JPH0338993A - 完全共有通信網および通信網の完全共有方法 - Google Patents
完全共有通信網および通信網の完全共有方法Info
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Abstract
め要約のデータは記録されません。
Description
らに詳細には、そのような経路選択の効率を改善するた
めに通信網の帯域幅を完全に共有する装置に関する。
の選択は、一般にトラヒック11(traffic n
etwork)または論理網(logical net
work)と称するものに基づく。例えば、第1図に大
規模な通信網の僅かな部分を示すが、ここでは、ノード
、即ち、交換センター(SC)5.10,15および2
0が論理網に基づいている。従って、各SCが他の3つ
のSCに直接接続されているように見えるが、これによ
って、直通の経路または通信路が遮断された場合、SC
の各対の間にかなりの数の代替経路が与えられる。従っ
て、5C15と20の間の通信路7が(理由は別として
)−時的に遮断されたと仮定すると、5C15は、以降
の送らなければならないトラヒックをSC5および通信
路6および工2からなる代替経路を介して5C20に中
継することができる。あるいは、これに代わって、以降
のトラヒックを5CIOおよび通信路11および8から
なる代替経路を介して送ることもできる。市内通信網に
おける相互接続の水準は、実に高いようである。このよ
うな相互接続の高い水準は、実際には、一般に設備網(
faci l ity nutwork)と称するもの
の上に論理網を重ねることによって達成される。この設
備網というのは、第2図に示すような現実の物理的な通
信網である。
ものほど広がりがないことが分かる。具体的には、設備
網には直通の通信路9.11および12が実際には存在
しない。事実、この説明のための例では、通信路9は、
5C20および15を介して経路が選択され、通信路1
1は、5C20を介して経路が選択され、そして通信路
12は、5C15を介して経路が選択される。従って、
代わりの通信路には、SC5と15の間に接続された通
信路6、および5C15を介して経路選択される通信路
工2が含まれる。しかし、5C15は、通信路12の経
路選択が5C15を通っていることを知らないので、自
分と5C20との間のトラヒックの直通の経路選択にそ
の事実を利用することができない。通信路11および8
に関しても明らかに同様のことが言える。
子は、必ずしも最も効率的に処理されるとは限らない。
なケーブルの帯域幅の一部であるような例では、そのよ
うな経路選択が、いっそう非効率的になることもある。
20を相互接続する光ファイバの帯域幅のそれぞれの区
分に割り当てられる。帯域幅は、光ファイバによるかわ
りに、無線またはマイクロ波の帯域でもよく、または光
ファイバを含めたそれらの手段の組み合わせた帯域でも
良い。
即ちノードが通信網の帯域幅をダイナミックに完全に共
有することを可能にすることにより、大規模な通信網に
おける呼の経vf5選択が著しく改善されることである
。従って、本発明の完全に共有された通信網は、トラヒ
ックの経路選択に高い柔軟性があるため、この通信網に
よれば、従来の構成において行われるような代わりの経
路選択をできるようにする必要性は実質的に無くなる。
ば1分間隔で、通信網のノードの間で割り当てることに
より、ノードの6対が、網内の他の各ノードに呼の経路
選択ができるように、それへの直通リンクをそれぞれ確
立し、さらにこの時、各直通リンクがそれぞれのサービ
ス種の呼に関係付けられた1つ以上のチャネル・グルー
プから形成されるようにする。そして、残りの通信網帯
域は、原則としてダイナミックに共有される帯域幅の資
源として使用するために確保される。例えば、1対のノ
ードの間で経路選択される呼が、共有資源から得たチャ
ネルを介して経路選択が行われると、それぞれの呼が終
了した場合、そのチャネルは共有資源に戻される。また
、この供給資源は、直通リンクに割り当てられたチャネ
ルが話中であると言うような、他の呼の経路選択の場合
にも使用することができる。
ノード25.30,35.40,45、および50等の
ような複数の交換センター、即ち、ノードを備えたデジ
タル公衆交換設備1!200のブロック概略図を示す。
角形で表されるが、AT&Tより利用可能な周知のNo
、4 ESSのような一般に内臓プログラム制御交換局
(SPC)と称するものを特に備えている。(No、4
ESSは、1977年9月発行のベル・システム・
テクニカル・ジャーナル、第56巻、第7号(p、1゜
15−1)、 1336)に開示されており、従って、
参照によって取り入れである。)また、各ノードには、
デジタル・クロス接続構造(デジタル切り替え・引き込
みシステムDACS)が含ま、れるが、これは、例えば
、AT&Tより利用可能な旧gital Access
and Cross−Connect System
rVである。DAC8は、SPCからの要求に応じて、
例えば光ファイバなどの伝送設備100の帯域幅の1区
分(チャネル)を、そのDAC3が関係付けられたノー
ドの入力から出力へとデジタル的に多重化する。このよ
うに、各ノードは、伝送設備100によって与えられる
帯域をダイナミックに共有することができる。(以降、
伝送設備100を通信網帯域100とも称することにす
る。) 簡潔かつ明確にするため、以下の議論は、第4図に示す
ようなノード25.30,35.40゜および45を中
心とする。しかしながら、議論は通信網200の他のノ
ードにも同様に深く関わることに理解を要する。
の各ノードは、例えばノード35のような、網内の他の
1つ1つのノードへの直通の通信路、即ち直通リンクを
設置する。この場合、通信路は、ノード25(即ち、発
端となるノード)からノード35(即ち、終端するノー
ドまたは目的のノード)に送られるそれぞれのサービス
種のトラヒックの伝送に必要とされる通信網帯域100
の一区分である。このような区分の大きさは、ノード2
5がノード35に送ろうとする特定のサービス種のトラ
ヒック負荷に基づく。ノード25では、例えば1分間と
言うような所定の期間にノードで蓄積されたトラヒック
の統計を用いて、予定されるトラヒック負荷が判定され
る。
された通信網を考察するにあたり、それぞれのサービス
種に関係付けられた呼により、ここで、仮想トランク(
virtual trunk= V T )として定義
される1単位分の容量につきrtの平均WrtfX幅(
ここで、iをサービス種とする)が消費されるものと仮
定する。例えば、VTならば、音声またはある種のデー
タのトラヒックに対して64kb/s(キロビット/秒
)に等しいrlを有する。
ャネル)に関係付けられた呼に対しては384kb/s
に等しく、そして、1536交換デジタル・サービス(
H11チャネル)に関係付けられた呼に対しては153
8kb/sに等しい、と言うようになる。
adband) I SDNのような他のサービスに対
しても容易にかつ効率的に役立てることができるので、
先に掲げたサービスは、制限として解釈するべきではな
い。なお、広帯域I SDNは、まもなく、約40mb
/sのデータ速度を有するいわゆるD S 3 (Di
gital Signal Level 3)級の接続
を提供し、さらに将来、その他の高データ速度のサービ
スも提供するはずである。) そこで、1分間の各間隔の初めに、例えばノード25な
どの各ノードにおいて、例えばノード35などの他の各
ノードに特定のサービス種のトラヒック、即ちデータを
送るのに必要となるVT数が、前の1分間の期間にわた
って前記の特定のサービス種に対してノード25で蓄積
したトラヒック負荷の統計を用いて算出される。その結
果得られるVT数、即ち、帯域幅の大きさが、ここにお
い・て、そのサービスに対する仮想トランク・グループ
(VTG)として定義される。以下において詳しく論す
るように、ノードによって設定される各VTGは、通信
網帯域を効率的に使用するために、90%またはそれ以
上の高占有率を有するように設計される。このようなV
TGのグループは、後述のように、その通信網に提供さ
れる種々のサービスの間で共有することが可能であり、
さらに1つのノードと他のノードを直接結合する、いわ
ゆる仮想高使用グループ(VHG)を構成する。
て)、通信tA200の各ノードは、他の各通信網ノー
ドへの直通リンク(VHG)をダイナミックに設定する
が、この時、リンクは、通信網帯域の共有資源から取り
出される。例えば、第4図から、それぞれの直通リンク
によってノード25が他のノードの各々に接続されるこ
とが、分かる。つまり、VHG25−35、VHG25
−40およびVHG25−45により、ノード25がノ
ード35.40および45に直に結合される。
ードに接続するVHG (直通リンク)を−括して表す
。さらに、他の網内ノード、例えば30.35.40お
よび45e、、VHG30−N。
によって表されるそれぞれのVHGを介して、他の各網
内ノードに直に結合される。同図には明示していないが
、VHG35−P、VHG40−RおよびVHG45−
5には、ノード25への直通リンク(VHG)がそれぞ
れ含まれる。さらに、VHG40−RおよびVHG45
−5には、ノード30への直通リンクが含まれ、VHG
45−8には、ノード35への直通リンクが含まれる、
という具合である。そして、通信網帯域100の残りの
帯域は、帯域の共有資源を構成し、この共有資源は、仮
想最終トランク・グループ(VFG)と称して、必要に
応じて網内ノード間で共有される。
ノードの間の呼(特定のサービス種のトラヒック)を成
立させる場合にも使用される。例えば、ノード30は、
それ自体とノード25および35との間に、VHGを設
定しない。つまり、あるノードが、例えば中央局(Co
)などの外部の発信源から呼を受信すると、そのノード
は、それに関係して呼び出される電話番号を多数のパラ
メータに変換する。これらのパラメータのうち3つは、
(a)その呼を受信するべきノード、即ち終端ノードを
識別する網交換機番号(NSN)、(b)その呼に関係
付けられたサービスの種類、および(C)経路選択バタ
ン・インデックスである。現在の例であるノード30に
おいて、NSNによって偶然にノード25 (35)が
確認された場合、ノード30は、相応の経路選択インデ
ックスに従って、それ自体とノード25 (35)との
間の単リンク通信路を、VFGから得た相応のチャネル
を用いて確立し、そのチャネルを介して呼を設定する。
ルをVFGに戻す。ノード30は、共通通信路150を
介してノード25(35)と連絡を取ることによって単
リンク通信路を確立する。通信路150は、周知の共通
線信号(CCS)手段、または網内ノードが互いに連絡
し合うために使用するその他のデータ通信網でもよい。
対する通信路は、要求に応じて実時間で、後述のように
、帯域の共有資源から得た帯域を用いて、確立される。
帯域を用いて単リンク通信路を介して接続された1対の
ノードを意味するものとする。このようにすれば、ノー
ド対25および30,30および35、ならびに35お
よび40などは、隣接ノードを構成することになる。) 場合によっては、直通リンクを介して呼に経路を与える
ことが、主な目的となる。しかし、直通リンクが使用で
きない場合、ノードは、vFCから得た帯域を使用する
ことも有り得るが、これは以下で詳細に論する。その前
に、以下の説明に備えて状況を設定すると、ノードは、
例えばCOから受信した呼に経路を与えるために、次の
順序で一連の経路選択を試みる。
ープ(VHG)上で選択する。
もっている容量がVHGの現在の大きさを越える場合、
vFGから得られる帯域(チャネル)を用いて追加の仮
想高使用トランクを「設けて」、その新たなVHGトラ
ンク上に呼を設定する。
域が利用できない場合、例えば、いわゆる実時間網内ル
ーティング(RTNR)方式を用いて2リンク通信路を
介して、その呼に経路を与える。そして、 4.2リンク通信路が利用できない場合、仮想最終トラ
ンク・グループのバックボーン網による多重リンク通信
路を介して、呼に経路を与える。
共有資源(VFG)から獲得して、前記のステップ4に
場合にように呼の設定に使用し、その呼が終了した後、
その共有資源に変えずように考慮されている。このよう
にして、帯域の共有資源の容量を、通信網のノードに必
要に応じて利用できるようにする。従って、本発明は、
「代わりとなる経路選択がなく」かつ「通信網の帯域幅
を完全に共有する」という目的にかなう。これから説明
するように、説明のための実施例では、本発明の効果的
な実践として前記の4つのステップを使用した。従って
、直通リンク(VHG)の大きさの設定に向けた議論か
ら始めることにする。
HGを設置する。この場合、特定のVHGの大きさは、
前の1分間の期間に蓄積されたトラヒック負荷の統計か
ら決定される。この統計には、(a)あふれ状態のため
に特定の伝送先に到達しなかったサービスに関する呼の
計数(OV’)、(b)その伝送先へのそのサービスに
対する呼の総数の計数(PC’)(ペグ数(peg c
ount)とも称する)、(C)その伝送先への、その
サービスに対する、現在進行中の呼の数の計数(CIP
’)が含まれる。ノードでは、そのノードが現在の1分
の期間中に他のノードに送る予定のサービスに対するト
ラヒックの水準を支持するのに必要となる帯域幅の大き
さを、特定のサービスに対して得た前記の計数の値を用
いて決定する。次に、そのノードは、サービスの各々に
対して算出した帯域幅を合計して、そのノードを他のノ
ードに結合するVHGの大きさを決定する。
いて、それぞれのサービスに対するトラヒック負荷を見
積もる。
’nx(1/I(−0V’n /PC’n ))コ
(1)ここで、TLは、現在の1分間の期間nの
間にサービスiに対して予測される評価トラヒック負荷
である。TL’を知ると、ノードは、次の関係を用いて
、そのサービスに対する最小の仮想トランク要求(VT
’)を決定する。
) ここで、VT’trafは、遮断中の(サービス)対象
に見合うサービスに対する最大の仮想トランク要求であ
る。前記のように、VTGは、例えば90%か、それ以
上の占有率となるように設計することができる。従って
、特定のサービス種iに対するVTGの評価サイズは、
式(2)から得た値の90%で近似され、例えば、次の
ような関係によって決定される。
(3)ここで、V T ’ ailはサービスiに
対するVTG’の巧みに設計されたVT容量である。従
って、そのノードでは、そこで処理する各サービス種に
対する前記の計算を行う。次に、そのノードは、前記の
ように、式(3)から得た結果を合計して、現在の1分
間の期間中にそれぞれのサービス種に関係付けられたト
ラヒックを特定のノードに送るために必要なVHGの全
体の大きさを決定する。従って、前記の手順により、そ
れらの値の合計は、関係付けられたVHGに割り当てら
れる全帯域幅(B Wt)より小さいことが分かる。
VHGとして使用するために割り当てられる方法を説明
するための実例を示しである。VHGのサイズ、即ち、
縁帯域幅BW、には、それぞれのサービス種に割り当て
られ、巧みに計画された数のVT(チャネル) (V
Teng)が含まれる。
を行った結果として、例えば25のようなノードが、次
のように判断したとする。即ち、現在の1分間の期間中
に、例えばノード35のような他のノードにVHGを形
成するには、MおよびN≧1とした場合、音声に対して
はMx64kb/sチャネル(VTeng=M)が、デ
ジタル・データに対してはNx64kb/sチヤネル(
VTeng=N)が必要となり、さらに、2つの348
kb/sチヤネル(V Teng= 2 ) 、1つの
1536kb/sチャネル(VTeng= 1 ) 、
および1つの広帯域チャネル(VTeng−1)が必要
となる。このようにすると、計画されたチャネルの総数
(M+N+2+1+1)は、5つのすべてのサービスの
間で共有される帯域の資源(VHG)を形成するが、後
述するように、必要な場合には、前記の比率でそれぞれ
のサービスに割り当てられる。また、第5図は、通信網
帯域lOOの一部が、帯域の共有資源、即ちVFGとし
て取られていることも示している。
通信網ノードへのVHGを前記の式を用いて確立し、こ
の時、現在の1分間の期間中に起こり得るトラヒック負
荷を満足するように各VHGの大きさが調節されるよう
に、通信通信網帯域100が区分される。そして、帯域
幅100の残りの帯域は、共有資源(VFG)として役
立つように利用される。
どの他のノードへの仮想高使用トランク(VHT)の確
立および切断は、要求に応じて行われる。これが意味す
るところは、ノード25で端を発しノード35で終端す
る呼に関連して、ノード25が、それ自信とノード35
との間にVHTを設置するということである。逆に、ノ
ード25は、呼の切断に関連して、過剰のVHTを前記
の共有資源に返すことになる。例えば、前の1分間の期
間中に、ノード25が、ノード35への音声トラヒック
を支持するために10個のVHTを使用したと仮定する
。さらに、前記の計算を実行した結果として、その後に
続く現在の1分間の期間中にノード35への音声トラヒ
ックを支持するには11個のVHT (チャネル)が必
要であるとノード25が判断すると仮定する。つまり、
現在の1分の期間に対してノード25に必要な音声VH
Tの数が、前の期間中に必要とした数より1つ多いとす
る。本発明の特徴の一つとして、ノード25は、VHT
が実際に必要な場合に限り、ノード25自体とノード3
5との間に追加のVHTを設置する。従って、ノード2
5がl1番目の音声VHTを設置するのは、ノード25
が、ノード35へ向けられて到来する音声呼を受信し、
ノード25がそれ自体とノード35との間に既に設置し
た前記の10個の音声VHTがノード35に終端する他
の音声呼に使用されていて、さらに、後述するように、
他のサービスのために設置されたノード35へのVHT
の何れもが共有するべく利用できない場合である。
初に、共有資源から音声チャネルを獲得し、次に、到来
する音声呼をそのチャネルに、関係付けられたデジタル
・クロス接続構造(後述)を介して接続するようにする
。さらに、ノード25は、ノード35と、それへの通信
路に介在する各ノード、即ちノード30とに共通線信号
路(CC8’)150を介してメツセージを送る。ノー
ド25がそれらのノードに送るメツセージには、特に、
(a)呼の識別情報(呼び出される電話番号)、(b)
発端ノードとしてのノード25の識別情報、(C)終端
ノードとしてのノード35の識別情報、(d)VHTチ
ャネルの識別情報および大きさ、および(e)特定され
たチャネルによってサービスされるサービス種の識別情
報が、含まれる。−方、ノード30および35は、それ
らの内部メモリに前記の情報を記憶する。その後、ノー
ド35は、前記の特定されたチャネルを「走査」して、
到来する呼を受信し、さらに関係付けられた呼び出され
る番号によって特定される市内のあて先に、前記の呼を
経路付けして送る。一方、ノード30では、前記のメツ
セージの受信に応じて、ノード30に含まれるデジタル
・クロス接続構造(DAC8)に、特定されたVFGチ
ャネルを「通過」してノード30の出力、そしてノード
35へと続くように指示する。
能性のある音声VHTの数が、例えば、前の期間中に必
要とした数より1つ少ないならば、ノード25は、関係
付けられた呼がVHTから切断される結果としてアイド
ル(遊休)になる次の音声VHTを共有資源に戻す。ノ
ード25は、これを行うために、終端ノードと、それに
到る線路に介在する(ノードがあれば、これらの)ノー
ド、例えばノード30および35とに対してCCSチャ
ネルを介して、メツセージを送る。このメツセージには
、特に、(a)発端ノードとしてのノード25の識別情
報、(b)終端ノードとしてのノード35の識別情報、
(c)VHTチャネルの識別情報、(d)その呼が切り
放されたことを示すフラグ、および(e)特定されたチ
ャネルが共有資源に戻されつつあることを示すフラグが
、入っている。ノード35は、このメツセージを受信す
ると、ノード36が市内のあて先へと設置した経路から
、そのチャネルを切り放し、そのノード25から端を発
するチャネルの識別情報を内部メモリから消去する。一
方、ノード30では、前記の特定されたチャネルを通過
してノード35に達するようにノード30が確立したク
ロス接続を禁止(切断)することにより、そのチャネル
を帯域の共有資源(VFG)に戻す。
ないときはいつでも、2リンク通信路を使って呼を成立
させることができる。2リンク通信路による呼の設定を
許すのは、通信網の帯域を維持する理由からである。言
及したように、2リンク通信路の選択は、ジー・アール
・アッシ(G。
出された共同係属中の米国特許出願第291,815号
に開示されている前記の実時間網内ルーティング(RT
NR)方式に従って行われる。
択するために、現在の呼と同じサービス種を有し、かつ
他のノードから終端ノードに到る直通リンクを現在のト
ラヒック容M(負荷状態)相当要求するメツセージが、
発端ノードによって、CC8線路150を介して終端ノ
ードに送られる。
た情報を詳述するもう1つのいわゆるビット・マツプを
、CC8線路150を介して発端ノードに返す。次に、
発端ノードは、受信したビット・マツプとそれ自体のビ
ット・マツプとの論理積を求め、現在の呼と同じサービ
ス種を有し、かつその発端ノードから受信したビット・
マツプに載っているノードに到る直通リンクの負荷状態
を詳しく調べる。次に、発端ノードでは、呼の終端ノー
ドへの経路選択に使用可能な許可された中間(介在する
)ノードを特定しているビット・マツプと前記の結果と
の間の論理積が求められる。そのようね許可された通信
路は、特定の伝送品質保証(TQA)パラメータを満足
する通信路であり、例えば、このパラメータとしては、
通信路が所定の距離を越える場合その通信路にエコー・
キャンセラを入れることを要求するパラメータがある。
、2級通信路またはG2通信路と定義する。
することは、終端ノードへの直通リンク通信路と2リン
ク通信路との何れかの選択にとり必須事項である。従っ
て、最初に、VTGの負荷状態を決定する過程、および
トランク保存の概念を本発明に関係する程度に論する。
数の実証的な例を、呼の経路選択方法を詳述して論する
ことにする。
VTの数に基づく。ここでは、VTG’の現在の負荷状
態を、6つの負荷状態の内の1つとして定義する。6つ
の負荷状態とは、即ち、負荷が最も軽い(LLI)、負
荷が中程度に軽い(LL2)、負荷がわずかに軽い(L
L3) 、負荷が重い(HL)、保留の(R)、そして
、話中の(B)各状態であり、各状態は、以下に示すよ
うに、それぞれのトランクしきい値に関係付けられてい
る。
いしきい状態をこえる場合、例えば、VTGlに仮想ト
ランクが5%以上ある場合、VTG’は、負荷が軽いと
考えられる。利用可能なVTの数が、負荷が軽い状態の
しきい値より小さいが、負荷が重い状態のしきい値より
大きい場合、例えば、1つのトランクから、そのVTグ
ループにおけるVTの総数の5%までの間の何れかであ
る場合、VTGIは、負荷が重いと考えられる。一方、
あるVTG’のVTが何れも利用できない場合、そのV
TGは、話中と考えられる。(VTG’の負荷状態をさ
らに正確に規定するために、負荷状態を追加して使用す
ることも勿論可能であるが、そのような正確さは、本発
明の基本原理には影響しない。) ここで、保留の状態を、VTG’により処理され遮断さ
れた呼の数がサービス対象に関係付けられた等級を越え
る場合にのみ使用される状態と定義する。そのような遮
断(即ち、ふくそう)が起こると、保留の状態のしきい
値が、ふくそう水準をもとに設定される。そして、負荷
が重い状態と軽い状態(LLI、LL2およびLL3)
に対する各負荷状態のしきい値は、保留の状態のしきい
値だけ増加させられる。これについても、前記のジー・
アール・アッシ他の特許出願に同様に開示されている。
中に検出された場合、その影響を受けるVTG’に関係
付けられたいわゆる保留水QR’が、そのVTG’に対
して起こるノード間の混雑の水準に従って設定される。
いる2リンク・トラヒックは、そのグループの保留水準
に左右される。
合に限り、保留負荷の状態にあるVTG’を用いて、終
端ノードへの2リンク通信路を設置することができる。
されたふくそう水準およびVTG’によって処理される
ノード間トラヒックの評価水準に基づいて、その各VT
Gに対する保留水準R1が算出される。VTG’に関係
付けられたノード間ふくそう水準は、前の1分の期間に
わたって、そのノード対に対して取ったノード間のあふ
れ数(OV’)とペグ数(PC→について、前者を後者
で割った商に等しい。そのノード対の遮断が、所定のし
きい値を越える場合、保留水準R1は、そのサービスに
対して見積もられたトラヒック負荷、即ちTLlに基づ
いた水準を用いて計算される。式(1)および(2)に
関連し手先に述べたように、TLlは、その遮断してい
る対象にかなうサービスに対する最小の仮想トランク(
VT)要求V T trafを見積もるのに使用される
。つまり、 VT’traf = 1.1xTL’ (
4)ここで、望ましい占有率、例えば90%、を保証す
るために、1.1と設定している。そして、例として次
の表に示した値に従って、R’が決定される。
対する保留水準は、既に定義したように、高々R″であ
るが、VT’traf−CI Plによって限界が決め
られる。つまり、R’traf = m1rtcR
’、s+ax(0,VT’traf−CIP’)コ
(5)前記のVTGの負荷状態の決定に使用されるしき
い値の例を次の表に要約する。
Wt−busyDsOs (6)と定義する。こ
こで、BWtは、総直通リンク帯域幅であり、DSOは
、特定のサービス種の1つの呼を伝送するのに使用され
る帯域幅の単位である。
64kb/sチヤネルである。従って、busyD S
Oは、話中のDSOの数である。)よって、第2表に
記したしきい値とアイドル・リンク帯域IMILBWi
に基づいて、VTGの負荷状態が、次の表に示したよう
に定義される。
leeS1 第3表より、保留水準と状態の境界のしきい値が、トラ
ヒック負荷の評価水準に比例することが分かるが、これ
は、保留されるVTの数と「負荷が軽いJ VTG’を
構成するように要求されるアイドル状態のVTの数とが
、トラヒック負荷と共に増減するということである。さ
らに、VTGiの保留は、V T ’ trafの水準
まで適用されるが、この水準は、その遮断対象にかなう
サービスに必要とされる容量にほぼ等しい。つまり、特
定のサービスに対して進行中の呼の数が、要求されたV
Tの評価水準にひとたび達すると、そのVTG’が遮断
虫の対象に見合うようにVTG’を援助するための■T
O’の保留はもはや必要でなくなる。VTG’の保留が
、もはや必要でなく、不活性となった場合、VTG’の
負荷状態が増加し、VTGlの容量が、多重リンクの呼
に使用できるようになる。従って、VTG’の保留は、
呼の増減の水準に応じて、それぞれ活性化されたり、不
活性化されたりする。
を決定する方法を論する。具体的には、サービスに対し
てふくそうがある場合、そのサービスiに関係付けられ
た各直通リンクのために最小の帯域幅VT’engが、
保証され、その保証された最小の帯域幅を使用するに十
分なトラヒックが保証される。従って、サービスiが、
遮断中のサービス対象にかなう場合、そのVTGに統合
されている他のサービスは、サービスiに割り当てられ
たV ’l” eng帯域幅を自由に共有する。従って
、本発明の特徴によれば、直通リンクを構成する帯域幅
(VHG)は、そのリンクを使用するサービスの間で共
有することができる。この直通リンクに関して共有過程
が実現されると、サービスに対して進行中の呼の数(C
IP’)が、そのサービスに対して計画された最小帯域
幅VT’engの水準以下である場合、その直通リンク
上のVTが利用できることが保証される。CIP’が、
VT’engに等しいか、それより大きい場合、そのV
HG上のアイドル・リンク帯域幅(ILBW)が遮断対
象に見合わない他のサービスのために保留された帯域幅
より大きい限り、アイドル状態のチャネルを「捕獲コす
ることにより、特定のサービスiに関係付けられた呼を
、その伝送先に送ることができる。つまり、サービスi
に対する直通リンク上の最小に計画された帯域幅をVT
’engとした場合、CI P’≧VT’eng
(7)かつ、 −1 であるならば、呼を伝送先に送るように、その直通リン
ク上でVTを選択することができる。
するところは、それらの計画された呼の水準より低い他
のサービスに対して保留されている容量を上回る容量が
あるならば、その計画された呼の水準を越えて計画され
たサービスに対する呼は、その直通リンク上を送ること
ができる、ということである。従って、如何なるサービ
スiに対する直通リンク上の保留帯域幅も、たかだかV
T ’eng−CIP’であり、その直通リンクの容
量が保留されるのは、その直通リンクによって互いに接
続されたノード対土で、その関係付けられたサービスの
保留水準が誘発された(即ち、R1が0より大きい)場
合に限る。さらに、計画された水準に一度達すると、呼
がその直通リンクを介した経路を与えられるのは、その
直通リンクの帯域が、そのVT’engの値より低い他
のサービスのために保留されておらず、ざらにノード間
の遮断も受けていない場合に限られる。
そのノードが扱う各サービスに対する■T’engの値
が決定される。さらに、計画を行う手順により、VHG
を構成する各サービスに対するV T ’ eng値が
決定されるが、それらの値の総和が、その関係付けられ
たVHGに割り当てられた全帯域幅(B Wt)より小
さくなるように、前記の手順は設計されている。このよ
うに、計画手順により、各サービスiに対する通信網の
特性の最低水準が保証される。
伝送先に進めるために直通リンクが使用できない場合、
その発端ノードは、利用可能な2リンク通信路を介して
、その呼を進めることができる。2リンク通信路は、発
端ノードから中間ノードまでの直通リンクと、1つの通
信路、例えば、その中間ノードから終端ノードまでの直
通リンクとからなる。発端ノードは、利用可能な2リン
ク通信路の所在を特定するために、上述のように、他の
ノードから終端ノードに延びているそれぞれのVTGの
負荷の状態(例えば、LLl負荷状態)を示すビット・
マツプを終端ノードから入手し、そのビット・マツプと
発端ノードが使用できる許可された通信路を示すビット
・マツプとの論理積を求める。同じく上述のように、そ
の許可された通信路は、前記の品質保証(TQA)パラ
メータを満たすような通信路である。次に、発端ノード
は、前記の結果得られるビット・マツプから無作為選択
手順を用いてLLIの通信路を選択する。
、次の実例となる表において例として定義した通信路選
択手順に従って最も望ましい通信路が選択される。
ドが呼をその伝送先に送るために使用可能なそれぞれの
手順を示す。欄Aの下に掲げた通信路選択の議論は、以
下で言及する場合を除き、aBの下に掲げた通信路選択
にも等しく関係する。欄Aの下に掲げた選択の場合、発
端ノードは、第1の選択線路として直通リンクを選択す
るが、これは、常に言えることである。直通リンクが利
用できない場合、発端ノードは、終端ノードから受信し
たビット・マツプを用いてLLI負荷状態の中間Bwl
を第2の選択肢として選択する。発端ノードは、LLl
が利用できないことが分かった場合、第3の選択肢とし
てLL2状態の中間線路を選択する。LL2の状態の線
路が利用できない場合、発端ノードは、第4の選択肢で
あるLL3の状態の中間線路を介して、呼を進めようと
する。これ以降、発端ノードは、5番目の選択肢(負荷
が重い状態)を介して、そして、それができない場合に
は、6番目の選択肢(保留状態)を介して、呼を送る、
または進めずことを試みる。第4表から、発端ノードは
、第5の選択肢に関係付けられた条件が真であると分か
った場合に限り、前の選択肢のうちの1つを介して呼を
進めることに失敗した後に、第5の選択肢を選択するこ
とができる。つまり、そのサービスに対して進行中の呼
の数(CIP’)が、そのサービスに対する仮想トラン
ク・トラヒック要求(VT’traf)に相応の「深度
」パラメータD1を乗じることによって得られた結果よ
り小さいことが分かる。この条件が偽となった場合、発
端ノードは、呼が進むのを阻止して、呼の発信元にそれ
なりの通知を行う。5番目の選択肢が利用できない場合
、6番目の選択肢に関係付けられた条件が真の場合に限
って、発端ノードは、その6番目の選択肢を介して(即
ち、保留負荷の状態の中間線路を介して)呼を進めよう
と試みることができる。ゆえに、パラメータDIおよび
D2は、特定のサービス種の呼に対する中間通信路の捜
索の深度を制御する因数である。
順位には、TQAの必要条件(前述)を満たさないG−
2通信路を伴う選択肢が追加されて含まれている。
と、さらに深い捜査深度が許される。多数の経路の選択
肢を用意することは、ふくそうを減らすことに役立つか
らである。しかし、ふくそうの総数が高水準に達した場
合、これは、過負荷状態である可能性を示すが、その深
度は短縮される。このような場合は、第4表により課せ
られる条件によって示されるように、代わりの経路の選
択肢を少なくすることが得策である。また、直通のVT
が全く無いか、または、ノード間のトラヒック要求V
T ’ trafが小さい、即ち15VT以下であるな
らば、捜査の深度を増加させる。なぜなら、この場合、
通信網の遮断対象に見合う中間通信路を経由する経路の
選択に大きく依存し、トランクの保留は効果がなくなる
からである。
およびD2、ならびに通信路の順位の選択は、次の第5
表の値の例によって示すように、(a)種々の遮断のし
きい値、(b)直通のVTの数の存在または変化、およ
び(C)直通のトラヒックV T ’ trafの水準
によって制御される。なお、第5表は、各サービスiご
とに用意され、通信網の各ノードのメモリに記憶される
。
よび関係付けられたパラメータDIおよびD2の値は、
(a)ある1分の期間にわたって取った全局(T O;
total−off 1ce)ふくそう、(b)ある
1分の期間にわたって取ったノード間(NN: nod
e−to−node)ふくそう、および(c)直通リン
クの存在などに基づくような、発端と終端とのノードの
間で発生するトラヒックのふくそうによって、支配され
る。従って、項目Bに示した条件に対しては、ノード間
ふくそうがOから15%の間であった場合、発端ノード
は、パラメータD1およびD2の値をそれぞれOおよび
Oとして、第4表の欄Aの下に掲げられた通信路順位を
使用する。一方、ノード間ふくそうが15から50%と
なった場合、発端ノードは、パラメータD1およびD2
の値をそれぞれ0.7およびOとして、第4表の欄Bの
下に掲げられた通信路順位を使用する、という具合であ
る。従って、発端ノードが第4表のAまたはBの何れを
用いるか、また、そのノードが表をどこまで下ってアク
セスするかを管理することによって、それぞれのサービ
スに対するふくそう特性を制御することができる。この
ように、発端ノードは、負荷が重い状態か、または保留
状態の中間ノードにアクセスすることができる。しかし
、このようなアクセスは、第5表を使用することによっ
て管理される。
デルにおいて第5表に示した条件を刺激することによっ
て得た経験的な値であることを付記する。) ここでは、前記の点に留意しながら、第6図および第7
図に示したような呼の経路設定におけるビット・マツプ
の使用を伴う多数の説明に役立つ例を論する。簡潔にす
るために、ノード50を含め、第4図に示したノードの
みを第6図に示す。
ノードを識別する。以後、NSNを「ノード」の意にと
り、また、その逆も有り得る。)さらに、明確にするた
めに、ノード25から他のノードへのVHG (直通リ
ンク)およびノード30゜35および50からノード4
5へのVHGは、通信ram域100から分離して示し
である。
SN)25が、発端ノードであり、かつN5N45が、
終端ノードであると仮定する。さらに、N5N25は、
呼をN5N45に進めなければならないが、N5N45
への直通リンク(VHG25−45)には利用可能なV
T’を持っていないとする。従って、N5N25は、バ
ックボーン・ノード30,35.40および50の1つ
を伴う2リンク通信路を介して、その呼を進めようとす
ることになる。
どって、N5N25は、背骨状の通信路にある他のノー
ドからN5N45に延びるLLIのVTG:のビット・
マツプをN5N45から得る。
すが、これは、N5N35および50からのVTG’が
、各NSN名の下に示された、例えば、1という2進数
の値によって識別されるように、負荷が最も軽い(LL
I)。また、このビット・マツプは、N5N45からN
5N40までのVFGloo−4の負荷状態も負荷が最
も軽いことを示しテイル。ココテ、N S N 25
ハ、NS、N25から他の背骨状のノードに延びる直通
リンクで、行rbJに示されるように例えば1という2
進数値によって識別されるようにLLIなる負荷状態に
ある行raJのビット・マツプに掲げられているもの(
直通リンク)を特定するN5N25自体のビット・マツ
プと、受信したビット・マツプとの論理積をとる。次に
、N5N25は、呼をN5N25からN5N45に進め
るために使用し得る中間ノードを特定するビット・マツ
プ(行「C」)と前記の結果との論理積をとる。この結
果得た許可された中間交換機(AISW)ビット・マツ
プを行「d」に示す。
に2リンク通信路の設置を試みるならば、中間ノードと
してN5N35およびN5N40の何れかを選択するこ
とができるが、この選択は、基本的にはランダムに行わ
れる。N5N25は、そのAl5Wによって、呼を例え
ばN5N35に送る。その間に、N5N35のN5N4
5へのVTGの負荷状態が例えばLL3に変化したこと
がN5N35で分かった場合、N5N35は、その呼を
受信せずに、周知の「クランクバック」信号をCC81
50(図面には図示せず)を介してN5N25に戻すこ
とにより、その事実をN5N25に知らせることができ
る。一方、N5N35において、そうでないと分かった
場合、N5N35は、N5N45へと延びるVHG35
−45の相応のVTGiを介してN5N45に呼を進め
ることができる。
ち、各NSNに対する行raJ上の値が例えば2進数の
Oであることが、N5N45から受信したビット・マツ
プに示されている場合、N5N25は、第8図に示すよ
うにLL2および(または)LL3の負荷状態を有する
VTG’のビット・マツプをN5N45に要求すること
ができる。
ることができなかった場合、N5N25は、第4表に記
された通信路の順位を続けていく。つまり、N5N25
は、N5N45へと延びていて、負荷が重い状態(HL
)のVTG’sを特定するビット・マツプをN5N45
から入手する。前記のように、N5N25は、後者のビ
ット・マツプを入手し、それから、保留状態のVTG’
sを示すビット・マツプを得るようにする。前記のよう
に、N5N25は、HL状態を使用した後、第4表に示
され関係付けられた条件が真である場合に限り、保留状
態を使用することができる。
の例は、前記のジー・アール・アッシ他の特許出願で論
じられている。) 前述のように、発端ノードは、2リンク通信路が利用で
きない場合、多重リンク通信路を介して呼を進めようと
する。多重リンクであれば、呼を伝送先に進めるために
、帯域の共有資源(VFG)から帯域を利用することが
できるので都合がよい。
ードが、例えばノード45などの他のノードに2リンク
通信路を介して呼を進めることができなかった場合、ノ
ード25は、いわゆるバックボーン通信路を通るノード
45への多重リンク通信路を利用することができる。現
在の説明用の例において、そのようなバックボーン通信
路には、中間ノード30,35、および40が含まれる
。
図に示したようなノード50,55および60を含めて
もよい。)具住的には、最初に、ノード25は、ノード
40との間の直通リンクVHG25−40を介して、呼
をそのノードに送ろうとする。ノード25が、その試み
に成功した場合、ノード40は、その呼をノード45に
、直通リンクを介するか、またはVFGloo−4から
得たチャネルを介して進める。そのようなチャネルが利
用できない場合、その呼は遮断され、そのこの発信元は
、その通知を受ける。
ない場合、ノード25は、その呼をVHG25−35を
介してノード35に送ろうとする。
ド35は、ノード40に延びるVFGloo−3から得
たチャネルを介してノード45にその呼を進めようとす
る。ノード35は、これを行うために、要求を入れたメ
ツセージをノード40に送り、ノード40に含まれるデ
ジタル・クロス接続構造を介してVFGloo−3チヤ
ネルをVFGloo−4までデジタル的に延長するよう
に要求する。結果的に、以上が成功となると、その呼は
ノード45に送られる。しかし、VFGloo−3が利
用できない場合、その呼は、前のように遮断される。同
様に、ノード25が、呼をノード35に経路付けするこ
とに成功しなかった場合、ノード25は、VFGloo
−1から得た利用可能なチャネルを用いてノード30を
介して、その呼に経路を与えようとする。次に、ノード
30も、ノード35と同様に、利用できるなら、直通リ
ンクまたはVFGloo−2から得たチャネルを介して
、呼を進めようとする。VFGloo−2から得た帯域
を介して、呼が進められる場合、ノード30は、ノード
35および40にメツセージを送り、それらのノードが
、そのチャネルをVFGtoo−3およびVFGloo
−4までそれぞれ延長するように要求する。従って、最
終的な選択肢の通信路は、すべてバックボーン・リンク
からなる通信路である。
議論に移ることにする。ソフトウェアは、No、4ES
S交換機のメモリに格納されている。
、および続いて起こる1分の期間中に必要となる各VH
Gのサイズを決定する。
ると、ブロックfoolに進み、そこで、続いて起こる
1分の期間中に、その交換機が処理する予定の各サービ
ス種に対する第3表の値を判断する。この作業を終える
と、プログラムは、次に、ブロック1002に進む。
(全局ふくそう’)To’を決定する。このため、他の
すべての網内ノードに対して総あぶれ数(OV)の総和
を求め、さらに、その結果を総ベグ数(PC) 、即ち
、他のすべてのノードに対して設定を試みた呼の数で割
る。つまり、ここで、kは、あらゆる距離のノードのN
SNの値をとる。各TOlの値を決定した後、プログラ
ムは、ブロック1003に進む。ブロック1003では
、先に論じた要領で、各VTG’に対して保留された容
量を決定し、ブロック1004に進む。
順位を決定する。この決定は、プログラムの先行するブ
ロックで得た値を用いて行われる。
、続いて起こる1分の期間中に予測される水準のトラヒ
ックを処理するのに必要であるプログラムが判断する各
VTGiのサイズを決定する。
TGに対しV T ’engを決定した後、ブロック1
ooeより出る。
グラムには入り、関係付けられたノードの各VTG’の
負荷状態を判断する。制御1100でプログラムに入る
と、ブロック1101に進み、そこで、各VTG’に対
し、そこに記されたしきい値を決定する。これを前述の
要領で行う。次に、プログラムは、ブロック1102に
進み、そこで、各VTG’に対し負荷状態の表3を使用
し、その結果を関係付けられた4ESS交換機のメモリ
に格納する。そして、ブロック123から出る。
ログラムの流れ図を示す。具体的には、ブロック120
0からプログラムに入ると、ブロック1201に進み、
新たに受信した呼に関係付けられたサービス種に対して
進行中の呼の数(CIP’)が、現在の1分の期間に対
しそのサービス種に対して計画された最小の帯域幅(V
T’eng)より小さいかどうかを判断する。判断が真
である場合、ブロック1206に進む。そうでない場合
は、ブロック1202に進む。ブロック1202では、
先に式(8)を提示して説明したように、それぞれのV
HG上のアイドル・リンク帯域幅が、それらの遮断中の
対象に見合わない他のサービスのために保留された帯域
幅より大きいかどうかを調べるために検査を行う。式(
8)が真であると分かった場合、プログラムは、ブロッ
ク1206に進む。
れたノードを終端ノードに結合するVHGを検査し、関
係付けられた終端ノードに呼を進めるために利用できる
帯域幅が、そのVHGにあるかどうかを判断する。その
ような帯域が利用可能な場合、ブロック1207に進む
。利用できない場合、ブロックl 203に進む。ブロ
ック12O7では、前記の要領で、利用可能な帯域幅に
よって呼を設定した後、ブロック1205Aを経て出る
。
、新たな仮想高使用トランク(VHT)が必要であると
プログラムが判断した場合、プログラムはブロック12
04に進む。そうでない場合、プログラムは、第12図
の1208に進む。
Tを設置するために利用可能な帯域がVFG上にあるか
どうかを調べるために検査を行い、そのような帯域が、
利用可能で、かつVT評価プログラムによって要求され
た場合は、ブロック1205に進みむ。そうでない場合
、プログラムは、第12図のブロック1208に進む。
で、新たなVHTを設置する。つまり、プログラムは、
その関係付けられたノードと終端ノードとの間の通信路
にある各ノードにメツセージを送り、それらのノードに
、新たに割り当てられた帯域を「突っ切る」ように要求
する。前記のように、プログラムは、そのメツセージを
終端ノードにも送り、このメツセージはCC8通信路1
50を介して送られる。プログラムは、ブロック120
5Aを経て出る。
信路を介して呼を進めようとする。ブロック1208で
は、メモリにあるレジスタをクリアし、第5表を参照し
て、その試みにおいて第4表のAまたはBの何れの表を
使用するかを決定する。次に、ブロック1209に進み
、そこで、rAJを使用するべきであるとねった場合は
、ブロック1210に進む。そうでない場合、ブロック
1214に進む。ブロック1210および1214では
、呼を進めるために使用する第4表の通信路の順位番号
を前記のレジスタに格納する。次に、プログラムは、ブ
ロック1211に進む。
2(即ち、LLIの負荷状態)に関係付けられたビット
・マツプの要求を終端ノードに送る。なお、その要求に
、通信路番号3および4(即ち、LL2やLL3の負荷
状態)に関係付けられたビット・マツプを入れることも
勿論可能である。プログラムは、要求したビット・マツ
プを受信すると、ブロック1212に進む。ブロック1
212では、前記の「論理積」関数を実行して、許可さ
れた中間交換機のビット・マツプ(AISW)を作り、
ブロック1213に進む。
SWビット・マツプを検査して、終端ノードへの中間
ノードが利用可能かどうかを判断する。
ら中間ノードを任意に選択し、さらに、発端ノードと中
間ノードとの間の直通リンク(■HG)を介して呼をそ
の中間ノードに送る。この時CC8通信路150を介し
て適切なメツセージも一緒に送る。そして、プログラム
は、選択した中間ノードが呼を受は入れたかどうかを調
べるために、所定の期間だけ待つ。待機時間の終了に続
いて、ブロック1216に進む。ブロック1216にお
いて、プログラムは、その中間ノードから、いわゆる「
クランクバック」信号を受信したかどうか調べるために
検査を行う。周知のように、中間ノードは、自らが呼を
終端ノードに進めることができないと分かった場合、C
C51i!i信路150を介して発端ノードにクランク
バック信号を返す。
を知ると、ブロック1217に進む。そうでない場合、
プログラムは、ブロック1220を経て出る。
して、そのマツプに特定されている中間ノードが他にあ
るかどうかを調べる。プログラムは、あると分かると、
ブロック1215に戻る。
ドが他にない場合、プログラムは、ブロック1218に
進む。
内容を検査し、そのレジスタに許可済みの通信路番号が
他に入っているかどうか調べる。
のレジスタから削除されることを付記する。)レジスタ
に番号が入っていれば、プログラムは、ブロック121
9に進む。そうでない場合、ブロック1221に進む。
を書き留めた後、レジスタのその番号をクリアする。次
に、ブロック1211に戻り、その番号に関係付けられ
たビット・マツプを終端ノードから獲得する。
に、バックボーン・ノードを用いて、多重リンク通信路
を介して呼を進めようとする。前記の要領で、バックボ
ーン通信路にある中間ノードに呼を送ると、ブロック1
222に進む。ブロック1222では、その中間ノード
からクランクバック・メツセージが送られて来るかどう
かを、調べるために待つ。そのメツセージを所定の期間
内に、即ち、1秒以内に受信しなかった場合、プログラ
ムは、ブロック1224から出る。そうでない場合、ブ
ロック1223に進み、そこで、呼の発信元に、呼が阻
止されたことを知らせる。
それぞれにVHU )ランクを設置する。
換機などのような、いわゆるユーザ設置袋! (CP
E ; costomer provided equ
ipment)へのVHU)ランクを設置することがで
きる。従って、本発明の完全共有通信網を、多重ホーミ
ング能力との関連において使用して、第15図に示すよ
うに、CPEに多様なレベルの接続性を提供することが
できる。この構成において、CPE500は、例えば、
いわゆるビジネス通信システム(構内交換機)などであ
るが、説明の都合上、ノード25に含まれるデジタル切
り替え・引き込みシステム(DAC8)300に通信路
501−503を介して接続されている。CPE500
は、交換機400と通信路301を介して連絡し合うが
、通信路301は、DACSを通り、通信路420を介
して交換tffi400まで延びている。
スして、それぞれの網内ノードへの直通リンクを確立す
ることができ、これによって、CPE500は、1つ以
上のノードを拠点とし、トラとツクが飽和しそうな期間
中に、CPEの電話呼を、音声およびデータを問わず、
それらのノードの間で分配することができるようになる
。例えば、CPE500は交換機400に指示して、ノ
ード30とCPE500との間の直通リンク(VHG)
(VHG500−30として図示)およびノード35と
CPE500との間の直通リンク(VHG500−35
として図示)を設置させ、これによって、CPE500
は、DACSのほか、通信路502と503を介してノ
ード30と35をも拠点とすることが可能となる。
得る、例えばノード25.30および35のような、シ
ステム200のノードのブロック概略図を示す。前記の
ように、ノードには、とりわけ、デジタル・クロス接続
構造300と回路交換機400が含まれる。同じく前記
のように、デジタル・クロス接続構造300は、例えば
、AT&Tより利用可能なり1g1tal Acces
s and Cross−Connect Syste
m TV (D A CS TV :デジタル切り替え
・引き込みシステムIV)?、Cとで、交換1400は
、例えば、やはりAT&Tより利用可能なNo。
高容量の電子式、デジタル・クロス接続システムであり
、分散処理を特徴とする。その主制御部は、1次記憶容
量と2次記憶容量として、それぞれハード・ディスクと
テープ・カートリッジによってサポートしている。No
、4ESSには、とりわけ、(a)交換機の全般的な動
作を制御するCPU400.(b)ケーブル405のそ
れぞれの線を介して到来する電話呼をDACS300ま
で延長し、従って、通信網帯域100を介して通信網2
00の他のノードにまで延長する、デジタルm402、
(c)ケーブル405の線のインタフェースをとるため
、電話呼と回路交換機とのインタフェースをとることに
なる、通信インタフェース401、(d)共通バス40
4を介してCC8伝送設備150とCPU410とのイ
ンタフェースをとる、CC8端末が、含まれる。CPU
410には、とりわけ、(a)中央制御部411、(b
)プログラム・メモリ412および呼メモリ413、(
c)主制御コンソール(図示せず)に中央制御部411
へのインタフェースを与える周辺インタフェース回路4
14が、含まれる。ノードにおいて本発明を実施するプ
ログラムは、メモリ412に記憶されているが、1分毎
の更新情報、前記の第1から第5までの表、それぞれの
VHGを特定する記録、ビット・マツプなどは、第17
図に示すように、呼メモリ413に格納されている。
明の範囲と主旨を逸脱することなく種々の変更を行うこ
とが可能である。例えば、この完全共有通信網は、パケ
ット交換網において使用することも可能である。この場
合、第4図に示した各ノードは、回路交換機ではなくパ
ケット交換機となり、通信網帯域100は、先に述べた
要領で、ノードどうしを相互接続するために使用される
。
によって現在定義されている150Mb/S非同期転送
モード(ATM)のパケット網アーキテクチャのような
広帯域パケット交換サービスにおいては、この完全共有
通信網を理想的に利用することができる。本発明の原理
を利用したパケット交換機であれば、言うまでもなく、
仮想高使用グループおよび仮想最終グループの概念を利
用して、通信網の帯域幅をノード対の間で分割すること
ができる。
る問題点の理解に役立つ従来の網内経路選択構造の例を
示す図、 第3図は、本発明を実践し得る実例的な通信網の地理的
床がりを示す図、 第4図は、第3図の通信網の部分集合のブロック概略図
、 第5図は、第3図および第4図の伝送設備の(1)域が
、複数のそれぞれの帯域のチャネルにどのように分割さ
れるかを説明するための例を示す図、第6〜8図は、異
なるトラヒック条件の下で本発明に従って呼の経路を選
択する実例を示す図、第9〜14図は、第3〜4図の通
信網ノードの動作、特に、呼の経路設定のための直通リ
ンクに関連する動作を説明する流れ図、 第15図は、ユーザ設置装置が、本発明の原理に従って
第3図および第4図の通信網ノードの1つ以上を拠点と
するようすを表すブロック概略図、第16図は、本発明
が実施される通信網ノードのブロック概略図、 第17図は、第15図の回路交換機の呼メモリの割り付
けの実例を表す図である。 FIG、1 FIG、5 FIG、2 牟 FIG、7 FIG、8 FIG、9 FIG、16
Claims (12)
- (1)第1のノードおよび複数の第2のノードと、前記
ノードの各々を相互接続する伝送設備とを備え、この伝
送設備が、それぞれの帯域幅を有する複数のチャネルに
分割可能な所定の帯域幅を有し、 前記第1のノードに含まれ、現在の所定の長さの期間中
に作用して、前記第2のノードの個々のノードに、それ
ぞれの数の前記チャネルから形成される直通リンクを設
置する手段も備え、前記チャネルが、必要に応じて獲得
され、前記数が、前の期間中に前記第1のノードによっ
て蓄積されたトラヒック統計の関数であり、前記伝送設
備の残りのチャネルが、前記ノード間で共有し得るチャ
ネルの共有資源を形成し、さらに 前記第1のノードに含まれ、前記第2のノードの前記個
々のノードの1つを終端ノードとして確認しつつ呼を受
信した場合、これに応じて作用を開始し、前記終端ノー
ドへの直通リンクの相応のチャネルを介して前記呼を前
記終端ノードに進める手段も備えた、ことを特徴とする
完全共有通信網。 - (2)前記チャネルの各々の帯域幅が、それぞれのサー
ビスの種類に基づく、ことを特徴とする請求項1記載の
完全共有通信網。 - (3)前記の進める手段が、 前記呼が前記第1のノードに隣接するノードを終端ノー
ドと見なす場合に作用して、前記共有資源から実時間で
獲得されたチャネルを介して前記呼を前記の隣接するノ
ードに進め、さらに前記呼が終了すると、前記チャネル
を前記共有資源に戻す手段を備えた、ことを特徴とする
請求項1記載の完全共有通信網。 - (4)前記の進める手段が、 前記直通リンクが、前記呼を前記終端ノードに進めるの
に使用できない場合に作用して、前記第2のノードの他
のノードによって前記終端ノードへ設置された他の直通
リンクの利用可能性を示すデータを前記終端ノードから
獲得し、さらに、前記の利用可能性のデータによって特
定されるような前記第2のノードの前記他のノードの1
つへの直通リンクと、前記第2のノードの前記他のノー
ドの前記の1つによって前記終端ノードに設置された直
通リンクとを含む2リンク通信路を介して、前記呼を前
記終端ノードに進める手段を備えた、ことを特徴とする
請求項1記載の完全共有通信網。 - (5)前記の獲得する手段が、 前記第1のノードによって前記第2のノードの前記他の
ノードに設置された各直通リンクの利用可能性を示すデ
ータを前記第1のノードに含まれるメモリに記憶する手
段を備え、前記の記憶された利用可能性のデータと前記
の獲得した利用可能性のデータとに基づいて、前記の2
リンク通信路が選択される、ことを特徴とする請求項4
記載の完全共有通信網。 - (6)前記の利用可能性のデータが、少なくとも利用可
能性の負荷の軽い級と負荷の重い級を含む、利用可能性
の複数の等級の1つを示すデータからなる、ことを特徴
とする請求項5記載の完全共有通信網。 - (7)前記通信網が、パケット交換網である、ことを特
徴とする請求項1記載の完全共有通信網。 - (8)前記伝送設備が、光ファイバ・ケーブルを備えた
、ことを特徴とする請求項1記載の完全共有通信網。 - (9)前記ノードおよび前記伝送設備が、公衆交換網を
含む、ことを特徴とする請求項1記載の完全共有通信網
。 - (10)前記ノードのうちの少なくとも1つが、回路交
換機、およびデジタル・クロス接続構造を備えた、こと
を特徴とする請求項1記載の完全共有通信網。 - (11)前記ノードの少なくとも1つが、前記ノードの
少なくとも1つの他のノードに接続されたユーザ設置装
置である、ことを特徴とする請求項10記載の完全共有
通信網。 - (12)所定の帯域幅を有する網伝送設備にそれぞれ接
続された複数の交換ノードを備えた電気通信網において
前記伝送設備を前記ノード間で完全に共有する方法にお
いて、 前記伝送設備の帯域幅が、それぞれの帯域幅の複数のチ
ャネルへとダイナミックに分割されるように前記伝送設
備を構成するステップと、 前記ノードの隣接するものどうしの各対の各ノードにお
いて、それぞれのサービス種の呼に経路を与えるために
、前記ノードの他の個々のノードにそれぞれの直通リン
クを設置するステップとを備え、前記直通リンクの各々
が、前記サービス種のそれぞれの種類に関係付けられた
チャネルのいくつかのグループからなり、この時、前記
チャネルの各々が、前記通信網帯域幅のそれぞれの区分
であり、かつ必要に応じて獲得されるものであり、さら
に、前記通信網帯域幅の残りの帯域が、前記通信網ノー
ドの間でダイナミックに共有し得る帯域の共有資源とし
て保留される、ことを特徴とする通信網の完全共有方法
。
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