうち
の１つについて、それぞれ１つずつ読み出し、繰返し判
定しても良い。この場合、ＳＵ９の判定が「はい」とな
る隣接ユニットが１個でもある場合は、ＳＵ１１に進
み、１個もない場合はＳＵ１０に進む。

【０１８４】また、上記実施の形態では、図３０に示す
ように、状態数Ｘｉ（ｔ）をテーブルＴｉに保持する際
に、現在の時刻ｔ０を基準にして、現在の時刻ｔ０の状
態数Ｘｉ（ｔ０）、１単位時間前の時刻（ｔ０−１）の
状態数Ｘｉ（ｔ０−１）と続いて、ボリュームレベルＶ
Ｌ単位時間前の時刻（ｔ０−ＶＬ）の状態数Ｘｉ（ｔ０
−ＶＬ）まで保持している。しかし、このように現在の
時刻ｔ０との相対時刻で保持する必要はなく、初期化か
らの絶対値時刻ｔ＝０，１，２，３，・・・をもとにし
て状態数Ｘｉ（０），Ｘｉ（１），・・・を保持しても
良い。また、保持する状態数Ｘｉ（ｔ）の数は、ボリュ
ームレベルＶＬ単位時間以上でも良い。

【０１８５】また、上記実施の形態では、宛先ノード識
別子Ｚｉの値を、宛先ユニットｓの場合Ｚｄ＝１、その
他の場合Ｚｉ＝０としたが、この必要はなく、２種のユ
ニットが識別できればどの様な値を割り当てても良い。

【０１８６】実施の形態８．実施の形態７に示した最適
設計方法において、経路設計部１３内のハードウエア構
成は、図２５に示すように、各ノードＮｉに対応した独
立のユニット１１Ｕがあり、各々のユニット１１Ｕは、
それぞれテーブルＴと処理部Ｐで構成されていたので、
処理部Ｐを実現するマイクロプロセッサ等の機器、およ
びテーブルＴを実現するメモリは、それぞれネットワー
ク１内のノードの数だけ必要であった。各ユニットＵ１
−Ｕ９を分離したのは、それぞれのユニットの処理は独
立に行うことができ、従って並列化が可能であることを
明らかにするためであり、使用可能なプロセッサの数等
を考えて、ユニットＵ１−Ｕ９は適宜合併しても良い。
次に、ユニット毎による独立処理を行わずに、処理部Ｐ
とテーブルＴを集中した例を示す。図３７は、経路設計
部１３内にノード対応の独立ユニットを設けずに、処理
部ＰとテーブルＴを集中した場合の例である。図２５で
は各ユニットに独立に設けられていたテーブルＴｉ（ｉ
＝１，・・・，９）を一個のメモリによるテーブルＴに
集中的に配置し、ユニット毎に独立に設けられていた９
個の処理部Ｐは、一個の処理部Ｐにまとめている。この
一個の処理部Ｐが各ユニットの処理部で行われていた処
理を、時分割的に行って、実施の形態７と同様の作業を
行う。ここで、図３７の経路設計部１３のハードウエア
構成を見ると、処理部Ｐ、テーブルＴ、クロック発生部
ＣＬ、宛先指定部ＤＰから構成されており、このいずれ
も汎用のパーソナルコンピュータまたはワークステーシ
ョン等に具備されている機能で実現できることがわか
る。ゆえに、この実施の形態における経路設計部１３
は、汎用のパーソナルコンピュータまたはワークステー
ション等で容易に実現でき、専用のハードウエアの構築
を必要としない。

【０１８７】実施の形態９．実施の形態７に示した最適
設計方法において、図３５の水先案内平面群ＰＰＳ生成
の手順は、図３４に示すクロック発生部ＣＬからの同期
信号に同期して進められたが、このような完全同期の必
要はなく、非同期的に水先案内平面群ＰＰＳを生成する
こともできる。実施の形態７の図３５の水先案内平面群
ＰＰＳ生成の手順は、宛先ｄと時刻ｔの２個のパラメー
タに依存して、各ユニットの状態数Ｘｉ（ｔ）を変化さ
せることが特徴となっている。次に、宛先ｄと時刻ｔに
ついてそれぞれ説明する。 １）宛先ｄについて 宛先ｄは、図２６に示す水先案内平面ＰＰの一面を作成
する毎に、宛先指定部ＤＰによって変化されるパラメー
タである。図３１では、ＳＳ１のｄ＝１，ＳＳ３のｄ＝
２と進み、ＳＳ５のｄ＝９で終了する。水先案内平面Ｐ
Ｐ作成時は、現在作成中の水先案内平面ＰＰは、宛先ｄ
がどこのものであるのかを明確にし、あるユニットで
は、宛先ｄ＝１の水先案内平面ＰＰを作成しているが、
別のユニットでは宛先ｄ＝２の水先案内平面ＰＰを作成
しているという具合に、混在しないようにする必要があ
る。これは、同じ状態数Ｘｉ（ｔ）でも、宛先ｄが異な
れば値が異なるからである。図３４では、宛先要求信号
ＤＰＲおよび時刻リセット信号ＲＳＴが宛先ｄの更新の
基準となる。 ２）時刻ｔについて 時刻ｔは、図２６に示す水先案内平面ＰＰの一面を作成
する毎に、ゼロに初期化されるパラメータで、水先案内
平面ＰＰ一面作成中にのみ有効である。この時刻ｔとい
うのは、文字通りの時刻ではなく、パラメータｔを初期
化した時点からのパラメータｔおよび状態数Ｘｉ（ｔ）
の更新の繰返し回数である。ゆえに、（時刻ｔ，状態数
Ｘｉ（ｔ））の２値を表で示すなど、何らかの形で状態
数Ｘｉ（ｔ）が繰返し回数ｔのときの値であることを明
らかにする必要がある。図３４では、基本クロックＣＬ
Ｋが時刻ｔ更新の基準となり、時刻リセット信号ＲＳＴ
が時刻ｔをゼロに初期化する。

【０１８８】以上から次のことが言える。各ユニットの
状態数Ｘｉは、宛先ｄおよび時刻ｔに依存するパラメー
タである。実施の形態７では、１個の宛先ｄの範囲内で
の時間依存性を明確にするために状態数Ｘｉ（ｔ）と記
したが、ここでは宛先ｄへの依存性も明確にするため、
状態数Ｘｉ（ｄ，ｔ）と記す。状態数Ｘｉ（ｄ，ｔ）の
ｄおよびｔは、全ユニットＵ１−Ｕ９で共通でなければ
ならない。各ユニットＵｉは独立しているので、何らか
の工夫により、それぞれのユニットで現在処理中の状態
数Ｘｉ（ｄ，ｔ）のｄとｔが混乱しないようにしなけれ
ばならない。さもないと、図３５のＳＵ８で隣接ユニッ
トの状態数を読み出す際に、隣接ユニットの時刻ｔと自
ユニットの時刻ｔが同じ時刻を指していなかったり、異
なる宛先ｄを扱っていたりする等の問題が生じてしま
う。実施の形態１では、このために、クロック発生部Ｃ
Ｌからの同期信号により、全ユニットＵ１−Ｕ９の宛先
ｄと時刻ｔを同期させていた。しかし、別の方法で宛先
ｄと時刻ｔの混乱を防止すれば、全ユニット同期の必要
はない。以下に代換え方法の一例を示す。

【０１８９】ユニットＵ１−Ｕ９の状態数Ｘｉ（ｄ，
ｔ）が、混乱しないようにする一つの方法は、全ての
ｉ，ｄ，ｔについての状態数Ｘｉ（ｄ，ｔ）をテーブル
に保持することである。図３８のＴＴは、この総合状態
数テーブルを示す。総合状態数テーブルＴＴは、宛先ｄ
毎の宛先別状態数テーブルＴＤの集合である。図３８の
宛先ｄ＝１の宛先別状態数テーブルＴＤは、実は実施の
形態７の図３６の状態数遷移表と同じものである。図３
６の表は時刻ｔの範囲が０から５までであるのに対し、
図３８のＴＴでは０から９までであるのは、次の理由に
よる。図３６の表は、宛先ｄ＝１の水先案内平面ＰＰ作
成時の状態数Ｘｉ（１，ｔ）をｉ＝１，２，・・・，
９、ｔ＝０，１，２，・・・，５について示したもので
ある。ｔ＝６以上の場合については、ｔ＝５の場合と同
様であるので記していない。全ての状態数Ｘｉ（ｄ，
ｔ）が１となり、それ以上変化しなくなる時刻ｔは、宛
先ｄによって異なるが、前述のように、原理的に全ノー
ド数ｎｔを越えないことがわかっている。ゆえに、図３
８の総合状態数テーブルＴＴでは、ｔを全ノード数ｎｔ
＝９までとっている。図３８の総合状態数テーブルＴＴ
では、状態数Ｘ１，Ｘ２，・・・，Ｘ９を１個の表に記
してあるが、実際には状態数Ｘ１はユニットＵ１のテー
ブルＴ１、状態数ＸｉはユニットＵｉのテーブルＴｉに
記すことになる。

【０１９０】次に、この実施の形態における水先案内平
面群ＰＰＳ作成の手順を、図３９に基づき説明する。図
３９は、実施の形態７の図３５と対応しており、図中、
同一の処理には同一の番号がつけられている。図３９中
の処理で、図３５中の処理にない新規のものは、ＳＵＸ
１とＳＵＸ２のみである。図３９の手順を図３５の手順
とを比べた違いは、宛先指定部ＤＰがないこと、同期信
号受信の判定がないことである。図３５では、クロック
発生部ＣＬからの同期信号に同期し、宛先指定部ＤＰか
らの宛先ｄ指定を受け取って行っていたｄの更新を、図
３９では各々のユニットで自前で行う。図３９では、パ
ラメータｔの更新も、各々のユニットで自前で行う。こ
の場合、ｔは時刻というより繰返し回数のイメージに近
い。図３９の新規の処理ＳＵＸ１では、ＳＵ８で読み出
そうとした隣接ユニットの状態数Ｘｊ（ｄ，ｔ−Ｗｉ
ｊ）が、既に設定されていて、読み出しが成功したか否
かを判定する。図３５では、各ユニットは同期していた
ので、自ユニットで現在時刻がｔの時は、隣接ユニット
でも時刻はｔで、それ以前の時刻ｔ−Ｗｉｊの状態数が
設定されていないという現象は、発生し得なかった。し
かし、図３９の場合は、各々のユニットが非同期的に動
作するので、読み出そうとする隣接ユニットの時刻（繰
返し回数）がｔ−Ｗｉｊまで進んでおらず、状態数Ｘｉ
（ｄ，ｔ−Ｗｉｊ）が未設定という事態も起こり得る。
このような場合には、ＳＵ８の読み出しを繰り返し、隣
接ユニットの時刻（繰返し回数）がｔ−Ｗｉｊまで進ん
で、状態数Ｘｉ（ｄ，ｔ−Ｗｉｊ）が設定されるまで待
つ。図３９のもう一つの新規処理ＳＵＸ２では、時刻
（繰返し回数）ｔが最大値ｔｍａｘに達して、次の宛先
ｄに進んでよいか否かを判定する。最大値ｔｍａｘは、
前述のように、全ノード数ｎｔに等しい。図３９の場合
は、ｔｍａｘ＝９である。図３９からわかるように、こ
の実施の形態においては、図２５の経路設計部１３内の
宛先指定部ＤＰとクロック発生部ＣＬは不要となる。

【０１９１】実施の形態１０．実施の形態７に示した最
適経路設計方法においては、図２６に示すように、水先
案内ベクトルＰｉ（ｄ）、水先案内平面ＰＰ、水先案内
平面群ＰＰＳはいずれも宛先ｄを基準にしたものであっ
た。これを図４０に示すように、発信ｓを基準にして、
水先案内ベクトルＰｉ（ｓ）、水先案内平面ＰＰ、水先
案内平面群ＰＰＳを考えても良い。但し、経路設計の対
象となる通信ネットワーク（図２５の１）のリンク１２
が方向性を持っているため、発信ｓを基準にする場合に
は、後述のように、実施の形態７の方法と若干の変更が
必要となる。発信ｓを基準にすると、１個の発信モデル
ノードＭｓから多数のモデルノードを宛先とする最適経
路が、水先案内平面ＰＰ一面から求めることができる。
この特徴を利用すれば、１対多のマルチキャスト通信、
同報通信等における最適経路設計の時間を短縮すること
ができる。

【０１９２】実施の形態７では、ノードＮｉの隣接ノー
ドＡｉ（図３０）として、ノードＮｉからリンクＬｉｊ
が出ている先のノードＮｊのノード番号ｊの集合を考え
たが、ここではその他に、Ｓ隣接ノードＡＳｉを定義す
る。ノードＮｉのＳ隣接ノードＡＳｉは、ノードＮｉに
リンクＬｊｉが入っている元のノードＮｊのノード番号
ｊの集合である。一般には、リンクＬｉｊには方向性が
あるため、ノードｊがノードｉの隣接ノードＡｉの要素
であることと、ノードｊがノードｉのＳ隣接ノードＡＳ
ｊの要素であることは等価ではない。しかし、図２５の
例では、リンクは両方向性としたので、ノードｊがノー
ドｉの隣接ノードＡｉの要素であれば、Ｓ隣接ノードＡ
Ｓｊの要素にもなっている。モデルノードＭｉのＳ隣接
モデルノード、およびユニットＵｉのＳ隣接ユニット
が、Ｓ隣接ノードＡＳｉと等しいことは、実施例１の場
合と同様である。また、実施の形態７では、宛先ユニッ
トに付ける目印として、宛先モデルノードＭｄ対応の場
合にＺｄ＝１、それ以外の場合にＺｉ＝０なる宛先ノー
ド識別子Ｚｉ（図３０）を用いたが、ここではその代わ
りに、発信ユニットに付ける目印として、発信モデルノ
ードＭｓ対応の場合にＺｓ＝１、それ以外の場合にＺｉ
＝０なる発信ノード識別子Ｚｉを用いる。

【０１９３】実施の形態７では、水先案内平面ＰＰ（図
２６）は、各モデルノード１１Ｍから出ている矢印Ｐｉ
（ｉ＝１，２，・・・，９）で構成され、各モデルノー
ド１１Ｍに水先案内人がいて、次に進むべき方向を示し
ている仮想的なイメージを表すものであった。この実施
の形態の水先案内平面ＰＰは、図４０に示すように、図
２６の水先案内平面ＰＰの矢印の矢先と矢元を反転した
ものになっている。ゆえに、対応する仮想的イメージ
は、各モデルノード１１Ｍの水先案内人が、前モデルノ
ードから進んでくるべき方向を示していることになり、
現実的な水先案内人とは少し違ったものとなる。同様
に、水先案内ベクトルＰｉ（ｓ）は、発信ｓから当該ノ
ードＮｉを目指す場合に、前モデルノードから進んでく
るべき方向のＳ隣接ノードの番号である。

【０１９４】実施の形態７では、発信ノードＮｓから宛
先ノードＮｄへパケットＰＫＴを送信する場合には、予
め求めておいた水先案内平面群ＰＰＳに従って、図３２
に示すように、発信ノードＮｓから、順次パケットＰＫ
Ｔを導いた。これは、ノードＮｉにおいては、次に進む
べきノードＰｉ（ｄ）さえわかっていれば、宛先ｄまで
の最適経路全体がわからなくても、パケットＰＫＴを誘
導できたからである。一方、本実施の形態の場合は、ノ
ードＮｉにおいて、そこに進んでくるべき前ノードＰｉ
（ｓ）がわかっていても、パケットＰＫＴを誘導するこ
とはできない。ゆえに、発信ノードＮｓから宛先ノード
Ｎｄへパケットを送信する場合は、予めＮｓからＮｄへ
の経路を求めておく必要がある。図４０に示す発信ｓ＝
１の水先案内平面ＰＰの、各モデルノードＭ２−Ｍ９を
宛先ｄとした場合の、経路を記す経路テーブルＫＴを図
４１に示す。経路テーブルＫＴは、図２５の経路設計部
１３内に、ユニットＵ１−Ｕ９とは独立に設ける。例え
ば、宛先ｄ＝３の場合は、経路テーブルＫＴで３，２，
４，１と記されており、これは発信モデルノードＭｓ＝
Ｍ１からＭ４，Ｍ２と進んでＭ３に至る経路が最適であ
ることを示す。

【０１９５】次に、図４０の発信ｓ＝１の水先案内平面
ＰＰから、図４１の経路テーブルＫＴを求める手順を、
図４２に従って説明する。図４２は、実施の形態７の図
３２に対応している。実施の形態７では、発信ノードＮ
ｓから宛先ノードＮｄに、実際にパケットＰＫＴを送り
ながら、遂行した図３２の手順を、図４２ではモデルノ
ードＭｓからに対応するユニットＵｓから、モデルノー
ドＭｄに対応するユニットＵｄに、疑似パケットＰＰＫ
Ｔを送ることにより経路をたどり、これを経路テーブル
ＫＴに記す。図４２には各ユニットＵ１−Ｕ９の手順と
（ＳＵＮ１−ＳＵＮ２）、疑似パケットＰＰＫＴの手順
（ＳＰＰ１−ＳＰＰ５）を示したものである。疑似パケ
ットＰＰＫＴは、その名の通り疑似的なもので、実体は
ないが、疑似的なイメージは、図４３に示すように、発
信モデルノード番号ｓと宛先モデルノード番号ｄが書き
込まれている。実際には、疑似パケットＰＰＫＴを送る
ということは、発信ｓと宛先ｄを知らせることであり、
疑似パケットＰＰＫＴを受取るということは、発信ｓと
宛先ｄを受取ることである。疑似パケットＰＰＫＴは、
宛先ユニットＵｄから出発し、発信ユニットＵｓを目指
す。疑似パケットＰＰＫＴは、まず宛先ユニットＵｄの
方向指示の準備が整ったならば（ＳＰＰ１）、ユニット
Ｕｄの指示の通りに前のユニットへ戻る（ＳＰＰ５）。
前のユニットに到着するまでは、リンク１２を進む（Ｓ
ＰＰ３）。前のユニットＵｉに到着したならば（ＳＰＰ
２）、そのユニットＵｉの指示の通りに、更にもう一つ
前のユニット向かってリンク１２を進む（ＳＰＰ５，Ｓ
ＰＰ３）。これを順次繰り返し、発信ユニットＵｓに到
着するまで（ＳＰ４）続ける。図４２の疑似パケットＰ
ＰＫＴの手順ＳＰＰ１−ＳＰＰ５は、それぞれ図３２の
パケットＰＫＴの手順ＳＰ１−ＳＰ５に対応する。疑似
パケットＰＰＫＴは、自分でリンク１２上を走るわけで
はなく、ユニットＵ１−Ｕ９に送出されるままにリンク
１２上を移動するだけであるが、説明上わかり易いよう
に、疑似パケットＰＰＫＴを擬人化して主体性があるよ
うに、図４２に示しているのも、図３２の場合と同様で
ある。実際の動作として、疑似パケットの送受、即ち発
信ｓと宛先ｄの送受を行うのはユニットＵ１−Ｕ９であ
る。ユニットＵｉでは、疑似パケットが到着する、即
ち、ｓとｄが到着するのを待機し（ＳＵＮ１）、到着し
たならば、経路テーブルＫＴの発信ｓ、宛先ｄのところ
に自ユニットの番号を書き加える（ＳＵＮ３）。次に、
テーブルＴｉの発信ｓの水先案内ベクトルＰｉ（ｓ）の
方向へ、疑似パケットを送出する（ＳＵＮ２）。

【０１９６】時刻ｔにおけるモデルノードＭｉの状態数
Ｘｉ（ｔ）の変化を支配する規則は、次の規則１Ｓ，２
Ｓのようになる。また、水先案内ベクトルＰｉ（ｓ）決
定の規則は、次の規則３Ｓのようになる。 規則１Ｓ）時刻ｔ＝０では、発信モデルノードＭｓの状
態数Ｘｓ（０）＝１、それ以外のモデルノードＭｉにつ
いては状態数Ｘｉ（０）＝０とする。 規則２Ｓ）Ｗｊｉ時刻前の状態数Ｘｊ（ｔ−Ｗｊｉ）の
値が１である隣接モデルノードＭｊが存在する場合には
（ｊはＡｉの要素）、状態数Ｘｉ（ｔ）は１とする。そ
れ以外の場合は、状態数Ｘｉ（ｔ）は０とする。発信モ
デルノードＭｓの状態数は、常に状態数Ｘｓ（ｔ）＝１
とする。 規則３Ｓ）規則１，２に従って状態数Ｘｉ（ｔ）の値が
０から１に活性化したとき、その変化の原因となった隣
接モデルノードＭｊのノード番号ｊを水先案内ベクトル
Ｐｉ（ｓ）とする。 ・なお、ここで（ｔ−Ｗｊｉ）が負の数となる場合の状
態数はゼロとする。即ち、ｔ＜Ｗｊｉならば、状態数Ｘ
ｉ（ｔ−Ｗｊｉ）＝０。 ・ここで上記規則１Ｓ，２Ｓに従って、全ての状態数Ｘ
ｉ（ｔ）を０に初期化した後、一度１になって活性化し
た状態数Ｘｉ（ｔ）は、１のまま変化しない。

【０１９７】この実施の形態における水先案内平面群Ｐ
ＰＳ生成の手順は、基本的には、図３１と図３５の実施
の形態７の手順において、「宛先ｄ」を「発信ｓ」に、
「隣接ノードＡｉ」を「Ｓ隣接ノードＡＳｉ」に、「Ｗ
ｉｊ」を「Ｗｊｉ」にそれぞれ読み代えたものとなる。

【０１９８】実施の形態１１．実施の形態７に示した最
適経路設計方法においては、図２５に示すように、コス
トはリンク１２にのみ与えられ、ノード１１はコストを
持たなかった。しかし、実施の形態１の方法に若干の修
正を加えれば、ノード１１にコストを与えることもでき
る。図４４の通信ネットワーク１は、リンク１２とノー
ド１１の両方にコストを付与したネットワークの例であ
る。ここでノードＮｉのコストをＷＮｉ、リンクＬｉｊ
のコストをＷＬｉｊと記すこととする。例えば、ノード
Ｎ２のコストＷＮ２＝１、リンクＬ２６のコストＷＬ２
６＝２となる。一般には、リンク１２は方向性を持つの
でＬｉｊとＬｊｉは異なるが、図４４のリンク１２は、
図２５と同様に両方向性とし、コストはＷＬｉｊ＝ＷＬ
ｊｉとなる。なお、図４４の通信ネットワーク１でも、
図２５の場合と同様に、ノードＮ１−Ｎ９は経路設計部
Ｋ１−Ｋ３が付属するが、描画の都合上省略されてい
る。

【０１９９】この実施の形態による最適経路設計方法の
ポイントは、次の式３で示すようにノードＮｉのコスト
ＷＮｉとリンクＬｉｊのコストＷＬｉｊを足したものを
コストＷｉｊとおけば、実施の形態７の方法がそのまま
適用できる点である。式３のＷｉｊを、図４４のネット
ワークモデル２に示す。 Ｗｉｊ＝ＷＮｉ＋ＷＬｉｊ ・・・（式３） 式３は、ノードＮｉのコストＷＮｉは、ノードＮｉから
出ていくリンクＬｉｊには加算されるが、入ってくるリ
ンクＬｊｉには加算されないと説明付けられる。即ち、
ノードコストＷＮｉは、ノードＮｉを通過したときに加
算されるということである。これは例えば、コストを遅
延とおき、ノードコストＷＮｉをノードＮｉにおける交
換機による遅延とした場合のイメージとよく合う。も
し、発信ノードＮｓではコストＷＮｓが加算されないほ
うが良い場合には、ＷＮｓ＝０と定義すれば良い。この
実施の形態による最適経路設計方法の手順は、式３でＷ
ｉｊを計算した後は、実施例１の図３１，図３２，図３
５の手順と同様である。以上のように、この発明によれ
ば、最適経路選択の基準として、ノードの遅延・品質等
種々の属性をコストとして考慮できるという効果があ
る。

【０２００】実施の形態１２．実施の形態７に示した最
適経路設計方法においては、図２５に示すように、リン
ク１２にはコストが付与されているが、便宜上、全ての
リンク１２の容量を単位容量１としていた。しかし、実
施の形態１の方法に若干の修正を加えれば、リンク１２
に容量を与えることもできる。図４５の通信ネットワー
ク１は、リンク１２に容量を付与したネットワークの例
である。図４５のリンク１２上の数値は、（容量、コス
ト）となっている。ここでリンクＬｉｊの容量をＣｉｊ
と記すこととする。例えば、リンクＬ１２の容量Ｃ１２
＝１１０となる。一般には、リンク１２は方向性を持つ
のでＬｉｊとＬｊｉは異なるが、図４５のリンク１２
は、図２５と同様に両方向性とし、図示の容量はＣｉｊ
＝Ｃｊｉとする。なお、図４５の通信ネットワーク１で
も、図２５の場合と同様に、ノードＮ１−Ｎ９は、経路
設計部Ｋ１−Ｋ３が付属するが、描画の都合上省略され
ている。

【０２０１】容量Ｃｉｊとは、リンクＬｉｊの属性を示
す一般的なパラメータで、次の性質を持つ。 ・Ｃｉｊ＞ＣｒまたはＣｉｊ＝Ｃｒの場合に、ノードＮ
ｉからノードＮｊのリンクＬｉｊは有効となる。 ・Ｃｉｊ＜Ｃｒの場合に、ノードＮｉからノードＮｊの
リンクＬｉｊは無効となる。但し、Ｃｒは要求容量であ
る。要求容量は、通信ネットワーク１全体に与えられる
パラメータである。リンクＬｉｊの容量Ｃｉｊが要求容
量Ｃｒ以上ならば、リンクＬｉｊはその要求を通すこと
ができるが、要求容量Ｃｒ以下ならば、リンクＬｉｊは
その要求を通すことができない。後者の場合は、リンク
Ｌｉｊは存在しないのと等価になる。 上記の性質を満たすパラメータであれば、一般に、容量
Ｃｉｊは何でも良い。

【０２０２】この実施の形態による最適経路設計方法の
ポイントは、次の式４で示すように、リンクＬｉｊの容
量Ｃｉｊが要求容量Ｃｒ以上の場合のみコストＷｉｊが
有効であるとすれば、実施の形態７の方法がそのまま適
用できる点である。 Ｗｉｊ＝Ｗｉｊ（Ｃｉｊ＞ＣｒまたはＣｉｊ＝Ｃｒの場合） Ｗｉｊ＝０（Ｃｉｊ＜Ｃｒの場合） ・・・（式４） 要求容量Ｃｒ＝３０の場合の式４のＷｉｊを、図４５の
ネットワークモデル２に示す。この実施の形態による最
適経路設計方法の手順は、式３でＷｉｊを計算した後
は、実施例１の図３１，図３２，図３５の手順と同様で
ある。以上のように、この発明によれば、最適経路選択
の基準として、リンクの容量を考慮できるという効果が
ある。

【０２０３】以上のように、実施の形態７〜１２の発明
によれば、最適経路選択の基準として、リンク及びノー
ドの容量・距離・遅延・品質等種々の要因を考慮できる
という効果がある。

【０２０４】実施の形態１３．実施の形態７から実施の
形態１２に示した最適経路設計方法においては、図２５
に示すように、通信ネットワーク１のノード１１、リン
ク１２をそれぞれネットワークモデル２のモデルノード
１１Ｍ、リンク１２と対応つけていた。しかし、図４６
に示すように、通信ネットワーク１のノード１１、リン
ク１２をそれぞれニューラルネットワーク３のニューロ
ン１１Ｒ、シナプス結合１２Ｒと対応付けてもよい。通
信ネットワーク１のノードＮｉからノードＮｊ間へのリ
ンクＬｉｊ上の数字は、当該リンクのコストＷｉｊを示
し、ニューラルネットワーク３のニューロンＲｉからニ
ューロンＲｊへのシナプス結合上の数字は、当該シナプ
ス結合の結合荷重Ｗｉｊを示す。このように対応付ける
と、実施の形態７から実施の形態１２までの最適経路設
計方法は、そのまま、ニューラルネットワークを利用し
た方法と言い換えることもできる。

【０２０５】この実施の形態では、実施の形態７場合と
同様の次のような問題を考え、ニューラルネットワーク
を用いて解く方法を示す。即ち、通信ネットワーク１
は、ｎｔ個のノード１１と、ノード間のリンク１２で構
成されるとする。ノードＮｉ，Ｎｊ間のリンクＬｉｊに
は方向性があり、そのコストをＷｉｊとする。コストは
距離、遅延、品質等何でも良い。隣接ノードＡｉを、ノ
ードＮｉからリンクＬｉｊが出ているノードＮｊの集合
と定義する。ここで、発信ノードＮｓと宛先ノードＮｄ
間の総コストが、最小となる経路を設計する問題を考え
る。

【０２０６】各々のノードＮｉにニューロンＲｉを配置
し、ニューロンＲｉ，Ｒｊ間のシナプス結合荷重Ｗｉｊ
は、コストＷｉｊと等しいとする。以下に、このニュー
ラルネットのダイナミクスを神経方程式（式５）に示
し、記憶のメカニズムを記憶方程式（式６）に示す。式
５は実施の形態７の規則２、式６は実施の形態７の規則
３に対応する。実施の形態７の規則２、規則３は、それ
ぞれ式５、式６を言葉で表したものである。 Ｘｉ（ｔ）＝Ｇ［ΣＷｉｊ×Ｘｊ（ｔ−Ｗｉｊ）］ （ｉ≠ｄの場合） Ｘｄ（ｔ）＝１ 但し、Σはｊ＝１，・・・ｎの範囲のｊについて、Σの右の項の総計をとる。 また、ｘ＞０の場合は、Ｇ（ｘ）＝１、ｘ≦０の場合は、Ｇ（ｘ）＝０とする 。 ・・・（式５） ＷＷｉｊ＝Ｇ［ΣΣ｜Ｘｉ（ｔ）−Ｘｉ（ｔ−１）｜×Ｗｉｊ×Ｘｊ（ｔ−Ｗ ｉｊ）］ 但し、左側のΣは、ｔ＝０，１，２・・・の全てのｔについて、右側のΣは、 ｊ＝１，・・・ｎの範囲のｊについて、Σの右の項の総計をとる。 また、｜ｘ｜はｘの絶対値を表す。 また、ｘ＞０の場合は、Ｇ（ｘ）＝１、ｘ≦０の場合は、Ｇ（ｘ）＝０とする 。 ・・・（式６）

【０２０７】このニューラルネットによる最適経路設計
アルゴリズムは、以下の通り。 １）ノードＮｉにニューロンＲｉを配置し、結合荷重を
コストと等しく設定。各ニューロンの出力をＸｄ（０）
＝１（活性）、ｉ≠ｄの場合は、Ｘｉ（０）＝０（不活
性）と初期化する。 ２）各ニューロンの出力Ｘｉ（ｔ）を式５に従って更新
した後、シナプス結合荷重Ｗｉｊを式６に従って更新
し、交互にこれを繰返す。 ３）全ニューロンが活性化されたら更新を停止。そこ
で、宛先ｄの水先案内平面の結合荷重ＷＷｉｊが得られ
る。 ４）発信ｓから宛先ｄへの個々の最適経路は、水先案内
平面を発信ｓから宛先ｄへノード毎にたどることによっ
て得られる。 ５）異なる宛先ｄについては、ステップ１から３、異な
る発信ｓについては、ステップ４を繰返す。

【０２０８】水先案内平面（ｐｉｌｏｔ ｐｌａｎｅ）
は、宛先ｄ毎に求められる方向性のあるネットワーク
で、各ノードに水先案内人（ｐｉｌｏｔ）がいて、次に
進むべき方向を示しているイメージを表す。発信ｓから
出発してノード毎に水先案内人の指示に従って進めば、
最適経路を通って宛先ｄに達することができる。このニ
ューラルネットの直観的な説明は、次の通り。シナプス
結合荷重Ｗｉｊは、ニューロンＲｉからＲｊへの結合の
有無と強さを示す。ダイナミクスでは、まず全ニューロ
ンを不活性化し、宛先ｄ対応のニューロンに刺激を与え
る。この刺激はシナプス結合を通して伝播し、ニューロ
ンを次々と活性化していく。それぞれの結合のシナプス
において伝播は遅延し、遅延量は荷重係数に比例する。
刺激伝播時に、各ニューロンは、自分が活性化する原因
となった隣接ニューロンとの結合を強化して、これを記
憶する。その結果として水先案内平面を得る。

【０２０９】上記のニューラルネットでは、最適化の指
標としてリンクコストＷｉｊのみを考えた。しかし、結
合荷重Ｗｉｊを変形することにより、各種の指標を加味
できる。例えば、リンクＬｉｊに容量Ｃｉｊがあり、こ
れが要求容量Ｃｒより大きい場合のみ、そのリンクが有
効である場合を考える。シナプス結合荷重Ｗｉｊは、Ｃ
ｉｊ≧Ｃｒの場合リンクコストＷｉｊと等しく、Ｃｉｊ
＜Ｃｒの場合、Ｗｉｊ＝０とする。これは、実施の形態
１２の式４と同じである。この場合のネットワークの例
を、図４７のａ，ｂ，ｃに示す。この他、ノードにコス
トを付加すること、発信ｓ毎に水先案内平面を求めるこ
とも簡単な変形で実現できる。ノードにコストを付加す
る場合は、実施の形態１１の式３に習ってシナプス結合
荷重Ｗｉｊを変形し、発信元毎に水先案内平面を求める
場合は、実施の形態１０に習った方法で行えば良い。こ
の実施の形態では、ニューラルネットによる最適経路設
計法を示した。この方法によれば、多種要因を考慮でき
る。また並列処理により高速化できるので、ニューロチ
ップ等を用いることにより、実用的なスピードでの処理
が可能である。

【０２１０】実施の形態１４．この実施の形態では、実
施の形態７から実施の形態１３に示した最適経路設計方
法を、ハードウエア論理回路を用いて実現する方法を示
す。実施の形態７で示した方法のポイントは、時刻ｔに
おけるモデルノードＭｉの状態数Ｘｉ（ｔ）が規則１、
２に従って変化し、水先案内ベクトルＰｉ（ｄ）が規則
３に従って生成される点であった。ここで、状態数Ｘｉ
（ｔ）は０と１の２値のみをとり、規則１、２、３はハ
ードウエア論理回路で実現可能であるので、実施の形態
７に示した方法は、ハードウエア論理回路で実現可能で
ある。

【０２１１】図４８は、図２５に示す通信ネットワーク
１において、規則１、２、３をハードウエア論理回路で
実現した例であり、図４９はそのタイミングを示した図
である。図４８において、ＤＦＦはＤ−フリップフロッ
プを示し、基本クロックＣＬＫに同期して、入力データ
を出力する。これはＬＳ７４等の素子で実現できる。ま
た、ＳＲＦＦはＳＲ−フリップフロップを示し、ＬＳ１
１２等の素子で実現できる。その他の、ＡＮＤゲート、
ＯＲゲート、ＸＯＲゲートについても、一般的な論理
積、論理和、排他的論理和の素子で実現できる。図４８
及び図４９において、Ｘ１、Ｘ２、．．．Ｘ９は、モデ
ルノードＭｉの状態数Ｘｉを示す。図４９の状態数Ｘｉ
の変化の様子は、図３６の遷移表と等しくなっている。
図４８において、ＫＡＩＲＯ２（Ｘ２）は、規則２に従
って、状態数Ｘ２を更新する回路であり、ＫＡＩＲＯ３
（Ｘ２）は、規則３に従って、水先案内行列ＰＭ２ｊを
生成する回路である。水先案内行列ＰＭｉｊとは、水先
案内平面ＰＰを行列形式で表現したもので、一例が図２
７のＰＰＴ１に示されている。モデルノードＭｉの水先
案内ベクトルＰｉ（ｄ）がｊのときＰＭｉｊ＝１とな
り、それ以外のｊについてはＰＭｉｊ＝０となる。ま
た、ＫＡＩＲＯ２（Ｘ３）は、規則２に従って、状態数
Ｘ３を更新する回路であり、ＫＡＩＲＯ３（Ｘ３）は、
規則３に従って、水先案内行列ＰＭ３ｊを生成する回路
である。また、ＫＡＩＲＯ１（Ｘ１）は規則１と２に従
って、宛先モデルノードの状態数Ｘ１（ｔ）を１に固定
する回路である。但しこの場合の宛先はｄ＝１とする。

【０２１２】次に図４８のＫＡＩＲＯ２（Ｘ２）が規則
２を実現しているしくみを説明する。図２５の通信ネッ
トワーク１あるいは図３０のテーブルＴ２に示すよう
に、ノードＮ２の隣接ノード（とそのコスト）は、１
（４）、３（１）、４（１）、５（１）、６（２）とな
っている。一方、規則２は、コストＷｉｊ時刻前の状態
数Ｘｉ（ｔ−Ｗｉｊ）の値が１である隣接モデルノード
Ｍｊが存在する場合には、状態数Ｘｉ（ｔ）は１とし、
それ以外の場合には０とする、というものである。故に
ノードＮ２の場合、Ｘ１（ｔ−４）、Ｘ３（ｔ−１）、
Ｘ４（ｔ−１）、Ｘ５（ｔ−１）、Ｘ６（ｔ−２）のい
ずれかが１であれば、Ｘｉ（ｔ）は１となるということ
である。これは、図４８のＫＡＩＲＯ２で実現されてい
る。即ち、４時刻前のＸ１の値は、Ｘ１の値をフリップ
フロップＤＦＦで４回遅延されることによって得られ、
１時刻前のＸ３、Ｘ４、Ｘ５の値は、各々の値をフリッ
プフロップＤＦＦで１回遅延させることによって得ら
れ、２時刻前のＸ６の値は、Ｘ６の値をフリップフロッ
プＤＦＦで２回遅延されることによって得られる。これ
らの値のいずれかが１であった場合は、ＯＲの出力が１
となり、状態数Ｘ２の値を保持するＤＦＦがセットさ
れ、状態数Ｘ２の値が１となる。

【０２１３】次に図４８のＫＡＩＲＯ３（Ｘ２）が規則
３を実現しているしくみを説明する。規則３は、状態数
Ｘｉ（ｔ）の値が０から１に活性化したとき、その変化
の原因となった隣接モデルノードＭｊのノード番号ｊの
水先案内行列ＰＭｉｊをＰＭｉｊ＝１とするというもの
である。図４８のＫＡＩＲＯ３（Ｘ２）では、ＸＯＲで
状態数Ｘ２の変化を検知し、信号ＣＨＡＮＧＥ２で示
す。これにより、１時刻前に状態数が１であった隣接ノ
ードを調べ、その隣接ノードｊの水先案内行列ＰＭｉｊ
を１にセットする。このタイミングは、図４９に示され
ている。以上、図４８のＫＡＩＲＯ２（Ｘ２）が状態数
Ｘ２について実施の形態７の規則２を実現し、ＫＡＩＲ
Ｏ３（Ｘ２）が規則３を実現することを示した。同様に
して、状態数Ｘ３についての規則２は図４８のＫＡＩＲ
Ｏ２（Ｘ３）によって実現され、規則３はＫＡＩＲＯ３
（Ｘ３）によって実現される。

【０２１４】次に、上記の要素技術を利用して、ネット
ワーク全体の経路設定を行う方法を述べる。図４５の通
信ネットワーク１は、実施の形態１２で示した最適経路
設計方法の通信ネットワークを示しており、リンク１２
にコストＷｉｊと容量Ｃｉｊが付与されているという特
徴を持つ。図４５の通信ネットワーク１の経路設計にお
いて、各リンク１２のコストＷｉｊと容量Ｃｉｊを、図
５０に示すコスト行列Ｗｉｊと容量行列Ｃｉｊで表すこ
とにする。コスト行列Ｗｉｊは、要素ｉｊがノードＮｉ
からノードＮｊへのコストを表す。図４５の通信ネット
ワーク１では、各リンク１２に方向性がないものとして
いるので、図５０のコスト行列Ｗｉｊは、対称になって
いる。同様に、容量行列Ｃｉｊでは、要素ｉｊがノード
ＮｉからノードＮｊへの容量を表す。各リンク１２のコ
ストＷｉｊ、容量Ｃｉｊ、経路の要求容量Ｃｒが与えら
れた場合の実効的なコストＪＷｉｊは、実施の形態１２
の式４に示した規則に従って求める。即ち、 ＪＷｉｊ＝Ｗｉｊ （Ｃｉｊ＞ＣｒまたはＣｉｊ＝Ｃｒの場合） ＪＷｉｊ＝０ （Ｃｉｊ＜Ｃｒの場合） ．．．（式４’） 実効コスト行列ＪＷｉｊの例を図５１に示す。

【０２１５】コスト行列Ｗｉｊと容量行列Ｃｉｊとから
実効コスト行列ＪＷｉｊを求め、それから水先案内行列
ＰＭｉｊを求める回路のブロック図を図５２に示す。図
において、白い四角形は行列データを示し、網掛けした
四角形は回路ブロックを示す。入力処理ブロックＮＳＢ
ＬＯＣＫは、上式４’を実現する回路ブロックで、その
内容を図５３に示す。図５３において、アドレスカウン
タＡＤＲＣＮＴはコスト行列Ｗｉｊと容量行列Ｃｉｊの
要素を一つずつ読み出すために、回すカウンタであり、
ＬＳ１６１等の素子で実現できる。比較器ＣＯＭＰＡＲ
ＡＴＯＲは、容量行列Ｃｉｊの要素と要求容量Ｃｒの値
を比較する回路で、ＬＳ８５などの素子で実現できる。
比較器ＣＯＭＰＡＲＡＴＯＲの出力と、コスト行列Ｗｉ
ｊの論理和をとることにより、実効コスト行列ＪＷｉｊ
が得られる。

【０２１６】次に、図５２の分布生成ブロックＫＡＩＲ
Ｏ２と、水先案内行列生成ブロックＫＡＩＲＯ３につい
て説明する。これらのブロックは、基本的には図４８の
ＫＡＩＲＯ２とＫＡＩＲＯ３と同様の回路で実現でき
る。図４８のＫＡＩＲＯ２では、ノードＮｉとノードＮ
ｊの隣接関係は、状態数Ｘ１からＸ９の値を保持するＤ
ＦＦの出力線と固定的に結線されており、コストＷｉｊ
は遅延用フリップフロップＤＦＦの個数で、固定的に決
められている。しかし図５４に示すボリューム回路ＶＯ
ＬＵＭＥ等を用いることにより、ＫＡＩＲＯ２に汎用性
を持たせることが可能となる。図５４のボリューム回路
では、シフトレジスタＳＦＴＲＧＴを用いて、図４８の
遅延用ＤＦＦによる遅延を代替している。遅延する時間
は、ボリューム信号ＶＬｉｊにより指定する。シフトレ
ジスタＳＦＴＲＧＴは、ＬＳ１６４等の素子で実現でき
る。図４８のＫＡＩＲＯ２（Ｘ２）の場合、状態数Ｘ１
は４段遅延されてＸ１Ｄとなるので、図５４のボリュー
ム回路ＶＯＬＵＭＥを用いる場合は、ボリューム信号Ｖ
Ｌ２１の１、２、３、をｌｏｗ、４をｈｉｇｈにして、
状態数Ｘ１を４段遅延した信号がＸ１Ｄに出力されるよ
うにする。ここでボリューム信号ＶＬｉｊは、図５１の
実効コスト行列ＪＷｉｊに等しい。図５４の例では、ボ
リューム信号ＶＬｉｊのレベルは４となっているが、こ
れはほかの数でも良い。同様にＫＡＩＲＯ３において
も、ボリューム信号ＶＬｉｊを用いることにより、柔軟
な配線で水先案内行列の要素ＰＭｉｊを求めることがで
きる。図４８のＫＡＩＲＯ３（Ｘ２）の場合、ＳＲＦＦ
に接続されている隣接ノードの状態数Ｘ１、Ｘ３、Ｘ
４、Ｘ５、Ｘ６は固定であるが、図５４ではボリューム
信号ＶＬｉｊの１から４までのどれかがｈｉｇｈの場合
は、状態数ＸｊをＳＲＦＦに接続し、状態数Ｘｉの変化
を示す信号ＣＨＡＮＧＥｉがｈｉｇｈとなった場合に、
ＰＭｉｊをセットするようになっている。図５４に示す
ボリューム回路は、図４８の状態数Ｘ１からＸ９の値を
保持するＤＦＦの出力線と接続され、図３０に示すテー
ブルから得られるコストをボリューム信号として入力す
ることにより、遅延された状態数と水先案内行列を出力
する。このように、ボリューム回路という複数の同一の
ハードウェア回路をＤＦＦと接続することにより共通の
ハードウェア回路を用いてノードの隣接関係をあらわす
ことができる。また、ボリューム回路という複数の同一
のハードウェア回路に対してコスト（遅延時間）に相当
するボリューム信号をそれぞれ入力することにより各ノ
ード毎に異なる値をもつコスト（遅延時間）というノー
ド間のリンク属性を共通のハードウェア回路を用いて利
用することができる。

【０２１７】次に、この実施の形態で示したハードウエ
ア論理回路を、通信ネットワークの経路設計に適用する
場合の回路規模の試算を示す。図５５の１は、日本の主
要都市間の通信ネットワークを示しており、各都市をノ
ード１１とし、ノード１１間の接続をリンク１２とす
る。この通信ネットワーク１では、都市数即ちノード数
は５６個である。この通信ネットワーク１において、最
適経路設計をする場合の回路規模を考える。通信ネット
ワーク１の構造、即ちノード１１間のリンク接続の有無
が固定で、リンク１２のコストＷｉｊの段階数即ちボリ
ュームレベルＶＬが１ならば、回路規模は非常に小さく
なるが、リンクの接続に柔軟性を持たせると、回路規模
は増大する。例えば、ノード数６４で、全てのノードか
ら全てのノードへの接続を可能とすると、６４の２乗す
なわち約４キロ個のノード間接続について、接続するか
否かを指定する回路要素が必要となる。しかし、例え
ば、図５５の通信ネットワーク１の接続を見てみると、
東京に対応するノードＮＡ、大阪に対応するノードＮＤ
等の少数の大都市を除けば、リンクの接続は周辺の都市
に限られており、接続するノードの番号は当該ノードの
番号に近い番号を持つことが多い。故にこの検討では、
ノード番号１、９、１７、２５、３３、４１、４９、５
７の８ノードのそれぞれのノードのみ、他の６３個のノ
ードと自由に接続可とし、その他の５６ノードでは、自
ノード番号Ｎｉと番号の近いノード番号（Ｎｉ−８）か
らノード番号（Ｎｉ＋８）の最大１６ノードのみ接続可
とした。図５５の通信ネットワーク１において、図４５
の通信ネットワーク１のように、各リンク１２がコスト
Ｗｉｊと容量Ｃｉｊを持つとした場合、全ノード数６
４、ボリューム信号レベルＶＬが４段の場合の総ゲート
数は約４６０キロゲートとなる。一例として、現在の
０．５ミクロンのゲートアレイでは、１チップに２００
キロゲート程度の回路を収容できることから、この実施
の形態で示す方法によれば、図５５の通信ネットワーク
１で、リンクにコストと容量を付与した場合の最適経路
設計を、ゲートアレイ２〜３個で実現できることがわか
る。

【０２１８】次に、この実施の形態で示したハードウエ
ア論理回路が経路設計に要する時間の試算を示す。上記
と同様の、全ノード数６４、ボリューム信号レベルＶＬ
が４段の場合、水先案内行列を一面求めるのに要する時
間は、基本クロックの周期の２５６倍程度となってい
る。これは、例えば、現在一般に実用化されているゲー
トアレイの動作速度である２０メガヘルツを基本クロッ
クとした場合（１周期＝５０ナノ秒）、１２．８マイク
ロ秒となる。これは従来のソフトウエアによる経路設定
方法に比べて、非常に高速である。

【０２１９】実施の形態１５．実施の形態７から実施の
形態１２に示した最適経路設計方法は、そのまま、実施
の形態１３に示すニューラルネットワークを利用した方
法と言い換えることもできることを、実施の形態１３に
おいて述べた。また、これらの方法は実施の形態１４に
述べた方法でも実現できることを、実施の形態１４にお
いて述べた。この実施の形態１５では、実施の形態１３
に示した最適経路設計方法（すなわち実施の形態７から
１２及び実施の形態１４に示した最適経路設計方法）
を、実際のＡＴＭ（Ａｓｙｎｃｈｒｏｎｏｕｓ Ｔｒａ
ｎｓｆｅｒ Ｍｏｄｅ）網へ適用する場合の一方法を示
す。

【０２２０】実施の形態１３に示した最適経路設計方法
の主な特長は次の通りである。 （１）柔軟性：シナプス結合荷重Ｗｉｊを変化させるこ
とにより、リンク１２およびノード１１の多種の属性を
考慮できる。 （２）並列処理による高速化可能性：総ノード数ｎｔの
場合の処理量は、組み合わせ問題による解ではｎｔの階
乗のオーダーであるのに対し、動的計画法ではｎｔの２
乗のオーダーとなる。さらに組み合わせ問題では並列処
理ができないのに対し、動的計画法では並列処理が可能
で、ｎｔ並列にすれば処理量はｎｔのオーダーとなり、
ソフトウエアでの処理が実用上可能となる。この際、並
列処理を実現するためのプロセッサとしては、ニューロ
チップが利用できる。例えば、文献（”特集：ニューラ
ルネットワーク応用技術”、三菱電機技Ｖｏｌ．６８，
Ｎｏ８，’９４／８）に示す、ニューロチップによるニ
ューロシステムでは、１ボードに４８個の処理ユニット
を搭載しており、高度な並列処理が可能となっている。
実施の形態１３に示した最適経路設計方法ををこのよう
な高度ニューロシステムに搭載すれば、アルゴリズムの
高速性とプロセッサの並列性により、従来は処理量が多
すぎて不可能であったような細やかな制御を現実的な時
間で行うことができると考えられる。

【０２２１】ところで、単一メディア通信網の場合と比
べてＡＴＭ網のルーチングが解決するべき課題には、次
のようなものがある。 （１）ＡＴＭ網では、電話等の狭帯域通信（例えば、６
４Ｋｂｐｓ前後の帯域通信）とテレビ会議などの広帯域
通信（例えば、１Ｍｂｐｓ以上の帯域通信）との速度比
が数十〜数百倍と非常に大きく、両者を同一のアルゴリ
ズムで処理するのは無理がある。 （２）ＡＴＭ網では、新メディアのデータ蓄積が乏し
く、トラヒックのバースト性などの統計的性質が不明確
であり、需要予測も困難である。 （３）これらの条件のもとで網資源の有効利用を図るた
めには、網の負荷状況に対応して経路を変更するダイナ
ミックルーチング（ＤＲ）の必要性が増す。

【０２２２】以下に説明するルーチング方法は、前述し
た課題を踏まえて、実施の形態１３に示した最適経路設
計方法を応用したものである。網資源を最も効率的に利
用するためには、コネクションの接続要求発生毎に最適
経路を設計すればよいが、経路設計の処理量および網状
態の情報転送の量が増加しすぎるので、全ての呼に対し
てこのような経路設計を行うことは現実的に不可能であ
る。そこで何らかの制約を設けて最適な経路を設計する
方式が必要となる。文献（横井他、”Ｂ−ＩＳＤＮにお
けるダイナミックルーチングの役割”、電子情報通信学
会技術報告、ＳＳＥ９３−９７）に述べられているよう
に、ＡＴＭ網では、広帯域呼は呼損率が高いが生起回数
は少なく、狭帯域呼は生起回数が多いが呼損率は少ない
という特性がある。故に広帯域呼に関しては丁寧な最適
経路設計を行い、狭帯域呼に関しては緩い最適化にとど
めるというのが現実的な方法である。この実施の形態で
は、図５６に示すように、広帯域呼と狭帯域呼をクラス
分けして制御を行う方式を提案する。この方式では、広
帯域呼に関しては呼発生毎に最適経路設計を行い、狭帯
域呼は経路候補群作成と経路選択という制御周期の異な
る２段階の制御を組み合わせることにより、緩い最適化
を実現している。すなわち、経路候補群作成は、通信網
の時間帯による蓄積データ等からあらかじめ経路候補群
を作成する制御であり、経路選択は、これらの候補の中
から経路を選択する制御である。なお従来の技術でこの
２段階制御を用いたものには、文献（井上他、”ダイナ
ミックルーチング−最近の実用化動向−”、電子情報通
信学会誌、Ｖｏｌ．７６，Ｎｏ．９，’９３／９）ある
いは文献（横井他、”Ｂ−ＩＳＤＮルーチング方式の検
討”、ＮＴＴ−Ｒ＆Ｄ、Ｖｏｌ．４４，Ｎｏ．４，’９
５／４）等に記されているＳＴＲ（Ｓｔａｔｅ ａｎｄ
Ｔｉｍｅ ｄｅｐｅｎｄｅｎｔ Ｒｏｕｔｉｎｇ）が
ある。ＳＴＲは電話単一メディアの場合には既に実用化
されているが、ＡＴＭ網等複数メディアの混在するネッ
トワークに対してＳＴＲを実現しようとする場合には、
制御が複雑化するにもかかわらず最適化ができないとい
う問題点があり、実用的でなかった。一方、この実施の
形態で述べる方法は、前述した実施の形態１３の方法の
（１）柔軟性、及び（２）並列処理による高速化可能性
等の特長を利用することにより、以下に述べるように、
従来のＳＴＲでは不可能であった細やかな制御を実現す
ることができる。

【０２２３】図５６に示した各々の制御の方法につい
て、図５５の例を参照しながら、以下に説明する。前述
したように、図５５の１は、日本の主要都市間の通信ネ
ットワークを示しており、各都市をノード１１とし、ノ
ード１１間の接続をリンク１２としている。図には記さ
れていないが、各ノード１１には経路設計部１３が設け
られている。図５５では、説明を簡単にするため各リン
ク１２のコストを１としているが、以下に述べる方法は
この制約を取り払った場合でも有効である。 経路候補群作成（ＣＮ１）：まず、通信ネットワーク１
の過去の蓄積データを参照し、各リンク１２の呼損率に
注目する。この呼損率に重み付けして、空いている可能
性の低いリンクほどコストが大きくなるように、各リン
ク１２のコストＷｉｊを決定する。ここで各リンク１２
の呼損率をそのままコストＷｉｊにしてもよいが、呼損
率は通常１０のマイナス２乗あるいは３乗というような
小さい値をとるので、適当な重み付けをして整数値とし
たほうが代数計算が容易になるため、重み付けしたほう
がよい。次に、実施の形態１３に示した最適経路設計方
法を用い、網内の各ノード１１を宛先ｄとした水先案内
平面群ＰＰＳを求める。これに従って、経路選択の第一
候補を決定する。実施の形態７で述べたように、水先案
内平面群ＰＰＳは発信元と宛先のあらゆる組合わせに対
応できる最適経路群であるので、特定の発信元ｓと宛先
ｄの間の最適経路は、水先案内平面群ＰＰＳに従って求
めることができる。図５５では、ノードＮＡとノードＮ
Ｆの間の最短経路を求めているが、経路の第一候補はＲ
ＯＵＴＥ１となっている。これは図５５の経路候補群の
表ＴＡＢＲに記してある。次に第一候補の経路中の各リ
ンクが使用不可となった場合の迂回路を求める。図５５
の場合は、第一候補のＲＯＵＴＥ１は経路ＮＡ−ＮＢ−
ＮＣ−ＮＤ−ＮＥ−ＮＦとなっているが、この中の各リ
ンクが使用不可となった場合の水先案内平面ＰＰを求
め、これに従って迂回路を決定する。これらの迂回路を
使用不可のリンクと対応させて、経路候補群の表ＴＡＢ
Ｒに加える。図５５の例では、ノードＮＤ、ＮＥ間のリ
ンクが使用不可の場合の迂回路はＤＥＴＯＵＲ１、ノー
ドＮＢ、ＮＣ間のリンクあるいはノードＮＣ、ＮＤ間の
リンクが使用不可の場合の迂回路はＤＥＴＯＵＲ２、ノ
ードＮＡ、ＮＢ間のリンクあるいはノードＮＥ、ＮＦ間
のリンクが使用不可の場合の迂回路はＤＥＴＯＵＲ３で
ある。このようにして、ネットワーク１内で設定される
可能性のある発信元ｓと宛先ｄの各組について、経路候
補群の表ＴＡＢＲを求める。各ノードでは自ノードと関
係する経路候補群を、宛先別に保持する。このように経
路候補分を予め各ノードにおいて保持しておき、経路設
定要求時に予め保持しておいた経路候補分から経路を選
択する。通常は第一候補の経路を選択する。もしこの第
一候補の経路がなんらかの理由により設定できない場合
は、第一候補の経路中のいずれのリンクが使用不可とな
っているかを認識する。使用不可となったリンクの認識
結果に基づいて迂回路を選択する。例えば、ノードＮ
Ｄ，ＮＥ間のリンクが使用不可の場合は、迂回路１を選
択する。使用不可となっているリンクの認識方法は、既
に知られている技術を用いて行うことができるので、こ
こでは特にその詳細については述べない。以上のよう
に、予め経路候補分を作成し、経路設定要求時に経路を
選択するという段階的な経路設計を行うことにより狭帯
域呼に対して最適な経路を設計することができる。な
お、通常のＳＴＲでは第一候補として直通路（ノードを
経由しない、１リンクのみの経路）があるとしてこれを
選択し、迂回路は２つのリンクが存在している経路に限
定しているが、この方式では経路内のリンク数は限定し
ない。また、コスト決定の元となるデータには、通信網
の状態の観測データをフィードバックし、コストを更新
する。経路候補群の更新間隔は、数十分から数時間を目
標としている。

【０２２４】経路選択（ＣＮ２）：呼発生時には、経路
候補群作成（ＣＮ１）で作成した経路候補群の中から、
経路を選択する。まず最初は、第一候補の経路ＲＯＵＴ
Ｅ１を選択する。この接続に失敗した場合は、経路候補
群の表ＴＡＢＲを参照し、失敗の原因となった障害リン
クに対応した迂回路を、ＤＥＴＯＵＲ１、ＤＥＴＯＵＲ
２またはＤＥＴＯＵＲ３の中から選択する。

【０２２５】最適経路設計（ＣＢ）：広帯域呼に関して
は、呼発生毎に最適経路設計を行う。即ち、実施の形態
１３に示す最適経路設計方法に従い、宛先ｄに基くパイ
ロット平面を求め、発信元ｓから宛先ｄまでの最適経路
を求める。コストは、経路候補群作成（ＣＮ１）と同様
に呼損率を重み付けして使用する。

【０２２６】ここで、この実施の形態に示す方法が、従
来の技術であるＳＴＲと異なり細やかな制御を実現でき
る点についてまとめると、以下のようになる。 （１）ＳＴＲでは、全ての呼について一律に２段階の制
御を行うが、この実施の形態に示す方法では、呼を広帯
域呼と狭帯域呼に分類し、広帯域呼に関しては呼発生毎
に最適経路設計を行い、狭帯域呼にのみ２段階の制御を
行っている。 （２）経路候補群作成（ＣＮ１）において、ＳＴＲで
は、発信元ｓと宛先ｄの間には必ず直通路（ノードを経
由しない、１リンクのみの経路）が存在するものとし、
第一候補としては固定的にこの直通路を選択することに
決まっている。また、迂回路は２リンクの経路に限定し
ている。この理由は、これらの制限をつけないと、経路
設計の処理量が大きくなりすぎて現実的な処理ができな
くなるからである。一方、この実施の形態に示す方法で
は、経路内のリンク数は限定しない。これは前述のよう
なこの方法の（１）柔軟性や（２）並列処理により高速
化可能性という特長によって、リンク数に制限をつけな
い場合でも現実的な処理が可能となるからである。 （３）この実施の形態の経路選択（ＣＮ２）の方法は、
ＳＴＲの最小負荷経路選択方式に近い。ＳＴＲの最小負
荷経路選択方式とは、迂回路候補群の中から未使用帯域
がもっとも大きい迂回路を選択する方式である。しかし
ＡＴＭ網では、ＶＢＲ（Ｖａｒｉａｂｌｅ Ｂｉｔ Ｒ
ａｔｅ）サービスの存在により、実質的な帯域使用量を
定義し難い、という問題点がある。また、ＳＴＲの最小
負荷経路選択方式では、候補の経路が接続できないと
き、どのリンクが原因となったのかを認識しない、とい
う問題点がある。ＳＴＲが経路の接続ができない原因と
なったリンクを認識しないのは、ＳＴＲでは第１候補が
一つのリンクしか存在していないからである。一つのリ
ンクしか存在していない経路において、経路が接続でき
ない場合にはそのリンク自身が原因となったことは明ら
かであり、どのリンクが原因となったかを認識する必要
はなく、どのリンクが原因となったかを認識するための
アルゴリズムは必要ない。第一の候補により経路が接続
できない時にどのリンクが原因となっかを認識しないと
いう問題点は、ＳＴＲでは第一候補が１リンク、迂回路
が２リンクという制限のもとでは許容できるが、経路の
リンク数が増加した場合には不便を生ずる。この実施の
形態の経路選択（ＣＮ２）の方法は、これらの問題点を
解決するためのもので、経路候補が接続不可となった際
に、原因となったリンクを認識して特定するので、この
リンクを含まない迂回路を選択することができるという
特長を持つ。以上のように、この実施の形態では、実施
の形態１３に示した最適経路設計方法を、ＡＴＭ網のル
ーチング方式に応用する一例を提案した。

【０２２７】なお、上記実施の形態では、経路設計部１
３は各ノード１１毎に設けられており、それぞれのノー
ド１１において経路候補群作成（ＣＮ１）、経路選択
（ＣＮ２）、最適経路設計（ＣＢ）を行っているがこの
必要はなく、通信ネットワーク１内に一カ所の集中経路
設計部を設けて、ここで経路候補群作成（ＣＮ１）、経
路選択（ＣＮ２）及び最適経路設計（ＣＢ）を行っても
良い。但し経路選択（ＣＮ２）は経路設定要求時に実行
されるので、経路選択（ＣＮ２）は各ノードにおいて実
行することが望ましい。

【０２２８】また、上記実施の形態では、各リンク１２
のコストＷｉｊを決定する際に、通信網の過去の蓄積デ
ータのうち、各リンク１２の呼損率に注目したがこの必
要はなく、リンクの他の属性に注目してリンクのコスト
Ｗｉｊを決定してもよい。この際、「リンクのコストＷ
ｉｊの値がが大きければ大きいほど、そのリンクを経路
として選択するのは好ましくない」というコストの性質
に注意しさえすれば、自由にコストを決定してよい。

【０２２９】また、上記実施の形態では、ＡＴＭ網のル
ーチング方式を示したが、ＡＴＭセルヘッダの様式等Ａ
ＴＭ網特有の性質に依存しているわけではないので、他
のマルチメディアパケット通信網にも適用することがで
きる。

【図面の簡単な説明】

【図１】 この発明の実施の形態１による最適経路設計
の対象となる通信ネットワークの図である。

【図２】 実施の形態１に係る最適経路設計方法の直観
イメージを示す図である。

【図３】 実施の形態１に係る最適経路設計方法の直観
イメージによる犬が子供に会いに行く手順を示すフロー
チャート図である。

【図４】 実施の形態１に係る最適経路設計方法の管理
センタ１３内のテーブルを示す図である。

【図５】 実施の形態１に係る最適経路設計の手順の全
体を示すフローチャート図である。

【図６】 実施の形態１に係る最適経路設計のフェーズ
１の手順を示すフローチャート図である。

【図７】 実施の形態１に係る最適経路設計のフェーズ
１のＳＴ１４の手順を示すフローチャート図である。

【図８】 実施の形態１に係る最適経路設計のフェーズ
１における状態数Ｘｉ，変動数カウンタＷｉの遷移表を
示す図である。

【図９】 実施の形態１に係る最適経路設計のフェーズ
１における状態数Ｘｉ，変動数カウンタＷｉの遷移フロ
ーチャートを示す図である。

【図１０】 実施の形態１に係る最適経路設計のフェー
ズ２の手順を示すフローチャート図である。

【図１１】 実施の形態１に係る最適経路設計の変動数
カウンタＷｉの分布とフェーズ２の進み方を示すフロー
チャート図である。

【図１２】 実施の形態２に係る最適経路設計の対象と
なる通信ネットワークの図である。

【図１３】 実施の形態２に係る最適経路設計方法の管
理センタ１３内のテーブルを示す図である。

【図１４】 実施の形態２に係る最適経路設計の手順の
全体を示すフローチャート図である。

【図１５】 実施の形態３に係る最適経路設計の対象と
なる通信ネットワークの図である。

【図１６】 実施の形態４に係る最適経路設計の対象と
なる通信ネットワークの図である。

【図１７】 実施の形態５に係る最適経路設計の対象と
なる通信ネットワークの図である。

【図１８】 実施の形態６に係る最適経路設計の対象と
なる通信ネットワークの図である。

【図１９】 実施の形態６に係る最適設計方法の直観イ
メージによる犬が子供に会いに行く手順を示すフローチ
ャート図である。

【図２０】 実施の形態６に係る最適経路設計方法の管
理センタ１３内のテーブルを示す図である。

【図２１】 実施の形態６に係る最適経路設計の手順の
全体を示すフローチャート図である。

【図２２】 実施の形態６に係る最適経路設計のフェー
ズ１の手順を示すフローチャート図である。

【図２３】 実施の形態６に係る最適経路設計のフェー
ズ２の手順を示すフローチャート図である。

【図２４】 実施の形態６に係る最適経路設計の変動数
カウンタＷｉの分布とフェーズ２の処理の進み方を示す
図である。

【図２５】 この発明の実施の形態７による最適経路設
計の対象となる通信ネットワークの図である。

【図２６】 実施の形態７に係る最適経路設計方法にお
ける水先案内平面群ＰＰＳを示す図である。

【図２７】 実施の形態７に係る最適経路設計方法にお
ける水先案内平面群ＰＰＳの数字による表現方法の例を
示す図である。

【図２８】 実施の形態７に係る最適経路設計方法の直
観イメージを示す図である。

【図２９】 実施の形態７に係る最適経路設計方法の直
観イメージによる子供が犬に最短経路を知らせる手段と
犬が子供に会いに行く手順を示すフローチャート図であ
る。

【図３０】 実施の形態７に係る最適経路設計方法の経
路設計部１３内のテーブルを示す図である。

【図３１】 実施の形態７に係る最適経路設計における
水先案内平面群ＰＰＳ生成の概略手順を示すフローチャ
ート図である。

【図３２】 実施の形態７に係る最適経路設計における
パケットの最適経路誘導手順を示すフローチャート図で
ある。

【図３３】 実施の形態７に係る最適経路設計における
宛先ｄのパケットの構造を示す図である。

【図３４】 実施の形態７に係る最適経路設計における
クロック発生部ＣＬの同期信号を示す図である。

【図３５】 実施の形態７に係る最適経路設計における
水先案内平面群ＰＰＳ生成の詳細手順を示すフローチャ
ート図である。

【図３６】 実施の形態７に係る最適経路設計における
水先案内平面群ＰＰＳ生成の際の状態数Ｘｉの遷移を示
す図である。。

【図３７】 実施の形態８に係る最適経路設計の対象と
なる通信ネットワークの図である。

【図３８】 実施の形態９に係る最適経路設計における
総合状態数テーブルＴＴを示す図である。

【図３９】 実施の形態９に係る最適経路設計における
水先案内平面群ＰＰＳ生成の手順を示すフローチャート
図である。

【図４０】 実施の形態１０に係る最適経路設計方法に
おける水先案内平面群ＰＰＳを示す図である。

【図４１】 実施の形態１０に係る最適経路設計方法に
おける経路テーブルＫＴを示す図である。

【図４２】 実施の形態１０に係る最適経路設計方法に
おける疑似パケットの最適経路誘導手順を示すフローチ
ャート図である。

【図４３】 実施の形態１０に係る最適経路設計におけ
る発信ｓ・宛先ｄの疑似パケットの構造を示す図であ
る。

【図４４】 実施の形態１１に係る最適経路設計の対象
となる通信ネットワークとネットワークモデルの図であ
る。

【図４５】 実施の形態１２に係る最適経路設計の対象
となる通信ネットワークとネットワークモデルの図であ
る。

【図４６】 実施の形態１３に係る最適経路設計の対象
となる通信ネットワークとニューラルネットワークの図
である。

【図４７】 実施の形態１３に係るニューラルネットワ
ークによる最適経路設計において、リンクが容量とコス
トを保有している場合の通信ネットワークとニューラル
ネットワークと水先案内平面の図である。

【図４８】 実施の形態１４に係るハードウエア論理回
路による経路設計の実現方法を示す回路図である。

【図４９】 実施の形態１４に係るハードウエア論理回
路による経路設計のタイミングを示す図である。

【図５０】 実施の形態１４に係る最適経路設計におけ
るコスト行列と容量行列を示す図である。

【図５１】 実施の形態１４に係る最適経路設計におけ
る実効コスト行列を示す図である。

【図５２】 実施の形態１４に係るハードウエア論理回
路による通信ネットワークの経路設計の実現方法を示す
ブロック図である。

【図５３】 実施の形態１４に係るハードウエア論理回
路による通信ネットワークの経路設計における入力処理
ブロックの内容を示す回路図である。

【図５４】 実施の形態１４に係るハードウエア論理回
路による通信ネットワークの経路設計におけるボリュー
ム回路の内容を示す図である。

【図５５】 実施の形態１４に係るハードウエア論理回
路による通信ネットワークの経路設計、及び実施の形態
１５に係るＡＴＭ網での最適経路設計の設計対象となる
通信ネットワークを示す図である。

【図５６】 実施の形態１５に係るＡＴＭ網での最適経
路設計の経路候補を示す図である。

【図５７】 従来例に係る呼設定制御の対象となる通信
ネットワークの図である。

【図５８】 従来例に係る呼設定制御の手順を示すフロ
ーチャート図である。

【図５９】 従来例に係る呼設定制御のステップＳＪ２
の手順を示すフローチャート図である。

【符号の説明】

１ 通信ネットワーク、２ ネットワークモデル、３
ニューラルネットワーク、１１ ノード、１１Ｍ モデ
ルノード、１１Ｒ ニューロン、１１Ｕ ユニット、１
２ リンク、１２Ｒ シナプス結合、１３ 管理センタ
又は経路設計部、１７ 最適経路テーブル、１８ 入出
力装置、１９ クロック、ＥＳ 電光掲示板、Ｔ テー
ブル、Ｐ 処理部、ＣＬ クロック発生部、ＤＰ宛先指
定部、ＰＰＳ 水先案内平面群、ＰＰ 水先案内平面、
ｉ（ｄ） 水先案内ベクトル、ＰＯ プール、ＷＷ 水
路、ＩＳ 島、１１Ｐ 水路交差点、ＣＨ 子供、ＤＧ
犬、ＭＡ 水先案内人、ＰＫＴ パケット、ＴＴ 総合
状態数テーブル、ＫＴ経路テーブル、ＰＰＫＴ 疑似パ
ケット、ＫＡＩＲＯ２ 規則２に従って状態数Ｘｉを更
新する回路、ＫＡＩＲＯ３ 規則３に従って水先案内行
列を生成する回路、ＶＯＬＵＭＥ ボリューム回路。

フロントページの続き (56)参考文献 特開 平３−104349（ＪＰ，Ａ) 特開 平５−6446（ＪＰ，Ａ) 信学全大95Ｂ925 (58)調査した分野(Int.Cl.⁷，ＤＢ名) H04L 12/56

Claims (38)

(57)【特許請求の範囲】
1. 【請求項１】 ネットワークの複数個のノードに関し、
   ノードの隣接関係を用いて、発信ノードと着信ノードと
   のノード間の経路を設定する方法であって、以下のステ
   ップを含む、ネットワークの経路設定方法 複数個のノードに対し、ノードの隣接関係を予め記憶す
   る記憶ステップ； 始点ノードである発信ノード及び終点ノードである着信
   ノードを指定するノード指定ステップ；上記複数個のノードに対し、二値からなる状態数のうち
   いずれか一方の値の状態数を設定する初期化ステップ； 上記発信ノード及び着信ノードのいずれか一方のノード
   に設定された状態数の値を二値の間で経時的に変化さ
   せ、上記一方のノードに隣接するノードから順に、その
   他の各ノードに設定された状態数の値を、上記その他の
   各ノードに隣接するノードの状態数の値の経時的変化に
   基づいて、二値の間で経時的に変化させる状態数変化ス
   テップ； 上記その他の各ノードにつき状態数の値の 経時的変化を
   検出し、上記その他の各ノードの状態数の値の変化数を
   カウントする検出ステップ；上記その他の各ノードに隣接するノードの上記変化数の
   カウント結果を比較し、比較結果に基づき、その他の各
   ノードに 隣接するノードの中から、経路を設定するノー
   ドを、逐次、着信ノード及び発信ノードのうち一方のノ
   ード側から他方のノード側に向かって選定する選定ステ
   ップ。
2. 【請求項２】 上記選定ステップは、以下の第１の選定
   ステップと第２の選定ステップとから構成されることを
   特徴とする請求項１に記載のネットワークの経路設定方
   法 着信ノード及び発信ノードのうち一方のノードについ
   て、隣接するノードの上記状態数のカウント結果の比較
   結果に基づき、上記隣接するノードの中から、上記状態
   数のカウント結果が最大のノードを、上記一方のノード
   との接続を設定する設定ノードとして選定する第１の選
   定ステップ； 設定ノードとして選定されたノードについて、隣接する
   ノードの上記状態数のカウント結果の比較結果に基づ
   き、隣接するノードの中から、上記状態数のカウ ント結
   果が最大のノードを、自ノードとの接続を設定するノー
   ドを選定することを、着信ノード及び発信ノードのうち
   他方のノードが選定される迄、逐次遂行する第２の選定
   ステップ。
3. 【請求項３】 上記状態数変化ステップは、以下の状態
   数算出ステップから構成されることを特徴とする請求項
   １または請求項２のいずれかに記載のネットワークの経
   路設定方法 自ノードに対する単位時間前の状態数の値と隣接ノード
   に対する単位時間前の状態数の値と自ノードと隣接ノー
   ドとの相互間の結合係数とに基づき、状態数を算出する
   状態数算出ステップ。
4. 【請求項４】 更に、予め記憶ステップで記憶されたノ
   ードの隣接関係をノード間リンク要求容量に基づき修正
   し、修正隣接関係を作成する修正隣接関係作成ステップ
   を含み、 かつ、状態数変化ステップ及び選定ステップで用いられ
   る隣接するノードは、上記修正隣接関係に基づく隣接ノ
   ードであることを特徴とする請求項１ないし請求項３の
   いずれかに記載のネットワークの経路設定方法。
5. 【請求項５】 更に、設定される経路中に含まれる複数
   個のノード間のリンクの属性に基づき、ネットワークモ
   デルとしてのモデルノードを挿入するモデルノード挿入
   ステップと、 モデルノード挿入ステップに対応して、挿入されたモデ
   ルノードと上記記憶ステップで予め記憶されたノードと
   を含むノードに対し、新たな隣接関係を作成する隣接関
   係生成ステップとを含み、 かつ、状態数変化ステップ及び選定ステップで用いられ
   る隣接するノードは、上記隣接関係生成ステップで作成
   された新たな隣接関係に関く隣接ノードであることを特
   徴とする請求項１ないし請求項３のいずれかに記載のネ
   ットワークの経路設定方法。
6. 【請求項６】 モデルノード挿入ステップにおいて、ノ
   ード間のリンクの距離に基づき、モデルノードを挿入す
   ることを特徴とする請求項５に記載のネットワークの経
   路設定方法。
7. 【請求項７】 モデルノード挿入ステップにおいて、ノ
   ード間のリンクの伝送品質に基づき、モデルノードを挿
   入することを特徴とする請求項６に記載のネットワーク
   の経路設定方法。
8. 【請求項８】 更に、以下の選定ノード記憶ステップと
   表示ステップを含むことを特徴とする請求項１ないし請
   求項７のいずれかに記載のネットワークの経路設定方法 選定ステップで逐次選定されたノードを、当該ノードの
   選定の都度、記憶する選定ノード記憶ステップ； 選定ノード記憶ステップにおいて記憶されたノードに基
   づき、発信ノード及び着信ノードのうち一方のノードか
   ら他方のノードに至るまでの設定経路を表示する表示ス
   テップ。
9. 【請求項９】 ネットワークの複数個のノードに関し、
   ノードの隣接関係を用いて、発信ノードと着信ノードと
   のノード間の経路を設定する装置であって、以下の手段
   を含む、ネットワークの経路設定装置 複数個のノードに対し、ノードの隣接関係を予め記憶す
   る記憶手段； 始点ノードである発信ノード及び終点ノードである着信
   ノードを指定するノード指定手段；上記複数個のノードに対し、二値からなる状態数のうち
   いずれか一方の値の状態数を設定する初期化手段； 上記発信ノード及び着信ノードのいずれか一方のノード
   に設定された状態数の値を二値の間で経時的に変化さ
   せ、上記一方のノードに隣接するノードから順に、その
   他の各ノードに設定された状態数の値を、上記その他の
   各ノードに隣接するノードの状態数の値の経時的変化に
   基づいて、二値の間で経時的に変化させる状態数変化手
   段； 上記その他の各ノードにつき状態数の値の 経時的変化を
   検出し、上記その他の各ノードの状態数の値の変化数を
   カウントする検出手段；上記その他の各ノードに隣接するノードの上記変化数の
   カウント結果を比較し、比較結果に基づき、その他の各
   ノードに 隣接するノードの中から、経路を設定するノー
   ドを、逐次、着信ノード及び発信ノードのうち一方のノ
   ード側から他方のノード側に向かって選定する選定手
   段。
10. 【請求項１０】 上記選定手段は、以下の第１の選定手
    段と第２の選定手段とから構成されることを特徴とする
    請求項９に記載のネットワークの経路設定装置 着信ノード及び発信ノードのうち一方のノードについ
    て、隣接するノードの上記状態数のカウント結果の比較
    結果に基づき、上記隣接するノードの中から、上記状態
    数のカウント結果が最大のノードを、上記一方のノード
    との接続を設定する設定ノードとして選定する第１の選
    定手段； 設定ノードとして選定されたノードについて、隣接する
    ノードの上記状態数のカウント結果の比較結果に基づ
    き、隣接するノードの中から、上記状態数のカウント結
    果が最大のノードを、自ノードとの接続を設定するノー
    ドを選定することを、着信ノード及び発信ノードのうち
    他方のノードが選定される迄、逐次遂行する第２の選定
    手段。
11. 【請求項１１】 上記状態数変化手段は、以下の状態数
    算出手段から構成されることを特徴とする請求項９また
    は請求項１０のいずれかに記載のネットワークの経路設
    定装置 自ノードに対する単位時間前の状態数の値と隣接ノード
    に対する単位時間前の状態数の値と自ノードと隣接ノー
    ドとの相互間の結合係数とに基づき、状態数を算出する
    状態数算出手段。
12. 【請求項１２】 更に、予め記憶手段で記憶されたノー
    ドの隣接関係をノード間リンク要求容量に基づき修正
    し、修正隣接関係を作成する修正隣接関係作成手段を含
    み、 かつ、状態数変化手段及び選定手段で用いられる隣接す
    るノードは、上記修正隣接関係に基づく隣接ノードであ
    ることを特徴とする請求項９ないし請求項１１のいずれ
    かに記載のネットワークの経路設定装置。
13. 【請求項１３】 更に、設定される経路中に含まれる複
    数個のノード間のリンクの属性に基づき、ネットワーク
    モデルとしてのモデルノードを挿入するモデルノード挿
    入手段と、 モデルノード挿入手段に基づき、挿入されたモデルノー
    ドと上記記憶手段で予め記憶されたノードとを含むノー
    ドに対し、新たな隣接関係を作成する隣接関係生成手段
    とを含み、 かつ、状態数変化手段及び選定手段で用いられる隣接す
    るノードは、上記隣接関係生成手段で作成された新たな
    隣接関係に関く隣接ノードであることを特徴とする請求
    項９ないし請求項１１のいずれかに記載のネットワーク
    の経路設定装置。
14. 【請求項１４】 上記モデルノード挿入手段は、ノード
    間のリンクの距離に基づき、モデルノードを挿入するこ
    とを特徴とする請求項１３に記載のネットワークの経路
    設定装置。
15. 【請求項１５】 上記モデルノード挿入手段は、ノード
    間のリンクの伝送品質に基づき、モデルノードを挿入す
    ることを特徴とする請求項１４に記載のネットワークの
    経路設定装置。
16. 【請求項１６】 更に、以下の選定ノード記憶手段と表
    示手段を含むことを特徴とする請求項９ないし請求項１
    ５のいずれかに記載のネットワークの経路設定装置 選定手段で逐次選定されたノードを、当該ノードの選定
    の都度、記憶する選定ノード記憶手段； 選定ノード記憶手段において記憶されたノードに基づ
    き、発信ノード及び着信ノードのうち一方のノードから
    他方のノードに至るまでの設定経路を表示する表示手
    段。
17. 【請求項１７】 上記記憶手段、状態数変化手段、選定
    手段は各ノードに対し個別に設けられた演算ユニットか
    らなることを特徴とする請求項９ないし請求項１６のい
    ずれかに記載のネットワークの経路設定装置。
18. 【請求項１８】 上記記憶手段は、各ノードに対する共
    通のテーブルからなり、かつ、状態数変化手段及び選定
    手段は各ノードに対する共通の演算処理部からなること
    を特徴とする請求項９ないし請求項１６のいずれかに記
    載のネットワークの経路設定装置。
19. 【請求項１９】 ネットワークの複数個のノードとノー
    ド間のリンクに関し、ノードの隣接関係とリンクの属性
    を用いて、発信ノードと着信ノードのノード間の経路を
    設定する方法であって、以下のステップを含む、ネット
    ワークの経路設定方法 複数個のノードに対し、ノードの隣接関係とノード間の
    リンクの属性を予め記憶する記憶ステップ； 始点ノードである発信ノード及び終点ノードである着信
    ノードを指定するノード指定ステップ；上記発信ノード及び上記着信ノードのいずれか一方のノ
    ードに対し、二値からなる状態数のうちいずれか一方の
    値の状態数を設定し、その他の各ノードに対して、他方
    の値の状態数を設定する初期化ステップ； 上記一方のノードに設定された一方の値の状態数と、上
    記その他の各ノードに設定された他方の値の状態数とを
    変化させずに経時的に推移させて、状態数の経時的な推
    移を記録し、 上記一方のノードに隣接するノードから順に、上記その
    他の各ノードと各ノードに隣接するノードとの間のリン
    クの属性に基づいて、上記その他の各ノードに隣接する
    ノードに対する状態数の記録の中からリンクの属性に対
    応する一つの状態数の記録を参照し、参照した状態数の
    値が上記一方の値である場合に、上記その他の各ノード
    の状態数を上記他方の値から上記一方の値に変化させ、 上記その他の各ノードに設定された状態数の値を上記他
    方の値から上記一方の値へ変化させる迄は上記他方の値
    にて状態数を経時的に推移させて記録し、状態数を上記
    他方の値から上記一方の値へ変化させた後は上記一方の
    値にて状態数を経時的に推移させて記録する状態数変化
    ステップ； 上記その他の各ノードに設定された状態数の上記一方の
    値への変化を検出し、変化を誘引した隣接ノードを検出
    する検出ステップ； 上記検出ステップにおける検出結果に基づき、上記変化
    を誘引した隣接ノードを経路を設定するノードとして、
    逐次、着信ノード及び発信ノードのうち一方のノード側
    から他方のノード側に向かって選定する選定ステップ。
20. 【請求項２０】 上記選定ステップは、以下の第１の選
    定ステップと第２の選定ステップとから構成されること
    を特徴とする請求項１９に記載のネットワークの経路設
    定方法着信 ノード及び発信ノードのうち一方のノードについ
    て、隣接するノードの状態数の上記一方の値への変化に
    基づき、上記隣接するノードの中から、上記一方のノー
    ドとの接続を設定する設定ノードを選定する第１の選定
    ステップ； 設定ノードとして選定されたノードについて、上記検出
    ステップに基づき、隣接するノードの中から自ノードと
    の接続を設定するノードを選定することを、着信ノード
    及び発信ノードのうち他方のノードが選定される迄、逐
    次遂行する第２の選定ステップ。
21. 【請求項２１】 上記状態数変化ステップは、以下の状
    態数算出ステップから構成されることを特徴とする請求
    項１９または請求項２０のいずれかに記載のネットワー
    クの経路設定方法 隣接ノードに対するリンク属性に基づく時間前の状態数
    の値に基づき、状態数を算出する状態数算出ステップ。
22. 【請求項２２】 更に、予め記憶ステップで記憶された
    リンクの属性をリンクの他の属性及びリンク端のノード
    の属性に基づき修正し、修正リンク属性関係を作成する
    修正リンク属性作成ステップを含み、 かつ、状態数変化ステップ及び選定ステップで用いられ
    るリンク属性は、上記修正リンク属性に基づくリンク属
    性であることを特徴とする請求項１９ないし請求項２１
    のいずれかに記載のネットワークの経路設定方法。
23. 【請求項２３】 修正リンク属性作成ステップにおい
    て、予め記憶ステップで記憶されたリンクの属性をリン
    ク端のノードの属性に基づき修正することを特徴とする
    請求項２２に記載のネットワークの経路設定方法。
24. 【請求項２４】 修正リンク属性作成ステップにおい
    て、予め記憶ステップで記憶されたリンクの属性をノー
    ド間リンク容量と設定経路の要求容量に基づき修正する
    ことを特徴とする請求項２２に記載のネットワークの経
    路設定方法。
25. 【請求項２５】 更に、ネットワークをニューラルネッ
    トワークに、ネットワークの複数個のノードをニューラ
    ルネットワークの複数個のニューロンに、ノード間のリ
    ンクをニューロン間のシナプス結合に、リンク属性をシ
    ナプス結合荷重に対応付けるニューラルネットワーク対
    応付けステップを含み、 かつ、ニューロン及びシナプス結合の属性は、それぞれ
    ノード及びリンクの属性と等しいことを特徴とする請求
    項１９ないし請求項２４のいずれかに記載のネットワー
    クの経路設定方法。
26. 【請求項２６】 ネットワークの複数個のノードとノー
    ド間のリンクに関し、ノードの隣接関係とリンクの属性
    を用いて、発信ノードと着信ノードのノード間の経路を
    設定する装置であって、以下の手段を含む、ネットワー
    クの経路設定装置 複数個のノードに対し、ノードの隣接関係とノード間の
    リンクの属性を予め記憶する記憶手段； 始点ノードである発信ノード及び終点ノードである着信
    ノードを指定するノード指定手段；上記発信ノード及び上記着信ノードのいずれか一方のノ
    ードに対し、二値からなる状態数のうちいずれか一方の
    値の状態数を設定し、その他の各ノードに対して、他方
    の値の状態数を設定する初期化手段； 上記一方のノードに設定された一方の値の状態数と、上
    記その他の各ノードに設定された他方の値の状態数とを
    変化させずに経時的に推移させて、状態数の経時的な推
    移を記録し、 上記一方のノードに隣接するノードから順に、上記その
    他の各ノードと各ノードに隣接するノードとの間のリン
    クの属性に基づいて、上記その他の各ノードに隣接する
    ノードに対する状態数の記録の中からリンクの属性に対
    応する一つの状態数の記録を参照し、参照した状態数の
    値が上記一方の値である場合に、上記その他の各ノード
    の状態数を上記他方の値から上記一方の値に変化させ、 上記その他の各ノードに設定された状態数の値を上記他
    方の値から上記一方の値へ変化させる迄は上記他方の値
    にて状態数を経時的に推移させて記録し、状態数を上記
    他方の値から上記一方の値へ変化させた後は上記一方の
    値にて状態数を経時的に推移させて記録する状態数変化
    手段； 上記その他の各ノードに設定された状態数の上記一方の
    値への変化を検出し、変化を誘引した隣接ノードを検出
    する検出手段； 上記検出手段における検出結果に基づき、上記変化を誘
    引した隣接ノードを経路を設定するノードとして、逐
    次、着信ノード及び発信ノードのうち一方のノード側か
    ら他方のノード側に向かって選定する選定手段。
27. 【請求項２７】 上記選定手段は、以下の第１の選定手
    段と第２の選定手段とから構成されることを特徴とする
    請求項２６に記載のネットワークの経路設定装置着信 ノード及び発信ノードのうち一方のノードについ
    て、隣接するノードの状態数の上記一方の値への変化に
    基づき、上記隣接するノードの中から、上記一方のノー
    ドとの接続を設定する設定ノードを選定する第１の選定
    手段； 設定ノードとして選定されたノードについて、上記検出
    手段に基づき、隣接するノードの中から自ノードとの接
    続を設定するノードを選定することを、着信ノード及び
    発信ノードのうち他方のノードが選定される迄、逐次遂
    行する第２の選定手段。
28. 【請求項２８】 上記状態数変化手段は、以下の状態数
    算出手段から構成されることを特徴とする請求項２６ま
    たは請求項２７のいずれかに記載のネットワークの経路
    設定装置 隣接ノードに対するリンク属性に基づく時間前の状態数
    の値に基づき、状態数を算出する状態数算出手段。
29. 【請求項２９】 更に、予め記憶手段で記憶されたリン
    クの属性をリンクの他の属性及びリンク端のノードの属
    性に基づき修正し、修正リンク属性関係を作成する修正
    リンク属性作成手段を含み、 かつ、状態数変化手段及び選定手段で用いられるリンク
    属性は、上記修正リンク属性に基づくリンク属性である
    ことを特徴とする請求項２６ないし請求項２８のいずれ
    かに記載のネットワークの経路設定装置。
30. 【請求項３０】 修正リンク属性作成手段において、予
    め記憶手段で記憶されたリンクの属性をリンク端のノー
    ドの属性に基づき修正することを特徴とする請求項２９
    に記載のネットワークの経路設定装置。
31. 【請求項３１】 修正リンク属性作成手段において、予
    め記憶手段で記憶されたリンクの属性をノード間リンク
    容量と設定経路の要求容量に基づき修正することを特徴
    とする請求項２９に記載のネットワークの経路設定装
    置。
32. 【請求項３２】 更に、ネットワークをニューラルネッ
    トワークに、ネットワークの複数個のノードをニューラ
    ルネットワークの複数個のニューロンに、ノード間のリ
    ンクをニューロン間のシナプス結合に、リンク属性をシ
    ナプス結合荷重に対応付けるニューラルネットワーク対
    応付け手段を含み、 かつ、ニューロン及びシナプス結合の属性は、それぞれ
    ノード及びリンクの属性と等しいことを特徴とする請求
    項２６ないし請求項３１のいずれかに記載のネットワー
    クの経路設定装置。
33. 【請求項３３】 上記記憶手段、状態数変化手段、選定
    手段は各ノードに対し個別に設けられた演算ユニットか
    らなることを特徴とする請求項２６ないし請求項３２の
    いずれかに記載のネットワークの経路設定装置。
34. 【請求項３４】 上記記憶手段は、各ノードに対する共
    通のテーブルからなり、かつ、状態数変化手段及び選定
    手段は各ノードに対する共通の演算処理部からなること
    を特徴とする請求項２６ないし請求項３２のいずれかに
    記載のネットワークの経路設定装置。
35. 【請求項３５】 上記状態数変化手段と検出手段とをハ
    ードウエア論理回路で実現することを特徴とする請求項
    ２６ないし請求項３４のいずれかに記載のネットワーク
    の経路設定装置。
36. 【請求項３６】 上記状態数変化手段と検出手段は、記
    憶手段に記憶された各ノード毎に異なるノードの隣接関
    係とノード間のリンク属性の利用を複数の同一のハード
    ウエア回路で実現することを特徴とする請求項３５に記
    載のネットワークの経路設定装置。
37. 【請求項３７】 更に、以下のステップを含むことを特
    徴とする請求項１９に記載のネットワークの経路設定方
    法 ネットワークに設定する呼を広帯域呼と狭帯域呼とに分
    類する分類ステップ； 上記分類ステップにより狭帯域呼に分類された呼に対し
    て、ネットワークに関する過去の蓄積データに基づい
    て、発信ノードと着信ノード間の複数の経路候補を経路
    候補群としてあらかじめ作成する経路候補群作成ステッ
    プ； 経路設定要求時に、上記経路候補群作成ステップにより
    作成された上記経路候補群から経路を選択する経路選択
    ステップ。
38. 【請求項３８】 更に、以下の手段を含むことを特徴と
    する請求項２６に記載のネットワークの経路設定装置 ネットワークに設定する呼を広帯域呼と狭帯域呼とに分
    類する分類手段； 上記分類手段により狭帯域呼に分類された呼に対して、
    ネットワークに関する過去の蓄積データに基づいて、発
    信ノードと着信ノード間の複数の経路候補を経路候補群
    としてあらかじめ作成する経路候補群作成手段； 経路設定要求時に、上記経路候補群作成手段により作成
    された上記経路候補群から経路を選択する経路選択手
    段。