JPH02215247A

JPH02215247A - 通信経路選択方式

Info

Publication number: JPH02215247A
Application number: JP1034899A
Authority: JP
Inventors: Yoji Tsuboi; 坪井　洋治; Hiroyuki Tsunekiyo; 常清　裕之
Original assignee: Fujitsu Ltd
Current assignee: Fujitsu Ltd
Priority date: 1989-02-16
Filing date: 1989-02-16
Publication date: 1990-08-28

Abstract

(57)【要約】本公報は電子出願前の出願データであるた
め要約のデータは記録されません。

Description

【発明の詳細な説明】〔概　　　要〕ＡＴＭ交換方式等において網内で発側交換ノードから着
側交換ノードまでの経路を選択し、その経路に対応する
呼設定を行うための通信経路選択方式に関し、通信中におけるブロック率が最小になるようなユーザ間
情報の最適経路を選択して網内のトラヒックの均等化を
図ると共に、呼設定時のオーバヘッド（遅延）を最小に
する最適な呼設定手順を実現することを目的とし、複数の交換ノードからなる通信網において、該通信網内
の経路情報を統合管理する経路選択ノードを有し、発加
入者から発呼信号を受信した発交換ノードは、前記経路
選択ノードに対して前記発交換ノードの識別情報と着加
入者の識別情報及び要求情報量を含む経路問合せメツセ
ージを送信し該経路問合せメツセージに応答して前記経
路選択ノードで選択された前記発交換ノードと前記着加
入者を収容する着交換ノードを結ぶ最適経路で前記発加
入者と前記着加入者との間の呼設定を行うように構成す
る。

〔産業上の利用分野〕

本発明は、ＡＴＭ交換方式等において網内で発側交換ノ
ードから着側交換ノードまでの経路を選択し、その経路
に対応する呼設定を行うための通信経路選択方式に関す
る。

〔従来の技術〕

ｌ５ＤＮ（サービース総合ディジタルＭ４）サービスの
本格的な実用化時期を迎え、更に大量の情報を扱うため
の次世代ｌ５ＤＮすなわち広帯域ｌ５ＤＮの研究も盛ん
になりつつある。なかでも、Ａ　Ｔ　Ｍ　（ａｓｙｎｃ
ｈｒｏｎｏｕｓ　ｔｒａｎｓｆｅｒ　ｍｏｄｅ；非同期
転送モード）方式は広帯域ｌ５ＤＮのデータ転送方式と
して最も有望視されているものである。

ＡＴＭは、従来のパケット交換方式と回線交換方式の長
所を結合した方式であり、任意の通信帯域（通信速度及
び通信時間）でデータ転送が可能であるというパケット
交換方式の利点と、タイムスロット単位の高速な繰り返
し動作により端末間でリアルタイムのデータ転送が可能
であるという回線交換方式の利点を併せ持っている。

具体的には、ＡＴＭでは回線をタイムスロット多重で使
用し、かつ、ユーザは回線上の空いているタイムスロッ
トにセルと呼ばれる固定長（数十バイト）のパケットを
乗せて転送する。従って、単位時間あたりに転送するセ
ルの数を増減させることにより、ユーザは通信速度を任
意に変更できる。そして、セルには、宛先端末と論理的
に結合するための論理チャネル番号、誤り訂正コード等
を格納したヘッダを付加する。交換機側では、タイムス
ロット単位で次々に入力するセルを、各セルのヘッダ内
の論理チャネル番号に基づき、ハードウェアの時分割ス
イッチによりセル単位（タイムスロット単位）で並列に
高速交換する。これと共に、誤り制御・再送制御及びフ
ロー制御等のプロトコル制御はユーザ端末に任せ、また
、伝送路として光ネットワークを用いる。これらの技術
により、数ビット／秒〜数百Ｍ（メガ）ビット／秒にわ
たる範囲の種々のデータを、非常に効率良く、かつ、リ
アルタイムで伝送することが可能となる。

しかし、ＡＴＭでは、通信帯域の自由度が大きいという
特徴を生かすために、呼設定要求に対して網内のリソー
スをどのように対応付けるかという問題が生じる。

従来の時分割多重（ＴＤＭ）に基づ（回線交換方式では
、呼設定時に網内リソース不足、すなわち網内において
発加入者から着加入者に対して通話を行うための経路が
他の呼に占有される等して不足しているため、呼設定要
求に対して通信が拒否される（以下、ブロックと呼ぶ）
事態が発生し得るが、−度呼設定が完了し回線が設定さ
れれば、通信中に呼（通信）のブロックは生じ得ない。

これに対して、ＡＴＭでは、呼設定時において網内リソ
ースが不足の場合には呼設定要求が同様に拒否されるが
、更に通信中でも呼（通信）のブロックを生じる可能性
がある。これは、ＡＴＭが可変帯域性を有する統計多重
型通信方式であり、呼設定時にはユーザは、例えば平均
的な伝送速度の申請をする程度であるため、設定された
回線を経由して通信する加入者からの通信情報の帯域の
合計が、バースト（データが集中して大量に転送される
こと）等により、−時的に設定された回線の帯域容量を
オーバーする場合があるためである。このような不都合
に対して、ＡＴＭ交換機側では、交換処理の高速性を要
求され、できる限り簡易なプロトコル構成を採らざるを
得ないため、プロンク発生時のセルは廃棄することにな
ってしまい、ユーザ情報が失われてしまう。

〔発明が解決しようとする課題〕

従って、ＡＴＭ方式等の統計多重型通信方式を実現する
にあたっては、網の経路選択（ルーチング、以下同じ）
時に、単なる回線の空き／塞がりだけでなく、通信中に
おけるブロック率が最小になるようなルーチング方式が
必要となる。

更に、各ルーチングに対する最適な呼設定手順、すなわ
ち選択された経路上の各交換ノード（発側交換機−中継
交換機−着側交換機）間で最適に呼を設定するための手
順を提供する必要がある。

本発明は、通信中におけるブロック率が最小になるよう
なユーザ間情報の最適経路を選択して網内のトラヒック
の均等化を図ると共に、呼設定時のオーバヘッド（遅延
）を最小にする最適な呼設定手順を実現することを目的
とする。

〔課題を解決するための手段〕

第１図は、本発明のブロック図である。本発明は、複数
の交換ノード２＋　、２ｚ、２３、・・・２７からなる
通信網１を前提とする。同線１は、例えばＡ　Ｔ　Ｍ　
（ａｓｙｎｃｈｒｏｎｏｕｓ　ｔｒａｎｓｆｅｒ　ｍｏ
ｄｅ；非同期転送モード）方式による広帯域ｌ５ＤＮで
ある。

本発明はまず、通信網１内の経路情報を統合管理する経
路選択ノード５を有する。同手段は、例えば共通線信号
網を介して通信ＷＩｌ内の各交換ノード２＋　、２２．
２３、・・・、２ｎと結ばれ、これら各ノードと相互に
制御信号の授受を行いながら、各交換ノード間の経路情
報を集中的に管理する。

そして、本発明では、発加入者３から発呼信号を受信し
た発交換ノード２１が、前記経路選択ノード５に対して
前記発交換ノード２Ｉの識別情報と着加入者４の識別情
報及び要求情報量を含む経路問合せメツセージ６を送信
する。経路選択ノード５では、これに応答して発交換ノ
ード２．と着加入者４を収容する着交換ノード２ｎを結
ぶ最適経路を決定し、この最適経路に基づき発加入者３
と着加入者４との間の呼設定を行う。

上記制御動作を実現するために、具体的には例えば次の
ような動作を行う。まず、経路選択ノード５は、経路問
合せメツセージ６に応答して選択した最適経路に対応し
て、着交換ノード２１の識別情報及び該ノードと発交換
ノード２Ｉとの間に存在する各交換ノードの識別情報か
らなる経路情報を、経路問合せメツセージ６に含まれる
発交換ノード２Ｉの識別情報に基づいて発交換ノード２
１に返送する。発交換ノード２Ｉでは、受信した経路情
報に基づいて次に接続されるべき交換ノードを判別して
該ノードへの回線を選択し、該ノードへ経路情報を含む
呼設定信号を送信する。更に、該経路情報を含む呼設定
信号を受信した次の交換ノードでは、上記と同様に、受
信した経路情報に基づいて次に接続されるべき交換ノー
ドを判別して該ノードへの回線を選択し該ノードへ前記
経路情報を含む呼設定信号を送信する。以下、各交換ノ
ードで上記動作を繰り返すことにより、着交換ノード２
ｎまで最適経路に対応する各回線を設定すると共に、発
加入者３と着加入者４の間の呼設定を行う。

また、経路選択ノード５は、最適経路を決定するために
、例えば発交換ノード２皿から送信された経路問合せメ
ツセージ６に基づいて、発交換ノード２１から着交換ノ
ード２ｎまでの経路候補を少なくとも１つ抽出する経路
候補抽出手段と、該各経路候補の使用率が最小の経路候
補を最適経路として選択する最適経路選択手段とを有す
る。

最適経路選択手段は、例えば通信Ｍ４１内の各交換ノー
ド間の各リンク２＋　　　２２．２１　　２３、・・・
等に対応する各回線の現使用量を認識記憶する現使用量
認識記憶手段と、該各回線の最大容量を記憶する最大容
量記憶手段と、前記各経路候補内の各交換ノード間の各
リンクに対応する各回線の各使用率を、前記各回線の現
使用量に経路問合せメツセージ６に付加された前記要求
情報量を加算し、該加算値を対応する前記各回線の最大
容量で除算して得られる割合として演算するリンク対応
使用率演算手段と、前記各経路候補の使用率を、前記リ
ンク対応使用率演算手段により求まる前記各経路内の前
記各交換ノード間の各リンクに対応する各回線の前記各
使用率のうち最大のものとして演算する経路対応使用率
演算手段とから構成される。

なお、最適経路選択手段において、前記使用率が最小の
経路が複数ある場合には、例えば予め定められた優先度
に基づき前記最適経路を決定するようにする。

〔作　　　用〕

経路選択ノード５は、各交換ノード間の経路選択に関す
る情報を統合管理し、通信中におけるブロック率が最小
になるような発交換ノード２１と着交換ノード２ｎ間の
最適経路を選択し、通信網１では、上記最適経路に基づ
き、発加入者３と着加入者４との間で呼設定が行われる
。これにより、網内のトラヒックの均等化を図ることが
できる。

また、呼設定手順として、まず、経路選択ノード５が発
交換ノード２．に経路情報を返送し、以“Ｆ全交換ノー
ド２Ｉから着交換ノード２ｎまで、経路情報と呼設定信
号を順次転送しながら、各々の交換ノードにおいて、受
信した経路情報に基づいて次に接続されるべき交換ノー
ドを判別して該ノードへの回線を選択し該ノードへ前記
経路情報を含む呼設定信号を送信してゆく。これにより
、着交換ノード２ｎまでの最適経路に対応する各回線が
順次設定され、呼設定時のオーバヘッド（遅延）が最小
になるようにして発加入者３と着加入者４の間の呼設定
がなされる。

［実　　施　　例〕以下、図面を参照しながら本発明の詳細な説明する。

第２図は、本実施例における通信網の全体構成図である
。同図のように、通信網は、情報伝達網７と共通線信号
網１０とから構成される。ここで、通信網の具体例とし
ては、Ａ　Ｔ　Ｍ　（ａｓｙｎｃｈｒｏｎｏｕｓｔｒａ
ｎｓｆｅｒ　ｍｏｄｅ；非同期転送モード）方式による
広帯域ｌ５ＤＮがある。

第２図において、情報伝達網７は、複数の交換ノードＢ
、　ｂ、ｃ、ｄから構成される。これら各交換ノードは
、複数の入回線と複数の出回線との間で通信情報を任意
に交換して接続する交換機である。なお、以下の説明で
は便宜的上、上記の４つの交換ノードのみからなる情報
伝達網７について説明するが、実際には勿論更に多くの
交換ノードで構成されるようにしてもよい。

上記情報伝達網７において、例えば交換ノードａに収容
される発加入者（発ユーザ）８と、例えば交換ノードｄ
に収容される着加入者（着ユーザ）９は、交換ノードａ
と交換ノードｄを結ぶ複数の中継交換ノードｂ、ｃ等、
を介して接続される複数の通信経路のうちの１つを介し
て通信を行う。

一方、各交換ノードａ　−ｄ間で授受される制御情報は
、情報伝達ｙ４７とは別の共通線信号ｍｉ。

を介して伝達される。共通線信号網１０は、複数の共通
線中継ノード１１１〜１１．で構成される。

また、各交換ノードａ　−ｄには、上記共通線信号１１
０を介して、経路選択ノード（ＤＢノード）１２が接続
される。同ノードは、情報伝達網７内の各交換ノード間
の経路情報を集中的に管理するノードである。

第３図に、第２図の交換ノードａの構成を示す。

交換ノードａには複数の加入者１３＋’＝１３１゜（第
２図の発加入者８もその１つ）が収容され、各加入者か
らの発呼信号は、該各加入者を収容する回線対応に設け
られた加入者線信号装置（ＳＳＥ）１４１〜１４．で受
信された後、中央処理装置（ＣＰＵ）１５に取り込まれ
る。

ＣＰＵ１５では、上記各発呼信号に基づいて所定の交換
処理を行い、通話路スイッチ（ＳＷ）１６の接続状態を
制御する。この場合、各処理データは、メモリ装置（Ｍ
ＥＭ）１７上の所定の領域に対して随時書き込み又は読
み出しの動作が行われながら処理される。

５Ｗ１６の出力は、ノード間回線ａ−ｂ、ａ−Ｃ等とし
て、第２図の各交換ノードｂ、ｃ等と接続される。

また、ＣＰＵ１５には、共通線信号装置（Ｃ３Ｅ）１８
を介して第２図の共通線信号網１０からの共通線が接続
される。

次に、第２図の交換ノードｄの構成も交換ノードａと同
様の構成を有する。

一方、交換ノードｂ、ｃは、第２図の実施例の場合、加
入者を収容しない中継専用の交換ノードであり、この構
成は第３図の破線１９の部分を除いた構成と同じである
。この場合、５Ｗ１６の入力側には、交換ノードａ等か
らのノード間回線ａ−ｂ、ａ−ｃ等が入力する。なお、
交換ノードｂ及びＣは、交換ノードａ及びｄ等と同様の
加入者を収容するノードとなる場合もある。

第４図は、第２図の経路選択ノード１２の構成図である
。

ノード全体の動作は、ＣＰＵ２０によって管理され、Ｃ
ＰＵ２０にはバス２１を介してＣ３Ｅ２２、ＭＥＭ２３
及びデータベース記憶装ｆ　（ＤＢ）２４が接続される
。

Ｃ３Ｅ２２には、第２図の共通線信号′ｌＡ１０からの
共通線が接続される。

ＤＢ２４は、後述するように第２図の各交換ノードａ、
ｂ、ｃ、ｄ間の各経路情報を記憶する記憶装置であり、
例えばディスク記憶装置によって構成される。

上記第２図〜第４図の構成の実施例の動作を以下に説明
する。

本実施例では、具体例として第２図の交換ノードａに収
容されている発加入者８から交換ノードｄに収容されて
いる着加入者９に対する接続要求が発生した場合につい
て説明する。そして、本実施例の動作は、大きく分けて
第２．４図の経路選択ノード１２における経路選択処理
と、選択された最適経路に対応する各交換ノード間の呼
設定処理からなる。以下の説明では、まず、全体的な動
作として、各交換ノード間の呼設定処理及び当該呼の切
断処理について説明し、そのあとで、経路選択ノード１
２における経路選択処理及び−上記切断処理に伴う解放
処理について説明する。

まず、呼設定処理につき、第５図の動作説明図及び第６
図の動作タイミングチャートを用いて説明する。

始めに、発加入者８が着加入者９と通信を行いたい場合
、発加入者８は、第５図又は第６図の■のように発呼信
号に層番号（例えば、ｒ０４５−２０１−９２２２Ｊ　
）及び要求速度（例えば６　Ｍｂ／ｓ　　（メガビット
／秒））情報を付加して、発加入者８を収容する交換ノ
ードａ（以下、発交換ノードａと呼ぶ）に送信する。こ
こで、要求速度情報とは、着加入者９との間で大体どの
位の転送速度で通信を行いたいかを申請するための情報
である。

発交換ノードａでは、第３図のＣＰＵ１５が上記信号を
５ＳＥ１４を介して受信した後、着加入者９が収容され
ている交換ノードｄ（以下、着交換ノードｄと呼ぶ）ま
での最適経路を求めるため、第５図■のように、第３図
のＣ３Ｅ１８から共通線信号網１０を介して、経路選択
ノード１２に対して経路問合せメツセージを送信する。

この際、該メツセージには第６図■のように、要求速度
情報「６Ｍｂ／ｓ」、層番号ｒ０４５−２０１−９２２
２Ｊ　、発交換ノードａの識別番号「発ＰＣ＝ａ」及び
経路問合せを示す識別信号を付加する。

経路選択ノード１２では、上記信号を第４図のＣ３Ｅ２
２を介してＣＰＵ２０が受信した後、上記経路問合せメ
ツセージに含まれる要求速度情報ｒ６　Ｍｂ／ｓ　Ｊ　
、層番号ｒ０４５−２０１−９２２２Ｊ　、発交換ノー
ドａの識別番号「発ＰＣ＝ａ」より、後に詳述する処理
により最適経路を選択し、第５図■のように、第４図の
Ｃ３Ｅ２２から共通線信号ｍｌＯを介して発交換ノード
ａに、経路問合せ応答メツセージを返送する。同メツセ
ージには、第６図■に示すように経路問合せ応答を示す
識別信号に、経路情報が付加されている。

発交換ノードａでは、第３図のＣＰＵ１５が上記経路問
合せ応答メツセージをＣ３Ｅ１８を介して受信すると、
まず、同メツセージに含まれる経路情報の先頭の情報「
中継ＰＣ＝ｐ、に基づき、自ノードａから中継ノードｐ
へ向かうノード間回線群の中から１本を捕捉した後、５
Ｗ１６（第３図参照）を制御して発加入者８（第２図参
照）と捕捉した回線を接続する。なお、第２図の例では
中継用の交換ノードはｂ及びＣの２つのみ示しであるが
、第５図及び第６図では、説明の便宜上、発交換ノード
ａと着交換ノードｄの間に、２つ以上の中継交換ノード
ｐ、ｑ、ｒ、・・・が存在するとして説明している。

次に、発交換ノードａのＣＰＵ１５（第３図）は、経路
情報のうち自分が使用した情報「中継ＰＣ””ＰＪを削
除したものを新たな経路情報とし、該経路情報をアドレ
ス信号及び層番号ｒ０４５−２０１９２２２　Ｊに付加
して、第６図■のように中継交換ノードｐに送信する。

具体的には第５図■のように、第３図のＣ３Ｅ１Ｂから
共通線信号網１０を介して中継交換ノードｐへ送信され
る。

また、上記処理の後、発交換ノードａから発加入者８へ
第６図■のように発呼受付がなされる。

具体的には、第３図のＣＰＵ１５が５ＳＥ１４を介して
行う。

中継交換ノードＰでは、同ノード内のＣＰＵが上記アド
レス信号等をＣ３Ｅ　（第３図参照）を介して受信する
と、まず、同応答に含まれる経路情報の先頭の情報「中
継ＰＣ＝ｑＪに基づき、自ノードｐから中継交換ノード
ｑへ向かうノード間回線群の中から１本を捕捉した後、
ＳＷ（第３図参照）を制御して入側回線と捕捉した回線
を接続する。

次に、経路情報のうち自分が使用した情報「中継ＰＣ＝
ｑＪを削除したものを新たな経路情報とし、該経路情報
をアドレス信号等（層番号を含む、以下同じ）に付加し
て、第６図■のように中継交換ノードｑに送信する。具
体的には第５図■のように、中継ノードル内のＣ３Ｅ　
（第３図参照）から共通線信号Ｗ１１０を介して中継交
換ノードｑへ送信される。

以下、各経路情報で示される各中継交換ノードで同様の
処理を順次実行し、着交換ノードｄまでの呼設定処理を
行う。従って、１つ先の中継交換ノードに進む毎に、ア
ドレス信号等に付加される経路情報は１つずつ減ってゆ
き、着交換ノードｄがアドレス信号等を受信するときに
は、経路情報はなくなっている。これにより、効率的な
呼設定処理が可能となっている。

以上のようにして、アドレス信号等が着交換ノードｄに
到着した後は、通常の呼処理手順と同様の手順が実行さ
れる。

すなわち、まず、アドレス信号と共に受信した層番号に
基づいて着加入者９への回線が捕捉され、着加入者９へ
の着呼が第５図又は第６図■のように行われる。

その後、着交換ノードｄから各中継交換ノードを介して
発交換ノードａまで、アドレス完了信号ＡＣＭが第６図
■のように返送される。

続いて、着加入者９から着交換ノードｄに第６図■のよ
うに応答がなされると、着交換ノードｄから各中継交換
ノードを介して発交換ノードａまで、応答信号ＡＮＭが
第６図［相］のように返送される。これにより、発交換
ノードａから発加入者８に第６図■のように応答がなさ
れる。

以上の呼処理手順により、発加入者８と着加入者９の間
で通信が可能となり、第６図＠のように通信が行われる
。

次に、通信中の加入者が呼の切断を行う場合の処理につ
いて、発加入者８が切断要求を行った場合を例として説
明する。

まず、発加入者８が第５図又は第６図＠のように切断要
求を行うと、発交換ノードａでは、第３図のＣＰＵ１５
が上記信号を５ＳＥ１４を介して受信した後、発交換ノ
ードａの識別番号１発ｐｃ＝ａ」、要求速度情報’６　
Ｍｂ／ｓ　Ｊ並びに発呼時の経路問合せ応答メツセージ
として受信した経路情報を解放通知を示す識別信号に付
加して、第６図０のように解放通知メツセージとして経
路選択ノード１２に送信する。具体的には、第３図のＣ
ＰＵ１５がＣ３Ｅ１８から共通線信号ｗ１１０を介して
送信する。

経路選択ノード１２では、上記信号を第４図のＣ３Ｅ２
２を介してＣＰＵ２０が受信した後、後に詳述する解放
処理を行った後、第６図■に示す解放完了メツセージを
、第５図＠のように、第４図のＣ３Ｅ２２から共通線信
号網１ｏを介して発交換ノードａに返送する。

これにより、発交換ノーｔ’ａから発加入者８に対して
第６図■に示す解放完了がなされ、続いて、発交換ノー
ドａから各中継交換ノードを介して着交換ノードｄまで
、第６図＠に示す切断信号が順次転送される。これによ
り、着交換ノードｄがら着加入者９に対して第６図■の
ように切断がなされる。

更に、着加入者９から着交換ノードｄに対して第６図■
に示す解放完了がなされると、着交換ノードｄから各中
継交換ノードを介して発交換ノードａまで、第６図［相
］に示す解放完了信号が順次転送されて、切断処理を終
了する。

次に、経路選択ノード１２が第２図の共通線信号ｙ４１
０を介して発交換ノードａから前記経路問合せメツセー
ジを受信した場合の経路選択処理につき、第７図の動作
フローチャート及び第８図〜第１０図の各データの構成
図に基づいて説明する。

第７図の動作フローチャートは、経路選択ノード１２内
の第４図のＣＰＵ２０が、特には図示しない経路選択処
理プログラムを動作させることにより実行される。なお
、以下の説明では、第２図の交換ノードａ、ｂ、ｃ及び
ｄからなる情報伝達網７を例に説明する。

まず、経路選択ノード１２が発交換ノードａがら経路問
合せメツセージとして、経路問合せを示す識別信号と共
°に、要求速度情報ｒ　６　Ｍｂ／ｓ　Ｊ、層番号ｒ　
０４５−２０１−９２２２　Ｊと発交換ノードａの識別
番号「発ＰＣ＝ａ」を受信する（第７図３１）。

これにより、第４図のＣＰＵ２０は、層番号ＤＮより、
第２図の着加入者９が接続されている着交換ノード番号
「着ＰＣＪを以下のようにして求める（第７図３２）。

まず、第４図のＣＰＵ２０内の第８図に示す入力レジス
タ２５に、層番号ＤＮ＝０４５−２０１−９２２２がセ
ットされる。一方、第４図のＤＢ２４内には、層番号（
ＤＮ）／着交換ノード（ＰＣ）変換用の１次〜６次の６
つのテーブルが記憶されている。そして、入力レジスタ
２５にセットされた層番号ＤＮのうち、始めの「０」を
除いた上位６桁を索引キー情報２６として、■−■−■
−■−■−■の順で、１次テーブル〜６次テーブルまで
を索引する。なお、最初「Ｏ」は市外局番識別用の数字
であり着ＰＣを求める処理では不要である。また、下３
桁「２２２」は、着交換ノード内の着加入者の回線番号
であるため、これも不要である。

具体的処理としては、まず、入力レジスタ２５上の■の
位置の着番号ｒ４Ｊに対応する１次テーブル２７Ｉ上の
アドレスを索引する。ここには、着番号「４」に対応す
る２次テーブル２７□のアドレスが格納されており、こ
れにより対応する２次テーブル２７□が参照される。

２次テーブル２７２では、入力レジスタ２５上の■の位
置の着番号「５」に対応する２次テーブル２Ｔｚ上のア
ドレスを索引する。ここには、着番号「５」に対応する
３次テーブル２７３のアドレスが格納されており、これ
により対応する３次テーブル２７３が参照される。

以下、同様にして■〜■の各着番号ｒ２．ｒＱＪ「１」
により、３次テーブル２７３〜５次テーブル２７．まで
が参照される。

ここで、最後の６次テーブルの各アドレスには着交換ノ
ード番号が記憶されている。従って、第８図の６次テー
ブル２７６においては、入力レジスタ２５上の着番号「
９」に対応する６次テーブル２７６上のアドレスが索引
され、これにより着交換ノード番号「着ＰＣ，が最終的
に求まる。第２図の例では、着ＰＣ＝ｄが求まる。

次に第４図のＣＰＵ２０は、発交換ノードａがら経路問
合せメツセージとして受信した全交換ノード番号「発Ｐ
Ｃ，と、第７図８２の処理で求まった着交換ノード番号
ｒ着ＰＣ，から、発交換ノードから着交換ノードまでの
経路の候補である経路情報を以下のようにして求める（
第７図３３）。

第４図のＤＢ２４内には、経路情報データとして、第９
図に示される１次〜３次の３つのテーブルが記憶されて
いる。

そして始めに、全交換ノード番号「発ＰＣ，に対応する
１次テーブル２８．上のアドレスを索引する。ここには
、発交換ノード番号ｒ発ＰＣ，に対応する２次テーブル
２８２のアドレスが格納されており、これにより対応す
る２次テーブル２８□が参照される。

２次テーブル２８２においては、着交換ノード番号「着
ＰＣ」に対応する２次テーブル２８２上のアドレスを索
引する。ここには、全交換ノード番号「発ＰＣ，と着交
換ノード番号ｒ着ＰＣ，の組合わせに対応する３次テー
ブル２８３のアドレスが格納されており、これにより対
応する３次テーブル２８３が参照される。

ここで、最後の３次テーブルには発交換ノード番号ｒ発
ＰＣ，と着交換ノード番号「着ＰＣＪの組合わせに対応
する経路の候補が経路情報として記憶されている。これ
により第２図の例の場合、全交換ノード番号「発ＰＣ＝
ａ４と着交換ノード番号「着ＰＣ＝ｄＪに対応する経路
の候補として、第７図Ａに示すように■ａ−ｄ、■ａ−
ｂ−ｄ、■ａ−ｃ−ｄが求まる。

続いて第４図のＣＰＵ２０は、上記第７図３３の処理で
求まった経路候補■、■、■の各ノード間リンクの回線
の現使用量を以下のようにして求め、前記発交換ノード
ａから経路問合せメツセージとして受信した要求速度情
報を加算する（第７図３４）。

今、第４図のＤＢ２４内には、ノード間リンクの管理デ
ータの一部のノード間リンクの現使用量データとして、
第１０図（ｂ）に示される１次及び２次の２つのテーブ
ルが記憶されている。

そして始めに、現在着目しているリンクの出力側交換ノ
ード番号「出ＰＣＪに対応する１次テーブル３０１上の
アドレスを索引する。ここには出力側交換ノード番号「
出ＰＣＪに対応する２次テーブル３０２のアドレスが格
納されており、これにより対応する２次テーブル３０２
が参照される。

２次テーブルには出力側交換ノード番号「出ＰＣ」と入
力側交換ノード番号「入ＰＣ」の組合わせで定まるリン
クに対応する回線の使用容量（現在使用中の回線速度の
総計）が記憶されている。

従って、現在着目しているリンクの入力側交換ノード番
号「入ＰＣＪに対応する２次テーブル３０２上のアドレ
スを索引することにより、着目しているリンクに対応す
る回線の使用容量が求まる。

具体的には、前記第７図Ｓ３の処理で求まった経路候補
のうち、経路候補■ａ−ｄのリンクａ　−ｄ１■ａ−ｂ
−ｄのリンクａ−ｂとｂ−ｄ、並びに■ａｑｄのリンク
ａ−ｃとｃ−ｄの各々について、第１０図ら）のテーブ
ルを用いて上記処理によって現使用量を求める。この結
果、第７図已に示すように、リンクａ−ｄは４５　Ｍｂ
／ｓ　、リンクａ−ｂは２０　Ｍｂ／ｓ　、リンクｂ−
ｄ、　　ａ−ｃ、　　ｃ　−ｄは共に６０　Ｍｂ／ｓと
いうように求まる。

以上のようにして求まった各リンクの現使用量に前記発
交換ノードａから経路問合せメツセージとして受信した
要求速度６　Ｍｂ／ｓを加算する。これにより、上記各
リンクａ−ｄ、　ａ−ｂ、　ｂ−ｄ、ａ−ｃ及びｃ−ｄ
の加算結果は、第７図已に示すように各々、５１　Ｍｂ
／ｓ　、２６間ｂりｓ　、　６６　Ｍｂ／ｓ　、６６Ｍ
ｂ／ｓ、６６　Ｍｂ／ｓとなる。

次に第４図のＣＰＵ２０は、前記第７図３３の処理で求
まった経路候補■、■、■の各ノード間リンクの回線の
最大容量を以下のようにして求め、各最大容量で前記第
７図８４で求まった各加算結果を割った百分率として、
各リンクの使用率（％）を算出する（第７図３５）。

今、第４図のＤＢ２４内には、ノード間リンクの管理デ
ータの一部のノード間リンクの最大容量データとして、
第１０図（ａ）に示される１次及び２次の２つのテーブ
ルが記憶されている。

そして始めに、現在着目しているリンクの出力側交換ノ
ード番号「出ＰＣＪに対応する１次テーブル２９＋上の
アドレスを索引する。ここには出力側交換ノード番号「
出ＰＣＪに対応する２次テーブル２９２のアドレスが格
納されており、これにより対応する２次テーブル２９□
が参照される。

２次テーブルには出力側交換ノード番号「出ＰＣ」と入
力側交換ノード番号「入ＰＣＪの組合わせで定まるリン
クに対応する回線の最大容量（使用可能な速度の最大値
）が記憶されている。従って、現在着目しているリンク
の入力端交換ノード番号「入ＰＣ」に対応する２次テー
ブル２９ｚ上のアドレスを索引する巳とにより、着目し
ているリンクに対応する回線の最大容量が求まる。

具体的には、前記第７図Ｓ４と同様の各リンクａ−ｄ、
　ａ−ｂ、　ｂ−ｄ、　ａ−ｃ及びｃ−ｄの各々につい
て、第１０図（ａ）のテーブルを用いて上記処理によっ
て最大容量を求める。この結果、第７図Ｃに示すように
、リンクａ−ｄは５０　Ｍｂ／ｓ　、リンクａ−ｂ、ｂ
−ｄは共に１００　Ｍｂ／ｓ　　、リンクａ−ｃ、ｃ−
ｄは共に２００　Ｍｂ／ｓというように求まる。

以上のようにして求まった各リンクの最大容量で、前記
第７図８４の処理で求まった各リンクの加算結果を割っ
た百分率として、各リンクの使用率（％）を算出する。

これにより、上記各リンクａ−ｄＳａ−ｂ、ｂ−ｄＳａ
−ｃ及びｃ−ｄの使用率は、第７図Ｃに示すように各々
１０２％、２６％、６６％、３３％、３３％となる。

上記処理の後、第４図のＣＰＵ２０は、上記第７図Ｓ５
の処理で求まった各経路候補■ａ−ｄ、■ａ−ｂ−ｄ及
び■ａ−ｃ−ｄにおいて、各経路内での各リンクの使用
率が最大のものを該経路の使用率とし、使用率の最も小
さい経路候補を最適経路として選択する（第７図３６）
。

具体的には、経路候補■ａ−ｄでは、リンクａ−ｄの使
用率１０２％が、第７図Ｄ■のように経路候補■ａ−ｄ
の使用率となる。経路候補■ａ−ｂ−ｄではリンクａ−
ｂ及びｂ−ｄのうち、リンクｂ−ｄの使用率が最大のた
め、その使用率６６％が第７図Ｄ■のように経路候補■
ａ−ｂ−ｄの使用率となる。また、経路候補■ａ−ｃ−
ｄではリンクａ−ｃ及びｃ−ｄの再使用率が同一のため
、その使用率３３％が第７図Ｄ■のように経路候補■ａ
−ｃ−ｄの使用率となる。従って、経路候補■〜■のう
ち使用率が最小の経路候補■ａ−ｃ−ｄが、第７図Ｄ■
のように最適経路として選択される。

上記処理に加えて、選択した経路■内の各リンクａ−ｃ
及びｃ−ｄに対し、要求速度６　Ｍｂ／ｓを第７図Ｅの
ように加算し、第１Ｏ図（ｂ）の２次テーブル３０２を
更新する（第７図３７）。

以上の処理の後、第４図のＣＰＵ２０は、選択された最
適経路ａ−ｃ−ｄに関する経路情報を付加した経路問合
せ応答メツセージを、既に説明した第５図■のようにＣ
３Ｅ２２から共通線信号網１０を介して発交換ノードａ
に返送する。

このようにして、第２図の経路選択ノード１２における
最適経路選択のための経路選択処理が実現される。

最後に、第２図の発加入者８が前記第５図又は第６図■
のように切断要求を行うことにより、発交換ノードａか
ら経路選択ノード１２に対して前記解放通知メツセージ
が送信された場合の経路選択ノード１２での解放処理に
ついて説明する。

既に説明したように、解放通知メツセージは、発交換ノ
ードａの識別番号「発ＰＣ＝ａ　Ｊ　、要求速度情報ｒ
　６　Ｍｂ／ｓ　Ｊ並びに発呼時の経路問合せ応答メツ
セージとして受信した経路情報を解放通知を示す識別信
号に付加したものである（第６図０参照）。これに対し
て、経路選択ノード１２のＣＰＵ２０　（第４図）は、
第１１図の解放処理の動作フローチャートを実行する。

まず、発交換ノードより解放通知メツセージを受信する
（第７図３９）。今、前記第７図〜第１０図の例に対応
して、最適経路の経路情報が第２図の経路ａ−ｃ−ｄで
あり、要求速度が６　Ｍｂ／ｓであったとする。なお、
発交換ノードはａである。

続いて、経路情報内の各リンクａ−ｃ及びｃ　−ｄに対
して、第４図のＤＢ２４内の第１０図（ｂ）の２次テー
ブル３０２を参照し、その現使用量から要求速度６　Ｍ
ｂ／ｓを減算して更新する（第７図８１０）。

上記処理の後、第５図■又は第６図■に既に示したよう
に、解放完了メツセージを第４図のＣ３Ｅ２２から共通
線信号網１０を介して発交換ノードａに返送する。

以上の処理により、経路選択ノード１２における解放処
理が実現される。

ここまでに示してきたように、本実施例では、第２図の
経路選択ノード１２が情報伝達１の経路情報を一括管理
しており、これにより通信中のブロック率が最小になる
ように網金体のトラヒノックの制御を行うことができる
。

また、最適経路が選択された場合の呼設定処理では、発
交換ノードａから着交換ノードｄまで、順次経路情報を
転送し、その場合、１つ先の交換ノードに進む毎に、ア
ドレス信号等に付加される経路情報が１つずつ減ってゆ
き、着交換ノードｄがアドレス信号等を受信するときに
は、経路情報はなくなっているため、効率的な呼設定処
理を行うことができる。

なお、経路選択ノード１２における前記第７図の経路選
択処理において、Ｓ６の使用率の最も小さい経路を最適
経路として選択する場合に、使用率が最小の経路が複数
ある場合には、予め定められた優先度に基づき前記最適
経路を決定するようにすれば合理的な経路選択を行うこ
とができる。

〔発明の効果〕

本発明によれば、経路選択ノードが各交換ノード間の経
路選択に関する情報を統合管理し、通信中におけるブロ
ック率が最小になるような発交換ノードと着交換ノード
間の最適経路を選択し、通信網では、上記最適経路に基
づき、発加入者と着加入者との間で呼設定を行えるため
、網内のトラヒックの均等化を図ることが可能となる。

また、呼設定手順として、まず、経路選択ノードが発交
換ノードに経路情報を返送し、以下全交換ノードから着
交換ノードまで、経路情報と呼設定信号を順次転送しな
がら、各々の交換ノードにおいて、受信した経路情報に
基づいて次に接続されるべき交換ノードを判別して該ノ
ードへの回線を選択し、次のノードへ経路情報を含む呼
設定信号を送信してゆくようにしたため、着交換ノード
までの最適経路に対応する各回線が順次設定され、呼設
定時のオーバヘッド（遅延）が最小になるようにして発
加入者と着加入者の間の呼設定を行うことが可能となる
。

【図面の簡単な説明】

第１図は、本発明のブロック図、第２図は、本実施例の網構成図、第３図は、交換ノードの構成図、第４図は、経路選択ラード（ＤＢノード）の構成図、第５図は、呼設定処理の動作説明図、第６図は、呼設定処理の動作タイミングチャート、第７図は、経路選択処理の動作フローチャート、第８図
は、着番号（ＤＮ）　／着交換ノード番号（ｐｃ）変換
データの構成図、第９図は、経路（ルート）情報データの構成図、第１０
図（ａ）、（ｂ）は、ノード間リンク管理データの構成
図、第１１図は、解放処理の動作フローチャートである。・・通信網、〜２１　・　・　・交換ノード、・・発加入者、・・着加入者、・・経路選択ノード、・・経路問合せメツセージ。１６次テーブル２７６１次テーブル２９１１次テーブル３０＋ ′−１間“７″Ｃぴ大容量７−′ ノード間！ ′−５間“Ｊ７’；び使用量データンク管理データの構成図第１０図解放処理の動作フローチャート第１１図

Claims

【特許請求の範囲】１）複数の交換ノード（２＿１〜２＿ｎ）からなる通信
網（１）において、該通信網（１）内の経路情報を統合管理する経路選択ノ
ード（５）を有し、発加入者（３）から発呼信号を受信した発交換ノード（
２＿１）は、前記経路選択ノード（５）に対して前記発
交換ノード（２＿１）の識別情報と着加入者（４）の識
別情報及び要求情報量を含む経路問合せメッセージ（６
）を送信し、該経路問合せメッセージ（６）に応答して前記経路選択
ノード（５）で選択された前記発交換ノード（２＿１）
と前記着加入者（４）を収容する着交換ノード（２＿ｎ
）を結ぶ最適経路で前記発加入者（３）と前記着加入者
（４）との間の呼設定を行うことを特徴とする通信経路
選択方式。２）前記経路選択ノードは、前記経路問合せメッセージ
に応答して選択した前記最適経路に対応して、前記着交
換ノードの識別情報及び該ノードと前記発交換ノードと
の間に存在する各交換ノードの識別情報からなる経路情
報を、前記経路問合せメッセージに含まれる前記発交換
ノードの識別情報に基づいて前記発交換ノードに返送し
、該発交換ノードから前記着交換ノードまでの各交換ノー
ド毎に、受信した経路情報に基づいて次に接続されるべ
き交換ノードを判別して該ノードへの回線を選択し該ノ
ードへ前記経路情報を含む呼設定信号を送信する動作を
繰り返すことにより、前記着交換ノードまでの前記最適
経路に対応する各回線を設定すると共に前記発加入者と
前記着加入者の間の呼設定を行うことを特徴とする請求
項１記載の通信経路選択方式。３）前記経路選択ノードは、前記発交換ノードから送信された前記経路問合せメッセ
ージに基づいて、前記発交換ノードから前記着交換ノー
ドまでの経路候補を少なくとも１つ抽出する経路候補抽
出手段と、該各経路候補の使用率が最小の経路候補を前記最適経路
として選択する最適経路選択手段とを有することを特徴
とする請求項１又は２記載の通信経路選択方式。４）前記最適経路選択手段は、通信網内の前記各交換ノード間の各リンクに対応する各
回線の現使用量を認識記憶する現使用量認識記憶手段と
、該各回線の最大容量を記憶する最大容量記憶手段と、前記各経路候補内の前記各交換ノード間の各リンクに対
応する各回線の各使用率を、前記各回線の現使用量に前
記経路問合せメッセージに付加された前記要求情報量を
加算し、該加算値を対応する前記各回線の最大容量で除
算して得られる割合として演算するリンク対応使用率演
算手段と、前記各経路候補の使用率を、前記リンク対応
使用率演算手段により求まる該各経路候補内の前記各交
換ノード間の各リンクに対応する各回線の前記各使用率
のうち最大のものとして演算する経路対応使用率演算手
段とからなることを特徴とする請求項３記載の通信経路
選択方式。５）前記最適経路選択手段において、前記使用率が最小
の経路候補が複数ある場合、予め定められた優先度に基
づき前記最適経路を決定することを特徴とする請求項３
又は４記載の通信経路選択方式。