JPH03136433A - 分散通信ネットワーク - 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】 ［産業上の利用分野］ 本発明は１分散通信ネットヮー久　即ちデータ転送の制
御がネットワークの複数のノード間で集中されないで分
散される通信ネットワークに関する。

［従来の技術］ 従来、大抵のネットワークは、コネクションオリエンテ
ッドサービスと、コネクションレスサービスとのいずれ
かを提供するように構成されてぃ前者に於いては、ネッ
トワークのソースノードと目的ノードの間に回路が確立
され、それらのノード間で転送されるデータは全て、そ
の回路に組み込まれたリンク及びノードを介して行くよ
うになっている。この回路は、コールが終了された時に
のみ解放されるようになっている。そのような構成は、
データの全てがソースノードから転送されたのと同じ順
番で目的ノードに到着するという効果を有している。

また後者は、データパケット（一般にデータグラムと称
され、本明細書中に於いても、以降はそう称する）を介
して、　ソースノードと目的ノード間でデータが転送さ
れる。ここで、このデータグラムはそれぞれ、目的ノー
ドのアドレスを有しており、この目的ノードへはネット
ワークの一つ以上のパスに沿って行くようになっている
。このパスは一般に、そのネットワークの状態に依存し
て選択されるようになっている。よって、ソースノード
からのデータグラムは、遅延を有するネットワークを通
る非常に多数のパスを介して目的ノードに達することが
できる。つまり二の場合は。

データグラムが目的ノードに達する順番は、データグラ
ムがソースノードから送信された順番には必ずしも対応
していない、従って通常は、そのようなネットワークの
目的ノードで、受信されたデータの順番を元に戻すため
の施設が必要とされている。

コンピュータネットワークを一般的に論じるためには、
Ｔａｎｅｎｂａｕｍ　”Ｃｏｍｐｕｔｅｒ　Ｎｅｔｗｏ
ｒｋｓ”　２ｎｄＥｄｎ、　（１９８９）　Ｐｒｅｎｔ
ｉｃｅ−Ｈａｌｌ　Ｉｎｃ、を、特には、その第１５頁
の第１図乃至第７図に示されたＯ３１基準モデルを参照
されたい、このモデルに於いては、ネットワークは、　
７階層に概念的に分割されている。以下の説明は主とし
て、階層３のネットワークレイヤに関している。

いくつかの重要なネットワークを、以下に要約する。

先ず、ＴＹＭＮＥＴは、カリフォルニアのＢＴＴｙｍｅ
ｎｔ　Ｉｎｃによって管理されている商業的価値の付加
されたネットワークである。このネットワークは、　１
９７１年に開業され、現在米国及びヨーロッパでほぼ１
０００個のノードを有している。

このＴＹＭＮＥＴに於けるルートは、それ自身完全なネ
ットワークの表現を持っている中央スーパバイザノード
によって計算されるようになっている。このルート計算
は、回路が必要とされる毎に実行される。パスは、−上
記スーパバイザによって発生される時にそのルートを知
るＮＥＥＤＬＥパケットを使用して組まれる。このパケ
ットは、そのコールのソースへ伝えられ、次に目的ノー
ドへ伝えられるもので、これが行くにつれて回路が組ま
れるようになっている。この回路は、ＺＡＰＰＥＲパケ
ットを使用して解体される。

上記ＮＥＥＤＬＥパケットによって組まれた論理チャン
ネル結合を使用することにより、パケットが組み立てら
れた回路上を転送される。このＴＹＭＮＥＴに於いては
、　リンクコストは、　リンクキャパシティ、伝送設備
、セツションのタイプ、等々に従ってスーパバイザによ
って割り当てられる、これを助けるために、各ノードは
、スーパバイザに対して状態レポートを周期的に送出す
るようになっている。ＴＹＭＮＥＴに於いては、　リン
クコスト機能は、一部分は、　リンク負荷に基づいてい
る。即ち、リンク負荷が十分に変化した時には、スーパ
バイザはそのことを知らされるようになっている。不首
尾で、その不首尾に付帯的な全てのノードはそれをスー
パバイザに報知し、その不首尾リンクを使用する全ての
回路が解体され、そしてスーパバイザは新しい回路を発
生し、それをＮＥＥＤＬＥパケットを使用して作る。

従って、ＴＹＭＮＥＴは、コネクションオリエンテッド
中央集権通信ネットワークである。特に。

ＮＥＥＤＬＥ及びＺＡＰＰＥＲパケットは両方とも、所
定回路中を伝えられ、よってデータグラムとして分類さ
れないということに注意されるべきである。

また、パケットスイッチング技術を使用するものとして
、ＡＲＰＡＮＥＴ　（＾ｄｖａｎｃｅｄ　　Ｒｅ５ｅａ
ｒｃｈＰｒｏｊｅｃＬｓ　Ａｇｅｎｃｙ　Ｎｅｔｗｏｒ
ｋ）が、米国に於ける第１位のネットワークである。こ
れは、　１９６９年に共用するシステム資源を調査する
ための実験システムとして組まれたものであり、現在は
。

米国及びヨーロッパでほぼ６０個のノードを結合してい
る。ルートは１分配された形式でＡＲＰＡＮＥＴ中に発
生される。各ノードは、完全なネットワークトボロジイ
及びリンクコストを増加するネットワークデータベース
を維持している。各ノードは、周期的に他の全てのノー
ドに対して。

その付帯的リンクのリンクコストをばらまく、このＡＲ
ＰＡＮＥＴはデータグラムを使用し、そのため回路は構
成されるべきではない、各ノードは。

その遅延テーブルとトボロジイデータベースからルーチ
ングチ−プル（ＲＴ）を計算する。即ち。

このＲＴは、そのネットワークに於ける他の全てのノー
ドへのベスト出立リンクを含んでいる。パケットが目的
ノードで正しい順序で受信されることを確実にするため
に、エンドツーエンドプロトコルが使用されている。

リンクコストは、　　１０秒インターバルの間にリンク
上のパケットにかこうむった平均パケット遅延である。

従って、パケット遅延は、待ち行列と処理を含んでいる
。ＡＲＰＡＮＥＴに於いては。

リンクコスト機能は、リンク負荷に特に基づいている。

即ち、負荷が十分に変化した時、ネットワーク中の他の
全てのノードはそのことを知らされる。また、そのセツ
ションに無関係にノードでルーチングチ定が成される故
に、パケットは、−低混雑のエリアに向けられる傾向が
ある。ネットワークコンポーネント不首尾は、リンクコ
スト更新を、故にルート発生更新をトリガする。即ちこ
れは、　トボロジイ変化を除けば、他のリンクコスト変
化と本質的に異なってはいない、リンクが不首尾の時、
そのリンクの待ち行列に入れられた全てのパケットが放
棄される。

従って、ＡＲＰＡＮＥＴは、コネクションレス分散通信
ネットワークである。

また、ＤＥＣネットは、Ｄｉｇｉｔａｌ　　Ｅｑｕｉｐ
ｍｅｎｔＣｏｒｐｏｒａｔ　ｉｏｎによって展開された
ディジタルネットワークアーキテクチャを使用するネッ
トワークである。このＤＥＣネットに於いては、分散型
でルートが計算される。リンクコストが変化する時には
、その情報がネットワークを介して伝わる。

リンクコストは、リンクの全キャパシティに基づいてお
り、システムマネージャによって割り当てられる。この
リンクコストは、伝送設備が状態を変化させた時にのみ
、例えば不首尾時に更新される。このＤＥＣネットに於
けるルーチングはデータグラムオリエンテッドであり、
そのためトランスポートレイヤは目的ノードでパケット
を排列する。ネットワークコンポーネント不首尾はリン
クコスト更新をトリガし、故にルート発生を更新する。

即ちこれは、　トボロジイ変化を除けば、他のリンクコ
スト変化と本質的に異なってはいない。

リンクが不首尾の時、そのリンクの待ち行列に入れられ
た全てのパケットが放棄される。

従って、このＤＥＣネットは、　リンクコストが中央ネ
ットワークマネージャノードで割り当てられるとはいえ
、完全にコネクションレスであり（即ち、データグラム
のみが使用され）、最も多くの点で、分散される。

ＭＥＲＩＴは、米国のミシガン州の大学のコンピュータ
を接続する目的を持った小ネットワークである。このＭ
ＥＲＩＴに於いては、分散型でルートが発生される。リ
ンクコストが変化した時には、その情報がネットワーク
を介して伝わる。

この情報は、隣接間を送られるＮＥＴＣＨＡＮＧＥメツ
セージの形である。即ち、受信ノードは、そのテーブル
を更新し、ＮＥＴＣ）ＩＡＮＧＥメツセージをそれ自身
送出することができる。このＭＥＲド「に於けるリンク
コストは、ホップ数のみに基づいている。

不首尾は、適当なノードが達し得ないということが仮定
される場合には、ＮＥＴＣＨＡＮＧＥメツセージに於い
てホップ数をネットワークのノードの数だけ増加させる
ことができる。このＭＥＲＩＴに於けるルーチングは、
データダラムオリエンテツドである。

従って、このＭＥＲＩＴネットワークは１分散コネクシ
ョンレスネットワークである。

［発明が解決しようとする課題］ 前述のネットワークのそれぞれは、中央集権の純粋なコ
ネクションオリエンテッドネットワークであるか、ある
いは分散コネクションレス（即ち。

データダラムオリエンテッド）ネットワークであるかの
何れかであるということに注意されたい。

即ち、分散コネクションオリエンテッドネットワークは
従来はなかった。

本発明の目的は、分散コネクションオリエンテッド通信
ネットワークを提供することである。

［課題を解決するための手段］ 従って、本発明は、ソースノード、サブ「１的ノード、
及び目的ノードとしてそれぞれ動作可能な複数のノード
を具備する分散通信ネットワークに於いて、各ノード間
は、　リンクによって相互接続され、各ノードは、ロー
カル処理手段及び記憶手段を有し、各ノードは、その記
憶手段中に、そのリンクのつまり隣接ノードの第１記憶
リストと第２記憶リストと関連付けられた目的ノードの
記憶リストを含み、各目的ノードは、前記第１記憶リス
ト及び前記第２記憶リストに於いて各リンクつまり隣接
ノードに関連付けられ、前記処理手段は、　ソースノー
ドによる遠方の目的ノードのコールに応答して、１個以
上の連続するサブ目的ノードを介して、前記ソースノー
ドと目的ノード間でデータグラムを伝送するように構成
され、各サブ目的ノードは、ソースノードあるいは前の
サブ目的ノードの前記第１記憶リストから選択されたリ
ンクつまり隣接ノードによって決定され、上記データグ
ラムは、前記サブ目的ノードの少なくとも幾つかを回路
ノードとして指定し、この回路ノードのメモリ手段に回
路データを記憶するように構成され、前記回路データは
、前記回路ノードを介した前記ソースノードと目的ノー
ドとの間のデータ転送のために一時的な回路を確立し、
前記ソースノード、　目的ノード、又は回路ノードでな
い前記データグラムによって通り抜けられた各ノードは
、前記データグラムの経路に於いて次に指定される回路
ノードに関連付けられた直前のノードの第２記憶リスト
からそのリンクつまり隣接ノードを選択することにより
決定され、各ノードの前記第１及び第２記憶リストが基
づかれる基準は、明確であり、前記一時的な回路に於け
る前記データの最適な転送及び前記一時的な回路の最適
な確立に向けてそれぞれバイアスされていることを特徴
とする分散通信ネットワークを提供する。

［作用］ 使用に於いては、所定のノードがソースノードとして働
いてネットワークの遠方目的ノードをコールする時、そ
のソースノードでデータグラムが発生され、コールされ
た目的ノードのためのエントリが見いだされるまで、　
ソースノードに於いてリストがサーチされる。

従って、　ソースノードから目的ノードへデータグラム
をガイドすることを要求する情報は、たった一つのノー
ドに配されるのではなくて（その行程の開始で、データ
グラムはそれが取るパスを知ってはいない）、ネットワ
ークのノード中あまねく分散される。

単純な態様に於いては、データグラムによって通り抜け
られた各サブ目的ノードは、回路ノードとして指定され
、従ってソースノードと目的ノードの間のデータグラム
によって確立された回路は単に、ネットワークを介して
データグラムを伝えるパスである。しかしながら、ネッ
トワークを介してデータグラムをガイドするための最適
基準が回路を選択するための最適基準と異なっていると
いうことが予見される故に、これは好ましいものではな
い。

単純な態様に於いては、ノードは、該ノードからデータ
グラムによって選択可能な種々の目的ノードへの最適な
リンクつまり隣接ノードを示す不変リストをそれぞれ組
み込むことができる。しかしながら、後述する好ましい
態様に於いては、これらのリストは、ネットワークの変
化に応答して更新される０本発明の通信ネットワークは
、高価な中央制御コンピュータを必要としない平易な分
散配置を有するコネクションオリエンテッドサービスの
効果（データが送信されたのと同一の順番で受信される
）を結合するということが見られるだろう。

好ましい態様に於いては、各ノードは、そのリンク即ち
隣接ノードの第２記憶リストをそのメモリ手段中に含み
、各目的ノードは、この第２記憶リストのそれぞれのリ
ンク即ち隣接ノードに関連付けられており、ソースノー
ドではないデータグラムによって通り抜けられた各ノー
ド、目的ノード、あるいは回路ノードは、データグラム
のバスに於ける次の指定された回路ノードと関連付けら
れた直前のノードの第２記憶リストからそのリンク即ち
隣接ノードを選択することにより決定され、各ノードの
第１及び第２記憶リストが基づかれる基準は、明確であ
り、一時的な回路に於けるデータの最適な転送及び一時
的な回路の最適な確立に向けてそれぞれバイアスされて
いる。

［実施例コ そのような好ましい態様の一つとして、第１の実施例が
、第１図に概略的に示されている。第１図に示されたネ
ットワークは、通信リンクＬによってリンクされた８個
のノードを含んでいる。

各リンクＬは、例えば、光ファイバ、一対のより合わさ
れた電気導体、あるいは衛星リンクでさえあることがで
き、リンクの正確な特性は重要なではない。

各ノードＮにはメモリＭが組み込まれているが、図の簡
略化のために、その一つが代表的にノードＮ、のメモリ
Ｍとして図示されている。メモリＭには、ノードＮ、か
ら達せられることができるそれぞれ可能な目的ノードの
リストが組み込まれている。このノードのリストに関連
付けて、第１リスト（ＬＩＳＴＩ）が提供されており、
このリストの各エントリは、ノードＮＳから延びる２個
のリンクの一方である。ＬＩＳＴＩの各リストエントリ
は、ノードのリストの対応位置に入れられたその目的ノ
ードへのノードＮ３からのホップ数を最小にするリンク
である。さらに、メモリＭは、各エントリがノードＮｌ
ｌから導くリンクＩ、の一方である第２リスト（ＬＩＳ
Ｔ２）を組み込んでいる。このＬＩＳＴ２の各リストエ
ントリは、　ノードのリストの対応エントリで目的ノー
ドへノードＮ、から送られたデータの転送時間を最小に
するそのリンクである。

今、　ノードＮ３がノードＮ、をコールした場合を考え
る。すると、データグラム（以降、ＢＵＩＬＤデータグ
ラムとして参照される）が発生され、最小のホップ数を
有するノードＮＤへの回路を構成することをこのＢＵＩ
ＬＤデータグラムに可能にさせるそのリンクを見つける
ために、ノードのリスト中のノードＮ、に隣接したＬＩ
ＳＴＩのエントリが検査される。ノードＮ３とノードＮ
Ｄ間の最小ホップ数がノードＮＢを介した回路を表す「
３」であるということに注意されたい、このノードはそ
の回路に於ける次ノードであるが、データグラムはリン
クによりノードＮ、に実際に送出される前に、そのノー
ドＮ、に対する直接リンクが最短遅延を有するルートで
あることをチェックするために、ＬＩＳＴ２が検査され
る。それはノードＮ、に対するルートのみに事実であり
、よってデータグラムは、それらにつながれたリンクＬ
を介してノードＮ、からノードＮ８に転送される。

次に、ノードＮＢは、それに関係するメモリ手段（図示
せず）のそれ自身の第１及び第２リストを調べ、ノード
Ｎ、への回路に於けるホップ数を最小にするノードがノ
ードＮｃであることをそれ自身のＬＩＳＴＩから見いだ
す１次に、ＬＩＳＴ２（図示せず）を調べ、ノードＮｃ
にデータグラムを送出するための最速ルートが、ノード
ＮＢからノードＮｃへの直接リンクではなくて、中間ノ
ードＮＩ！へのリンクであるということを見いだす、従
って、ＢＵＩＬＤデータグラムがノードＮ２に送られる
が、このサブ目的ノードは回路ノードとしては指定され
ない、このノードＮアが回路ノードとして指定されない
故に、その関連するメモリ手段（図示せず）のそのＬＩ
ＳＴＩを検査することは必要なく、そのＬＩＳＴ２を単
に調べてノードＮＣへの最速ルートがそのノードへの直
接リンクＬを介してであるということを見いだす、従っ
て。

ＢＵＩＬＤデータグラムがノードＮ８からノードＮｃへ
転送される。ノードＮｃは、回路ノードとしてそのデー
タグラムによって指定されており、よってノードＮ、へ
の回路のホップ数を最小にするリンクＬを見いだすため
に、そのＬ　Ｉ　ＳＴ　１を調べる。

ノードＮｃは、ノードＮ、への直接リンクがあることを
発見し、次にノードＮ、へＢＵＩＬＤデータグラムを送
出するための最速ルートを見いだすためにＬＩＳＴ２を
調べる。結果として、ノードＮ２が選択され、ＢＵＩＬ
Ｄデータグラムがこのノードに送出されるが、それを回
路ノードとは指定しない。

従って、ノードＮ、は、そのＬ　Ｉ　ＳＴ２が単に調べ
られ、ノードＮＤに対する最小遅延を有するリンクがノ
ードＮ、をノードＮＤにつなぐ直接リンクであるという
ことが見いだされる。よって、データグラムはノードＮ
Ｄに転送され、後者が目的ノードとして指定される。

データグラムにより通り抜けられる（−点鎖線で示され
た）パスＤは、ソースノードＮｓ力）ら目的ノードＮＤ
へのく破線で示された）回路Ｃとは異なっているという
ことが見られるだろう、しかしながら、パスＤを伝わる
データグラムのため取られる時間は、データグラムがル
ートＣを伝わるため取られる時間よりも短い、一般に、
回路パスＣとデータグラムパスＤは、各ノードのＬＩＳ
ＴｌとＬ　Ｉ　ＳＴ２を発生するために使用された基準
によって決定されるだろう、データ転送の間。

ネットワークの負荷が最小にされ且つネットワークのノ
ードのデータ処理キャパシティが最も効率よく利用され
るので、回路を確立するために最小ホップ数基準を使用
する二とが有利である。実際問題として、所定のノード
が２個以上の独立したデータ回路に共通であることがで
き、よってノードは入ってくるデータを処理することが
必要とされ且つ適当なリンクにそれをガイドするという
ことに注意すべきである。そのような処理は、必然的に
いくらかの遅延に帰着し、よって、いくらかの場合に於
いては、ソースノードと目的ノード間の回路に於ける転
送遅延は、それら自身のリンクのための遅延よりはむし
ろ、回路中のノードの数に主に依存するだろう、二のよ
うな場合ではない時でさえ、　リンクしは限定されたデ
ータキャリングキャパシティを有し、一般には、各回路
がリンクの最小可能数を使用する、つまり各回路のホッ
プ数が最小にされるならば、ネットワークのデータキャ
リングキャパシティは全体としては最も効率よく利用さ
れるだろう。

一般に、ＢＵＩＬＤデータグラムによって確立された回
路を介したデータの転送は、ネットワークの負荷を最小
にすることにより、即ち回路のホップ数を最小にするこ
とにより、最適化されるだろう。

データグラムは１回路を確立するためにデータグラムの
ため取られた時間が回路を介したデータ伝送の存続期間
よりも非常に短いので、ネットワークを過負荷すること
はないであろう、それよりも、データグラムのための最
適なパスは、回路の確立に於いて遅延を最小にするその
パスであるだろう。

従って１本実施例では、　　ＢＵＩＬＤデータグラムは
、各ノードで、次の回路ノードに対する最小遅延に帰着
するだろうその出立リンクにガイドされる。

この遅延は、例えば計算してＲＯＭに記憶しておくこと
ができるが、本実施例では、それらに対するタイミング
パケットを転送し且つそのタイミングパケットをその隣
接ノードに返す間待つことにより、その隣接ノードのそ
れぞれに対する遅延を周期的に測定するように各ノード
は構成されている。これは、第１図には、ノードＮＡが
ノードＮ８にタイミングパケットを転送し、ノードＮｌ
！がそれをタイミングパケットと確認するや否やそれを
返すように示されている。（ノードＮ２での処理時間を
含む）総遅延が「２ｄ」であると仮定すれば、　ノード
Ｎ、！に対するリンクのためノードＮＡによって記録さ
れた遅延はｒｄＪである。タイミングパケットのような
どの様な入ってくるメツセージも処理するためにいずれ
かの所定ノードで処理装置のために取られた時間が、他
の入ってくるデータによるその処理装置の負荷に依存す
るだろう故に、一般に、隣接ノード間の転送遅延がネッ
トワークの状態に依存して変化するということに注意さ
れたい。

以下に説明するだろうように５本実施例では、ネットワ
ークのノードは、そのネットワーク中の離れたノードに
対して遅延とホップ数の情報の両方を転送するように構
成されている。ノード間のホップ数の変化は、例えば、
ノードの追加やリンクの不首尾の結果としてのそのネッ
トワークのトボロジイの変化の結果として起こる。

本実施例では、各ノードは、ネットワーク中のその隣接
ノードと離れたノードとの間のホップ数に関する隣接ノ
ードから受信したホップ数情報に応答してその第１リス
トを更新するように構成され、各ノードは、隣接ノード
からそのようなホップ数情報の受信に応答してホップ数
をインクリメントし且つ（あるならば）その他の隣接ノ
ードに上記インクリメントされたホップ数を通信するよ
うに構成されている。各ノードは、ネットワークに於け
るその隣接ノードと遠隔ノードとの間の転送遅延に関す
る隣接ノードから受けた遅延情報に応答してその第２記
憶リストを更新するように構成され、各ノードは、隣接
ノードからのリンクの遅延情報の受信に関連付けられた
付加的な遅延を転送遅延に加算し、　（あるならば）そ
の他の隣接ノードに上記結果の総遅延情報を送信し、且
つ上記遅延情報が受信されるリンク上にタイミングパケ
ットを送受信することにより前記付加的な遅延を測定す
るように構成されているのが好ましい。

各ノードによって維持される第１及び第２リストが、遅
延、ホップ数、あるいは離れたノードからリレーされた
他の情報によって更新される本実施例では、それぞれの
隣接ノードのリスト中に保持された相反する情報の結果
として起こり且つ隣接ノード間でデータグラムの無期限
の交換を伴う［ビンボンルーピング」として知られる問
題が生ずることができる０例えば、第１図のネットワー
クに於いて、ノードＮｌ！が、次の回路ノードＮｃにＢ
ＵＩＬＤデータグラムを転送するための最速ルートがノ
ードＮ！ｌへのリンクＬを介したものであるとみなした
ならば、ノードＮ８は、次にこのノードＮ、に対してＢ
ＵＩＬＤデータグラムを再転送するようなノードＮ、に
対してＢＵ　ＩＬＤデータダラムを返すであろう、原則
として、そのような「ビンボン」は無期限に発生し、デ
ータ回路の確立を妨げる。隣接ノード対してに利用でき
る情報の矛盾は、種々の理由のため、例えば成るノード
のリストに於ける情報の更新に影響を及ぼすが他には及
ぼさないリンク不首尾のために発生する。

この問題は、ＩＥＥ　Ｔｒａｎｓａｃｔｉｏｎｓ　ｏｎ
　ＣｏｍｐｕｔｅｒｓＶｏｌｕｍｅ　Ｃ３６Ｎｏ、２　
Ｆｅｂｒｕａｒｙ　１９８７　ｐｐ　１２９−１３７”
Ｐｅｒｆｏｒｍａｎｃｅ　Ａｎａｌｙｓｉｓ　ｏｆ　Ｄ
ｉｓｔｒｉｂｕｔｅｄ　ＲｏｕｔｉｎｇＳｔｒａｔｅｇ
ｉｅｓ　　ｆｒｅｅ　　ｏｒ　　ｐｉｎｇ−ｐｏｎｇ　
　ｔｙｐｅ　　ｌｏｏｐｉｎｇ”ｌ：於いて５ｈｉｎと
Ｃｈｅｎによって分析されている。この論文に於いて５
ｈｉｎとＣｈｅｎは、コネクションレスネットワークで
ある前述のＡＲＰＡＮＥＴネットワークを論じている。

５ｈｉｎとＣｈｅｎは、ＡＲＰ八ＮへＴネットワークに
於ける「ビンボン」の問題に対して、以下の解法を提案
している。即ち、「ルーチングメッセージが、ノードＮ
Ｊがらいくつかの目的ノードＮｄへの最適バス中の第２
ノードであるＮ、へノードＮ、から渡されるならば、我
々は、ノードＮ、からノードＮ、への最適バスの遅延を
、ノードＮ１に渡されたルーチングメッセージ中のその
２番目に最適なバス（即ち、ノードＮ、のネットワーク
遅延テーブル中の全てのパスの中でノードＮｄに対して
２番目に短い遅延を要とするパス）の遅延と交換する。

」 各ノードがその第１及び／又は第２リストの更新された
エントリに依存する選択的隣接ノードに対して、その第
１及び／又は第２リストの変化を通信するように構成さ
れた本発明の実施例に於いては、　「ビンボン」の問題
は、各補正されたリンク／隣接ノードエントリがそのエ
ントリに対応しない隣接ノードに対するそれらのリンク
を介してのみ通信されるということを確実にすることに
より回避されることができるということが見いだされて
いる０例えば、第１図の実施例に於いて、ノードＮ、が
、ノードＮｃへのそのリンクＬがノードＮ、への回路に
於けるホップ数を最小にする（そのためこのリンクがノ
ードのリスト中の’　Ｎ　ｏ　Ｊに隣接するそのＬＩＳ
ＴＩ　　（図示せず）中で代えられる）と知らされたな
らば、ノードＮＢのＬＩＳＴＩが更新されたという情報
は、そのノードに対する直接リンクを介さないで、直接
的でないルートによってノードＮｃに通信される。

これは、本発明の好ましい態様の特に重要な特徴ではあ
るが、　「ビンボンタイプルーピング」の問題が他の方
法でも多少とも解消されることができる故に、どの様な
態様に対しても厳密に絶対的なものというわけではない
０例えば、回路の確立の間にタイムリミツトがセットさ
れることができ、またソースノードは、初期の企画がビ
ンボンタイプルーピングの結果としであるいはいくらか
の他の理由のために不首尾に終わったならば、代わりの
回路を確立することを試みるように構成されることがで
きる。

第２図のフローチャートは、第１図のネットワークと、
第４図（ａ）乃至（Ｃ）のネットワークいずれにも適用
される。しかしながら、後者のネットワークは、そのノ
ードのそれぞれが隣接ノードに対するリンクの第３及び
第４リストを組み込むという点で、前者より複雑化され
ている。

ここで、第３リストに於ける各エントリは、　２番目に
最良のホップ数を表し、第４リストに於ける各エントリ
は、２番目に最良の転送時間を表している。第３図を参
照して後述されるように、第４図（ａ）乃至（Ｃ）のネ
ットワークに於いては。

各ノード（Ｎ）はその第１．第２．第３．及び第４リス
トの更新されたエントリに依存して１選択された隣接ノ
ードにこれら第１．第２．第３゜及び第４リストの変化
を通信するように構成されており、第１及び第４リスト
の各補正されたリンク／隣接ノードエントリは前記第２
リストの関連付けられたエントリである隣接ノードにそ
のリンク（Ｌ）を介して通信され、第２及び第３リスト
の各補正されたリンク／隣接ノードエントリは前記第１
リストの関連付けられたエントリである隣接ノードにそ
のリンク（Ｌ）を介して通信される。

従って、各ノードのリストの変化がどの様に隣接ノード
に通信されるかを示す第３図に示されたフローチャート
は、第４図（ａ）乃至（Ｃ）のネットワークにのみ適用
されるものであって。

第１図に示されたネットワークには適用されない。

簡単に、第１図のネットワークの各ノードのＬＩＳＴＩ
とＬ　Ｉ’　Ｓ　Ｔ　２を更新する方法を以下に説明す
る。予め注意されるように、ネットワークの各ノードは
、その隣接ノードへの転送時間を周期的に測定し、その
結果に従ってその■、Ｔ　ＳＴ２を更新する。同様に、
各ノードは、　ローカルノードがたった１回のホップで
到達されることができるということをあらゆるノードが
知るように、その継続された存在のその隣接ノードに周
期的に報知する。この方式でモニタされた遅延及びホッ
プ数の結果として、ノードがそのＬＩＳＴＩ又はＬ　Ｉ
　ＳＴ２のエントリの何れかを変化するならば。

これらの変化は、どの更新されたエントリにも対応しな
い隣接ノードにそれらのリンクを介して通信される０例
えば、第１図のノードＮＢがノードＮ３に対する転送時
間が変化したことを発見したならば、このノードＮ、は
、ノードＮ３のためのＬＩＳＴ２のその遅延エントリを
更新し、この情報をノードＮ８とノードＮｃにそれらの
リンクによって通信する。各ノードは、そのような更新
情報を受信した時、この情報に一致するようにそれ自身
のＬＩＳＴＩとＬＩＳＴ２を補正する。この補正は、そ
の情報が受信されるリンクのためにその遅延を遅延情報
に追加し、その結果の遅延をそのＬＩＳＴ２に挿入し、
また受信されたホップ数をｒｌＪインクリメントして、
そのＬＩＳＴＩの適当な位置をその結果のホップ数に代
えることにより行なわれる０例えば、　ノードＮ、とノ
ードＮ。

間の遅延が「ｄ′」に変化し、ノードＮ、からノードＮ
８へのリンク上の遅延が「ｄ′″」であることを、ノー
ドＮ、からノードＮＥが知らされたならば、　ノードＮ
８は、　それ自身とノードＮ８間の最小転送時間が「ｄ
″＋ｄ°′」であるということを知り、そのメモリ中の
ノードＮ８に隣接するエントリのそのＬ　Ｉ　５Ｔ２ｉ
：値ｒｄ’　＋ｄ”　Ｊ　を挿入するだろう、この更新
情報は次に、同様に情報を処理するノードＮＡとノード
Ｎｃに転送され、この方法で、各ノードは結局、ネット
ワークのあらゆる他のノードに最短ホップ数並びに最小
転送遅延を知らせる。

第１図のネットワークに於ける回路の確立が、第２図を
参照して以下に詳細に述べられるだろう。

手順は、コールがノードＮ５から発せられるステップ１
０で始まる。ステップ２０に於いて、ノードＮ、は（ノ
ードＮ、とノードＮ８間で確立された回路を識別する］
コール識別子を発生し、このコール識別子とノードＮ３
．ＮＤのノードアドレス（Ｓ、Ｄ）とを含むＢＵＩＬＤ
データグラムを発生する。このＢＵＩＬＤデータグラム
は、さらに詳細に後述される。

ステップ３０で、ノードＮ、が回路ノードとして指定さ
れ、コネクションストラクチャがそのノードのメモリに
格納される。このコネクションストラクチャはコール識
別子を含み、次ダウンストリーム回路ノードをもまた識
別する。

次回路ノードにＢＵＩＬＤデータグラムをガイドするた
めに、ステップ５０で、ノードＮ３は、ノードＮゎに対
するホップ数を最小とするそのリンクを見いだすために
、そのＬＩＳＴＩを調べる。

こうして、ノードＮ、へのリンクが選択される。

ノードＮＤのアドレスはＢＵＩＬＤデータグラムに含ま
れ、ノードＮ、は次回路ノードとして指定される。

このノードへのリンクは、ノードＮ、に格納されたコネ
クションストラクチャ中にダウンストリームリンクとし
て格納される。

ステップ６０に於いて、ノードＮ８は指定されたノード
Ｎ、に対する最良遅延を有するリンクを見つけるために
そのＬ　Ｉ　ＳＴ２を調べ、最良リンクがノードＮ、か
らノードＮＢへ直接導くリンクであるというとこを見い
だす、従って、ＢＵＩＬＤデータグラムが、そのリンク
によってノードＮＢへ送出される。

ステップ７０で、ノードＮＢの処理装置は、このデータ
グラムを読み込み、ノードＮ、がそのデータグラムによ
って回路ノードとして指定されているか否かを判定する
。それが指定されている場合には、次のステップ８０に
進み、指定されていない場合には、上記ステップ６０が
繰り返されて、そのＬＩＳＴ２によって決定される次ノ
ードにデータグラムが送出される。

ステップ８０に於いては、ＢＵＩＬＤデータグラムのコ
ール識別子は、ノードＮ、に既に格納されたどのコネク
ションストラクチャのコール識別子ども比較される。各
コネクションストラクチャは、独特のコール識別子によ
って識別される異なった回路に対応している。

ＢＵＩＬＤデータグラムのコール識別子が既に格納され
ているということが見いだされたならば（ステップ９０
）、これは、そのノードで既に受信された複製Ｂ口ＩＬ
Ｄデータグラムのためであるか、あるいはその回路中の
ループのためである。ノードは、複製コール識別子を含
む記憶されたコネクションストラクチャのアップストリ
ームリンクを検査することにより、これら２つの可能性
のどちらが生じたかを判別する（ステップ１２０）ＢＬ
ＩＩＬＤデータグラムを送出した回路ノードにアップス
トリームリンクが導くならば、そのデータグラムは複製
ＢＵＩＬＤデータグラムであり、放棄されル（ステップ
１４０）、あるいは、ＢＵＩＬＤデータグラムが回路の
ループを形成することを試み、そのためそれは５ＯＦＴ
　ＤＩＳＭＡＮＴＬＥデータグラムに変換されて、前の
回路ノード即ち第１図の場合のノ−ドＮ、に送り返され
る。　５ＯＦＴ　　ＤＩＳＭＡＮＴＬＥデータグラムの
機能は、より詳細に後述されるが、簡単には、このデー
タグラムの機能は、前の回路ノードに回路を確立するさ
らなる試みを成させることである。　ＢＵＩＬＤデータ
グラムは、リンク又はノード不首尾を伴う特殊な状況の
副作用として複製のみされる１例えば、ノードＮ、が次
回路ノードとしてノードＮ、（第１図）を指定し、　ノ
ードＮ、を介してＢＵＩＬＤデータグラムを送出したと
仮定する。

ノードＮＢは、ノードＮ、にλＣＫＮＯＷＬＥＤＧＥ　
（受信応答）を送り、ＢＵＩＬＤデータグラムをノード
Ｎｃにリレーする。そのような受信応答については、詳
述する必要はないと思われる。今、この受信応答が見失
われ、ノードＮ、とノードＮ８間のリンクが不首尾に終
わったと仮定する。するとノードＮ、は、ＢＵＩＬＤデ
ータグラムが首尾良く転送されたか否か知る方法はなく
、そのため別のＢＵＩＬＤデータグラムを転送する。こ
のように、同一のＢＵＩＬＤデータグラムの２個の複製
がノードＮ、に到着する。

従って、この可能性は、第２図のフローチャートに於い
てはステップ１２０と１４０によって提供されている。

第２図のステップ９０に戻って、ノードＮ８で受信され
たデータグラムのコール識別子がノードＮ！ｌのコネク
ションストラクチャにまだ記憶されていないと仮定する
。すると、ノードＮ、は。

データグラムによって目的ノードとしてそれが指定され
ているか否かをチェックする（ステップ１００）、　　
それが指定されていない故に、アップストリームリンク
、即ちノードＮ、とノードＮ８間のリンクがＢＵＩＬＤ
データグラムに組み込まれ（ステップ４０）、このアッ
プストリームリンクを含むコネクションストラクチャが
ノードＮｌｌで発生される（ステップ３０）、ステップ
５０で、ノードＮｃが次回路ノードであるということを
ノードＮ、が見いだし、ステップ６０で、ＢＵＩＬＤデ
ータグラムは、ノードＮｃへの途中でノードＮＩ！への
リンク上へ送出される。ステップ７０で、ノードＮ。

は、それが回路ノードとして指定されていないというこ
とを判定し、従ってアルゴリズムはステップ６０に戻っ
て、ノードＮｃへそのリンクを介してＢＵＩＬＤデータ
グラムを送出する０次に、ステップ８０，９０，１００
，４０．　　及び３０を介してアルゴリズムが進み、ス
テップ５０で１次回路ノードがＮ、であるということを
ノードＮＣが決定する。ステップ６０で、ノードＮ、へ
の最小遅延を有するルートがノード°Ｎ、を介するもの
であるということが見いだされる。ステップ７０で、ノ
ードＮ２が回路ノードとして指定されていないというこ
とをアルゴリズムが決定し、従って、アルゴリズムはス
テップ６０に戻って、ＢＵＩＬＤデータグラムをノード
ＮＤに送る０次に、　ノードＮＤは、アルゴリズムのス
テップ７０．　８０．　９０．　　及び１００を実行し
、それが確かに回路ノードである故に、ノードＮ、、Ｎ
ｃ、ＮＦ，ＮＤを含む回路を介してＡＣＫＮＯＷＬＥＤ
ＧＥデータグラムが送り返される。

このデータグラムの機能は単に、ノードＮ、でコールし
た者に、ノードＮＤへの回路が確立したことを報知する
ことであり、そのためノードＮ３からノードＮＤへのデ
ータ転送が開始されることができる。ネットワークの状
態が変化しない限りは、　この＾ＣＫＮＯＷＬＥＤＧＥ
データグラムは、　ノードＮ。

でＢＵＩＬＤデータグラムによって通り抜けられたのと
同じパスによってそのネットワークを導き戻されるだろ
う、従って、このデータグラムの転送を詳細に説明する
必要はないと思われる。

第２図に与えられたようなアルゴリズムの表現は、　リ
ンクＬがノードＮ、とノードＮ９間、あるいはネットワ
ークのソースノードと目的ノードの何れか他の対の間で
確立されることを回路に可能とするに十分な能力を持つ
ということが仮定される幾分理想的なものである。実際
問題して、これは常に可能なものではなく、従ってネッ
トワークは、３種の解体データグラム即ち５ＯＦＴ　Ｄ
ＩＳＭＡＮＴｌ、Ｅデータグラム、　　ＥＸＴＥＮＤＥ
Ｄ　ＤＩＳＭＡＮＴＬＥデータグラム、　　及びＨＡＲ
Ｄ　ＤＩＳＭＡＮＴＬＥデータグラムを提供する０種々
のデータグラムが、ノードのコネクションストラクチャ
を処理するために必要とされる以下のような適当な情報
を組み込んでいる。即ち。

ＢＵＩＬＤ　　　　　　　　　　　ＡＣＫＮＯＷＬＥＤ
ＧＥＣＡＬＬ　　ＩＤＥＮＴＩＦＩＥＲ ＳＯＵＲＣＥ　　Ｎ０ＤＥ ＡＤＤＲＥＳＳ ＤＥＳＴＩＮＡＴＩＯＮ　　Ｎ０ＤＥ ＡＤＤＲＥＳＳ ＳＬＩＢＤＥＳＴＩＮＡＴＩＯＮ ＮＯＤＥ　　ＡＤＤＲＥＳＳ ＰＲＥＶＩＯＵＳ　　Ｎ０ＤＥ ＡＤＤＲＥＳＳ ＣＡＬＬ　　ＩＤＥＮＴＩＦＩＥＲ ＳＯＵＲＣＥ　　Ｎ０ＤＥ ＡＤＤＲＥＳＳ ＤＥＳＴｒＮＡＴＩＯＮ　　Ｎ０ＤＥ ＡＤＤＲＥＳＳ ＳＵＢＤＥＳＴＩＮＡＴＩＯＮ ＮＯＤＥ　　ＡＤＤＲＥＳＳ ＰＲＥＶＩＯＵＳ　　ＮＯＤＥ ＡＤＤＲＥＳＳ ＴＩＭＥ　　ＯＦ ＴＲＡＮＳＭＩＳＳＩＯＮ ＲＥ−ＬＩＳＴ ＴＩＭＥＳＬＯＴＳ　　ＦＯＲ ＴＩＭＥ　　ＯＦ ＴＲＡＮＳＭＩＳＳＩＯＮ ＴＩＭＥＳＬＯＴＳ　　ＦＯＲ ＤＡＴＡＧＲＡＭ ＨＯＰ　　ＣＯＵＮＴ ＤＡＴＡＧＲＡＭ ）（ＯＰ　　Ｃ０ＵＮＴ ＳＯＦＴ　　ＤＩＳＭＡＮＴＬＥ ＥＸＴＥＮＤＥＤ　　ＳＯＦＴ ＤＩＳＭＡＮＴＬＥ ＣＡＬＬ　　ＩＤＥＮＴＩＦＩＥＲ ＣＡＬＬ　　ＩＤＥＮＴＩＦＩＥＲ ＳＯＵＲＣＥ　　Ｎ０ＤＥ ＡＤＤＲＥＳＳ ＤＥＳＴＩＮＡＴＩＯＮ　　Ｎ０ＤＥ ＾ＤＤＲＥＳＳ ＳＵＢＤＥＳＴＩＮＡＴＩＯＮ ＮＯＤＥ　　ＡＤＤＲＥＳＳ ＰＲＥＶＩＯＵＳ　　ＮＯＤＥ ＡＤＤＲＥＳＳ ＴＩＭＥ　　ＯＦ ＴＲＡＮＳＭＩＳＳＩＯＮ ＴＩＭＥ　　５ＬＯｒＳ　　ＦＯＲ ＤＡＴＡＧＲＡＭ ＩＯＰ　　Ｃ０ＵＮＴ ＴＲＹ　　ＡＧＡＩＮ　　ＦＬＡＧ （ＴＲＵＥ　　ＯＲＦＡＬＳＥ） ＨＡＲＤ　　ＤＩＳＭＡＮＴＬＥ ＣＡＬＬ　　ＩＤＥＮＴＩＦＩＥＲ ＳＯＵＲＣＥ　　Ｎ０ＤＥ ＡＤＤＲＥＳＳ ＳＯＵＲＣＥ　　Ｎ０ＤＥ ＡＤＤＲＥＳＳ ＤＥＳＴＩＮＡＴＩＯＮ　　Ｎ０ＤＥ ＾ＤＤＲＥＳＳ ＳＵＢＤＥＳＴＩＮＡＴＩＯＮ ＮＯＤＥ　　ＡＤＤＲＥＳＳ ＰＲＥＶＩＯＵＳ　　ＮＯＤＥ ＡＤＤＲＥＳＳ ＴＩＭＥ　　ＯＦ ＴＲＡＮＳＭＩＳＳＩＯＮ ＴＩＭＥ　　５ＬＯＴＳ　　ＦＯＲ ＤＡＴＡＧＲＡＭ ）１０Ｐ　　Ｃ０ＵＮＴ ＤＥＳＴｆＮＡＴＩＯＮ　　Ｎ０ＤＥ ＡＤＤＲＥＳＳ ＳＵＢＤＥＳＴＩＮＡＴ、ｌ０Ｎ ＮＯＤＥ　　ＡＤＤＲＥＳＳ ＴＩＭＥ　　ＯＦ ＴＲＡＮＳＭＩＳＳＩＯＮ ＴＩＭＥ　　５ＬＯＴＳ　　ＦＯＲ ＤＡＴＡＣＲＡＭ ＨＯＰ　　Ｃ０ＵＮＴ 各データグラムは、そのカテゴリイの指示に加えて、以
下のような情報を組み込むということが見られる。即ち
、 ＣＡＬＬ　ＩＤＥＮＴＩＦＩＥＲ ＳＯＵＲＣＥ　Ｎ０ＤＥ　ＡＤＤＲＥＳＳＤＥＳＴＩＮ
ＡＴＩＯＮ　Ｎ０ＤＥ　ＡＤＤＲＥＳＳＳＯＦＴ　ＤＥ
ＳＴＩＮＡＴＩＯＮ　Ｎ０ＤＥ　ＡＤＤＲＥＳＳＰＲＥ
ＶＩＯＵＳ　Ｎ０ＤＥ　ＡＤＤＲＥＳＳＴＩＭＥ　ＯＦ
　ＴＲＡＮＳＭＩＳＳＩＯＮＴＩＭＥ　５ＬＯＴＳ　Ｆ
ＯＲＤＡＴＡＧＲＡＭＨＯＰ　Ｃ０ＵＮＴ コール職別子（ＣＡＬＬ　　ＪＤＥＮＴＩＦｒＥＩ？）
　、　　ソースノードアドレス（ＳＯＵＲＣＥ　Ｎ０Ｄ
Ｅ　ＡＤＤＲＥＳＳ）　、　　及び目的／　−ドア　Ｆ
　Ｌ／、Ｚ、　（ＤＥＳＴＩＮＡＴＩＯＮ　Ｎ０ＤＥ　
Ａ［）ＤＲＥＳＳ）は、どの様なさらなる説明も不要で
あろう、サブ目的ノードアドレス（ＳＵＢＤＥＳＴＩＮ
ＡＴＩＯＮ　　Ｎ０１月らＡＤＤＲＥＳＳ）は、回路中
の次ノードのアドレスである。転送時間（ＴＩＭＥ　Ｏ
Ｆ′ＴＲＡＮＳＭＩＳＳＩＯＮ）は、データグラムが終
えられることになっているならば。

そのデータグラムの機能が終えられねばならないという
間は、データグラムが存在しているならば、そのデータ
グラムを無視することを可能とするために利用される。

データグラムのためのタイムスロット（ＴＩＭＥ　５Ｌ
ＯＴＳ　ＦＯＲＤＡＴＡＧＲＡＭ）の識別は、ネットワ
ークの他のレイヤによって必要とされ、ここでは詳述は
しない、ホップ数（ＨＯＰ　　Ｃ０ＩＮＴ）は単に、そ
れが発生される故に、データグラムによって通り抜けら
れたリンクの数である。このホップ数が（ネットワーク
のノードの総数より少ないか同数であらねばならない）
所定のリミットを越えるならば、ノードは、それがネッ
トワークで失われてしまったという理由で、そのデータ
グラムを無視するようにプログラムされることができる
。

ＢＵＩＬＤデータグラムの機能は、既に詳述されている
。残りのＡＣＫＮＯＷＬＥＤＧＥデータグラム、　ＳＯ
ＦＴＤＩＳＭＡＮＴＬＥデータグラム、　ＥＸＴＥＮＤ
ＥＤ　　ＳＯＦＴＤＩＳＭＡＮＴＬＥデータグラム、及
びＨＡＲＤ　ＤＩＳＭＥＮＴＬＥデータグラムの機能は
、以下のようである。

ＢＵＩＬＤデータグラムがその目的地に到達した時。

回路が組まれる。　ＢＬＩＩＬＤデータグラムは、エン
ドツーエンド受信応答としてソースノードに送り返され
るべきＡＣＫＮＯＷＬＥＤＧＥデータグラムに変換され
る。ソースノードがＢυＩＬＤデータグラムを転送する
時には、ＡＣＫＮＯＷＬＥＤＧＥタイマがセットされる
。

関連付けられたＡＣＫＮＯＷＬＥＤＧＥデータグラムが
受信された時、このタイマがクリアされる。このＡＣＫ
ＮＯＷＬＥＤＧＥタイマは対応するコネクションストラ
クチャに（故にコール識別子に）関連付けられ、そのた
め正しいＡＣＫＮＯＷＬＥＤＧＥデータグラムが認識さ
れることができる。記憶されたコネクションストラクチ
ャの何のコール識別子にも対応しないコール識別子を含
むどの様なＡＣＫＮＯＷＬＥＤＧＥデータグラムも、受
信応答された間違った回路を解体するために、ＨＡＲＤ
　ＤＩＳＭＡＮＴＬＥデータグラムを送出する。　（ソ
ースノードが代わりの回路を組むことを試みている間に
回路が組まれるならば、この状況が生ずることができる
。最初の回路のためのＡＣＫＮＯＷＬＥＤＧＥデータグ
ラムが続けて受信されたならば、その最初の回路は解体
されねばならない、）ＡＣＫＮＯＷＬＥＤＧＥデータグ
ラムが受信される前にタイマがタイムアツプしたならば
、ソースノードは、エラーが発生したと仮定する０回路
は、ソースが）ＩＡＲＤ　ＤＩＳＭＡＮＴＬＥデータグ
ラムを送出するまで組まれている。そして、ソースは、
ＡＣＫＮＯＷＬＥＤＧＥタイマをリセットして、新しい
ＢＵＩＬＤＥデータグラムで試みる。新しいコール識別
子が、コネクションストラクチャ並びに新しいＢＵＩＬ
Ｄデータグラム中に書かれる。＾ＣＫＮＯＩ（ＬＥＤＧ
Ｅタイマがタイムアツプし且つソースノードが回路を組
む他の試みを成す時、関連する再試行数（ＲＥＴＲＹ　
Ｃ０ＵＮＴ）がデクリメントされる。これが「ゼロ」に
達したならば、回路が構成されることができないと仮定
し、そのためコネクションストラクチャが削除され、ネ
ットワークのより高いレイヤに報知する。上記再試行数
は、コネクションストラクチャが作られた時、いくらか
の小さな整数に初期設定されるだろう。

この整数の値は、このネットワークの性質に従ってネッ
トワークマネージャによって選択されることができる。

その手引として、ＤＯＴＩ　　ＴｅｃｈｎｉｃａｌＧｕ
ｉｄｅ　ＴＧＩＯＩ／１　”Ｉｎｔｅｒｃｅｐｔ　Ｒｅ
ｃｏｍｍｅｎｄａｔｉｏｎｓ　ｆｏｒＬｏｃａｌ　Ａｒ
ｅａ　Ｎｅｔｗｏｒｋｓ　Ａｃｃｏｒｄｉｎｇ　ｔｏ　
ｔｈｅ　ＬｏｇｉｃａｌＬｉｎｋ　Ｃｏｎｔｒｏｌ　　
＾ｃｃｅｓｓ　Ｍｅｔｈｏｄ”は、　「４」が再試行の
最大数のための妥当な選択であると提案している。その
理由として、これが「時々の短期間の不首尾に対する保
護を許すが、重大な問題の素早い検出を提供する」とい
うことを挙げている。しかしながら、これは第２階層の
プロトコルのためであるということに注意されたい、Ｂ
Ｔ自身のパケットスイッチストリームに於いては、同様
のパラメータは「２０」である。

ノードは、回路を確立するのに十分な能力を有する出立
リンクを持たない時１回路の一部としてそれを指定する
ＢＵＩＬＤデータグラムを受信する。

これが起きた時、ＢＵＩＬＤデータグラムはＳＯＦＴＤ
ＩＳＭＡＮＴＬＥデータグラムに変換され、その再試行
フラグ（ＴＲＹ　ＡＧＡＩＮ　ＦＬＡＧ）が「偽（ＦＡ
ＬＳＥ）　Ｊにセットされ、そのデータグラムが前の回
路ノードに８送サレ６．　　コ（７）ＳＯＦＴ　ＤＩＳ
ＭＡＮＴＬＥデータダラムは、隣接アップストリーム回
路ノードに戻る回路を解体し、そのためそれは回路を続
けるために異なったリンクを選択することができる。

回路ノードが５ＯＦＴ　ＤＩＳＭＡＮＴＬＥデータグラ
ムを受信した時、上記ＴＲＹ　ＡＧＡＩＮ　ＦＬＡＧが
検査される。それが［真（ＴＲＵＥ）　Ｊにセットされ
ていれば、同一のリンクが再び試みられることができ、
そのため５ＯＦＴ　ＤＩＳＭＡＮＴＬＥデータグラムが
ＢＵ　Ｉ　ＬＤデータグラムに変換されて、前に選択さ
れたのと同一のダウンストリーム回路ノードに発送され
る。ＴＲＹＡＧＡＩＮ　　ＦＬＡＧがＦＡＬＳＥにセッ
トされていれば、別のリンクが（後述するように）選択
され、同様にＳＯＦ丁ＤＩＳＭＡＮＴＬＥデータグラム
がＢＵＩＬＤデータグラムに変換されて、発送される、
利用できるリンクがないならば、　　５ＯＦＴ　ＤｒＳ
ＭＡＮＴＬＥデータグラムがさらにその回路を解体する
ために発送される。

５ＯＦＴ　ＯＩＳＭＡＮＴＬＥデータグラムは、中間回
路ノードからの代わりのルートを構成することを試みる
ために回路の一部を解体するために使用される。

通常、５ＯＦＴ　ＤＩＳＭＡＮＴＬＥデータグラムは、
その処理装置へのアップストリームに回路ノードから送
信される。しかしながら、他の試みを成すために、ソー
スに戻る全ての道を解体することが必要な時には、ふさ
れしくない、このためには、ＥＸＴＥＮＤＥＤＳＯＦＴ
　ＤＩＳＭＡＮＴＬＥデータグラムが使用される。

回路ノードがＥＸＴＥＮＤＥＤ　５ＯＦＴ　ＤＩＳＭＡ
ＮＴＬＥチータグラムを受信する時、次アップストリー
ム回路ノードに向けてそのデータグラムが発送され、関
連するコネクションストラクチャが削除される。

ソースがＥＸＴＥＮＤＥＤ　５ＯＦＴ　ＤＩＳＭＡＮＴ
ｌ、Ｅデータグラムを受信する時、それは回路を構成す
るための他の試みを成す、再試行数が「ゼロ」に達した
ならば、コネクションストラクチャが削除され、より上
位のプロトコルレイヤへ知らせる。

回路ノードが他の回路ノードに制御データグラムを送ら
ねばならない時には、データグラムが発送される前に、
受信ノードのアドレスがサブ目的フィールド中に書かれ
る。送信ノードのアドレスは、データグラムがＢＵＩＬ
Ｄデータグラム又はＳＯＦＴＤＩＳＭＡＮＴＬＥデータ
グラムであれば、前ノードフィールド（第５１頁及び第
５２頁のリスト中の”ＰＲＥＶｒＯＵＳ　Ｎ０ＯＥ　Ａ
ＤＤＲＥＳＳ”）中に書かれる。

それらの制御データグラムの全てが、成る回路ノードか
ら他の回路ノードへ遅延に関して最短ルートによって伝
わり、必ずしも２つのリンクをつなぐ直接リンクによる
必要はない。

８１１１１、Ｄデータグ５　ム、　　ＡＣＫＮＯＷＬＢ
ＧＥデータグラム。

及び種々のＤＩＳＭＡＮＴＬＥデータグラムを利用して
、第２図のアルゴリズムによる第１図のネットワークの
データ回路の構成の前述の説明は、各ノードがそのメモ
リ手段中に、そのネットワークの他のノードのリストを
組み込み、最良ホップ数のＬＩＳＴＩがそれらのノード
のそれぞれにリンクし、且つ最良遅延のＬＩＳＴ２がそ
れらのノードのそれぞれにリンクしているということを
仮定している。そのような情報は、ネットワークが組ま
れた時に不変に記憶されることができ、あるいはその第
１及び／第２リストの変化を隣接ノードに通信するよう
に各ノードを構成することにより更新されることができ
る。そのリストの変化を隣接ノードに通信するようにノ
ードが構成されているならば、所定ノードの各補正され
たリストエントリがそれらのリンクを介してのみそのエ
ントリに対応しない隣接ノードに通信されるということ
が、本発明の好ましい特徴である。前述されたように、
この特徴は、先に参照された５ｈｉｎとＣｈｅｎの論文
に数理的に説明された理由のため、　「ビンボン」タイ
プルーピングの問題を緩和する。しかしながら。

この特徴は、第１図に関して簡単な用語で説明されるこ
とができる。ノードＮｃからＮＤへの最短遅延を有する
ルートがノードＮ、を介すものであるということを思い
出されたい、ノードＮｃが隣接ノードからこの情報を今
まさに知り、従ってそのＬＩＳＴ２を更新したと仮定す
る。それは、（ノードＮＣとノードＮ９間の最小遅延を
有するルートを知らないと仮定される）ノードＮ、を含
むその隣接ノードへ、この更新情報を通信するかどうか
決定しなければならない、しかしながら、ノードＮｃが
それらの共通リンクを介してノードＮ−二直接この情報
を通信する（即ち、このリンクがノードＮｃとノードＮ
９間の通信のため最良の遅延リンクである）ならば、ノ
ードＮ２は、このノードＮ２からノードＮ０への最良遅
延ルートが、ノードＮｃへのリンクを介し、次に逆方向
にノードＮ、に戻って、　そしてノードＮ、へのリンク
を介するということを間違って導き出すことができる。

このような間違った結論が成されたならば１．ノードＮ
、への途中で、ノードＮｃからノードＮ、へ送信された
どの様なデータグラムも、ノードＮｃとノードＮ２間で
無期限にビンボンするだろう０通常の状況では、ノード
Ｎ、は、ノードＮ９への最速ルートがそのノードへの直
接リンクＬを介したものであるということを知っている
。しかしながら、成る状況に於いては、例えば不首尾又
はキャパシティの欠乏のため、そのリンクが利用できな
いかもしれない。

同様のことが、　目的ノードへの最良ホップ数を有する
リンクのリストであるＬＩＳＴＩに対する変化の通信に
も適用するということが注意されるべきである。

第１図の実施例では、　「ピンポン」タイプルーピング
の問題は、どのような補正リストエントリ（即ちリンク
）もそのリンクを介して転送されないということを確実
にすることにより簡単に回避できる。

第３図及び第４図（ａ）乃至（ｃ）に示した本発明の第
２の実施例では、より複雑化された手順が使用されてお
り、各ノードはそのメモリ中に、（第１図のＬＩＳＴＩ
及びＬ　Ｉ　ＳＴ２にそれぞれ対応する）最良ホップ数
リンクのリストと最良遅延リンクのリストとの他に、　
２番目に最良のホップ数リンクの第３リストと２番目に
最良の遅延リンクの第４リストとを含むルーチングチ−
プルを維持するように構成されている。

各ノードの第１、第２、第３．及び第４リストの変化を
通信するためのアルゴリズムが、第４図（ａ）乃至（Ｃ
）に関するそのようなアウトデーティングの例を説明す
る前に、第３図を参照して先ず説明される。

各ノードのリストの変化は、 （ノードアドレス、ホップ数、遅延） の形の一つ以上のルーチングエレメント（ＲＥ）をそれ
ぞれ含むルーチング情報パケット（ＲＩ　Ｐ）の形で通
信される。

所定ノードによって送信されたどのＲＥ中のノードアド
レスも、典型的にネットワークに於ける離れたノードで
ある目的ノードのアドレスである。ＲＥ中のホップ数と
遅延は、そのノードと目的ノード間の最低ホップ数と最
短遅延である。そのアドレスがＲＥ中に与えられている
目的ノードに導く最良ホップ数を有するリンクと最良遅
延を有するリンクを識別するどの様な明示された情報も
ＲＥが含んでいないということに注意されたい。

しかしながら、明瞭になるだろうように、この情報は、
ＲＥが受信されたリンクとの一致に関連してＲＥを受信
するノードのルーチングチ−プル中に既にある情報から
導き出されることができる。

第３図に於いて、第１のステップ１５０は、隣接ノード
から一つ以上のＲＥを含むＲＩＰの受信を伴う、各ＲＥ
が異なったノードアドレスを含むという、二とに注意さ
れるべきである。

ステップ１６０に於いて、アルゴリズムは、ＲＩＰを受
信するノードのルーチングチ−プルに注目し、各ＲＥに
ついて、ルーチングチ−プルがＲＥ中に与えられたノー
ドアドレス−に対応する目的ノードエントリを含むか否
かを判定する０次にアルゴリズムはステップ１８０に進
み、また必要ならば、要求された目的ノードエントリを
有するルーチングチ−プル中に新しい行を作る（ステッ
プ１７０）、 ステップ１８０に於いて、アルゴリズムはＲＣ中のホッ
プ数をインクリメントし、ＲＥが受信されるリンクのた
めの遅延をそのＲＥ中に与えられた遅延に追加し、ルー
チングチ−プルのリンク行中のルーチングチを取り替え
る。そのようなリンク行の例は、後で示す第２表の下側
３行として示されているが、ここでは、各リンク行は、
ルーチングチ−プルがそのテーブルの最上行にリストさ
れた種々の目的ノードに対して記憶されたノードからの
所定リンクを介したホップと遅延の組合せのリストであ
るということに注意されるべきである０次に述べられる
ように、これらのリンク行エントリは、　リスト１．　
２．　３．　　及び４を更新するために利用される。

次にアルゴリズムは、最良あるいは２番目に最良のホッ
プ又は遅延エントリがルーチングチ−フルに記憶された
新しい情報の結果として変化されるか否か（ステップ１
９０）を判定し、変化が成されていないならば、処理か
ら抜ける（ステップ３００）、　　この場合、ＲＩＰ中
の受信アウトデーティング情報の結果として、更新情報
は送信されない。

しかし、いずれかの最良あるいは２番目に最良のホップ
又は遅延エントリが変化したならば、アルゴリズムは、
隣接ノードへのリンクに注目しくステップ２００）、各
リンクに関して、そのリンクが、そのアドレスが受信Ｒ
Ｅ中に与えられている目的ノードへの最良のホップリン
ク且つ最良の遅延リンクの両方であるか否かが判定され
る（ステップ２１０）、これは、　「ビンボン」タイプ
ルーピングを回避するために、　「最良ホップ」情報が
最良ホップリンクを介して送られず、且つ「最良遅延」
情報が最良遅延リンクを介して送られないということを
確実にすることである。　リンクが最良ホップリンク且
つ最良遅延リンクの両方である（即ち、データグラムが
ホップ数と遅延の両方を最小にするためＲＥを受信した
ノードから送られるべきであるリンクである）ならば、
そのノードのルーチングチ−プルが検査され、目的ノー
ドへの２番目に最良のホップ数と２番目に最良の遅延を
有する新しいＲＥがそのリンクを介して送られる（ステ
ップ２３０）、 リンクが最良ホップ且つ最良遅延リンクでないならば、
アルゴリズムは、そのリンクが単に最良遅延リンクであ
るかどうかを判定しくステップ２２ｏ）、そうであれば
、そのリンクが最良ホップリンクでないということが上
記ステップ２１０で知られている故に、最良ホップ且つ
２番目に最良の遅延を有するＲＥをそのリンクを介して
自由に送れる（ステップ２４０）、 ステップ２２０のアルゴリズムで検査されたリンクが最
良遅延リンクでないならば、アルゴリズムは次に、検査
されたリンクが最良ホップリンクであるか否かを判定す
るためにルーチングチ−プルを検査する（ステップ２５
０）、　　もしそうならば、アルゴリズムは、そのリン
クを介して最良ホップを有するＲＥを送ることができな
いということを知り、従って受信ＲＥの目的ノードへ２
番目に最良のホップ及び最良遅延を有するＲＥを送る（
ステップ２６０）、 ステップ２５０の結論がネガティブの場合には。

アルゴリズムは、検査されたリンクが受信ＲＥ　Ｑ）目
的ノードへの最良ホップリンクでもなくまた最良遅延リ
ンクでもないということを知る。しかしながらそれは、
送られるべき新しい最良ホップ。

最良遅延情報がない場合には、ルーチングチ−プルの２
番目に最良のホップ及び遅延エントリのみが変化したと
いうことであるかもしれない、これはステップ２７０で
チェックされ、その答えが肯定的であれば、アルゴリズ
ムは、ｔＰを受信したノードから放射される次リンクを
検査することに進む（ステップ２９０）、 上記質問の答えがネガティブならば、最良ホップ及び最
良遅延を有するＲＥがそのリンクを介して送られる。ア
ルゴリズムは、このようにして順次に各リンクを考慮す
る。

ＲＥが各ノードから出立リンクにガイドされる特殊な方
式のため、ＲＥを受信するどのノードも、ＲＥが受信さ
れたリンクから導き出されることができ、情報は、それ
自身のリンクがいずれがの所定の目的ノードに対して最
短遅延且つ最低ホップ数を提供するそのルーチングチ−
プルである。これは、第４図（ａ）乃至（Ｃ）に関して
のみの例によって以下に説明される。

第４図（ａ）は、接続されるべきノードＮ５の周りにノ
ードＮｌ、　　Ｎ２．　　Ｎ３．　　Ｎ４．　　及びＮ
６を含むネットワークを示している。以下の説明は。

隣接ノードＮｌ、Ｎ３．　　及びＮ４へのそのリンクＬ
がそれぞれ１，２．及び３の参照番号が付されたノード
Ｎ６のルーチングチ−プルに集中している。

第１図のネットワークに於けるのと同様に、各ノードは
、それらの隣接ノードへの遅延を測定するためにその隣
接ノードにタイミングパッケージを周期的に送信する。

従って、各ノードは、そのリンクのそれぞれのスペアデ
ータキャリングキャパシティの記録を保持する。この情
報は、それぞれの場合に、リンク値テーブルに記憶され
る。

ノードＮ６のためのリンク値テーブルは、以下の第１表
のようになっている。

ユニで、Ｘのエントリは、未知数を示している。

ノードＮ６のルーチングチ−プルは、以下の第２表のよ
うになっている。

ユニで、ルーチングチ−プルは、ノードＮ６から到達さ
れることができる目的ノードＮｌ、Ｎ２゜Ｎ３．　　及
びＮ４のリストと、それらの目的ノードのそれぞれに対
して最良の利用可能なホップ数と最良の利用可能な遅延
を示す第４のリストとを含んでいる。括弧中の値は、示
された最良あるいは２番目に最良のホップ又は遅延値を
達成するために通り抜けられねばならないノードＮ６か
ら放射するリンクの参照番号を示している０例えば。

ノードＮ６からノードＮ２への最小ホップ数は、ノード
Ｎ６からリンクｌを通り抜けることによってかあるいは
リンク２を通り抜け−ることによって達成されることが
できる「２」である、これらのリンクが両方とも同一ホ
ップ数に導く故に、前者は、このリンクを含むルートが
リンク２を含むルートよりも遅い遅延をもつという理由
で、最良ホップ数カラント行（ＬＩＳＴＩ）にリストさ
れている。しかしながら、簡単化のために、遅延及びこ
れらの遅延に対応するリンクは、上記ルーチングチ−プ
ルには特に示されてはいないが、単にＸエントリとして
表されている。ノードＮ６からノードＮ４への２番目に
最良のホップ数が「５」であり、またこれがリンクｌか
らノードＮｌに出て行き、その後ノードＮ２．　　Ｎ３
．　　Ｎ６．　　及びＮ４を連続的に通り抜けることに
よってか、あるいはノードＮ２から出て行き、その後ノ
ードＮ３゜Ｎ２．　　Ｎｌ、　　Ｎ６．　　及びＮ４を
連続的に通り抜けることによって達成されるということ
に注意されたい、これらのルートが両方とも同一遅延を
有する故に、両方のエントリがＬ　Ｉ　Ｓｒ１に一緒に
括弧に入れられて示されている。

ここで、ノードＮ５が第４図（ｂ）に示されたようにノ
ードＮ５とノードＮ４の間にリンクを追加することによ
りネットワークに追加されたと仮定する。ノードＮ４は
、その存在を示すために、ノードＮ５とノードＮ６＋：
ＲＥ　（４，ｏ、Ｏ）を送る。同様に、ノードＮ５は、
ノードＮ４にＲＥ　（５，Ｏ，Ｏ）を送る。ここで、各
ＲＥが（ノードアドレス、ホップ数、遅延）の形であっ
たことを思い出されたい、よって、ノードＮ４は、ノー
ドＮ５がそれからｌホップ離れているということを知り
、そのためノードＮ６に対してＲＥ（５，ｌ、Ｘ）を送
る。ここで、値「５」がノードＮ５のアドレスを表わし
、値ｒｌＪがノードＮ４からノードＮ５へのホップ数で
あり、　（当面は無視される）値ＸはノードＮ４からノ
ードＮ５への遅延であるということを思い出されたい。

これにより、ノードＮ６は、以下の第３表のようにその
ルーチングチ−プルを更新する。

ユニで、ルーチングチ−プルの変化は、下線が付され示
されている。目的ノードＮ５のための２番目に最良のホ
ップ数及び２番目に最良の遅延の列（それぞれＬ　Ｉ　
Ｓｒ１及びＬ　Ｉ　５Ｔ４）に於ける「−１」のエント
リは、ノードＮ５に対する２番目に最良のホップ数及び
２番目に最良の遅延が無限である。つまりノードＮ４か
らノードＮ５への一つのルートしかないということを示
すために取られているということに注意すべきである。

ノードＮ６は、ノードＮ３とノードＮｌにＲＥ　（５，
２，Ｘ）を送り、これによりノードＮ２にも通報する。

モしてノードＮ２は、ノードＮ３を介して４ホツプでノ
ードＮ５に達することができるということを知り、よっ
てノードＮｌにＲＥ　（５，４，Ｘ）を送る。これによ
りノードＮ１は、ノードＮ６にＲＥ　（５，５，Ｘ）を
送り、従ってノードＮ６のルーチングチ−プルは、第４
表に示すようになる（即ち、下線が付されたように変化
する）、 第３表 第４表 次に、ノードＮ３は、ノードＮ６にＲＥ（５，５Ｘ）を
送り、従ってノードＮ６のルーチングチ−プルは、以下
の第５表に示すようになる。

ここで、ノードＮ６からノードＮ１へのリンクＬが不首
尾に終わったと仮定する。結果として、第４図（ｂ）に
示されたネットワークは、第４図（Ｃ）に示される形に
変換される。

各ノードが隣接ノードへのそのリンクのそれぞれをモニ
タするように構成されている故に、ノードＮ６は、　リ
ンクｌの不首尾を検出する。従って。

ノードＮ６のルーチングチ−プルは、以下の第６表のよ
うに更新される。

第５表 第６表 二こで、リストエントリに於ける変化は下線が付されて
おり、ノードＮ１とノードＮ２に対する最良ホップ数エ
ントリが変化され、ノードＮ　１゜Ｎ２．　　Ｎ３．　
　Ｎ４．　　及びＮ５に対する２番目に最良のホップ数
エントリも変化されているということが見られる。第３
図のステップ１９０に従って、これらの変化は、ノード
Ｎ６に隣接するノード、即ちノードＮ３とノードＮ４に
通信される。

一般に、そのノードから放射する所定リンクを介したＲ
Ｅの受信に起因するノードのリストエントリの変化は、
そのリンクの他端のノードが関連した情報を既に知って
いる故に、そのリンクを介して転送戻されない。

ノードＮ６からノードＮ３及びノードＮ４へのＲＩＰの
送信は、第３図のステップ２００乃至２９０に従って成
される。

以下のＲＥがノードＮ３に送信される。即ち、（１，−
１，−１）ノードＮ６のノードＮ１への最良ルートが今
のところノー ドＮ３を介するものであり、 ２番目に最良のルートが通常 は送出され、今のところそれ が無い。

（２，−１，−１）ノードＮ６のノードＮ２への最良ル
ートが今のところノー ドＮ３を介するものである。

（３，−１，−１）ノードＮ６のノードＮ３への最良ル
ートがリンク２であっ たがまだそのままである。　２ 番目に最良の情報が変化し。

よってその情報がノードＮ３ に送出される。しかしながら、 ２番目に最良は今のところ無 く、そのためネガティブＲＥ が送出される。

また、ノードＮ６は、以下のようなＲＥを含むＲＩＰを
ノードＮ４に送出する。即ち。

（１，３，Ｘ） （２，２，Ｘ） （４，５，Ｘ） （５，６，Ｘ）、 ここで、ノードＮ６からリンク３を介してノードＮ４に
送られたＲＥが、ノードＮ３のノードアドレスを含まな
いということに注意されるべきである。これは、ノード
Ｎ６からノードＮ３への２番目に最良のホップ数のみが
変化され、よって（第３図に示されたアルゴリズムのス
テップ２６０に従って）リンク３ではなくてリンク２で
あるノードＮ３への最良ホップ数のリンクを介して送ら
れるからである。

最後に、ノードＮ１はまた、ノードＮ６へのそのリンク
が不首尾に終わったことを知り、従って。

そのルーチングチ−プルを更新して、第３図に示された
アルゴリズムに従ってノードＮ２にどのような変化も通
信する。

そのリンクがそのノードを通るデータ送信回路のアップ
ストリームリンクである記憶されたコネクションストラ
クチャに対するポインタのリストと、そのリンクがその
ノードを通るデータ送信回路のダウンストリームリンク
である記憶されたコネクションストラクチャに対するポ
インタのリストとを、そのリンクのそれぞれに関して、
各ノードがそのメモリ手段中に記憶するように構成され
ており、上記ノードが、そのリンクの何れかの不首尾を
検出し、どの不首尾に終わったリンクに関するポインタ
のリストをもサーチし、且つその不首尾リンクに関する
ポインタによって示されたコネクションストラクチャの
それぞれ残りのリンクを介してデータグラムを送出する
ように構成されており、各コネクションストラクチャが
、ソースノードに向けられたアップストリームリンクと
、目的ノードに向けられたダウンストリームリンクとを
含み、アップストリームリンクを介して送出された各デ
ータグラムが、代わりの回路を確立することを試みるこ
とを関連付けられたソースノードに指示するように構成
され、ダウンストリームリンクを介して送出された各デ
ータグラムが、そのリンク不首尾によって中断された回
路のダウンストリーム部をキャンセルするように構成さ
れているということが本発明の好ましい特徴である。

この特徴は、第４図（ａ）のネットワークに関する例に
よって以下に述べられるだろう、それぞれアップストリ
ームリンクとダウンストリームリンクの異なる組合せに
より定義されてたノードＮ６のメモリ手段中に記憶され
た４個のコネクションストラクチャ、即ちコネクション
ストラクチャ１０．　２０．　３０．　　及び４０があ
ると仮定する。これらは、以下の第７表に示されている
。

以下の第８表に示されている。

また、ノードＮ６のリンク１のためのアップストリーム
ポインタ及びダウンストリームポインタは。

従って、リンクｌは、コネクションストラクチャ１０及
び２０に於いてはアップストリームリンクであり、コネ
クションストラクチャ３０に於いてはダウンストリーム
リンクである。

第２表乃至第５表のルーチングチ−プルに示されたＬＩ
ＳＴＩ乃至ＬＩＳＴ４の他にも、第４図（ａ）乃至（Ｃ
）のネットワークの各ノードのメモリは、各リストされ
た目的ノードに対して使用されることができる最良ホッ
プ数、２番目に最良のホップ数、最良遅延、及び２番目
に最良の遅延より他のリンクの全てのリストを組み込ん
でいる。

第４図（ａ）乃至（Ｃ）のネットワークの場合。

ノードが不適当なリンクであるので、追加リストが各ノ
ードの場合に使用されるということはたまたまでしかな
い、　しかしながら、ネットワークのトボロジイが例え
ばノードＮ６とノードＮ５の間のリンクの形成の結果と
して変化したならば。

ノードＮ６のメモリ中の追加リストが満たされる。

そのような追加リンクの目的は、最良あるいは２番目に
最良のホップのリンクの不首尾の場合には、代わりの回
路が確立されることを可能とすることである０例えば、
第４図（Ｃ）に於いてノードＮ６からのリンク１の不首
尾の検出で、ノードＮ６の処理装置は、第８表のアップ
ストリームポインタのリストをサーチし、第７表のコネ
クションストラクチャＩＯ及び２０に向けられる。処理
装置は次に、これら２個のコネクションストラクチャか
ら導かれたそれぞれの回路のダウンストリーム部を解体
するために、　（コネクションストラクチャ１０に関し
て）そのダウンストリームリンク２にＨＡＲＤ　ＤＩＳ
ＭＡＮＴＬＥデータグラムを送り、（コネクションスト
ラクチャ２０に関して）そのダウンストリームリンク３
にＨＡＲＤ　ＤｒＳＭＡＮＴＬＥデータグラムを送る。

同様に、処理装置は、第８表のダウンストリームポイン
タのリストをサーチし。

それによって第７表のダウンストリームポインタ３０を
配置する。そして、コネクションストラクチャ３０に対
応する回路のアップストリーム部に対して、アップスト
リームリンク３を介してＥＸＴＥＮＤＥＤ　５ＯＦＴ　
ＯＩＳＭＡＮＴＬＥデータグラムを送る。

この場合、不首尾に終わったリンクを当てにするデータ
回路が解体される。また、回路のリンクが十分なキャパ
シティを有するので、データ回路を解体することは必要
である。

最良ホップ数リンクを使用する回路の解体の結果として
、所定の目的ノードに達するために利用されることがで
きる全ての可能なリンクの記憶されたリストをサーチす
ることによって代わりの回路を構成することが必要とな
る。これは、本発明の実施例のコネクションストラクチ
ャフオーマット（第９表）に反映される。

コネクションストラクチャ ＣＡＬＬ　　ＩＤＥＮＴＩＦＩＥＲ ＵＰＳＴＲＥＡＭ　　ＬＩＮＫ ＤＯＷＮＳＴＲＥＡＭ　　ＬＩＮＫ ＢＥＳＴ　　ＨＯＰ　　ＬＩＮＫ ＢＥＳＴ　　ＨＯＰ　　ＬＩＮＫ　　ＴＲＩＥＤ？　　
（Ｙ　　ＯＲＮ）２ＮＤ　　ＢＥＳＴ　　ＨＯＰ　　Ｌ
ＩＮＫ２ＮＤ　　ＢＥＳＴ　　ＨＯＰ　　ＬＩＮＫ　　
ＴＲＩＥＤ？　　（Ｙ　　ＯＲＮ）ＬＩＮＫ　　ＬＩＳ
Ｔ ＬＩＮＫ　　ＬＩＳＴ　　ＴＲＩＥＤ７　　（Ｙ　　Ｏ
ＲＮ）ＮＯＤＥ　ＴＹＰＥ　　（ＳＯＵＲＣＥ、ＤＥＳ
ＴＩＮＡＴＩＯＮ　ＯＲＩＮＴＥＲＭＥＤＩＡＴＥ　Ｃ
ＩＲＣＵＩＴ　Ｎ０ＤＥ）第９表 ユニで、コール識別子（ＣＡＬＬ　　ＩＤＥＮＴＩＤＩ
ＥＲ）は回路を識別し、アップストリーム及びダウンス
トリームリンクエントリは、データが当該ノードに提供
されるリンクと、その回路のデータが当該ノードから送
信されるリンクとを示している。最良ホップリンクは１
回路の目的ノードのため当該ノードのＬＩＳＴＩにある
リンクである。上記コネクションストラクチャはまた、
この最良ホップリンクが回路を構成するための試みに於
いてトライされたか否かを記録する。同様に、　（ＬＩ
ＳＴ３にある）２番目に最良のホップのリンクが記録さ
れ、それはこの２番目に最良のホップのリンクがトライ
されたか否かを示す、リンクリストエントリは単に、コ
ール識別子によって識別された回路を確立するのに利用
されることができる当該ノードからの全ての可能なリン
クのリストである。

可変のｒｔ、＋Ｎｘ　ＬＩＳＴ　ＴＲＩＥＤ？Ｊは、回
路を確立する試みに於いてリンクリストをサーチするこ
とが必要か否かを示し、最後の可変のｒＮＯＤＥ　ＴＹ
ＰＥＪは、　当該ノードがソースノード、　目的ノード
、　あるいは中間回路ノードであるか否かを示す、ネッ
トワークに於ける不首尾は、所定のソースノードから目
的ノードへのルートがもはや無く、回路が構成できない
ということを意味する。ソースノードは結局、以下の３
つの場合の一つに於いてこれを知る。即ち、 （ｉ）ソースが目的ノードのためのネガティブＲＥを含
むＲＩＰを受信する。

（ｉｉ）　　ソースノードが５ＯＦＴ　ＤＩＳＭＡＮＴ
ＬＥデータグラムを受信し、且つ回路の確立の再試行回
数が所定のリミットに達している。各ノードには、所定
の回路の確立の試みの回数をカウントするためのカウン
タが提供されている。

（ｉｉｉ）　ＢＵＩＬＤデータグラムの転送後、所定時
間期限内にソースノードによってＡＣＫＮＯＷＬＥＤＧ
Ｅデータグラムが受信されず、且つ再試行の最大回数に
達している。

簡単化のために、前述のコネクションストラクチャフオ
ーマットを適応させるためのルーチングチ−プルに対す
る追加はここでは論じられない。

しかしながら、それらは前述の説明から当業者には明か
であろう。

［発明の効果］ 以上詳述したように、本発明によれば、分散コネクショ
ンオリエンテッド通信ネットワークを提供することがで
きる。

【図面の簡単な説明】

第１図は本発明の第１の実施例に従ったネットワークの
概略図、第２図は本発明の第１の実施例に従ったネット
ワークに於けるデータ回路の確立を説明するためのフロ
ーチャート、第３図は本発明の第２の実施例に従ったネ
ットワークに於けるノード間の更新情報の転送を説明す
るためのフローチャート、第４図（ａ）乃至（Ｃ）はそ
れぞれ動作の間のネットワークトボロジイの変化の影響
を示す本発明の第２の実施例に従ったネットワークの概
略図である。

Claims (23)

【特許請求の範囲】
1. （１）ソースノード（Ｎ＿Ｓ）、サブ目的ノード（Ｎ＿
   Ｂ，Ｎ＿Ｃ）、及び目的ノード（Ｎ＿Ｄ）としてそれぞ
   れ動作可能な複数のノード（Ｎ）を具備する分散通信ネ
   ットワークに於いて、 各ノード間は、リンク（Ｌ）によって相互接続され、 各ノードは、ローカル処理手段及び記憶手段（Ｍ）を有
   し、 各ノードは、その記憶手段中に、そのリンクのつまり隣
   接ノードの第１記憶リストと第２記憶リストと関連付け
   られた目的ノードの記憶リストを含み、 各目的ノードは、前記第１記憶リスト及び前記第２記憶
   リストに於いて各リンクつまり隣接ノードに関連付けら
   れ、 前記処理手段は、ソースノードによる遠方の目的ノード
   のコールに応答して、１個以上の連続するサブ目的ノー
   ドを介して、前記ソースノードと目的ノード間でデータ
   グラムを伝送するように構成され、 各サブ目的ノードは、ソースノードあるいは前のサブ目
   的ノードの前記第１記憶リストから選択されたリンクつ
   まり隣接ノードによつて決定され（５０）、 上記データグラムは、前記サブ目的ノードの少なくとも
   幾つかを回路ノードとして指定し、この回路ノードのメ
   モリ手段に回路データを記憶するように構成され、 前記回路データは、前記回路ノードを介した前記ソース
   ノードと目的ノードとの間のデータ転送のために一時的
   な回路を確立し（１００）、前記ソースノード（Ｎ＿Ｓ
   ）、目的ノード（Ｎ＿Ｄ）、又は回路ノード（Ｎ＿Ｂ，
   Ｎ＿Ｃ）でない前記データグラムによって通り抜けられ
   た各ノード（Ｎ＿Ｅ，Ｎ＿Ｆ）は、前記データグラムの
   経路に於いて次に指定される回路ノードに関連付けられ
   た直前のノードの第２記憶リストからそのリンクつまり
   隣接ノードを選択することにより決定され（６０）、各
   ノードの前記第１及び第２記憶リストが基づかれる基準
   は、明確であり、前記一時的な回路に於ける前記データ
   の最適な転送及び前記一時的な回路の最適な確立に向け
   てそれぞれバイアスされていることを特徴とする分散通
   信ネットワーク。
2. （２）各第１記憶リストに於けるリンク／隣接ノードエ
   ントリは、ソースノード（Ｎ＿Ｓ）と目的ノード（Ｎ＿
   Ｄ）の間の回路に於けるホップの数を最小にするような
   エントリであることを特徴とする請求項（１）に記載の
   分散通信ネットワーク。
3. （３）各第２記憶リストに於けるリンク／隣接ノードエ
   ントリは、データグラムが連続する回路ノード（Ｎ＿Ｂ
   ，Ｎ＿Ｃ）間を通り抜けるのに取られる時間を最小にす
   るようなエントリであることを特徴とする請求項（２）
   に記載の分散通信ネットワーク。
4. （４）各ノード（Ｎ）は、該ネットワークに於けるその
   隣接ノードと目的ノードとの間のホップ数に関する隣接
   ノードから受けたホップ数情報に応答してその第１記憶
   リストを更新するように構成され（１５０）、 各ノードは、隣接ノードからのホップ数情報をインクリ
   メントし、他の隣接ノードがあれば、そこへ上記インク
   リメントされたホップ数を通信するように構成されてい
   ることを特徴とする請求項（３）に記載の分散通信ネッ
   トワーク。
5. （５）各ノード（Ｎ）は、該ネットワークに於けるその
   隣接ノードと遠隔ノードとの間の転送遅延に関する隣接
   ノードから受けた遅延情報に応答してその第２記憶リス
   トを更新するように構成され（１５０）、 各ノードは、隣接ノードからのリンクの遅延情報の受信
   に関連付けて付加的な遅延（ｄ）を前記転送遅延に加算
   し（１８０）、他の隣接ノードがあれば、そこへ上記結
   果の総遅延情報を送信し（２００−２９０）、且つ上記
   遅延情報が受信されるリンク（Ｌ）上にタイミングパケ
   ットを送受信することにより前記付加的な遅延を測定す
   るように構成されていることを特徴とする請求項（３）
   に記載の分散通信ネットワーク。
6. （６）上記ノード（Ｎ）は、上記ネットワークの状態に
   応答してそれらの第１及び／又は第２記憶リストを更新
   し（１８０）、 各ノードは、その第１及び／第２記憶リストの変化を隣
   接ノードに通信し（２００−２９０）、且つその隣接ノ
   ードから受信した更新情報に応答してその第１及び／第
   ２記憶リストを変更する（１８０）ように構成されてい
   ることを特徴とする請求項（１）乃至（３）のいずれか
   に記載の分散通信ネットワーク。
7. （７）各ノード（Ｎ）はさらに、そのリンクつまり隣接
   ノードの第３及び第４記憶リストを含み、目的ノードの
   記憶リストに於ける各目的ノード（Ｎ＿Ｄ）は、前記第
   ３及び第４記憶リストに於けるリンクつまり隣接ノード
   と関連付けられており、前記第３及び第４記憶リストに
   於けるエントリが基づかれる基準は、明確であり、前記
   一時的な回路に於ける前記データの最適に近い転送及び
   前記一時的な回路の最適に近い確立に向けてバイアスさ
   れていることを特徴とする請求項（６）に記載の分散通
   信ネットワーク。
8. （８）各第３記憶リストに於けるリンク／隣接ノードエ
   ントリは、回路ノード（Ｎ）間の次善のホップ数を表し
   、 各第４記憶リストに於けるリンク／隣接ノードエントリ
   は、データグラムが連続するサブ目的ノード（Ｎ＿Ｂ，
   Ｎ＿Ｃ）間を通り抜けるのに取られた次善の時間を表す
   ことを特徴とする請求項（７）に記載の分散通信ネット
   ワーク。
9. （９）各ノード（Ｎ）は、その前記第１及び／又は第２
   記憶リストに於ける更新されたエントリに依存して選択
   された隣接ノードに、前記第１及び／又は第２記憶リス
   トに於ける変化を通信する（２００−２９０）ように構
   成され、 各補正されたリンク／隣接ノードエントリは、そのエン
   トリに対応しない隣接ノードに、それらのリンクを介し
   てのみ通信されることを特徴とする請求項（４）乃至（
   ８）のいずれかに記載の分散通信ネットワーク。
10. （１０）各ノード（Ｎ）は、その前記第１、第２、第３
    、及び第４記憶リストの更新されたエントリに依存して
    選択された隣接ノードに、その前記第１、第２、第３、
    及び第４記憶リストの変化を通信するように構成され（
    ２００−２９０）、第１及び第４記憶リストの各補正さ
    れたリンク／隣接ノードは、前記第２記憶リストの関連
    付けられたエントリである隣接ノードにそのリンク（Ｌ
    ）を介して通信され（２４０）、 第２及び第３記憶リストの各補正されたリンク／隣接ノ
    ードは、前記第１記憶リストの関連付けられたエントリ
    である隣接ノードにそのリンク（Ｌ）を介して通信され
    る（２６０）ことを特徴とする請求項（９）に記載の分
    散通信ネットワーク。
11. （１１）各ノード（Ｎ）は、それらの前記第１及び第２
    記憶リストを更新するために隣接ノードに更新情報を通
    信するように構成され（２００−２９０）、 前記更新情報は、ルーチング情報パケット内で通信され
    、 各ルーチング情報パケットは、ノードアドレス（Ａ，Ｂ
    ，Ｃ，Ｄ，Ｅ，Ｆ，Ｇ：１，２，３，４，５，６）と前
    記第１及び第２記憶リストに於けるそのノードアドレス
    のためのエントリとを含む少なくとも一つのルーチング
    エレメントを含み、各ノードアドレスに対応する最も大
    きい一つのルーチングエレメントがシングルルーチン情
    報パケット中にあることを特徴とする請求項（４）乃至
    （１０）のいずれかに記載の分散通信ネットワーク。
12. （１２）各新しいノード（Ｎ５）は、それ自身のノード
    アドレス（５）と第１及び第２記憶リストのためのゼロ
    のエントリとを含む識別ルーチング情報パケットをそれ
    らに送ることにより、その隣接ノード（Ｎ４）にその存
    在を示すように構成されていることを特徴とする請求項
    （１１）に記載の分散通信ネットワーク。
13. （１３）ソースノード（Ｎ＿Ｓ）から送られたデータグ
    ラムによって記憶された前記回路データは、データグラ
    ムと、該データグラムによって現在訪問されている回路
    ノードのそれぞれのアップストリーム及びダウンストリ
    ームである回路ノードへのアップストリーム及びダウン
    ストリームとによって確立された回路にユニークである
    コール識別子を含むコネクションストラクチャ情報を含
    み、前記現在訪問されている回路ノードは、データグラ
    ムによって現在記憶されたコール識別子がその回路ノー
    ドに既に記憶されている同一のコール識別子に対応しな
    いことをチェックするように構成され（８０，９０）、 上記データグラムは、それが回路の連続的なノード（Ｎ
    ＿Ｓ，Ｎ＿Ｂ，Ｎ＿Ｃ，Ｎ＿Ｆ，Ｎ＿Ｄ）を通り抜ける
    につれ、そのコネクシヨンストラクチヤ情報を更新する
    ように構成されていることを特徴とする請求項（１）乃
    至（１２）のいずれかに記載の分散通信ネットワーク。
14. （１４）データグラムによって現在記憶されたコール識
    別子がその回路ノードに既に記憶されたのと同一のコー
    ル識別子に対応していないということを、前記現在訪問
    されている回路ノード（Ｎ）が決定した場合には、上記
    現在訪問されているノードは、既に記憶されているコー
    ル識別子と関連付けられて記憶されたコネクシヨンスト
    ラクチヤをチェックするように構成され（１２０）、且
    つ記憶されたコネクシヨンストラクチヤのアップストリ
    ームリンクがデータグラムによつて最後に訪問された回
    路ノードに導かない場合には、回路ノードとしてその状
    態をキャンセルし且つ最後に訪問された回路ノードにデ
    ータグラムを戻すように構成され（１３０）、 前記最後に訪問された回路ノードは、前記目的ノード（
    Ｎ＿Ｓ）への回路を構成する試みに於いて代わりのサブ
    目的ノードに上記戻されたデータグラムを再送するよう
    に構成されることを特徴とする請求項（１３）に記載の
    分散通信ネットワーク。
15. （１５）各ノード（Ｎ）は、そのリンクのそれぞれのス
    ペアデータキャリングキャパシティをモニタするように
    構成され、 それが回路ノードとしてそれを指定するデータグラムを
    受けるが、そのデータグラムによって確立される回路に
    於けるダウンストリームリンクが不十分なデータキャリ
    ングキャパシティしか持っていない場合には、目的ノー
    ド（Ｎ＿Ｄ）への代わりの回路を確立することを試みる
    ことを指令するために、ソースノードに対してデータグ
    ラムを送信するよう構成されていることを特徴とする請
    求項（１）乃至（１４）のいずれかに記載の分散通信ネ
    ットワーク。
16. （１６）各ノード（Ｎ）は、隣接ノードに対するそのリ
    ンク（Ｌ）をモニタするように構成されており、 そのようなリンクが不首尾の場合には、その第１及び／
    第２記憶リストを更新し、そのリンク不首尾に起因する
    その第１及び／又は第２記憶リストのどの様な変化も全
    てのその残りの隣接ノードに通信するように構成されて
    いることを特徴とする請求項（１）乃至（１５）のいず
    れかに記載の分散通信ネットワーク。
17. （１７）各ノード（Ｎ）は、そのリンク（Ｌ）のそれぞ
    れに関してそのメモリ手段（Ｍ）に、そのリンクがその
    ノードを通過するデータ転送回路に於けるアップストリ
    ームリンクである記憶されたコネクシヨンストラクチヤ
    へのポインタのリストと、そのリンクがそのノードを通
    過する前記データ転送回路に於けるダウンストリームリ
    ンクである記憶されたコネクションストラクチヤへのポ
    インタのリストとを記憶するように構成され、上記ノー
    ドは、そのリンクのいずれの不首尾も検出し、どの不首
    尾のリンクに関するポインタのリストもサーチし、その
    不首尾リンクに関するポインタにより示されるコネクシ
    ヨンストラクチヤのそれぞれの残りのリンクを介してデ
    ータグラムを送出するように構成され、 各コネクションストラクチャは、ソースノード（Ｎ＿Ｓ
    ）に向けられているアップストリームリンクと、目的ノ
    ード（Ｎ＿Ｄ）に向けられているダウンストリームリン
    クとを含み、 アップストリームリンクを介して送られる各前記データ
    グラムは、代わりの回路を確立することを試みることを
    関連付けられたソースノードに指令するように構成され
    、 ダウンストリームリンクを介して送られる各前記データ
    グラムは、リンク不首尾によって中断された回路のダウ
    ンストリーム部をキャンセルするように構成されている
    ことを特徴とする請求項（１６）に記載の分散通信ネッ
    トワーク。
18. （１８）各ノードは、請求項（７）に限定されたような
    第３記憶リストをそのメモリ手段（Ｍ）中に含み、 代わりのデータ回路を確立することを試みることがデー
    タグラムにより指令された時、所望の目的ノード（Ｎ＿
    Ｄ）に対応する第３記憶リストのそのリンク／隣接ノー
    ドエントリを選択することにより、それを行なうことを
    特徴とする請求項（１４）乃至（１７）のいずれかに記
    載の分散通信ネツトワーク。
19. （１９）各ノード（Ｎ）は、代わりの回路を確立するこ
    との不首尾の試みを記録し、且つリストされていないリ
    ンク／隣接ノードを介してデータグラムを連続的に送出
    することにより回路を確立する試みをさらに行なうよう
    に構成されていることを特徴とする請求項（１８）に記
    載の分散通信ネットワーク。
20. （２０）目的ノード（Ｎ＿Ｄ）にそれを指定するデータ
    グラムの受信で、どのノードも、対応するソースノード
    （Ｎ＿Ｓ）に対して受信応答データグラム（１１０）を
    送出するように構成されていることを特徴とする請求項
    （１）乃至（１９）のいずれかに記載の分散通信ネット
    ワーク。
21. （２１）各ソースノード（Ｎ＿Ｓ）は、それが最初のデ
    ータグラムを送った後所定期間内に、前記受信応答デー
    タグラムを受信しない場合には、回路を確立する試みる
    ためのデータグラムをさらに送出するように構成されて
    いることを特徴とする請求項（２０）に記載の分散通信
    ネットワーク。
22. （２２）前記リンク（Ｌ）によって運ばれる全ての情報
    は、時分割多重の形であることを特徴とする請求項（１
    ）乃至（２１）のいずれかに記載の分散通信ネットワー
    ク。
23. （２３）上記ノード（Ｎ）は、回路の確立及び解放を制
    御するデータグラムの送信（６０）よりも前記記憶リス
    トを更新する（２００−２９０）ためのデータの転送に
    優先権を与え、 そのようなデータグラムによって確立される回路に於け
    るデータの転送よりも前記データグラムの転送に優先権
    を与えていることを特徴とする請求項（４）乃至（２２
    ）のいずれかに記載の分散通信ネットワーク。