JPH02299348A - 総合サービス電気通信ネットワークのための予測性アクセス制御及び経路選択システム - Google Patents

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】

産２果ｙ−の一刊一場ノ第野 本発明は電気通信分野に属し、特にネットワークの管理
及び制御方式もしくはシステムに関する。 更に具体的には、本発明は、異種トラフィック環境を取
り扱うことが可能な総合サービス電気通信ネットワーク
のための実時間状態依存トラフィック制御方式であって
、制御戦略が、実時間渋滞レベル及び実時間トラフィッ
ク（呼！ｉＤプロファイル双方の関数である通信網トラ
フィック制御方式に関する。本発明においては、予測閉
塞トラフィックの重付は関数を実時間で最小にしつつ、
ネットワークへのアクセス及びネットワークを経るトラ
フィックの経路選択の制御を行う予測アルゴリズムが用
いられる。 背３喧辣貴− 総合サービス・ネットワーク（ＩｎｔｅｇｒａｔｅｄＳ
ｅｒｖｉｃｅｓ　Ｎｅｔｗｏｒｋ、略してｌ５Ｎ）の有
望性は、主に、電気通信産業分野における最近の３つの
開発技術に基づいている。そのうちの第一・番１−１の
ものは高さ１１１の通信網もしくはネットワーク構成°
冴素の開発である。現在、光フアイバーケーブルを用い
て、ｆ＋ｊ秒１０位ビット台の情報を伝送することがで
きる。 １７４に、毎時数１０万もの呼の多重レート交換能力を
（」゛するディジタル交換機の導入も遠い将来のことで
はない。第二は、高速（毎秒数メガ台の命令）コンピュ
ータ・システム及びソフィストケートされたオペレーシ
ョン・システム（Ｏ８）の急速な発展である。最後に、
ネットワーク利用者とサービスアクセス設備間並びにネ
ットワーク内に分布されたサービス設備間における標準
的なプロトコルの開発におけるたゆまない進展が挙げら
れる。しかしながら、ＩＳＮにおけるサービスの制御（
即ち経路選択及びアクセスの制御）には、最近に到まで
、文献等において殆ど関心が示されていないと言う基本
的な問題が存在する。 現代の公衆交換電話ネットワーク（ＰＳＰＮ）は、比較
的静的なトラフィック環境に対して設計されている。例
えば、３ＫＩＩｚの帯域幅、３分の平均保留時間及びｌ
ライ毎３　ＣＣ３の最繁時呼量に設計されている。従っ
て、ＰＳＴＨにおけるトラフィック制御方策は本来の性
質からして静的１１つ開ループである。 典型的なトラフィック制御手続きは、以下の通りである
。−日を、トラフィック・パターンを良好に理解するこ
とができる複数の期間に分割し、各期間毎に異なった予
め計画されている制御スキームを採用することである。 故障のような（希な）＝Ｊｔ象が生起したり或いはトラ
フィック・レベルが設計閾値を越える場合には、予め設
計された制御スキームは、ネットワーク管理活動に取っ
て変わられる。 第１図は現在使用されている典型的なネットワーク制御
構造を示すブロック・ダイヤグラムである。この種のシ
ステムにおいては、経験及び直感に基づくネットワーク
管理のための補助的自動／手動制御技術が利用されてい
る。典型的には、所与のネットワークに対する経路選択
スキームは、所与の期間における所与のネットワーク・
トポロジーに対する予測割込負荷に応じて予め計画され
る。第１図に示されるようにゾ［ノック１０において毎
週または隔週毎にトラフィック報告を分析し、予測トラ
フィック需要を求め、このトラフィ１り需要をブロック
１２において最適化した後ネットワーク１４で用いる。 故障或いは主たる過負荷のような福な事象の例外報告は
ネットワーク１４からネットワーク管理部１６に信号伝
送され、ネットワーク管理ｉ１＜１６で検討されて、ネ
ットワーク１４の予め計画された制御方策に対しヒユー
リスチーｌりな（発見的な）調整が行われる。 静的開ループ・ネットワーク制御方法が、将来の益々不
安定になる同種または異種トラフィック環境に対して不
適切になるであろうことは、数多の要因が示唆している
。 Ｉ）現在のネットワークにおけるトラフィック需要は益
々動的になって来ており予測ｉ１■能性が減少している
。その結果として（１）「エンハンスされた（ｌシｎｈ
ａｎｃｅｄ　８００）」及び構内仮想ネットワークのよ
うな過料のサービスの導入、（２）自動再ダイヤル装置
のような需要家構内設備（ＣＰＩシ）の誤った挙動、及
び（３）別個の共通チャンネル信号ネットワ−クの付加
のようなメツセージ搬送ネットワークに対する構造りの
変更が行われている。 しかしながら、例えば、Ｊ（通チャンネル・シダナリン
グ（ＣＣＳ　）能力を備えたネットワークには新たな問
題が生じ得る。例えば、ＣＣＳをトランク群（ＴＧ）で
使用する場合には、帯域内信号方式を使用して処理され
る呼の場合の２０秒（または回線当たり毎時１８０呼）
に対して、僅か１２５ミリ秒で（または回線当たりＵｉ
時２８８００の呼を）潜在的に処理することが可能であ
る。このように可能着信レートの範囲が途方もなく拡張
すると、当然のことながら一層不安定なトラフィック環
境が招来されることになる。 １１）現代の通信ネットワークは、過去の通信ネットワ
ークと異なり分離して動作することはない。 従って内部的に発生されたｌ・ラフイックのプ〔１フア
イルは理解することができるが、しかしながら、隣接す
る［Ｊ−カル・アクセス・トランスポート０アリア（１
，ｏｃａｌ　Ａｃｃｅｓｓ　Ｔｒａｎｓｐｏｒｔ　Ａｒ
ｅａｓ、　ＬＡＴ＾と略記する）または交換機間キャリ
ヤ（Ｉｎｔａｒ−！４ｘｃｈａｎｇｃ　Ｃａｒｒｉｔ！
ｒｓ、　ＩＣと略記する）によって発生される外因性ト
ラフィックの特性は理解することはできない。 １１１）特定のサービス負荷の過渡バーストは短時間で
あ−）ても最Ｌｉ１．や無視するごとができない（例え
ば、株式市場の急落中、ブローカが株の売買を試みる場
合このような状況が起こり得る）。 ｉｖ　）塩メディア接続（音声／データ／ビデオ）、多
重点接続等々のようなサービスに対する長期間トラフィ
ック需要は殆ど知ることはできない。例えば、総合サー
ビス・ネットワークもしくはＩＳＮがイ１゛線テレビジ
ョン（ＣＡＴＶ）に対しプログラムを提供しようとする
場合、任息の夜に需要家がテレビジョン・チャンネルを
切り換えて当該プ

【１グラムに設定することの確率を予
測するＪ−の困難さを想定され度い。 Ｖ）従来、ネットワークの効率は、ネットワークを構成
する要素（Ｎ　Ｆ、）の交換及び伝送容量により制限さ
れている。従って、ネットワークは小さいトランク区間
及び多数の交換機間接続を特徴とじており、それにより
高度の弾力性を実現している。 ところが、現在では、多数の銅線トランク群もしくは７
Ｑ／：ｉ：１）ｌ−のオプチカル・ファイバ・ケーブル
で交換することによりネットワークの効率を劇的に改善
することができる。しかしながら、ネットワークを静的
な開ループ・モードで制御するとすれば、このような一
層効率の良いネットワークへの遷移には弾力性の面で犠
牲が伴う。 ■−に柚概したような問題の幾つかを、少なくとも部分
的に対処するべく、過去数年の間に、多数の動的経路選
択スキームが提案されている。これらスキー１１のうち
２つの最たるものは、動的制御経路選択（Ｄｙｎａｍｉ
ｃａｌｌｙ　Ｃｏｎｔｒｏｌｌｅｄ　Ｒｏｕｔｉｎｇ、
　Ｄｅｌｉと略記する）及び動的非階層経路選択（Ｄｙ
ｎａｍｉｃＮｏｎ−１１ｉｅｒａｒｃｈｉｃａｌ　Ｒｏ
ｕｔｉｎｇ、　ＤＮＩＩＲと略記する）である。 動的経路選択方法では、ネットワークの状態の関数とし
てネットワーク内のトラフィック量が調整される。これ
ら方法のうち最も進んだ方法は、１９８３年モントリオ
ールで開催された［プロシーディング・才ブｌＴｃ−１
０ｊにおけるＷ、Ｉｌ、カメロン（Ｃａｍｃｒｏｎ）他
の論文１−Ｄｙｎａｓ＋ｉｃ　Ｒｏｕｔｉｎｇ　ｒｏｒ
　ＩｎＬｅｒｃｉｔｙ　Ｔｅ１ｅ−ｐｈｏｎｅ　Ｎｅｔ
ｗｏｒｋｓ　Ｊに記述されているベル・ノーザン・リサ
ーチ（Ｂｅｌｌ　Ｎｏｒｔｈｅｒｎ　Ｒｅ５ｅａｒｃｈ
）社の「動的制御経路選択（Ｄｙｎａｍｉｃａｌｌｙ　
Ｃｏｎｔｒｏｌｌｅｄ　Ｒｏｕｔｉｎｇ。 １）Ｃ１ンと略記する）１である。 Ｄ　ＣＩ（は、集中適応性経路選択スキームである。 １）ＣＲによって制御されるネットワークにおいては、
あらゆる発信呼は、その着信局に到るまでに取ることが
できる多数の子め定められている経路（タンデム及び直
接）を有し、この場合タンデム経路は２−ノのリンクか
ら構成される。ＤＣＲ環境においては、ネットワーク交
換機は、周期的（１０秒毎に）トランク群（ＴＧ）利用
レベルを中央ネットワーク・プロセッサに中継する。該
ネットワーク・プロセッ→ノ・は、予め定められた経路
選択トポロジーと関連して１’Ｇ利用もしくはユウティ
ライゼーション及び容：＋１を用いて、ネットワーク内
の各発信−着信局（ＳＤ）対に対し、経路選択確率の杉
態でタンデム勧告情報の集合を演算する。次いでネット
ワークはタンデム勧告集合を交換機に返送して交換機の
経路選択テーブルを更新する。勧告情報は、主に、測定
時におけるタンデム経路の余剰容量に基づいて決定され
る。ネットワークのプロセッサは実時間総合状態情報を
処理するが、各ＳＤ対に対する経路選択判定は、他の総
てのＳＤ対とは独立に行われる。ネットワークの交換機
は、タンデム勧告を次のような仕方で利用する。即ち、
呼が発信交換機に入ると、この呼は自動的に直接経路に
与えられる。その際、直接経路が塞がっている場合には
、経路選択テーブルに格納されている確率に基づいて残
りのタンデム経路のうちの１つが選択される。 ネットワーク管理及び制御方式ではない周知の経路選択
アルゴリズムとしてベル・ラボラトリーズ（Ｂｅｌｌ　
　Ｌａｂｏｒａｔｏｒｉｅｓ）により開発された「動的
非階層経路選択（Ｄｙｎａｍｉｃ　Ｗｏｎ−ｔ（ｉｅｒ
ａｒｃｈｉｃａｌｌｉｏｕｔｉｎｇＳＤＮＩＩＲと略記
する）」がある。このアルゴリズムは、現在、幾つかの
ネットワークで運用されていると考えられる。その本来
の形態においては、Ｄ　Ｎ　ＩＩ　Ｒは実時間で動作す
るものではない。更にまた、ＤＮＩＩＲは、叶プロセッ
サ渋滞及びネットワーク要素の故障に応答することはで
きない。最近、Ｄ　Ｎ　Ｉｔ　Ｒは、制限されてはいる
が実時間経路選択能力を与えられて機能の高揚が図られ
ている。この実時間経路選択は、原理的には、追って述
べる１′動的制御経路選択（１）ｙｎａａ＋ｉｃ　Ｃｏ
ｎｔｒｏｌｌｅｄ　ＲｏｕむｉＢ。 ＤＣＲと略記する）１に類似している。ＤＮＨＲは、「
ベル・システ１．−テクニカル・ジャーナル（Ｂｅｌｌ
　ＳｙｓｔｅｍＴｅｃｈｎｉｃａｌ　Ｊｏｕｒｎａｌ）
Ｊ、１９８１年ｌＯ月発行、頁１７８７−１８２０に掲
載されているアッシュ（＾ｓｈ）他の「デザイン・アン
ド・オプチマイゼイション・オブ・ネットワークス・ウ
ィズ・ダイナミック・ルーヂング（Ｄｅｓｉｇｎ　ａｎ
ｄ　ｏｐｔｉｍｉｚａｔｉｏｎ　ｏｒ　ｎｅｔｗｏｒｋ
ｓ　ｗｉｔｈｄｙｎａｓｉｃ　ｒｏｕｔｉｎｇ）　ｌに
記述されている。また、エンハンスされたＤＮＩＩＲも
幾つかのネットワークで運用されているものと思われる
。 ＤＮＩＩＲは、−１−１を１０の時間周期に分割し、各
時間周期に対し予め計画された経路選択シーケンスのそ
れぞれ異なった集合を利用して冗なった時間帯でのトラ
ンクの使用に基づく時間依存性の経路選択スキー１１で
ある。経路選択シーケンスにおいては、各関与している
交換機により中央ネットワーク管理システムに周期的に
提供される広汎な動作測定データに基づき、呼を完結す
べき最適経路が考慮される。経路選択テーブル並びにネ
ットワーク形態が、集中自動データ収集／処理システム
により再検討され評価される。この集中自動データ収集
／処理システムは、交換データを週の周期もしくは半周
期で評価する。Ｄ　Ｎ　ＩＩ　Ｒは、（或る閾値を越え
るＳＤ対の閉塞によって表される）実時間過負荷に応答
して、ＤＣＲに類似する仕方で予め計画された経路選択
シーケンスを変更する。 ｊ〕述の経路選択アルゴリズ１１を補完する意味で、補
助自動／Ｔ−動制御技術もしくは手法で、経験及び直感
に基づくネットワーク管理のための勧告が与えられる。 典型的には、所与のネットワークに対する経路選択スキ
ームは、所与のネットワーク・トポロジーに対し所Ｌｙ
の期間中に与えられる予測負荷に従い予め計画される。 次いで経、路選択スキームは、」−記計画に沿い、公称
性能目標を満たすように設計される。ム】えられた負荷
が予測レベルを越える時には常に、そしてまたネットワ
ーク・トポロジーが故障が原因で変る時には常に、予め
計画された経路選択スキームを相応に変更しなければな
らない。この任に当たるのが補助ネットワーク・スキー
ムである。しかしながら、補助ネットワーク制御装置の
経路選択ストラティジーは過負荷または故障もしくは障
害の問題を軽減もしくは除去するように設計されてはい
るものの、公称経路選択１１標を１成する制御ストラテ
ィジーを勧告することはしないし、またそのように設計
されてもいない。 ネットワークの規模並びに複雑性が増加すると、不可能
ではないにしても、ネットワーク管理判定に際して直感
にのみ頼るのは困難になる。完全に接続されたＩｎノー
ドのネットワークに対しては、９０の発信−着信局対（
ＳＤ対）が存在する。これら６対に対して３つの経路が
割り当てられているものと“４゛ると、実時間で同時に
監視し１１つ制御しなければならないトラフィック経路
は２７０になる。２０ノードのネットワーク（ＳＤ対ｈ
ｉに３経路）の場合には、同時に制御しなければならな
いトラフィック経路は１１４０にもなる。 経路判定をヒユーリスティックに（発見に基づいて）行
う場合には、該判定が課題に対し最適または望ましい解
決であるという保証はない。ヒユーリスティック方式に
４５いては、勧告は最小閉塞のような公称経路選択［］
標から独立に導出される。 」二連のトラフィック経路選択スキームは、或る程度、
トラフィック・パターンにおける実時間変化に応動する
ことができるが、実際には不安定なトラフィック状態或
いは極端なトラフィック状態で動作するように設計され
てはいない。ＤＣＲ及びＤ　Ｎ　１１　Ｒだけが２リン
ク経路の使用、そして有利には直接経路の使用を許容す
る。しかしながら、（３リンクまたは４リンク以上の）
長い経路は往々にして障害もしくは故障を側路するため
に使用されており、直接経路及び代替経路という慣用の
考え方はこのような不安定な状況には適応しない。この
ような状態においては、双方のアルゴリズムは、ネット
ワーク制御に対するネットワーク管理活動に依拠してい
る。しかしながら、このようなネットワーク管理勧告情
報は、典型的に、一般には、公称トラフィック制御［１
標に従わないヒユーリスティックス（発見）に基づいて
いる。これらのアルゴリズムの別の欠点は、それらが同
種のトラフィック環境に対して設計されている点である
。従って、これらアルゴリズムは、ｌ５Ｎ（総合サービ
ス・ネットワーク）が受容する異種トラフィックに対す
る制御ストラティジーに対しては不適当である。 ＤＣＲ及びＤ　Ｎ　ＩＩ　Ｒにより作成される経路勧告
は、ネットワークにおける瞬時トラフィック状態に基づ
く６のである。従って、不安定状態を回避する事なく該
不安定状態に応答する。 ＤＩＩＩＩＲの発展に対する極く最近の特許、例えばク
リシュナン（Ｋｒｉｓｈｎａｎ）他の１９８８年１１月
２９日付けの米国特許第４．７８８．７２１号明細書に
は、幾つかの状態測定ｔ１を及び将来の閉塞推定量を使
用し、然も主にネットワーク・ベースではなく、発信−
着信局（ＳＤ）を基に、音声ネットワークを介しトラフ
ィックを経路するだめの方法が開示しである。この米国
特許の経路選択スキームでは、３０分乃至２時間毎に発
信−着信局到述レートが計算される。従って、トラフィ
ックの実時間サージ制御を行うことは不ｎＪ能であり、
ＩＳＮの極めて不安定なトラフィック環境に対しては適
切な制御ストラティジーではない。 −１−記米国特許の経路選択ストラティジーは、？η声
専用ネットワークの制御に制限されている。 クリシュナンの経路選択アルゴリズムは、経路選択の関
数として各個々のＳＤ対に対する短時間利得を予測する
。従って、クリシュナンの経路選択アルゴリズムは、ｉ
ｌｄなったＳＤ対が最適ネットワーク性能を達成するよ
うに協調するのではなくネットワーク資源に対して競合
するので最適なネットワーク挙動を創成し得ないし、１
１）費用が高い呼を犠牲にして収入の低い呼を拒絶する
ような仕方でネットワーク資源１°こ対するアクセスを
制御することができず、■）リンク占有レベルを測定し
６呼に対する制御ストラティジーを計算しなければなら
ない。これらのことは、現代の或いは近い将来のネット
ワーク交換網に対し到底ｔｒ受し得ないオーバーヘッド
になると考えられる。 λ明ｐ（−を一 本発明の主たる［」的は、異種トラフィックを許容する
総合サービス電気通信ネットワークの実時間制御及び管
理のための予測アクセス制御及び経路選択ストラティジ
ーを提供することにある。 本発明の他の目的は、経路選択ストラティジー及びアク
セス・スＩ・ラティジーの組合せにより（時間的に）推
測される発信−着信局閉塞の重み付けされた関数を実時
間で最小にすることにある。 本発明の更に他の目的は、異なったトラフィックの種類
の性質を認識し且つサービスを行ったトラフィックの総
合収益を最大にするように、閉塞呼の数を最小にするこ
とにある。 本発明の他の［］的は、異なった発信−着信局対間の協
調を保証する実時間集中ネットワーク管理方式を提供す
ることにある。 本発明の更に他の目的は、ネットワークに対するアクセ
スを制御すると共に同時に該ネットワーりを介してのト
ラフィックの経路選択を行うストラティジーを提供する
ことにある。 本発明の更に他の目的は、アクセス及び経路選択判断が
、瞬時ネットワーク状態ではなく、推測ネットワーク状
態に基づいて行われるシステムを提供することにある。 本発明の予測もしくは推測アクセス制御及び経路制御ス
トラティジー（ＰＡＲ３とも略称する）は、実時間集中
ネットワーク制御方式である。その操業上の目的は、経
路選択ストラティジー及びアクセス制御ストラティジー
を組合せることにより、発信−着信局閉塞の重み付けさ
れた和を実時間で最小にすることにある。特定の発信−
着信局対（ＳＤ対とも称する）の呼に付けられる重みは
、サービス提供者により特定される。このようにして、
−■なったトラフィック種に対し異なった優先を割り当
てることができる。このシステムにおいては、着信局に
到達するためのネットワーク内のトラフィック状態に関
する実時間情報が利用される。 ネットワーク内のソフトウェアで制御される各インテリ
ジゴントな交換スイッチは、データ・リンクを介して、
ネッ！・ワーク制御センター（ＮＣＣ）内に配設されて
いる中央コンピュータにデータ・リンクを介して接続さ
れる。各八Ｔ時間Ｑｉ位毎に、各交換スイッチは、ＮＣ
Ｃに対し、出トランク群の現在の状態（塞がり回線の数
）を伝送する。標本化期間もしくは周期へＴの長さは、
特定トラフィック種の・ＩＪ、均保留時間の関数である
。例えば、５分の平均保留時間の音声呼に対してはΔＴ
は５分に設定される。異種のトラフィック種を搬送する
ネットワークにおいては、八Ｔは平均保留時間のうちの
最短時間によって決定される。 瞬時リンク占ａ状態に加えて、発信局ノードは、ネット
ワーク制御センターもしくはＮＣＣに対してそれまでの
期間中に行われた特定の着信局に対する呼試み回数を供
給する。この情報をＮＣＣに送るのに、電気通信管理ネ
ットワーク（ＴＭＮとも略称する）チャンネル・シダナ
リング・システムのようなデータ・ネットワークが利用
される。 各発信−着信局対（ＳＤ対）に対して先験的に定められ
た経路集合、即ち経路選択トポロジーが存在する。瞬時
リンク占有測定、発信−着信到達レート情報、ネットワ
ーク・トポロジー及び経路選択トポロジーを用いてＰＡ
Ｒ３制御アルゴリズムは、次の時間間隔に対する推定発
信−着信到達レートを予測し、次いで、次続の時間区間
の終時におけるネットワーク内の各リンクーヒの塞がり
回線の数を経路選択及びアクセス制御の関数として推定
する。 次いで、次の区間もしくは期間に対し、各発信−着信局
対もしくはＳＤ対毎にトラフィック制御変数が計算され
る。これらトラフィック制御変数は、特定の発信−着信
局対の各経路に対して提供すべき人トラフィックの比率
もしくは割合を特定する。 トラフィック制御変数に規定されて得られた制御方策で
、次の測定時点までの予測ネットワーク閉塞を最小にす
る。最後にＮＣＣはそれぞれ関連の交換スイッチに勧告
情報を返送して各スイッチの経路選択テーブルを更新す
る。 トラフィック制御変数は、次の期間中に特定の発信−着
信局対の各経路に割り当てられるべき人りトラフィック
の割合もしくは比率を決定する。 制御は次のようにして実現される。呼が発信ノードに達
すると、この呼は、トラフィック制御変数によって決定
される適切な出経路に引き渡さなければならない。これ
を実現するために、実数°０”と”ｌ”との間の区間が
部分区間に分割される。各部分区間の長さは、特定発信
−着信局対の各トラフィック制御変数の大きさに等価で
ある。 次いで、均等分布に従い、”０”と°１°との間のラン
ダム数が発生される。ランダム数の値が入る区間が経路
を決定し、一方それにより当該呼に対する適切な出リン
クが決定される。 発信−着信局対のトラフィック制御変数の総和は”１”
よりも小さい値になり得ることを強調しておきたい。こ
のことは、或る数の呼が直ちに、即し空き回線を探す試
みを行うことなく拒絶されるごとを意味する。発生され
たランダム数がトラフィック制御変数の区間の和集合外
である場合には、呼は発信ノード（局）で閉塞されるこ
とになる。 本発明は、不確定なネットワーク（通信網）環境内で働
くように考案された新規なトラフィック制御スキームで
ある予測アクセス制御／経路選択ストラティジ−（ＰＡ
ＲＳ）に向けられている。該ＰＡＲ８は、制御ストラテ
ィジーが実時間（瞬時）渋滞らしくは混雑レベル及び実
時間（移動平均）トラフィック・プロファイルの関数で
ある実時間状態依存ネットワーク・トラフィック制御ス
キームである。 トラフィックのプロファイルは、実時間で計算された平
均保留時間及び到着レートによって特徴付けられる。 １〉＾Ｒ３は状態依存集中ネットワーク制御方式である
。ＰＡＲＳの操業ヒの目的は、経路選択ストラティジー
とアクセス制御ストラティジーの組合せにより、（時間
的に）推定される発信−４信局（ＳＤ）閉塞の重み付け
された関数を実時間で最小にすることにある。特定のＳ
Ｄ対の呼に付けられる重みは、サービス提供者によって
特定される。このようにして、ネットワーク提供者が種
々なネットワークの［］標もしくは対象を定義する。例
えば、閉塞呼数を最小にするためには、推定ＳＤ到着レ
ートが重みとして用いられる。収益を最大にするために
、各呼クラス毎の料金レートに比例して重みが割当てら
れる。 冬、左上−ワニク−」Ｌ陣−γ：二気テクチｔＰＡＲ３
が現代の（ＣＣ８を備えた）電気通信ネットワークを制
御することができるが、本発明で採用するアルゴリズム
の動作原理に関しては、以下に述べる２つの理由から、
インテリジェント回路網もしくはネットワーク（ＩＮと
略記する）のアーキテクチャと関連して説明したいと考
える。その第１の理由は、現代の電気通信ネットワーク
のトラフィック制御構造は、本明細書中背景技術の項で
述べた３／３／３）−ラフイック・ブｒｌファイルに基
づいているからである。従って１．　ＰＡＲＳのよう実
時間コントローラの実現はそぐわないものとなるであろ
う。第２の理由は、例えば複メディア・サービスの深い
浸透を許容する異種トラフィック環境の動的制御は、サ
ービスの呼制御及び接続制御が総合化されている現代の
電気通信制御構造では不可能であるからである。 第２図は、ＩＮ（インテリジェント・ネットワーク）ア
ーキテクチャと関連してＰＡＲＳの動作原理を図解する
図である。第２図には、３つの別個の但し相−σ接続さ
れたネットワークが示されている。 即ちメツセージ搬送ネットワーク２１と、　ＣＣＳネッ
トワーク２３と電気通信管理ネットワーク（ＴＭＭ）　
２２である。メツセージ搬送ネットワーク２Ｉはユーザ
対ユーザ情報を搬送する。信号回路網２３はサービス設
定（セットアツプ）及び切り外しメツセージを搬送する
。ＴＭＭ　２２は、ネットワーク要素（！ｌ　Ｂ　）と
オベレーヂング・システム（Ｏ８）間でサービス制御に
関連′４°るメツセージを搬送する働きをなす。第２図
のＮＥはサービス交換点（ＳＳＰ）　２４あり、ごのサ
ービス交換点は、入回線を出回線に接続する任にあたる
。サービス制御点（ＳＣＩ’）２５は、呼制御の役割を
果たす。信号搬送もしくは切換点（ＳＴＰ）２６は信号
メ・Ｉセージを適当なＳＳＰまたはＳＣＰに経路する役
割をＪ′！１う。なお、本明細書において、説明の便宜
上ｓｓｐ。 ＳＣＰ及びＳＴＰは総てインテリジェント交換機もしく
はスイッチであると仮定する。 ネットワーク制御センター（ＮＣＣ）には、ネットワー
クの物理的トポロジー並びに、各発信−着信局（ＳＤ）
対に対し先験的に（アプリオリに）定義された経路の集
合が、それぞれのトラフイック制御変数と共に記憶され
ている。これらトラフイック制御変数は、次続の期間中
、特定のＳＤ対の各経路に割当てるべき人トラフィック
の割合を決定するためのものである。従って、各ＳＤ対
に対する制御変数の総和は実数区間［０、ｌ　ｌ上に在
る。 各ΔＴ時時間位毎に、各ＳＳＰ　２４はその現在の状態
を、ＴＭＭ　２２を介してＮＣＣ２０に送出する。ここ
で、該状態は、出トランク群（ＴＧ）における塞がり回
線の数として定義される。瞬時リンク占有数に加えて、
各発信ＳＳＰ　２４は、ＮＣＣ２０に対して、先行の時
間区間中における発信局としての該ＳＳＰから総てのネ
ットワーク着信局に対するサービス要求数を伝送する。 瞬時ＴＧ古有レベル、ネットワーク内の８Ｓｌ）対に対
するサービス試みレート、ネットワーク・トポロジー・
１しびに経路選択トポロジーを用いて、ＰＡＲ３は、Δ
Ｔ時時間位だけ而の時点で、経路及びアクセス制御の関
数として未来のＴＧ占有レベルを推定する。アルゴリズ
ムのこの時点においては、ＴＧは、制限されていない容
量を有しているものと仮定している。状態予測に基づい
て、１）＾Ｒ３は次に、次続の期間もしくは区間中「最
適な」ネットワーク挙動が得られるであろうところの制
御方策を演算する。次いで、ＮＣＣ２０は、この新しい
制御方策を、トラフィック制御変数の形でネットワーク
ＳＣＰ　２５に中継する。これら制御変数は、各経路に
割り当てるべき人トラフィックの割合を特定する。 発信局ＳＳＰ　２４がサービス要求メツセージを受ける
と、該ＳＳＰは当該メツセージを、信号システムＮｏ、
７（ＳＳ７）のトランザクシジン能力適用部（Ｔｒａｎ
ｓ−ａｃＬｉｏｎ　ＣａｐａｖｉｌｉＬｉｅｓ　Ａｐｐ
ｌｉｃａＬｉｏｎ　Ｐａｒｔ、　　ＴＣＡＰと略記する
）２８を用いて処理するために該メツセージの着信局Ｓ
ＣＰ　２５に伝送する。該ＳＣ＋３２５は、特定のサー
ビス・Ｉ・ラフイック制御変数に応じて、着信局に対す
る完全な経路を勧告するか或るいはサービスを拒絶する
。サービス要求が受は付１）られると、発信局ＳＳＰ　
２４は初期アドレス・メツセージ（Ｉｎｉｔｉａｌ＾ｄ
ｄｒｃｓｓ　Ｍｅｓｓａｇｅ、　ＪＡＭと略記する）の
形で勧告経路を含む１’Ｇ識別情報挿入して、ＳＳ　７
ブロトコルのｌ５Ｄ１１ユ一ザ部を用い信号メツセージ
を伝送する。その結果として、タンデム局５ＳＰ２４カ
月八Ｍに記述されている経路のセットアツプ（設定）を
試みるが、このサービス要求を再処理はしない。 ５ＳＰ２４か、指定されたＴＧに空き回線を探知できな
い場合には、セットアツプ不成功返送メツセージ（ｌｌ
ｎｓｕｃｃｃｓｓｒｕｌ　Ｂａｃｋｗａｒｄ　５ｅｔｕ
ｐ　Ｍｅｓｓａｇｅ、　　ＬＩＩ３ＳＭと略記する）が
発信局ＳＳＰに伝送され、該ＳＳＰは当該メツセージを
その指定ＳＣＰ　２５に転送する。該Ｓ　Ｃ１）２５は
そこでサービス要求を拒絶するか或るいは着信局への別
の経路を勧告する。 第３図は、現代のネットワーク制御構造を用いてＬ述の
プロセスの実現例を図解する図である。 第３図を参照するに、発信局へと着信局Ｆとの間には先
験的に（アプリすりに）定められた経路Ｘ１ｙ及びｌが
示しである。経路ＸはリンクＡＥ及びＥｌ・゛からなる
。経路ｙはリンク＾１３、ＢＤ及び叶からなる。 経路２はリンクＡＢ１ＢＣ％ＣＤ及び叶からなる。ＰＡ
Ｒ８は、各経路内の各リンク並びに各経路に対し制御変
数を設定する。経路ＸＳＶ及びｌがそれぞれＡ−Ｆ間の
トラフィック量の５０％（，５）、２５％（，２５）及
び２５％（，２５）を分担すべきものとすれば、スイッ
チＢを経るトラフィックの５０％に対し、制御変数、従
ってリンクＤＣ及びＢＤに対する経路選択テーブルは、
これらリンクの各々がスイッチｒ（を経るトラフィック
の５０％を割り当てられているので「、５」に設定され
る。 実時間でダイナミックなシステムを制御するに当っては
、下記の形態の微分方程式集合により物理的システムが
モデル化される。 −ｓ（ｔ）・ｒ（ｓ（ｔ）、　ｕ（ｔ））ｔ １一式中、Ｓ及びＵはそれぞれ、システムの状態及び制
御入力を表す。この場合制御入力Ｕは、（システム状態
及び制御入力の関数である）予め定義された性能Ｅｌ標
を最適化するように選択される。 確率的システムにおいては、制御の選択により期待され
る性能を最適化′４゛ることか試みられる。 １〕の前提で、

【ｎ−・のＴＧ（）ランク群）に付いて
考察する。システムもしくはＴＯの状態を任意時点にお
けるＴ（ｄ−の塞がり回線数として定義し、このランダ
ム数をＸ　（１，）で表す。更にまた、小時間区間「ｔ
、ｔ＋δ」中のシステムへの到達数及びシステムからの
出発数をそれぞれＡ［ｔ、Ｌ＋δ］及び０（１，１＋δ
］で表し、ここでＡ及びＤは、ｘ（ｔ）、Ｌ及びδに関
して定められた確率分布を有する。次に、Ｘの推定ｈ１
を次のように定義する。 ；Ｔ（ｔ＋δ）−Ｒ（ｘ（ｔ＋δ）　ｌ　ｘ（０）ｚ（
０）；＾［０，δ）・ａ（δ）。 Ａ［δ、２δ）＝ａ（２δ）、、、、、ＡＦＴ−δ、ｔ
）＝ａ（ｔ）、Ｌ、；ＤＩＯ，δ）・ｄ（δ）、Ｄ［δ
、２δ）＝ｄ（２δ）、　１．、、　Ｄｌｔ−δ、１）
・ｄ（ｔ）、　Ｌｄ）」二式中、ｚｌｌ及びｄはそれぞ
れ、ランダム変数ｘＳＡ、Ｄの実現値を表し、ｔａ及び
ｔ６は、それぞれ最後の到着時点及び出発時点を表し、
モしてＥは期待演算子を表す。マルコフの系を仮定する
と、次式が得られる。 ；（１＋δ）・旧ｘ（ｔ＋δ）　ｌ　ｘ（ｔ）　□　ｚ
（ｔ））　　　　　　　　　　（１）ＴＧＪ−の塞がり
回線数を予測するために先ず、次の仮説と採る。 Ｅ（＾［Ｌ、（＋δ））−λδ及び）７（Ｄｌｔ、ｔ＋
δ））・μδｚ（ｔ）即ち、小時間区間δ（またはそれ
より短い区間）中、呼はレートλで到達し、モして６呼
は均等なレートμで出発するものと仮定する。従って、
式（りを次のように書くことができる。 ｘ（ｔ＋δ）・（ｌ−μδ）　　ｚ（ｔ）÷λδ　　　
　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　（２
）次に、交及びその導管数との間の関係を決定する。 ｚ（ｔ）は交（１）であるから（即ち２（【）は零分散
でＸ（ｔ）の推定量であるから）δを零に制限すること
により、ＴＧ占イｆ推定量に対し下記の微分方程式が得
られる。 制御変数Ｕが下記のようにｌ一式に加えられる。 何故ならば、ＴＧへの外部からの到達数が制御される変
数であるからである。最後にΔを時間単位前に推定され
たＴＧ占杓°度は、式（３）に対する解により１）えら
れる。即ち、 λ（τ。）Ｕ ；（ｒａｔΔＬ）＝ｅ　”Δｔｚ（τｏ）”　　　　　
（１ｃ−“Δｔ）（４）μ ｍ・１式中、λ（τ。）及びＵは予測水（［ξ期間［τ
。、τ。 １ΔＬ）中一定であると仮定する（λの推定ｒｔ１を求
める方法については追って直ぐに述べる）。驚くことは
ないが、式（４）で表されるチ測量は、Ｍ／Ｍ１０゜（
ボワソン到達数／指数関数保留時間／無制限容’ｄ）系
の平均ＴＧ占有度をも表す。と言うのは、２つの微分に
おいて類似の仮定が採られているからである。 第４図には、それぞれ平均保留時間に２（ｘｌ）、５（
ｘ２）及び１０（Ｘ３）分の３つのシミュレートしたＭ
／Ｍｌｏｏ系もしくはシステ１１が描かれている。到達
レートは、これら３つの系もしくはシステムが総て、平
均占イｆレベルに対し同じ定常状態値を有するようにコ
Ｍ整されている。なお、平均保留時間に等しい１つの時
間定数においては、各システムの・［ぺ均占イ了レベル
は、（−次系の場合と同様に）最終値のほぼ６２％に達
している点に注目されたい。 微分方程式モデルの複階級トラフィブク環境に対する拡
張は直裁的に行われる。ここで、ランダム変数Ｉ）及び
Ｑが、それぞれｌＩがなったトラフィック階級Ｐ及びＱ
に起因してシスデム内で進行中の呼の数を表すものとす
ると、ＴＧ古く丁レベルの推定ＴＩｔは次式で表される
。 Ｌ式中、Ｉ＋い及びｂ９は、各１階級の単一の呼を収容
するのに必要なトランク数（この数は各呼階級のビット
・レートによって決定される）を表し、β及び凸は下記
の微分方程式に対する解である。 なお、各呼階級のパラメータはそれぞれ接尾辞ｐ及びｑ
で識別しである。 さて、ここからは、議論を単一の階級のトラフィックに
限定することにする。 ネットワークの物理的トポロジー並びに経路選択トポ【
Ｊジーがｊｙえられれば、下記のように、経路選択及び
アクセス制御の関数として総てのネットワークＴＧ　（
ｆｌｌｔ限の容ｒ＋ｔを（ｆするとものと仮定する）に
対し予測負Ｇｊレベルを定式化できる。 ；１（いΔＬ）　ｃ−ｕＡＬｚ＋（ｔ）Ｎｄ ５＝（ネットワークＳＤ対の算出集合）ＩＳｌ　・Ｎｌ
一式中、７．１（ｔ）は時点りにおけるＴＧｉ−１：の
塞がり回線数であり、Ｍ（ｔ＋ΔＬ）はＴＧｉ上の予測
塞がり回線数であり、Ｎはネットワーク内のＳＤ対の総
数であり、λ、、Ｑ）は次の６１分中のＳＤ対ｓｄに対
する到達レートであり、「１はＳＤ対ｓｄに割当てられ
た経路数であり、ｕ−ｄｋ（ｔ）、即ちＳＤ対ｓｄのに
番［１の制御変数は、次に続く制ａ期間中ｓｄのに番目
の経路に割当てられるべき人ｓｄｉ・ラフイック’ｒｔ
の割合を表し、そして（δ、ｄｋ）＋は定義関数である
（この定義関数は、ＳＤ対ｓｄのに番１１の経路がＴＧ
ｉを経る時には”１“の値をとり、そうでない場合には
”０”の値をとる。 式５における平均保留時間は実時間で測定され、推定範
囲よりも相当に長い時間区間中一定に留どまるらのと仮
定している（例えば予測範囲が分合であるとするならば
、平均保留時間は３０分または１時間の期間中一定に留
どまるしのと仮定している）。従って、時点しにおいて
式（５）中の唯一の未知の変数は時間で変動するＳＤの
到達レートである。 本発明は、各′ｒ分毎に各ＳＤ対の到達レートを測定し
その推定量を形成することを提案する。 ＳＤ到達レしトの推定方法について述べる前に、′Ｉ゛
とΔｔとの間の関係について説明する。ここまでの説明
においては、ΔＬは予測区間並びに制御更新区間双方を
表すものと仮定していた。しかしながら、実際にはそう
する必要はない。そごでΔＬ及び′Ｉ゛でそれぞれ予測
区間並びに測定（及び制ｇＢ）区間を表すものとする。 区間Ｔは、ネプトワーク構成要素に渋滞が生ずる以前に
、与えられたトラフィックにおけるサージにより発生さ
れるネットワークＴＧの過渡を捕捉し制御するように充
分に小さく選択しなければならない（第７図参照）。Ｔ
Ｇの平均占有度の時定数は、平均保留時間によって決定
されるので（式４参照）、１゛は平均保留時間以下に４
゛べきである。しかしながら、計算制御が−を潤性であ
るためには、予測区間りは更新区間１゛よりも長く選択
することもできる。例えば、ネットワークにおける平均
保留時間が５分であると決定された場合には、Δｔは１
０分に設定することができ、他方、Ｔは５分に設定する
ことができる。 本発明によれば、下記の差分方程式モデルを用いて時間
的に変動する到達レートを追跡することが提案される。 上式中、 モデル内に不確定性を持ち込むノイズ過程ｗ１及びＶｔ
（Ｍｉ常状態ノイズと称されている）は、平均零のガウ
ス形ホワイト・ノイズであると仮定する。そこで、 とし、ｙ（ｔ）は測定到達レートを表ずものとする（な
お、表現の便宜１ユ接尾辞Ｓ−Ｄは省略しである）。 また、測定ノイズｖ（ｔ）も平均零のホワイト・ノイズ
であると仮定する。史に、状態及び測定ノイズ分散は次
式で表されるものと仮定する。 二次モデルを選んだのは、［単純な」手続きを用いて、
時宜を得た仕方で、到達レートのパターンにおける顕著
な遷移もしくはシフトを捕捉する必要があるからである
（複雑な線形モデル実時間適用に適していない）。１゛
、Ｑ及びδを適切に選択することにより、ここに提案し
たモデルで、ランプ状／階段状／放物線形プロファイル
を追跡することができる。 このモデルを用いて真の到達レートλ（１）の不偏推定
ＩＩｌ久を形成することができる。この問題に対する解
は良く知られているところであり、次式％式％ １一式中、ｘ　（ｔ、Ｌ）は、ｙ（ｔ）を用いてλ（ｔ
）をろ°過した推定量を表し、そして叉（ｔ、Ｌ−Ｔ）
はｉ　（ｔ−Ｔ、Ｌ−Ｔ）を差分方程式６に伝播するこ
とにより導出されたλ（０の予測推定値を表す。即ち、 パラメータα（ｔ）及びβ（１）は謂わゆるカルマン利
得であり、周知のカルマン利得方程式を用いて帰納的に
計算される。 カルマンのフィルタ方程式（ろ過方株式）における測定
ノイズを（１１化するために、トラフィブク到達過程は
ボワソン形であると仮定する。時点りにおけるＤ１定到
達レートｙは、先行の次続期間Ｔ　ｔｉ＋に８ｐ１定し
た到達数ＮをＴで除した数として定義される。（従って
、Ｎの平均及び分散は既知のλに対しλ（１）である。 ）　測定ノイズを、測定到達レートと真の到達レートλ
（１）との間の偏差として定義する。 即ち、到達レートの現在の推定値を用いて測定ノイズを
近似することができる。更に、Ｑ＋＋＜＜Ｑｔｔと仮定
する。即ち、動的モデル中の不確定の大部分は（時宜を
得た仕方でプロファイルにおける急激な変化を捕らえよ
うとするとことから）一定速度という仮定に起因する。 確実なろ過性能を達成し１Ｌつ全アルゴリズムの計算」
二の複雑性を最小にするために、多数のシミュレーショ
ン研究から得られる最適定常状態利得を平均化すること
によって導出される時間不変準最適カルマン利得の使用
が推奨される。例えば、本発明者等は、実験の結果とし
て、２分（Ｔ・２）の更新区間に対し、０．７及び０．
４をそれぞれカルマン利得α及びβとして選択した。 各ＳＤ対に対する到達レートの推定を行ったならば、Ｐ
ＡＲ３における第２番［１のタスクは、経路及びアクセ
ス制御の関数として、状態予測方程式（５）を用いてネ
ットワーク内の総てのＴＧの未来の占Ｃｊ−レベルを予
測することである。第５ａ図には、５分の平均保留時間
を有する制御されていないトラッフィク（Ｕ・１）に対
し、時間の関数として、単一のＴＧの占（ｆレベルが描
かれている（点描曲線５４参照）。実際の到達レートの
プロファイルは第５ｂ図に示されている。第５ａ図には
、重ねて（実線で）到達レート推定のための２分の標本
区間（Ｔ・２）及び１０分の予測区間（Δｔ・１０）を
用いてＴＧの占有予測値５５が示されている。例えば、
第５ａ図において、３４分後に実際のＴＧ占有は約３０
０であり、他方方程式（５）は３４分の箇所で４６０の
値を予測している。制御の関数として′「Ｇ占有レベル
予測を行った後の１）＾ＲＳにおける最後のタスクは、
計画区間の期間中［最適な１トラツフイク制御方策もし
くはストラティジーを１ｒてることである。上の説明か
ら、長さΔｔの予測区間中所与のＳＤ対に対する閉塞呼
の予測数Ｈｓｄは下記のように表されることが判る。 Ｂ−−＝１−ａΔｔ（１−Σｕ１．＋ｄ”（ｔ）　）ｋ
＝１ （一般性を失うことなく記法を簡略化するために、以ド
の説明においてはＴ＝Ａｔとする。）閉塞ベクトルＢを
、ネットワーク内の総てのＳＤ対の予測閉塞からなる要
素を有するベクトルとして定義する。 すると、制御目標は次のように記述される。 ０≦ｘ＋（ｔ＋ＡＬ）≦ｃａｐｔ　（但しｉ＝　１．２
．、、、、　ｒａｍａｘ　）の範囲でΣｕａ＋ａ’（ｔ
）　＜１．及びＬ１５ｄｋ＞Ｏ（８）１一式中、Ｃａｐ
＋は１番目のＴＧの容【ｊｌを表し、そしてＴＧ＝、、
はネットワーク内のＴＧの総数を表す。−１−の制約条
件式は、線形の状態依存制御制約の集合を形成する。リ
ンク容量に限及び下限は、状咀推定式（５）を用いて次
のように書き換えることができる。 及び、 従って、ベクトル記法で制御制約条件を正確に次のよう
に表すことができる。 Ａ（；Ａ　５ｄ）ｕ≦ｃ（ｚＤ 上式中、ベクトルＵはマトリックス八で適切に較正され
たトラフィク制御変数の集まりを表１７、そしてベクト
ルＣは制約パラメータの集まりを表す。 式（９）における状態に依有する制約条件は、Ｃａ１）
＋が大きい場合ネットワークの閉塞に更に密接に関連し
て来る。これは、Ｍ／輩ｌｏｏ系の定常状態平均及び分
散がλ／μ〔１３１に等しくなるので、平均に対する標
準偏差の比が、平均値が無限大になるに伴い零になる傾
向にあるという事実に基づ（。 従って、結論として、ＴＧの容ｆｉｔが大きい場合には
、定常状態占有レベルが容ζ限界に近つくに伴い、定常
状態平均を中心としての変動は小さくなると言うことが
できる。このことは、オプチカル・ファイバーＴＧが（
未来の「高効率１ネツトワークで用いられて）数千の呼
を収容することが期待されるという事実と相俟って、式
（９）で表した閉塞に関する間接的な仮説を正当化する
ものである。 第６図は、ブ【Ｉツク・ダイヤグラム形態でＰＡＲ８制
御手続きもしくはプロシージャを図解する図である。第
６図において割り込んだトラフィックは交換機もしくは
スイッチ６０に与えられ、該スイッチ６０は、１１を以
て決定されているトラフィック制御変数を用いてネット
ワーク６２に対するアクセスを制御すると共に該トラフ
ィックに対しネットワーク６２の経路選択を行う。時間
区間６４の終時に、ネットワークの瞬時状態が時間区間
を中の到達レートλ（１）の測定値並びに各トランク群
に対するリンク占有数Ｘ（０の測定値と共に制御センタ
ーに供給される。測定到達レートλ（ｔ）はブロック６
６でろ過されて次の時間区間に対する予測レートが求め
られ、次いで次の時間区間に対し閉塞を最小にするため
に最適化ルーチンで測定トランク群に占有レベルＸ（ｔ
）と共に用いられる。その結果、新しいトラフィック制
御変数ｕ（ｔ）が得られ、この変数が交換機６０に対し
て、次続の時間区間に対する制御変数として与えられる
。 第７図は、ＰＡＲ３によって制御されるＴＧと関連して
制御概念を図解する図である。第７図のグラフにおいて
実線７０はＴＧｃ！−ｉ有しベルの実際の経歴を表す。 点描曲線７２．７４は制御ストラティジーＵの関数とし
てＴＧの予測状態軌跡を示す。この図においては、例え
ば、１つの制御ストラティジーもしくは方策を採用した
場合に軌跡７４が得られ、この軌跡７４はΔＬ分後に、
１ｅａｐ”だけＴＧ’Ｅ；囁拘束条件を侵犯するであろ
うこと、即ちＣａｐ”人の顧客が閉め出されるであろう
ことが予渭１されている。この想定状況においては、望
ましい制御方策は、予測される溢れｃａｐ”を、このＴ
Ｇと交差しない他の経路間に分配することであろう。過
剰負荷を分配することができない場合には、ｃａｐ”人
の顧客が発信ｈ５において閉め出されるであろう。と言
うのは、過剰需要に対する経路選択の試みは、渋滞期間
中骨ＩＲなネットワーク資源の浪費を齋すであろうから
である。しかしながら、この状況が多数のＳＤ対に対し
て予測される場合には、どのＳＤ高需要閉塞するかの判
定は些細な問題ではない。 既に述べたように、制御目標は、或る種のネットワーク
制約条件を受けるＢのノルムを最小にすることである。 目標が、後続の長さΔｔの期間中サービスを受ける顧客
の数を最大にすることにある場合には、ノルム１、即ち
線形プログラムで正確にこの目標をモデル化する。しか
しながら、このような仕方で問題を定式化すると、下記
の例で示される電気通信ネットワークにおける基本的な
関心事が無視されることになるであろう。 第８図に示しである中線な３ノード・ネットワークにつ
いて考察してみる。このネットワークにおける谷リンク
容量λ（実際にはμ及びΔＬを１に＋Ｅ規化してλ／μ
の容量）を有し、そしてネットワークは等しい需要（２
λ）で２つのＳＤ対ＡＣ及びＢＣを収容する。この問題
の線形プログラムの定式化は、 容ｊｅｔ制約を受けるＢＡｃ＋Ｂｎｃを最小にする　（
１０）及び非負の制約である。自明なように、ネットワ
ークの最適呼搬送容量は２λである。従って、第９図の
線 １（ＡＣ１ｌ−３ＨＣ＝２ −１−の解が最適解であり、 Ｂｏｃ”２でｔ３Ａｃ＝ｏ及びＬｃ＝０で１３ＡＣ−２
を含む。 −１−の解は式（１０）の意味では最適であるが、多く
の電気通信用途においては、これら解は公正でないと考
えられる可能性がある。この問題は、（Ｉｌ、ｃ≦閾値
またはその逆の拘束条件を最小にするような）余分の制
約を付加することにより矯正することはできない。とＳ
うのは、最適性が犠牲にされたり或いは制約を不可能に
するからである。上の例示した問題は決して希な問題で
はない。実際、ｒｒ独でない最小という問題は、ＳＤ対
から拒絶された１つの呼が、ネットワーク内の他のＳＤ
対により獲得された１つの呼に対し等価となるような競
合状況において生ずる。 本来の性能１」標（閉塞）を保留しつつ「不公正ｉ解を
避けるために、競合期間中１−記問題を二次プログラミ
ング問題ノルム２として、単純化のためにΔＬ＝１とし
て容！ｄ及び正の拘束を受ける。 １１式（１１）での最小にする解は多数の所望な特性を
有する。第一は、式（１１）で、ＳＤ閉塞呼の一部分の
−［み付けされた分散を最小にすることによりＦ公゛正
１という品質が獲得される。重みに対する叉、６の選択
は、Ｆ記の特殊問題に対する解により動機付けられる。 多数のＳｔ）対がネットワーク資源に対して競合してい
ると仮定する。更に、第８図及び第９図に示した３ノ一
ド問題の場合と同様Ｉこ、最小化問題をＳＤ閉塞を用い
て叙述できるものと仮定４°る。即ち １一式中にはネットワークの最適呼搬送容量を表す（３
ノードの場合にはに＝２である）。従って、容量制約が
弔に、閉塞呼の最小達成可能数は、入力需要とネットワ
ークの最適呼搬送容量との間の差によって与えられるこ
とを意味するに過ぎない。この前提で、各競合ＳＤ対の
閉塞呼の数は直接その需要に比例する。即ら と言うのは式（１１）の最小値は、第９図に示すように
、展開している楕円体（等コスト面）と、閉塞呼の数に
対する制約により定められる超平面との第一の交差点に
位置するからである。例として、二次目標関数は、Ｌ述
の３ノ一ド問題に適用した場合、解として より複雑な３ノ一ド例に適応した場合式（８）における
線形プログラム定式化並びに式（Ｉｆ）における二次プ
ログラム定式化から得られる解が下記の表１に纏めであ
る。 表１ ３ノードの完全に接続されたネットワーク各ＴＧ￥￥　
ｊｉｔ　＝　Ｉ　５６　ＳＤ対、対角に２経路。 ｊｌ−略一渾訳〕Ｕ欠ρ−屹扛 ＳＤ　　　　　　　　　　Ｌｌ）　　　　　　ＱＰ＾Ｂ
　　　　１５　　　　　１．０　　　　０．７５ＡＣ５
０，００，７５ １（＾　　　１５　　　　　１．０　　　　０．７５＋
３ｃ　　　　５　　　　　０．０　　　　０．７５Ｃ＾
　　　１５　　　　　１．０　　　　０．７５ＣＩ３　
　　５　　　　　０．０　　　　０．７５３ノ一ド問題
に適応されたノルムｌ及びノルム２の［１標関数 ご、こでも、一般性を失うことなく、サービス・レート
μはこの例の場合一単位に設定される。この例において
、２つのアルゴリズムは同じ費用を唐ず点に注意され度
い。しかしながら、二次問題に対する解は、より「公ｓ
ｔｉ、な」仕方のアクセス制御ストラティジーを実現す
る。 二次プログラミングの定式化の第二の望ましい品質は、
［１標関数の値が間接的に閉塞呼の数に結び付いている
ことである。例えば、ＳＤ経路選択を変更することによ
り人トラフィックを完全に収容する方法があれば、式（
１１）が式（８）におけると同じ最小値を取るので二次
プログラムはそうするであろう。アクセス制御が必要に
なれば、需要の高いＢＤ対が需要の低いＢＤ対に対して
優先される。しかしながら、二次プログラムの解は線形
プログラムの解と整合しなくなる可能性がある。 本発明においては、制御変数を得るために以下のストラ
ティジーが用いられる。先ず、式（８）の線形プログラ
ミング問題を解く。解がアクセス制御を要求しない場合
、即ち各ＢＤ対（ベア）の制御変数の総和が”１°であ
る場合には問題はない。アクセス制御がＢＤ対（ベア）
のうちの何れかに勧告されている場合には、式（１１）
の二次プログラミング問題を解く。次いで、その結果得
られる一次及び二次プログラムの費用関数を比較する。 費用関数が二次プログラムの費用関数よりも低い場合に
は、このことは、問題に対（ベア）する解が単一である
ことを意味するので、線形プログラムの解を求める。２
つの１１標関数が等しい場合には、−次プ【２グラムの
解がｉ不公正−１であり得るので二次プログラムの解を
求める。 ｒ’ＡＲ３の制御アルゴリズムは次のように要約するこ
とができよう（なお、第１０図を参照されたい）Ａ、ネ
ットワーク要Ｉｆ：（ＮＥ）において、ｉ）区間（ｔ、
ｔ−Ｔ）中、各ＢＤ対（ベア）の到達レートを測定する
（１１０）。 ｉｉ）時点りで、各ネットワーク内の各ＴＧにおける塞
がり回線数を測定する（１１２）。 ｉｉｉ　）時点りで、測定量をＮＣＣに中継する（１１
３）。 ｉｖ）ネットワーク制御センター（ＮＣＣ）において、
ＰＡＲＳシステムは、 ａ）式（７）を用いて各ＳＤ到迂レートの推定値を形成
する（１１４）。 ｂ）式（８）で定式化されている線形もしくは一次プロ
グラムを解＜　（１１６）。 Ｃ）各ＢＤ対（ベア）に対しトラフィック制御変数の総
和をチェックする（１１８）。 ｄ）総和力じＩ”になった時にはステップ（ｖｉ）を開
始しく１２０）、 そうでない場合には Ｃ）式（１１）の二次プログラムを解＜　（１２２）。 ｒ）−次プログラム目標が二次プログラム目標よりも小
さい場合には、二次プログラムの解に等しくなるように
制御ベクトルｕ（ｔ）を設定し、そうでない場合には、
ｕ（ｔ）を二次プログラムの解に等しく設定する（１２
４）。 Ｖ）制御変数をネットワーク内の適当な交換スイッチに
伝送する（１２４）。 ｖｉ）　（ｔ＋Ｔ、ｔ］中、スイッチは相応に人トラフ
ィックを制御する（１２ｇ）。 次に、一連のシミュレートした例と関連して、ＰＡＲＳ
のトラフィック制御属性について説明する。 総ての例において、出発開時間及び到達量時間は指数関
数的に分布した。これら例の内の幾つかのものにおいて
ＰＡＲＳの性能をアルゴリズム−１（Ａ−１と略記する
）と称する代替動的経路選択ストラティジーと比較する
。Ａ−１の経路選択ストラティジーが、現存の動的トラ
フィック・アルゴリズムの幾つかのアルゴリズ１１に対
する基礎を形成する。 ＰＡＲＳにおけるように、Ａ−１はＹめ定義されている
経路選択トコロジーをとる。アルゴリズムＡ−１はノー
ドを接続する各経路における空き容量に比例しＳＤ対需
要を分割する。ある経路における空き容量とは、該経路
を構成するリンクの過剰容量の最小値として定義される
。 第１の例は、２つのＳＤ対ＡＢ及びＨＤを有ケる単純な
４ノードネツトワークである。６対には２つの経路が割
り当てられており、これら各経路に対して、ｕｌ、　ｕ
ｔ及びＵ４、ｕ４はそれぞれ、制御変数である。完全な
シミュレーション状況が第１１ａ図及び第１１ｂ図に描
いである。時間区間［０，３０）中、ＳＤ到達レートは
２０呼／分に設定される。区間［３０，６０）中は、Ａ
Ｄ到達レートは＋００に変えられ、他方、ＨＤ需要は一
定に保たれる。この単純な状況設定においては、余剰の
負荷を収容するのに１つの方法しかない。即ち、ＢＤ対
（ベア）ＢＤはその総てのトラフィックをリンクＸ３、
Ｘ４を介して経路し、それによりＢＤ対（ベア）八Ｂが
、ＢＤの直接経路であるリンク４５を完全に利用できる
ようにしなければならない。標本化区間は、２分である
ので、変化の最初の記号は３２分後に検知される。各Ｓ
Ｄ対に対するトラフィック制御変数は第１２ａ図及び第
１２ｂ図に描かれている。 身 ３２分後の時点で、到達レートにおける跳躍が捕捉され
るが、過去の推定量の平滑作用で完全な制御応動は阻止
される。＾Ｄ制御変数Ｕ１、ｕｔは第１２ａ図に示すよ
うに僅かに調整されるが、ＢＤの制御変数ｕ３、ｕ４は
第１２ｂ図に示すように変更されない。 次の標本化時点（即ち、ｔ・３４）で、測定到達レート
でそれ以１１りの到達レートを確認し、ＰＡＲ８は過負
荷に対し完全な応答を発生ずる（第１２ａ図及び第１２
ｂ図参照）。容量限界に達する前に、ＴＧ占有軌線を変
更゛４°る際の、判断の予測的性質が第１３ａ図及び第
１３ｂ図に例示しである。 第２及び第３の例においては、ＰＡＲ３の性能を（＾−
Ｉ）の性能と比較する。この目的で、５ノードのネット
ワークが選択される。第２の例の状況設定は第１４図及
び第１５図に示しである。ＡＢからＤＢの１０本のリン
クは、総て１２呼の容ｆＲを有するものとして示しであ
る。ＡＣ及びＥＣを除き総てのＳＤ対に対する到達レー
トは０．０である。　第１５図にはλＡＣ及びλｌ＋ｃ
が描かれている。ＡＣに対する代替経路はＡＥ。 ＩＥＣ及びＡＨ％１３Ｃである。ＥＣに対する代替経路
は、ＥＤ。 ＤＣ及びｔａｎ、　Ｂｃである。関心のある現象が、各
ネットワーク制御アルゴリズムに対し、リンクＥＣに対
°４゛る占有プロファイルにより示されている。Ａ−１
により制御される場合のリンクＥＣにおける振動性負荷
について以下に説明する。＾−Ｉ環境においては、各Ｓ
Ｄ対は、独立に、そのトラフィック制御変数を計算する
。その結果、ＴＧ占有レベルが低くなると、ＴＧを横切
る経路は、人ＳＤトラフィックの大きな部分を搬送する
ように割当てられる。次の更新時点で、ＴＧは渋滞状態
になり、ＳＤ対は、次の更新周期まで（ＴＧが空きにな
るまで）これら経路の使用を回避する。 第１６図において、（Ａ−１）は、最初に、２つの発信
ノード八及びＩＣが、Ｃを着信局とするトラフィックを
、それらの経路間に均等に分割すべきことを勧告する。 （と言うのは、ＴＧは初期状態において空きであるから
である）。平均保留時間は、５分とされているので、１
０分の更新区間で、ＴＧの古イ】°レベルは、式（４）
から明らかなように、定常状態値のほぼ８６％に達し得
る。その結果、ＴＧのＢＣ及びＥＣが循環的な仕方で渋
滞状態になったり非渋滞状態になる。 ＳＤ対（ベア）ＡＣの場合に到達レートが高レベルから
低レベルに変化しモしてＳＤ対（ペア）ＥＣの場合に低
レベルから高レベルに変化してら、上記の循環現象は存
続する。と言うのは、ネットワークのリンクに対する効
果は依然として同じであるからである。Ａ−１とは対照
的に、ＰＡＲ３は、第１７図に示すようにシミュレーシ
ョンにより需要を完全に収容すべくネットワーク資にｔ
を最大限に利用する。リンクＥＣの容量を用いて、［０
，４５）時間中、ＡＣトラフィックの３分の１を収容す
る。［４５，１００）期間中も、ＳＤ対（ペア）ＥＣに
対して類似のプロシージャが繰り返される。 この例においては、更新区間を減少ケることにより、Ａ
−１に対する振動を除去することができる。 しかしながら、この方式では一般的問題を解決すること
ができない。と言うのは、リンクＩＥｃ及びＨＣに対し
て競合するＳＤ対（ベア）の数を増加することにより振
動性挙動が回生じ得るからである。実際、ここにおける
問題は、Ａ−１において、各ＳＤ対が、（この１Ｃ例に
おいては必ずしも適切な表現とは言えないカリ受は取っ
た料金に従いネットワーク資源を選択することである。 第１８図には、第１４図の５）−ド・ネットワークに対
する各制御アルゴリズムによって達成される平均閉塞数
が示しである。このグラフの基となる前提条件は下記の
通りである。 負荷に対　　平均保留時間−５分 ＳＤ　　　する寄与　　総てのリンクの容ｒ＋ｔ＝１５
の割合　　　標本化区間−１０分 Ａ）ｌ　　　　１／４ 八Ｃｌ／１２ Ｆ、Ｂ　　　　ｌ／１２ ＥＣ１／４ １シＤ　　　　　　１／１２ ＤＡ　　　　ｌ／１２ ＤＨ＋／＋２ ＤＣｌ／１２ （＾−１は、ＰＡＲＳと穴なり長い経路で搬送されるト
ラフィックに対してペナルティを課さない。従って、公
正を期して、１つまたは２つのリンクからなる経路に対
する経路選択トポロジーを制限する。）軽トラフィック
状！５：（Ｏ乃至５０アーラン）の場合には、２つの制
御スキームにおいて達成される平均閉塞には、差は殆ど
見られない。中負荷レベル（５０乃至１１０アーラン）
の場合には、ＰＡＲＳは一貫して、＾−１より低い閉塞
値を達成する。＾−１のより高い平均閉塞の理由は、Ｓ
Ｄ対（ベア）ＥＣに対するリンクＥＢ−１３Ｃ（第１４
図）からなる経路がＳＤ対（ベア）八Ｂの２つの経路Ａ
Ｃ−ＣＩ３及び＾ｌ＞　−Ｅ　１１と交差するからであ
る。 Ａ−１における経路判定は分散方式で行われるので、Ｓ
Ｄ対（ベア）ＥＣは、平均閉塞に対する影響に関係なく
、リンクＩＥＢ及びＥＣに対しＳＤ対（ベア）八Ｂと同
じ［権利」を有する。 山々しい過負荷領域（１１０乃至２０Ｇアーラン）にお
いては、＾−１によって達成される平均閉塞は、実際、
ＰＡＲＳによって達成される平均閉塞よりも少ない。し
かしながら、Ｉ’ＡＲ３における閉塞は２つの要素を（
ｆする点を想起されたい。即ちＴＧにおける閉塞と発信
局における閉塞である。１１０アーランを越えると、入
トラフィックの更に大きな部分が発信局で閉塞される。 即ち、遠隔地点に空き回線が存在しても、空き回線を探
索する試みは行われない。明らかなように、＾−］は、
ネットワーク交換システムの渋滞を阻止するためには、
（例えば、ネットワーク管理者による介入のような）補
助的な、渋滞制御スキーマに依拠しなければならない。 なお、ネットワークがＰＡＲＳによって制御される場合
には、ＴＧ　１８２で閉塞される呼の割合は、１１０ア
ーランを越えるほぼ一定のレベル（０，１４）に留どま
る点に注目されたい。 集、中退負荷状況におけるネットワーク管理者の主たる
関心事は、背景トラフィック（非過負荷トラフィック）
に対する集中過負荷トラフィックの影響を制限すること
にある。ＰＡＲＳの性能のこの面に関して説明するため
に、最後に、そのテスト・ケースをシミュレートしてみ
る。ネットワークは第１９図に示しである。Ｔはタンデ
ム・ノードである。総てのノードは完全に接続されてい
る。集中過負荷は白抜きのノード１９０から斜線を引い
たノード１９２に存在する。リンク容Ｈｔは１００であ
り、平均保留時間は５分である。第２０図には、固定の
背景負荷（ＳＤ対対角３呼／分）を有する集中過負荷ｌ
・ラフイックの関数として、該集中過負荷トラフィック
２００及び背景トラフィック２０２に対するトラフィッ
ク制御経路選択変数の平均和が示しである。集中過負荷
が由々しくなるに伴い発信局で閉塞される過負荷トラフ
ィ１りの割合が高くなる。 更に、陰影を付けたノードを着信局としないトラフィッ
クは集中過負荷の影響から保護される。個々のトラフィ
ック・パラメータは、示してはいないが、閉塞は、（二
次プログラムを最小にする結果として）背景トラフィッ
ク及び集中過負荷トラフィックを発生しているＳＤ対間
に均等に広がる。 ＰＡＲＳは、実時間でネットワークを制御するように企
図されているものであるから、最適化問題を実時間で解
決しなければならない。これと関連して、解をＬ分色に
再計算する際に、先行の区間の解を、次の区間に対する
初期推定量として使用することができる点に注怠され度
い。即ち、初期設定プロシージャ以後、標本化区間毎に
問題の解決を「暖状態で開始する」ことができるのであ
る。標本化区間を、ネットワークにおけるトラフィック
・ブ

【２フアイルの関数として選択する場合（例えば十
均保留時間５分の音声呼に対し、標本化区間が１０分を
越えないように選択する）場合には、初期推定が容易に
なりｈっ「近」最適になる確率が高くなる。 実時間でトラフィック制御変数の計算の容易性を評価す
るために、多数の過負荷テスト・ケースについて最適化
問題を解くのに要したＣＰυ時間を測定した。第２１図
には、各ＳＤ対に対する到達レートが示ｊ、てあり、そ
して第２２図には、３０個のＳＤ対及び９０本の経路、
即ちＳＤ対当たり３経路の完全に接続された６ノードの
ネットワークで「最も過酷な」トラフィック状態の１つ
に関する結果が示しである。このテストの目的で６ノー
ドのネットワークを選択したのは次の２つの理由からで
ある。 第一に、大規模なＧＴＥを運用している会社ではそれら
のローカル・ネットワークにほぼ同数のタンデム交換機
もしくはスイッチを使用しているからであり、第二には
、６ノード・モデルが、実時間トラフィック制御スキー
ムの効果性を決定するためにベル・ノーザン（Ｂ６１１
　Ｎｏｒｔｈｅｒｎ）により現場試用されている実際の
ネットワークに類似しているからである。 第２１図には、３つの異なった動作状態に対し時間の関
数としてネットワークの負荷が示しである。 時間区間０．１０においては、ネットワークの負荷は低
乃至中負荷であり、区間１０．２ｏでは重負荷であり、
区間２０．３０では極めて高い負荷であるという特徴を
有する。この設定状況に対する計算時間（ＶＡＸ８８０
０を用いた場合）が第２２図に示しである。 第一の時間区間中、ＰＡＲＳは成功裡に総ての人トラフ
ィックを経路する。従って、初期設定後、それに続く制
御の更新は実行し得る最適な推定で始められる。しかし
ながら時点１２においては、初期推定は実行不可能では
ないしまた最適例も無い。 従って、この理由から、計算時間に跳躍が生ずる。 このシミュレーション設定状況は極端な例である。 と言うのは、到達レートは、ネットワーク内の各ＳＤ対
対角変わるからである。にも拘わらず、１秒台の計算時
間が不可能であるとは考えられない。 本明細書においては、ネットワーク・トラフィック制御
の静的開ループ方法が将来及び現代の同種の不安定性が
益々高まっているトランク１り環境に対する総合サービ
ス・ネットワークに対して不適当であることを示した。 この問題を対処するために、予測アクセス制御及び経路
選択ストラティジ−（ＰＡＲＳ）、即ち動的閉ループ・
ネットワーク・トラフィック・コントローラを開発した
。 ＰＡＲＳによる制御勧告は、ネットワーク・トランク群
上の予測負荷レベルの関数である。予測は、発信−着信
到達レート及び瞬時もしくは現在トランク群占有レベル
のような実時間ネットワーク測定量に基づいて行われる
。ＰＡＲＳは予測区間中、ネットワーク制御を最適化す
るように設計されたアクセス制御及び経路選択方策の組
合せにより予測トランク群軌線を°操作する。ネットワ
ーク・サービス制御点（ＳＣＰ）は、トラフィック経路
選択及びアクセス制御の組合せにより勧告を実行する。 ここに提示した分析並びにシミュレーション例からＩ’
ＡＲ３の性能に関し下記のような結論を引き出すことが
できよう。 １　、　ＰＡＲＳは経路選択及びアクセス制御活動の組
合せによりネットワーク要素渋滞を予測し１１つ阻止さ
えすることができる。 ２、ＰＡＲＳは、連続ベースで、発信−着信経路選択を
再変更することにより実時間ネットワーク性能を最適化
することができる。 ３、ネットワーク発信−着信対間における企図しない区
別を回避するために、或る種の［公正、１度をＰＡＲＳ
のアクセス制御ストラティジーに組み入れることができ
る。 本発明の他の特徴や利点は、本発明と従来技術との比較
から明らかである。予測性アクセス制御及び経路選択ス
トラティジ−（ＰＡＲＳ）は、幾つかの！Ｒ要な点で、
現存の実時間ネットワーク制御アルゴリズムと異なって
いる。ＰＡＲＳは、アクセス制御及び経路選択活動の組
合せにより実時間ネットワーク性能を最適化する。従来
のアルゴリズムでは、これらの活動は個別に独立して取
り扱われている。 これが重要な相異で”ある。何故ならば、異種の呼はプ
ロファイル（例えば帯域幅におけるプロファイル）にお
いて異なるばかりではなく異なった収益を発生すること
もできる。従って、最適なネットワーク性能、を達成す
るために゛は、他を犠牲にして幾つかの呼を閉塞しなけ
ればならない場合が有り得る。更に、ネットワークに対
する需要が最適サービス実行容量を越えると、ＰＡＲＳ
は発信局及び着信局から「不偏の仕方で」ネットワーク
資源に対するアクセスを制御する。即ち、ｒＡＲ８のア
クセス制御要素に或る程度の「公正さ」が取り入れられ
る。 ＰＡＲＳは、従来のアルゴリズムに類似の仕方で、各発
信−着信（ＳＤ）対に対し複数の経路を予め定める。 しかしながら、それとは対照的に、ＰＡＲＳは経路内の
リンク数に制限を課さない（ＤＣＲ及びＤＮＩＩＲは２
つのリンクからなる経路の使用しか許容しない）。 明らかなように、作戦用のネットワークのような多くの
ネットワークにとって、２本のリンクからなる経路への
制限は現実的ではない。 ＰＡＲＳは、予測ネットワーク・トラフィック状態に基
づいて実時間制御判断を行う。これは、経路皮びアクセ
ス制御ストラティジーの関数としてネットワークの性能
を予測することにより実行される。ＰＡＲＳは、次の時
間区間中、期待される最適性能を生ぜしめる制御ストラ
ティジーを採用する。 このようにして、ＰＡＲＳは、ネットワーク内の渋滞も
しくは混雑に単に応答するのではなくそれを予測し且つ
阻止さえすることができる。これがＰＡＲＳの独特な属
性である。 ！）ＡＲＳは実際、実時間状態依存制御スキーマである
。ＩＩＡＲｓの制御ストラティジーは実時間リンク占ｔ
’ｆレベル測定並びに実時間発信−着信到達レートに基
づいている。 １）ＡＲＳは（音声／ビデオ／データ他のような）複数
の回線切換サービスを許容する電気通信ネットワークを
制御することができる。 １】ＡＲＳは、経路及びアクセス制御の関数として長期
間（約５分光までの）ネットワーク挙動を予測もしくは
立案し、次いで、次の５０期間中最適な性能を生ぜしめ
る組合せ経路選択及びアクセス制御ストラティジーを選
択する。

【図面の簡単な説明】

第１図は現在用いられている公衆交換電話網（ネットワ
ーク）制御構造を示すブロック・ダイヤグラム、第２図
はインテリジェントなネットワーク・アーキテクチャと
関連して本発明の動作原理を略解する図、第３図は、本
発明のシステムが現代のネットワーク制御構造を用いて
定義された経路に沿い未来のトラフィックを割り当てる
のにどのように制御変数を利用するかの一例を示す図、
第４図は、３つの異なった平均保留時間に対するトラン
ク群の平均占有レベルを時間の関数として示すグラフ、
第５ａ図は、本発明のシステムを用いて、単一のトラン
ク群に対する実際のトランク群占有とｆ測トランク群占
有との関係を示すグラフ、第５ｂ図は第５ａ図に対応す
る到達レート・プロファイルを示す図、第６図は本発明
の制御手続きもしくはプロシージャのブロック・ダイヤ
グラム、第７図は本発明の経路選択及びアクセス制御の
関数として二、三の予測リンク占有レベル軌線を示すグ
ラフ、第８図は最適化における問題を図解するために３
ノード・ネットワークを略示する図、第９図は第８図の
問題に対する解を示すグラフ、第１０図は本発明で用い
られる制御アルゴリズムをフローチャートで示す図、第
１１ａ図及び第１１ｂ図は、アルゴリズムの実時間トラ
フィック制御能力を示ずシミュレーション例のための４
ノード・ネットワークのダイヤグラム、第１２ａ図及び
第１２ｂ図は第１１ａ図及び第１１ｂ図の例の場合にお
けるトラフィック制御変数を示すグラフ、第１３ａ図及
び第１３ｂ図は第１１ａ図及び第１１ｂ図の例の場合の
トラック占有状態を示す図、第１４図乃至第１７図は、
本発明及び従来技術に対するリンク占有レベルを比較す
る５ノード・ネットワークに対する呼レートの第二の例
を示す図、第１８図は、第１４図乃至第１７図の例にお
いて本発明と従来技術の場合の平均閉塞を比較する図、
第１９図は、集中過負荷状況を図解する図、第２０図は
、本発明のシステムを用いた場合の背景負荷に対する集
中過負荷の影響を示すグラフ、そして第２１図及び第２
２図は、負荷の変動の関数として実時間でトラフィック
制御変数を再計算するのに要求される時間を示す図であ
る。 之０・・・ネットワーク制御センター、２１・・・メツ
セージ搬送ネットワーク、　２２・・・通信管理ネット
ワーク、２３・・・ＣＣＳネットワーク、２４・・・サ
ービス交換点、２５・・・サービス制御点、６０・・・
経路選択／アクセス制御部、６２・・・ネットワーク、
６８・・・最小予測閉塞演算部、６６・・・測定到達レ
ート・フィルタ。 Ｆ１ＬψＺ。 Ｆ”ｉψ４゜ 時　間 Ｆ”Ｌｔ７．５ａ。 日（１間　（４ｒ） Ｆ”ｉψｓｂ。 Ｆ’Ｌｑ、　６゜ Ｆ”ｉψ２゜ Ｊ菖Ｌｔ７．９゜ Ｆ″ｉのヱｉａ。 Ｆ’ｉｔ７．１０゜ Ｆ″Ｌｑ、ｉ６゜ ＦｔψｌＺ。

Claims (1)

1. 【特許請求の範囲】 １、ノードを含み、各ノードが他の各ノードと通信する
   ように適応され、前記ノードの相互接続でネットワーク
   ・トポロジーを構成しているネットワークに対するアク
   セス並びに該ネットワークを介してのトラフィックの経
   路選択を行うための予測性アクセス制御及び経路選択シ
   ステムにおいて、中央コンピュータを有するネットワー
   ク中央センターと、 それぞれが、インテリジェントなソフトウェア制御交換
   スイッチである前記ネットワーク内の複数個のノードと
   を備え、 各ノードはデータ・リンクを介して前記ネットワーク制
   御センターの前記コンピュータに接続され、 前記ノードの各々は、 ａ）その出トランク群の現在の占有状態を測定して瞬時
   ノード対ノード間リンクの占有状態を決定し、現在のリ
   ンク占有状態を前記ネットワーク制御センターに伝送す
   る手段と、 ｂ）或る時間区間中、着信ノードとしての前記他のノー
   ドの各々に到達しようとする発信ノードの試行の数を計
   数して前記時間区間中の発信−着信到達レートを決定し
   、前記発信−着信到達レートを前記ネットワーク制御セ
   ンターに送信するための手段とを備え、 更に、発信ノードとしての各ノードから着信ノードとし
   ての他の総てのノードへの先験的に定められて、それぞ
   れ前記ネットワーク内のノード間に１つまたは２つ以上
   のリンクを有する経路の集合を含む経路選択トポロジー
   と、 現在の時間区間の実際の発信−着信レートに基づき次続
   の時間区間に対する発信−着信到達レートを予測するた
   めの手段と、 入力として前記瞬時リンク占有測定量、前記予測発信−
   着信到達レート、前記ネットワーク・トポロジー及び前
   記経路選択トポロジーを用いて、次に続く時間区間の終
   時における前記ネットワークの各リンクに対するトラン
   ク群占有を予測するための手段と、 ノードの各発信−着信対に対するトラフィック制御変数
   を計算するための手段と含み、 前記トラフィック制御変数は、次の時間区間に、各発信
   −着信対の各経路に与えられるべき入トラフィックの割
   合を決定するのに用いられ、更に次の時間区間中に使用
   するために前記インテリジェント交換スイッチに前記ト
   ラフィック制御変数を伝送するための手段を含み、 前記インテリジェント交換スイッチは次の時間区間に対
   する前記トラフィック制御パラメータに従ってそれぞれ
   の経路選択テーブルを更新すると共に前記発信−着信経
   路間に到達トラフィックを割当てることを特徴とするシ
   ステム。 ２、入呼を発信−着信経路に割り当てるための手段が、 実数「０」と「１」間の区間を部分区間に分割し、各部
   分区間の長さを特定の発信−着信対の各トラフィック制
   御変数の大きさに等価にし、 均等分布に従い「０」と「１」との間のランダム数を発
   生し、そして前記ランダム数が入る区間を探知し、該区
   間で経路を表し、それにより前記呼に対する経路の出リ
   ンクを決定する請求項１に記載のシステム。 ３、１つの発信−着信対に対する前記トラフィック制御
   変数が合計で「１」よりも小さくなるようにし、それに
   より閉塞された呼の正確な比率が決定されるように或る
   数の出呼を閉塞する請求項２に記載のシステム。 ４、更に、異種のトラフィックに対し重みを割り当てる
   ための手段と、 発信−着信閉塞の重み付けされた総和を最小にするため
   の手段とを含む請求項１に記載のシステム。 ５、通信ネットワークを実時間で管理するための予測性
   アクセス制御及び経路選択システムにおいて、 ノードの集合を含み、各ノードはインテリジェントなソ
   フトウェア制御交換スイッチを含み他の総てのノードと
   通信するように適応され、それにより各ノードが発信局
   或いは着信局としての働きをなし、各ノード対ノード間
   接続がリンクを構成し、前記接続でネットワーク・トポ
   ロジーを形成し、 中央コンピュータ・システムを含むネットワーク制御セ
   ンターと、 各ノードを前記制御センターに接続するデータ・リンク
   と、 発信ノードとしての前記ネットワークの任意のノードと
   着信ノードとしての前記ノードの他の任意のノードとの
   間に先験的に定められて、それぞれが１つまたは２つ以
   上のリンクを含む経路の集合を含む経路トポロジーと、 前記ネットワークの操業時間を、トラフィックの保留時
   間の関数としての長さを有する時間区間に分割するため
   の手段と含み、 各インテリジェント交換スイッチは、現在の時間区間内
   の特定の時点における出トランクの瞬時リンク占有状態
   を決定するための手段を有し、更に 前記リンク占有状態を前記制御センターに報告するため
   の手段と、 前記特定の時間区間中に各発信ノードから各着信ノード
   への到達試行の数を計数するための手段と、 前記制御センターに発信−着信到達試行の前記数を報告
   するための手段とを含み、 前記制御センターは、先行の時間区間中の到達レートに
   基づき後続の時間区間中の各発信−着信対に対する到達
   レートを予測するための手段を有し、 前記制御センターは、先行の時間区間のリンク占有測定
   、実際の発信−着信到達レート及び予測発信−着信到達
   レート、ネットワーク・トポロジー及び経路トポロジー
   に基づいて次続の時間区間内の特定の時点における前記
   ネットワークの各リンクに対するリンク占有を予測する
   ための手段を有し、更に 後続の時間区間における発信−着信ノードの各対に対す
   るトラフィック制御変数を設定するための手段を含み、
   前記トラフィック制御変数は、各発信−着信対に対する
   各経路への入トラフィックの或る割合での割当てを特定
   し、前記トラフィック制御変数の総和を「１」にせず、
   該制御変数を用いて前記ネットワークに対するアクセス
   を制御し、更に 前記トラフィック制御変数を前記ノードに伝送するため
   の手段と、 前記ノード内で前記割当てを実行すための手段とを含む
   予測性アクセス制御及び経路選択システム。 ６、更に、前記予測発信−着信到達レート及び前記予測
   リンク占有状態を用いて最適経路選択ストラティジーを
   定式化するための手段 を含む請求項５に記載のシステム。 ７、入トラフィックの未来の到達レート＠λ＠（ｔ）を
   推定するための前記手段が ＠λ＠（ｔ、ｔ）＝［１−α（ｔ）］＠λ＠（ｔ、ｔ−
   Ｔ）＋α（ｔ）ｙ（ｔ）（ｄ／ｄｔ）＠λ＠（ｔ、ｔ）
   ＝［１−β（ｔ）］（ｄ／ｄｔ）＠λ＠（ｔ、ｔ−Ｔ）
   ＋β（ｔ）（［ｙ（ｔ）−＠λ＠（ｔ−Ｔ、ｔ−Ｔ）］
   ／Ｔ）の形態の二次線形予測子を実行すための手段を含
   み、 上式中＠λ＠（ｔ）はλ（ｔ）のろ過された推定値であ
   り、 ＠λ＠（ｔ、ｔ−Ｔ）はλ（Ｔ）の予測推定値であり、
   そして α及びβはカルマン利得であり、 後続の時間区間における到達レートの前記予測推定値が
   、完了したばかりの先行の区間に対する推定値と前記直
   前の区間に対する測定到達レートの重み付けされた和で
   ある請求項６に記載のシステム。 ８、時間区間の開始で行われる前記状態推定のための手
   段が、前記時間区間の終時における各トランク群の占有
   レベルを予測するための手段を含む請求項６に記載のシ
   ステム。 ９、前記ネットワーク上の閉塞呼数を最小にするための
   手段が、 式 Ｂ＿ｓ＿ｄ＝＠λ＠＿ｓ＿ｄΔｔ｛１−Σ＾ｒ＾ｓ＾ｄ
   ＿ｋ＿＝＿１ｕ＿ｓ＿ｄ＾ｋ（ｔ）｝に従い各発信−着
   信対に対する閉塞された呼の数を推定するための手段と
   、 全推定ネットワーク閉塞をベクトル式 Ａ（＠λ＠＿ｓ＿ｄ）ｕ≦ｃ（ｚ＿ｉ） で表すための手段とを含み、上式中ベクトルｕはマトリ
   ックスＡにより較正されたトラフィック制御変数の集ま
   りであり、ベクトルｃは制約パラメータの集まりであり
   、更に Ｂのノルムを最小にするための手段と、 前記最小化手段の出力を前記トラフィック制御変数とし
   て前記インテリジェント・ノードに伝送するための手段
   とを含む請求項６に記載のシステム。 １０、制御センターと、各ノードが他の各ノードと通信
   するように適応されている複数個の相互接続されたノー
   ドとを含むネットワークのための予測性アクセス制御及
   び経路選択システムにおいて、前記ネットワーク制御セ
   ンターに設けられた中央コンピュータを含み、 各ノードは、前記ネットワーク内の少なくとも１つの他
   のノードに接続されて前記ネットワーク内にネットワー
   ク・トポロジーを構成するリンクを形成する複数個のト
   ランク群を制御するソフトウェア制御インテリジェント
   交換スイッチと、前記ノードを前記中央コンピュータに
   接続するデータ・リンクを含み、 前記ネットワークは、該ネットワークの任意２つのノー
   ド間に１つまたは２つ以上のリンクを有する定められた
   経路の集合からなる経路トポロジーを有し、 前記ネットワークの動作を時間区間に分割する手段を含
   み、 各ノードは、各時間区間の終時に出トランク群占有を測
   定するための手段を有し、 各ノードは前記時間区間の持続中、該ノードへの着信を
   測定するための手段を有し、 先行の時間区間の終時におけるトランク占有状態、先行
   区間の到達レート、次続の時間区間中の予測到達及び出
   発レート並びに前記ネットワーク・トポロジーに基づい
   て次続の時間区間に対し前記ネットワークのトランク占
   有状態を予測するための手段を含み、 前記特定の各経路に予測入トラフィックを或る割合で割
   り当てるためのトラフィック制御変数を計算するための
   手段と、 過負荷が予測された場合に閉塞されるトラフィックを最
   小にするように前記トラフィック制御変数を最適化して
   前記ネットワークに対するアクセス及び制御方策をたて
   る手段と、 前記アクセス及び制御方策を実現するための手段とを含
   む予測性アクセス制御及び経路システム。 １１、前記時間区間が前記ネットワークにおけるトラフ
   ィックの平均保留時間の関数である請求項１０に記載の
   システム。 １２、異種トラフィックを有する通信ネットワークに対
   する時間区間を前記トラフィックの平均保留時間の最短
   時間に等しくした請求項１０に記載のシステム。 １３、異種のトラフィックを有する通信ネットワークに
   対する時間区間が前記トラフィックの平均保留時間の内
   の最短時間である請求項１０に記載のシステム。 １４、前記トラフィック制御変数を最適化するための前
   記手段が、選択された基準に従い推定トラフィックに重
   み付けするための手段と、過負荷が生じた場合に前記重
   み付けに従い閉塞されるトラフィックを最小にする手段
   とを含む請求項１０に記載のシステム。 １５、前記ネットワーク・トポロジー、前記先験的に定
   められた経路、前記経路トポロジー及び前記トラフィッ
   ク制御変数を前記ネットワーク制御センターで記憶する
   請求項１０に記載のシステム。 １６、ノードの各発信−着信対に対する前記トラフィッ
   ク制御変数の和が実区間［０、１］上にある請求項１０
   に記載のシステム。 １７、各ノードが、ΔＴの時間単位毎に、その出トラン
   ク群の現在の状態を前記制御センターに送出する請求項
   １０に記載のシステム。 １８、実際の到達レートを計算するための前記手段が、
   先行の時間区間中の総ての着信ノードに対するサービス
   要求の数を前記ネットワーク制御センターに伝送するた
   めの手段を含む請求項１０に記載のシステム。 １９、前記ネットワークの発信−着信到達レートを予測
   するための前記手段が、 下記の形 ＠λ＠（ｔ、ｔ）＝［１−α（ｔ）］＠λ＠（ｔ、ｔ−
   Ｔ）＋α（ｔ）ｙ（ｔ）（ｄ／ｄｔ）＠λ＠（ｔ、ｔ）
   ＝［１−β（ｔ）］（ｄ／ｄｔ）＠λ＠（ｔ、ｔ−Ｔ）
   ＋β（ｔ）（［ｙ（ｔ）−＠λ＠（ｔ−Ｔ、ｔ−Ｔ）］
   ／Ｔ）の二次線形予測子を実行するための手段を含み、
   上式中、＠λ＠（ｔ）はλ（ｔ）のろ過された推定値で
   あり、＠λ＠（ｔ、ｔ−Ｔ）はλ（ｔ）の予測推定値で
   あり、そして α及びβはカルマン利得であり、 以て、後続の時間区間に対する到達レートの予測推定値
   を、完了したばかりの先行の区間に対する推定値及び前
   記直前の区間に対する測定到達レートの重み付けされた
   和とした請求項１０に記載のシステム。 ２０、前記ネットワークのトランク群占有を予測するた
   めの前記手段が下記の式 ＠ｘ＠＿ｉ（ｔ＋Δｔ）＝ｅ＾−＾μ＾Δ＾ｔｚ＿ｉ（
   ｔ）＋（１−ｅ＾−＾μ＾Δ＾ｔ）／μΣ＿ｓ＿ｄ＿∈
   ＿Ｓ｛λ＿ｓ＿ｄ（ｔ）Σ＾ｒ＾ｓ＾ｄ＿ｋ＿＝＿１ｕ
   ＿ｓ＿ｄ＾ｋ（ｔ）（δ＿ｓ＿ｄ＾ｋ）＿ｉ｝Ｓ＝｛ネ
   ットワークＳＤ対のＥ個の算出された集合｝｜Ｓ｜＝Ｎ
   に従い演算する手段を含み、 上式中、ｚ＿ｉ（ｔ）は時点ｔにおけるＴＧｉ上の塞が
   り回線の数であり、＠ｘ＠＿ｉ（ｔ＋Δｔ）はＴＧｉ上
   の予測塞がり回線数であり、Ｎはネットワーク内のＳＤ
   対の総数であり、λ＿ｓ＿ｄ（ｔ）は次続のΔｔ分間の
   ＳＤ対のｓｄに対する到達レートであり、ｒ＿ｓ＿ｄは
   ＳＤ対のｓｄに割当てられた経路数であり、ｕ＿ｓ＿ｄ
   ＾ｋ（ｔ）、即ちＳＤ対のｓｄのｋ番目の制御変数は、
   次の制御区間中にＳＤのｋ番目の経路に割り当てられる
   べきλｓｄのトラフィック量の割合を表し、そして（δ
   ＿ｓ＿ｄ＾ｋ）＿ｉが定義関数である請求項１９に記載
   のシステム。 ２１、前記閉塞トラフィックを最小にするための前記手
   段が、 ０≦ｘ＿ｉ（ｔ＋Δｔ）≦ｃａｐ＿ｉ（但しｉ＝１、２
   、．．．、ＴＧ＿ｍ＿ａ＿ｘ）の範囲でΣ＿ｓ＿ｄ＿∈
   ＿ＳＢ＿ｓ＿ｄを最小にし且つΣ＾ｒ＾ｓ＾ｄ＿ｋ＿＝
   ＿１ｕ＿ｓ＿ｄ＾ｋ（ｔ）≦１、及びｕ＿ｓ＿ｄ＾ｋ≧
   ０を含む請求項２０に記載のシステム。 ２２、閉塞トラフィックを最小にする前記手段が、Σ＿
   ｓ＿ｄ＿∈＿ＳＢ＿ｓ＿ｄ≧−Ｋ＋Σ＿ｓ＿ｄ＿∈＿Ｓ
   ＠λ＠＿ｓ＿ｄの範囲でΣ＿ｓ＿ｄ＿∈＿Ｓ（Ｂ＿ｓ＿
   ｄ＾２／＠λ＠＿ｓ＿ｄ）を最小にするを含む請求項２
   ０に記載のシステム。 ２３、上側帯域及び下側帯域が、 Σ＿ｓ＿ｄ＿∈＿Ｓ｛＠λ＠＿ｓ＿ｄ（ｔ）（１−ｅ＾
   −＾Δ＾ｔ）／μΣ＾ｒ＾ｓ＾ｄ＿ｋ＿＝＿１ｕ＿ｓ＿
   ｄ＾ｋ（ｔ）（δ＿ｓ＿ｄ＾ｋ）＿ｉ｝≦ｃａｐ＿ｉ−
   ｅ＾−＾μ＾Δ＾ｔｚ＿ｉ（ｔ）及び、 Σ＿ｓ＿ｄ＿∈＿Ｓ｛＠λ＠＿ｓ＿ｄ（ｔ）（１−ｅ＾
   −＾μ＾Δ＾ｔ）／μΣ＾ｒ＾ｓ＾ｄ＿ｋ＿＝＿１ｕ＿
   ｓ＿ｄ＾ｋ（ｔ）（δ＿ｓ＿ｄ＾ｋ）＿ｉ｝≧ｅ＾−＾
   μ＾Δ＾ｔｚ＿ｉ（ｔ）である請求項２２に記載のシス
   テム。 ２４、前記制御制約条件が次式 Ａ（＠λ＠ｓｄ）ｕ≦ｃ（ｚｉ） で表され、上式中、ベクトルｕはマトリックスＡにより
   構成されたトラフィック制御変数の集まりであり、そし
   てベクトルＣは制約パラメータの集まりである請求項２
   ３記載のシステム。 ２５、前記最適化手段が、下式 Ｂ＿ｓ＿ｄ＝（＠λ＠＿ｓ＿ｄ｛−Ｋ＋Σ＿ｓ＿ｄ＿∈
   ＿Ｓ＠λ＠＿ｓ＿ｄ｝）／Σ＿ｓ＿ｄ＿∈＿Ｓ＠λ＠＿
   ｓ＿ｄに従い、ＳＤ閉塞呼の一部分の重み付けされた分
   散を最小にするための手段を含む請求項２１に記載のシ
   ステム。 ２６、ネットワーク制御センタと、リンクにより各ノー
   ドが少なくとも１つが他のノードに接続されて少なくと
   も１つのリンクを介し他の各ノード並びに前記ネットワ
   ーク制御センタと通信するように適応されているトポロ
   ジーを有する複数個のノードを含むネットワークに対す
   るアクセス並びに該ネットワークを介してのトラフィッ
   クの経路選択を制御するための方法において、 前記ノードの各発信−着信対間に１つまたは２つ以上の
   リンクからなる定められた経路の集合を含む経路トポロ
   ジーを発生し、 前記ネットワークの動作周期を時間区間に分割し、 第１の時間区間中の前記総ての経路に対する発信−着信
   到達レートを測定し、 前記第１の時間区間の終時に前記総てのリンクに対する
   リンク占有状態を測定し、 次続の時間区間に対する発信−着信到達レートを予測し
   、 次続の時間区間の終時に前記総てのリンクに対しリンク
   占有状態を予測し、 各発信−着信対に対し定義された各経路に与えるべき入
   トラフィックの割合を特定し、そして前記ネットワーク
   に対するアクセスを閉塞すべきトラフィックの割合を最
   小にする段階を含む方法。 ２７、ネットワーク制御センターと、複数個のノードを
   含み、各ノードが、少なくとも１つのリンクを介して他
   の各ノード並びに前記ネットワーク制御センターと通信
   するように適応されているネットワークに対するアクセ
   ス並びにネットワークを経るトラフィックの経路選択を
   制御するための方法において、 前記ノードの各発信−着信対間に定められた経路の集合
   を含む経路トポロジーを作成し、 前記ネットワークの動作周期を時間区間に分割し、 前記経路の現在の使用情況に応答して計算されたトラフ
   ィック制御変数を用い、対応の定義された経路の集合か
   らの、各発信−着信対間の経路の選択を制御する段階を
   含み、 前記トラフィック制御変数の計算が、 前記ネットワーク内の総ての発信−着信対に対する後続
   の時間区間における入到達レートを予測し、 後続の区間内の特定の時点で前記ネットワーク内の総て
   のリンクに対しリンク占有レベルを予測し、そして 後続の時間区間内の総ての入トラフィックに対する最適
   経路を定式化する段階を含む方法。 ２８、発信−着信対に対する経路集合内の各経路に、推
   定入トラフィックを計算された割合で割当て、そして制
   御段階が、各経路が計算された率で割当てられた前記ト
   ラフィックに対しサービスを完了するまで、入トラフィ
   ックを前記集合内の特定の経路にランダムに割当てる請
   求項２７に記載の方法。 ２９、ネットワーク・トポロジーを有する複数個の相互
   接続されたインテリジェント交換スイッチ及びネットワ
   ーク制御センタを含み、各交換スイッチが、リンクを介
   して他の各交換スイッチ並びに前記制御センタと通信す
   るように配列されているネットワーク交換システムに対
   するアクセス並びに該ネットワーク交換システムを経て
   の呼の経路選択を制御するための方法において、 それぞれが少なくとも１つのリンクを有する定められた
   経路の集合を各交換スイッチ間に発生し、前記経路のリ
   ンクの現在の使用情況、前記リンクにおける未来の到達
   数の予測及び未来の閉塞数の最小化の関数として前記集
   合から、前記交換スイッチ対間に呼経路の選択を制御す
   る段階を含み、前記選択を制御する段階が、 現在の時間区間における実際の占有率、現在の時間区間
   中の実際の到達数及び予測到達数並びに次続の時間区間
   における出発数を基に次続の時間区間における前記経路
   集合の各経路の各リンクに対し占有率を予測し、 トラフィックの閉塞を最小にしつつ前記交換スイッチ対
   間の各経路に対し計算された割合で未来の予測トラフィ
   ックを割当てる最適経路選択ストラティジーを定式化す
   る段階を含む方法。 ３０、ネットワーク制御センタと定義されたトポロジー
   に従いリンクにより相互接続された複数個のインテリジ
   ェント交換スイッチ・ノードを含み、各ノードが前記制
   御センタ並びに前記他のノードと通信するように配設さ
   れているネットワークに対するアクセス並びに該ネット
   ワークを経ての与えられたトラフィックの経路選択を制
   御する方法において、 各経路が少なくとも１つのリンクから構成され、各集合
   が少なくとも、各ノード対間の１つの経路含む経路トポ
   ロジーを予め選択された時間区間で使用するために作成
   し、 予め定められた時間区間でネットワーク・トポロジーの
   関数としてトラフィック制御変数、現在の時間区間の実
   際のトラフィックに基づき次の時間区間に対する入トラ
   フィックの予測、現在の時間区間におけるリンク占有に
   基づく次の時間区間におけるリンク占有の予測を発生し
   、現在の時間区間の閉塞パターンに基づき閉塞を最小に
   し、前記トラフィック制御変数は総ての発信−着信対間
   の代替経路間におけるトラフィックの割当てを含み、 経路が割当てられたトラフィックに対するサービスを完
   了していない場合に、発信ノードと着信ノードとの間に
   おける前記経路内の１つの経路に呼をランダムに割り当
   てることにより特定の呼に対する特定の経路を選択し、
   選択できない場合前記呼が前記ネットワークにアクセス
   するのを阻止する段階を含む方法。 ３１、トラフィック制御変数を発生する段階が＠λ＠（
   ｔ、ｔ）＝［１−α（ｔ）］＠λ＠（ｔ、ｔ−Ｔ）＋α
   （ｔ）ｙ（ｔ）（ｄ／ｄｔ）＠λ＠（ｔ、ｔ）＝［１−
   β（ｔ）］（ｄ／ｄｔ）＠λ＠（ｔ、ｔ−Ｔ）＋β（ｔ
   ）（［ｙ（ｔ）−＠λ＠（ｔ−Ｔ、ｔ−Ｔ）］）／Ｔの
   形態の二次線形予測子を用いて前記ネットワーク内の総
   ての発信−着信対に対する未来の到達レートを予測し、 上式中、 ＠λ＠（ｔ）は予測到達レートであり、そしてλ（ｔ）
   は測定到達レートであり、その結果、次の時間区間に対
   する新たに予測された到達レートが、先行の時間区間に
   対し以前に予測された到達レートと、先行の時間区間中
   に測定された到達レートの重み付けされた和となるよう
   にし、そして現在の占有レベルを測定し、リンクにおけ
   る未来の予測到達数を加算し且つリンクからの未来の予
   測出発数を減算することにより、次の時間区間の終時に
   おける前記ネットワークの各リンクに対するリンク占有
   レベルを予測する段階を含む請求項３０に記載の方法。 ３２、更に、前記到達トラフィック制御変数に従い前記
   到達トラフィックを割り当てる段階を含む請求項３０に
   記載の方法。 ３３、前記トラフィック制御変数に従い到達トラフィッ
   クを割り当てる段階が、 実数「０」と「１」との間の区間を特定の発信−着信対
   の各トラフィック制御変数の大きさに対応する長さを有
   する部分区間に分割し、 均等分布に従い「０」と「１」との間のランダム数を発
   生し、前記ランダム数の値が入る区間に基づいて呼に対
   する経路を選択して該呼に対する経路を決定する請求項
   ３２に記載の方法。 ３４、複数個の交換スイッチと、予め定められたネット
   ワーク・トポロジーに従い前記スイッチを連結する複数
   個のトランク群を含み発信局としての各スイッチが着信
   局としての他の各スイッチと、１つまたは複数のリンク
   介して通信するように配設されているネットワークに対
   するアクセス並びに該ネットワークを経てのトラフィッ
   クの経路選択を制御する方法において、 ａ）前記ネットワークの動作時間を時間区間Ｔに分割し
   、 ｂ）時間区間［ｔ−Ｔ、ｔ）中のスイッチの各発信−着
   信対の到達レートを測定し、 ｃ）時点ｔにおける前記ネットワーク内の各トランク群
   のトランク占有レベルを測定し、 ｄ）式 ＠λ＠（ｔ、ｔ）＝［１−α（ｔ）］＠λ＠（ｔ、ｔ−
   Ｔ）＋α（ｔ）ｙ（ｔ）（ｄ／ｄｔ）＠λ＠（ｔ、ｔ）
   ＝［１−β（ｔ）］（ｄ／ｄｔ）＠λ＠（ｔ、ｔ−Ｔ）
   ＋β（ｔ）（［ｙ（ｔ）−λ（ｔ−Ｔ、ｔ−Ｔ）］）／
   Ｔを解くことにより、次続の時間区間Ｔ中の前記ネット
   ワーク内の各発信−着信対に対し到達レート＠λ＠（ｔ
   ）を推定し、 上式中、＠λ＠（ｔ、ｔ）はλ（ｔ）のろ過推定値であ
   り、そして ＠λ＠（ｔ、ｔ−Ｔ）はλ（ｔ）の予測推定値を表し、
   ｅ）下記の形 ０≦ｘ＿ｉ（ｔ＋Δｔ）≦ｃａｐ＿ｉ（但しｉ＝１、２
   、．．．、ＴＧ＿ｍ＿ａ＿ｘ）の範囲でΣ＿ｓ＿ｄ＿∈
   ＿ＳＢ＿ｓ＿ｄを最小にし且つΣ＾ｒ＾ｓ＾ｄ＿ｋ＿＝
   ＿１ｕ＿ｓ＿ｄ＾ｋ（ｔ）≦１、及びｕ＿ｓ＿ｄ＾ｋ≧
   ０の線形プログラムを解くことにより次続の区間内の特
   定の時間中における各経路の各リンクに対するトランク
   占有を推定し、 ｆ）各発信−着信対に対しトラフィック制御変数の和を
   チェックし、 ｇ）前記経路変数の和が１になった時にステップｊを開
   始し、そうでない場合には、 ｈ）下記の形 Σ＿ｓ＿ｄ＿∈＿ＳＢ＿ｓ＿ｄ＾２／＠λ＠＿ｓ＿ｄを
   最小にするの二次方程式を解き、 ｉ）前記線形プログラム目標が前記二次プログラム目標
   より小さい場合に前記線形解に等しい制御ベクトルｕ（
   ｔ）を設定し、さもなければ、前記ベクトルｕ（ｔ）を
   前記二次プログラム解に等しく設定し、 ｊ）前記交換スイッチにおいて前記制御変数を実現し、 ｋ）期間［ｔ、ｔ＋Ｔ）中前記制御変数に従い入トラフ
   ィックを制御する段階を含む方法。