JPH04233848A

JPH04233848A - 情報伝送方法及び装置

Info

Publication number: JPH04233848A
Application number: JP3174687A
Authority: JP
Inventors: Subrahmanyam Dravida; サブラマニヤム　ドラヴィーダ; P Harshavardhana; ピィ　ハルシャヴァルダーナ
Original assignee: American Telephone and Telegraph Co Inc
Current assignee: AT&T Corp
Priority date: 1990-07-03
Filing date: 1991-06-20
Publication date: 1992-08-21
Anticipated expiration: 2012-11-19
Also published as: JP2679895B2; DE69118974D1; US5253248A; EP0465090B1; EP0465090A1; DE69118974T2

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】

【０００１】

【産業上の利用分野】本発明は一般にデータ通信に係り
、特にデータネットワークにおけるコネクションレスト
ラフィックのふくそう制御方法に関する。

【０００２】

【従来の技術】コネクションレスデータネットワーク（
例えばＡＲＰＡＮＥＴネットワーク）では固定化または
集中化されたネットワークルーティング管理が必要なく
相互接続されたノード間でパケット化されたデータの相
互交換ができる。各ノードはパケットヘッダ情報を調べ
て、パケットの発信場所または宛先ノードへの全ルート
を明示する知識がなくてもローカルで入手できる情報に
のみ基づいてルートを決める。

【０００３】このような状況において、従来のふくそう
制御方法例えばウインドウフロー制御ならびに仮想回線
によるバッファリングおよび歩調合わせは、終端間の確
認（ｅｎｄ−ｔｏ−ｅｎｄ　ａｃｋｎｏｗｌｅｄｇｅｍ
ｅｎｔｓ）が無いので用いることができない。いくつか
のコネクションレスネットワークで実施された１つのふ
くそう制御方法に、チョークメッセージを用いる方法が
ある。この方法ではふくそうされたノードがフィードバ
ックメッセージを他のノードに送り、さらに通報がある
までトラフィックをそこに送らぬよう他のノードに要求
する。

【０００４】この方法にはいくつかの欠点がある。まず
第１に、チョークメッセージがオッフェンディングノー
ドに達する時までに、可成りの量のトラフィックが送ら
れてしまう。例えば１５０Ｍｂｐｓトランクから構成さ
れるネットワークでは、１０００マイルの距離のリンク
で送られるチョークパケットは１０ｍｓｅｃの伝搬時間
がかかる。この時、１．５Ｍビットはすでに伝送中であ
り、現存するふくそうに寄与することになる。

【０００５】第２に、コネクションレスネットワークで
は、任意のノードに到着する前に、パケットが横断する
パスについての知識がない。従って、チョークメッセー
ジはふくそうに寄与しないものも含めた近傍系すべてに
送られねばならない。このことからネットワークの活用
は不十分となる。この方法の他の問題点はチョークパケ
ットの受信時にノードにより取られる動作にある。ふく
そうされたノードに向かうパケットをすべてドロップし
てしまうと、次の再伝送はふくそうの増大に寄与するこ
ととなる。

【０００６】ネットワークが対話するコネクション指向
のレイヤはないので、ふくそうを起こす原因のソースに
おけるトラフィックを止めることはむつかしい。従って
、チョークメッセージはコネクションレスネットワーク
ではふくそう制御の有効な手段とはならない。コネクシ
ョンレスネットワーク例えばＡＲＰＡＮＥＴで試みられ
た他の方法には完全分散法でノード間のパスを動的に再
計算して、トラフィック状態の変化に応答してネットワ
ークルーティングを変える方法がある。

【０００７】これはＡＲＰＡＮＥＴで試みられたＲＩＰ
スキームを考慮することにより説明することができる。ＲＩＰでは各ノードは全ネットワークトポロジを記憶し
て、その近傍ノードにルーティング更新メッセージを周
期的に送る。ルーティング更新メッセージは次の到着可
能性情報を提供する。すなわち、発信ノードがいかにし
てネットワークにおける他のノードに達することができ
るかを各近傍ノードに示し、同時に各種ノードへの最小
距離のある測度でもって示す。

【０００８】使用された距離の測度はＲＩＰの各種バー
ジョンで異なる。元のＲＩＰプロトコルはホップカウン
トを用いて距離を測定し、一方次の変形は距離の測度と
して宛先に達する遅延推定値を用いる。このＲＩＰスキ
ームはいくつかの重大な欠点を持つ問題があり次にこれ
らを示す。まず第１に、一貫性のあるルーティング変化
を確実に得るためには、大量の情報がノード間を交換さ
れなければならない。

【０００９】またこのこと自身がネットワーク資源を大
きく消費する。第２に、パスは動的に再計算されるので
、パケットルーティング、パケットミスシーケンシング
およびルート発振のような重大問題となる可能性がある
。また、伝搬遅延からノード間に交換された情報は遅れ
て古臭くなり、ルーティング交換には信頼性を欠く結果
となりうる。この問題は特に高速ネットワーク（＞４５
ｍｂｐｓ）で重大となる。

【００１０】ＩＧＲＰと呼ばれる第２の動的ルーティン
グプロトコルは、複合メートルを用いる。これには伝搬
遅延、パスバンド幅、パス活用およびパス信頼性が距離
の測度としてある。もし最小距離パスが現時点で使用中
のものと異なる場合、トラフィックはすべて新規に計算
された最短パスに交換される。もし１組のパスが“等価
”であるならば、ロードバランシングが用いられる。

【００１１】ルーティングの動的変化がＩＧＲＰプロト
コルにより惹起される場合、トラフィックは１つのパス
から他にシフトし、そのためふくそうは新しいパスで惹
起される。次の距離と最短パスの計算はトラフィックを
元のパスにスイッチバックする。このようにして各パス
は提供されたトラフィックで発振を経験し最終的に結果
はどのパスも十分に活用されないことになる。

【００１２】この問題は、他のノードに送る前に、時間
間隔での距離測定を平均することにより部分的に軽減さ
れうるのみである。第３に、次に記載のＡＲＰＡＮＥＴ
ルーティングプロトコルにごく最近提案された方法は利
用可能最短パスルートのセットを増加して最短パスルー
トより１ホップ長いルートを有することにより任意の宛
先にパケットを送るものである。

【００１３】それはディ・ジェイ・ネルソン（Ｄ．Ｊ，
Ｎｅｌｓｏｎ），ケイ・セイウード（Ｋ．Ｓａｙｏｏｄ
）およびエッチ・チャン（Ｈ．Ｃｈａｎｇ）、題名「拡
張最小ホップ分散ルーティングアルゴリズム」、ＩＥＥ
Ｅトランザクションズ・オン・コミュニケーションズ（
Ｔｒａｎｓａｃｔｉｏｎｓ　　ｏｎ　　Ｃｏｍｍｕｎｉ
ｃａｔｉｏｎｓ）、第３８巻、４号、１９９０年４月、
５２０−５２８頁に記載されている。

【００１４】各ノードは各宛先に達するのに含まれる全
遅延の推定値を保持する。任意の宛先への最小遅延を有
するルートは、次にその宛先にトラフィックを送るのに
利用可能のルートのセットから選ばれる。この方法は現
存のＡＲＰＡＮＥＴルーティングに可成りの改良を示す
ものではあるが、まだいくつかの欠点がある。まず第１
に、最適最小遅延パスは各パケットに対し選択されねば
ならないので、交換する処理が増加する結果となる。

【００１５】第２に、任意のいずれの時間においても、
１つのパスのみがアクティブであって、従ってロードバ
ランシングの概念がない。トラフィックは、すべてより
良い遅延推定値を有するパスが利用可能になるまで同じ
パスで送られる。第３に、ノードは遅延情報を交換する
必要があり、従ってノード間にある種の信号伝送が必要
である。最後に、最短パスに加えて、１ホップ長いパス
のみが考慮される。すなわち、もっと長いアイドルパス
が、それらはトラフィックを十分に送り得るにも拘らず
、選択されていない。

【００１６】さらに、ふくそうを取り扱うのに他に可能
なことは、その結果の及ぼすインバクトを節減すること
である。例えば、バッファのオーバフローによるパケッ
トのロスを回避する１つの方法は、リンク・バッファ・
サイズを増大することである。しかし、この方法には重
大な欠点がある。すなわち、もしバッファサイズが非常
に大きくされると、セルは高いキューイング遅延を経験
し、終端間性能はエンドシステムがタイムアウトし再走
行するレベルに影響を受ける。

【００１７】他方、もしバッファサイズが最大キューイ
ング遅延が許容限度を超えぬように設計されている場合
、バッファ占有はリンク活用度が１に近づくに従って指
数関数的に増加する傾向があるため、バッファはリンク
で持続集中オーバロードに直面すると結局オーバフロー
し、それによるセルの損失がエンドシステムを再走行さ
せる。このようにバッファサイズの増大はふくそう制御
方法として有用なものとなっていない。

【００１８】

【課題を解決するための手段】コネクションレスネット
ワークにおいて過渡的に集中されたオーバロードにより
惹起されたふくそうは、本発明によりふくそうされたプ
ライマリパス向けのトラフィックの１部を所定の代替パ
スに送ることにより軽減される。明示的アルゴリズムを
用いてループフリーダムを保障するように代替パスを構
成する。要約すると、これは任意のノードに近接するノ
ードをレイヤに次のように編成することにより行う。

【００２０】すなわち、（ホップにおいて）任意の宛先
から同じ距離であるノードは同じレイヤにあるように行
う。次に重みは下記の各可能パスに割り当てられる。（ａ）その与えられたノードと同じレイヤにおける各近
傍系との間のパスおよび（ｂ）各近傍系と近接するノー
ドが接続されるより近いレイヤ（ホップにおいて）にお
けるノードとの間のパスに割り当てられる。

【００２１】次に、パスの各組み合わせに対し重みの対
の合計を計算し、代替パスは最小合計を持つパスと決め
られる。さらに次のようにして代替パスにふくそうが拡
がるのを注意して回避する。代替パスに沿ってさらにノ
ードでふくそうが再びみられる場合にそれらが容易にド
ロップされるように代替に送られるパケットにマークを
付けることにより回避する。

【００２２】代替ルートへの移行を開始するためおよび
プライマリルートに復帰するためにしきい値を適宜選択
することにより、ルート発振を回避することができる。ルーティング決定とネットワーク制御動作をローカルな
測定のみに基づく完全分散方法で行い、従ってメッセー
ジ信号伝送やデータ伝送はネットワークノード間に交換
される必要はない。

【００２３】本発明の方法は、トラフィックがバースト
する傾向にある場合にデータネットワークと連結して非
常に有用である。その理由は、いくつかのパスがビジー
であるとき、他が比較的アイドルであるのはよくあるこ
とである。従って、ネットワークの各部でオーバロード
の不一致がある場合、本発明の方法は最大の利益を与え
る。

【００２４】

【実施例】本発明の代替ルーティング法をよく知るため
にまず第１に１つの方法を用いて正常な（ふくそうのな
い）状態のもとでコネクションレスネットワークにおい
てノード間を移動するメッセージが取るプライマリルー
トを求めるのに用いる方法を考える。この方法は分散適
応最小スパニング・ツリー・ルーティングで、時にはま
たエクスクルージョナリ・ツリー・ルーティングとして
知られ、その詳細は米国特許第４，４６６，０６０号、
ジー・ジー・リドル（Ｇ．Ｇ．Ｒｉｄｄｌｅ）、１９８
４年８月１４日発行に記載されている。

【００２５】他のルーティング法については、ディ・イ
ー・カマー（Ｄ．Ｅ．Ｃｏｍｅｒ）、「ＴＣＰ／ＩＰの
インタネットワーキング：原理、プロトコルおよびアー
キテクチャ」、第１５章インテリア・ゲートウェイ・プ
ロトコル、プレンティス・ホール社、１９８８年に記載
がある。エクスクルージョナリツリー法の目的は、包括
するとネットワークの各ノードですべての宛先に正しい
最短パスのテーブルを有することである。

【００２６】この目的のために、ルーティング・テーブ
ルは初めに構成され、ネットワークにおけるトポロジの
変化のある場合、例としてノードもしくはリンクが追加
されまたは削除されたりする場合、これらの場合はいつ
も、ルーティング・テーブルは更新される。この更新の
手順は各ノードにおいて独立に、分散形で行われる。得
られた更新テーブルはルーピングとならぬようにすべて
の宛先に最小ホップパスを与えるようにできている。

【００２７】２つの重要なステップがエクスクルージョ
ナリ（排他的）ツリー・ルーティング法の核心となって
いる。すなわち、（１）各ノードはエクスクルージョナ
リツリーをその近傍系の各々に送ること、（２）所定の
手順がノードの各々において用いられ、受け取られたエ
クスクルージョナリツリーをルーティングテーブルにマ
ージする。これら２つのステップが各ノードにおいてル
ーティングテーブルが収束するまで繰り返される。

【００２８】このエクスクルージョナリ・ツリー・ルー
ティング法を次に実施例で説明する。図１に示す７つの
ノード１ないし７から構成されるネットワークを考える
。各ノードはエクスクルージョナリツリーをその近傍系
の各々に送る。エクスクルージョナリツリーは受け取る
ノードに接続されたすべてのリンクを削除した後得られ
た最短パスツリーである。図２ないし図４はノード１に
よりその近傍系、すなわちノード６，５および２にそれ
ぞれ送られたエクスクルージョナリツリーを示す。

【００２９】図５ないし図７は、ノード１によりその近
傍系すなわちノード６，４および２からそれぞれ受け取
られたエクスクルージョナリツリーを示す。受け取られ
たエクスクルージョナリツリーはそれぞれそれらのノー
ドが根から降順になるようにし、そして各連続するノー
ドはノード１からホップでその距離に対応して垂直レベ
ルで配置されるように書き直され、それらを図８ないし
図１０に示す。

【００３０】図１１はノード１に対するマージドされた
ツリーであって、これはノード１によりその近傍系から
受け取られた図８ないし図１０のエクスクルージョナリ
ツリーを次の手順によりマージすることにより得られた
ものである。１ホップの距離にある受け取られたエクス
クルージョナリ・ツリーのノードは左から右に訪ねられ
（例では、ノード６、次にノード５、次にノード２）、
図１１のマージされたツリーに配置される。

【００３１】次に、２ホップの距離にあるノードが同じ
順序（左から右に）で訪ねられ、次の場合にはそれらの
親ノードに取り付けられる。それはもしそれらがより少
ない距離でそこにすでにない場合である。この手順が逐
次繰り返されマージされたツリーを形成する。もし注目
するノードがホップにおいて同じ距離で１つを超える受
け取られたエクスクルージョナリツリーに存在する場合
、各根ノードはマージされたツリーで示され、複数の等
距離ルートを持つノードに対し複数のエントリの結果と
なる。

【００３２】この状態は図１１では起きなかった。複数
の等距離ルートが存在するときは必ず、トラフィックは
ロードバランシングを達成するようにこのようなルート
すべてにわたり分散される。ここで他の方法を用いてふ
くそうの存在しない場合に用いられるプライマリ・ネッ
トワーク・ルーティングを求めることもできる。本発明
では、ふくそう時の間プライマリルートで通常送られる
パケットの１部はそれに代わって軽度にロードされたセ
カンダリパスもしくは代替パスで送られる。

【００３３】代替ルートの選択方法について次に説明す
る。図１２に示す層状化アーキテクチャの形の任意のネ
ットワークをまず考える。図１２のレイヤリングは宛先
ノードＤに関するもので、レイヤｋ（ｋは整数）におけ
るノード１２３１ないし１２３３は少なくとも１つのｋ
ホップのＤへの最短パスを有する。このことはレイヤｋ
における各ノードは、レイヤ（ｋ−１）におけるノード
にそれを接続するリンクを少なくとも１つ持たなければ
ならないことを意味する。

【００３４】もしレイヤｋにおけるノードがレイヤ（ｋ
−１）における１つを超えるノード（１２２１ないし１
２２３）に接続されるとすると、Ｄへの１つを超えるｋ
ホップ最短パスを有する。これらは正確に述べると前述
のエクスクルージョナリ・ツリー・ルーティング・アル
ゴリズムにより構成される複数の最短パスである。レイ
ヤｋにおけるノード１２３１ないし１２３３の間の連結
性を生かして、本方法を用いて少なくとも長さ（ｋ＋１
）ホップであるＤへのループフリー代替パスを形成する
。

【００３５】このことを実施するのに２通りの方法があ
る。両者とも最短パス・プライマリルートのみ許される
と仮定する。第１の方法では、すべてのノードに番号を
付し、ノードｉとノードｊ（ｉとｊは整数）はレイヤｋ
に属し、ノードｉとノードｊはリンクにより接続されて
いるとすると、ｉ＜ｊの場合、ノードｉはノードｊを経
由して宛先Ｄ向けのルートパケットを代替することがで
きる。

【００３６】この方法はループフリーである。何故なら
ば、プライマリルートは階層最短パスルートであり、一
方、セカンダリ（代替）ルートはレイヤｋ内で階層を実
質的に形成する。例えば、図１３では、レイヤｋにおけ
る番号１３０１ないし１３０４の４つのノードがレイヤ
（ｋ−１）における番号１３１１ないし１３１４の４つ
のノードに接続される。図１３において１とマークされ
たルーティング選択はプライマリルートであり、２とマ
ークされたルーチング選択はセカンダリルートである。

【００３７】インタレイヤルーピングの可能性は明らか
にない。というのは下方ルーチングはないからであって
、レイヤ（ｋ−１）におけるノードはレイヤｋにおける
ノードにルートを取ることはできない。イントラレイヤ
ルーピングも可能ではない。それはノード１３０４は他
の（少ない番号の）ノードのいずれに対しても代替ルー
トを取ることはできないからである。この第１の方法は
実行が単純である。

【００３８】しかし、これは各レイヤにおける最高番号
のノード（例、ノード１３０４）は代替ルートには否定
されることになる欠点を有する。この欠点は、複雑には
なるが、第２の方法で解決される。第２の方法では、次
の２つの情報が追加される。すなわち、（ｉ）図１４に
示される形の単一リンクループを回避する能力であって
、ここでノードｉはパケットがノードｊによりそこに送
られたことを認めねばならない、またそのパケットがノ
ードｊに戻らないようにしなければならない。

【００３９】このことは、ｉとｊが第２の選択に基づい
て互いにルートを取る場合ノードｉとノードｊの間のル
ーピングを回避するのに必要である。図１５に示すよう
に、ノードｉノードｊの両者からのプライマリパスが利
用できない（ふくそうのため）場合、パケットはｉとｊ
の間でループしてはならず、ドロップされねばならない
。

【００４０】（ｉｉ）各ノードｉは、それが接続される
他のノードｊのすべてについて重みｗ（ｉ，ｊ）が割り
当てられねばならない。さらにこの重みは次のようにし
て選択される。すなわち、（ａ）それらは対称的、つま
りすべてのｉとｊに対しｗ（ｉ，ｊ）＝ｗ（ｊ，ｉ）で
あること（ｂ）ｗ（ｉ，ｊ）＋ｗ（ｊ，ｋ）は次の意味
で特有であること、つまりｗ（ｉ，ｊ）＋ｗ（ｊ，ｋ）
＝ｗ（ｉ，ｌ）＋ｗ（ｌ，ｍ）＝＞ｊ＝１およびｋ＝ｍ
である。

【００４１】この条件の意味は次のとおりである。２つ
のノードを接続する２ホップパスの少なくとも１つを有
する２つのノードのいずれに対しても２つのノードを接
続する特有の最小重みの２ホップパスがあるということ
である。条件（ｂ）を満足する１つの方法は、対の合計
が特有である、すなわち２つの合計が同じにはならない
ように重みを選択することである。

【００４２】次に述べるように、重みの情報は、エクス
クルージョナリ・ツリー・ルーティング情報と共に各ノ
ードに伝送されることができる。また次にこれらの重み
の割り当てがどうして必要であるかその理由について説
明する。前記の条件のもとでは本代替ルーティング法は
ループフリーであるということを次のように示すことが
できる。ノード１，２，・・・ｍはレイヤｋにあり、ノ
ード１´，２´，３´・・・ｍ´はレイヤ（ｋ−１）に
あるとする。

【００４３】レイヤ（ｋ−１）におけるノードは繰り返
すことができ、必ずしも特有なものではない（表記の便
宜上）。レイヤｋにおけるノードｉはレイヤ（ｋ−１）
におけるノードｉ´に接続されると仮定する。これを実
施しても一般性のロスとはならない。というのはたとえ
レイヤ（ｋ−１）が単一ノードを有するものであっても
、ｍ回反復できるからである。例えば、図１６はレイヤ
ｋのノード１ないし３とレイヤｋ−１のノード４との間
のリンクを示し、これは図１７のように書き直すことが
できる。

【００４４】ここでは、ノード１´，２´および３´が
ノード４とそれぞれ“等しい”限り、ノード１はノード
１´にリンクされ、ノード２はノード２´にリンクされ
、およびノード３はノード３´にリンクされる。ルート
ｉ→ｉ´は、特定の宛先Ｄ（それに関してネットワーク
は層状化された）へのすべてのパケットに対し、常にノ
ードｉからのプライマリルートである。この表記法を念
頭に置き、本ループフリー代替ルーティング法を次に説
明する。

【００４５】ルーティング・ルール：ノードｉ，ｊおよ
びｌはレイヤｋに属し、ノードｊ´，ｌ´はレイヤｋ−
１に属するとする。次にノードｉがノードｊへ代替ルー
トを取るのは、

【数１】である場合であり、かつその場合に限る。図式的には数
１は図１８で示される。ここでノードｉ，ｊおよびｊ´
が図示される。この図でノードｉとノードｊとの間のリ
ンクは２とマークされ、これはレイヤｋにおけるノード
ｉからノードｊへのセカンダリパスであることを示す。

【００４６】また、ノードｊとノードｊ´との間のリン
クは１とマークされ、これはレイヤｋにおけるノードｊ
からレイヤｋ−１におけるノードｊ´へのプライマリパ
スであることを示す。本方法においては、ｗ（ｉ，ｊ）
＋ｗ（ｊ，ｊ´）は、ノードｉからレイヤ（ｋ−１）に
おけるいずれのノードにも達する特有の最小重みの２ホ
ップパスである。本法の性質ループフリーは、ｍ＝３す
なわちレイヤｋに３つのノードのある場合をまず考え説
明する。

【００４７】レイヤｋにおけるノードは完全に接続され
ていると仮定する。対応するネットワークは図１７に示
される。レイヤ（ｋ−１）におけるノード間の連結性は
重要ではないので図示はない。ルーピングの唯一の可能
性は次の場合に起こる。もしレイヤｋにおける各ノード
が先に代替として役立つことがなかったレイヤｋにおけ
るノードに代替するルートを取る場合に起こる。

【００４８】例えば、図１９で示される状態はループで
ある。なぜならば、ノード１はノード２に代替ルート（
マーク２）を取り、ノード２はノード３に代替ルートを
取り、ノード３はノード１に代替ルートを取り戻る。本方法を用いると、このようなループは起こり得ない。なぜならば、もしノード１がノード２に代替ルートを取
り、ノード２がノード３に代替ルートを取るとすると、
ノード３は必ずノード２に代替ルートを取らねばならな
い。従ってループは起こることができない

【００４９】
さて、ノード１がノード２に代替ルートを取るというこ
とは、次のことを示す。ｗ（１，２）＋ｗ（２，２´）＜ｗ（１，３）＋ｗ（３
，３´）　　　　　　　　　　　　　　　（２）　次に
、ノード２がノード３に代替ルートを取るということは
、次のことを示す。ｗ（２，３）＋ｗ（３，３´）＜ｗ（２，１）＋ｗ（１
，１´）　　　　　　　　　　　　　　　（３）　不等
式（２）と（３）を加え、ｗ（ｉ，ｊ）＝ｗ（ｊ，ｉ）
に着目すると、次式を得る。ｗ（３，２）＋ｗ（２，２´）＜ｗ（３，１）＋ｗ（１
，１´）　　　　　　　　　　　　　　　（４）　これ
はノード３がノード２に代替ルートを取ることを示す。

【００５０】すなわち、３リンク・ループは起こること
はできない。しかし、シングルリンク・ループは起こり
うる。従ってノードはシングルリンク・ループを認め防
止する能力を持たねばならない。このような能力は各ノ
ードにおいて次のようにして実現されうる。すなわち、
メッセージもしくはパケットがそれらが到着した同じリ
ンクのノードから去らないようにすることにより実現さ
れうる。

【００５１】このことをさらに詳しく以下に説明する。もし重みｗ（ｉ，ｊ）がノードｉとノードｊとの間の実
際の距離ｄ（ｉ，ｊ）であるように選択される場合、本
法は最短距離代替ルーティングとなり、これは地理的に
分散されたネットワークで非常に重要となるものである
。しかし、対称性、すなわち、ｄ（ｉ，ｊ）＝ｄ（ｊ，
ｉ）は満足されるが、特有性は保証されない。

【００５２】特有性を確実にするためには、節間距離は
次のように無限小に摂動されねばならない。それは、も
しｄ（ｉ，ｊ）＋ｄ（ｊ，ｊ´）＝ｄ（ｉ，ｋ）＋ｄ（ｋ
，ｋ´）　　　　　　　　　　　　　　　（５）　であ
る場合、ｄ（ｉ，ｊ）はｄ（ｉ，ｊ）＋εに変わる。た
だしここでεは任意の小さい数である。しかしｄ（ｉ，
ｊ）は実数であるから、実際的にいえば特有条件は一般
的には満たされる。Ｖ，Ｈ座標を用いることにより分散
最短パスルートが求められると距離情報は各ノードに容
易に与えられうる。

【００５３】ＶｉＨｉとＶｊＨｊを２つの接続されたノ
ードｉとｊに対する座標とすると、距離ｄ（ｉ，ｊ）は

【数２】により与えられる。他の十分に分散された方法を用いて
代替ルーティングに用いられるノードｉ，ｊおよびｊ´
間のマッピングやノード間のリンクに付随する重みｗ（
ｉ，ｊ）、ｗ（ｊ，ｊ´）を形成することができる。

【００５４】例えば、各ノード、ｉ，ｊ，ｊ´が一意の
整数を持つとすると、ｗ（ｉ，ｊ）は任意に（ｉｑ　＋
ｊｑ　）と定義されることができ、同様にｗ（ｊ，ｊ´
）は（ｊｑ　＋ｊ´ｑ　）と定義されることができる。ただしここでｑは適当に選択された整数。次に示す他の
マッピング（ｉ，ｊ）→ｗ（ｉ，ｊ）もある。ここでｗ
（ｉ，ｊ）＝ｗ（ｊ，ｉ）であり、またｗ（ｉ，ｊ）＋ｗ（ｊ，ｊ´）＝ｗ（ｉ，ｌ）＋ｗ（ｌ
，ｌ´）＝＞ｊ＝ｌ　である。

【００５５】しかし、重み割り当てはまた中央管理がで
き、適当な重みはネットワークにトポグラフ上の変化が
ある場合各ノードに周期的にダウンロードされることが
できるが、それらはネットワークの性能を大きく劣化さ
せることなく行われる。前述のことから明らかなように
、本発明のループフリー・代替ルーティングを構成する
のに要するトポロジ情報は各宛先ノードについてネット
ワークを層状化することである。

【００５６】この情報は各ノードですでに利用可能であ
るエクスクルージョナリツリー情報から容易に得られる
。図２０に示す宛先ノードＤに関する層状化について考
える。本法がルーティング・テーブルを構成中のノード
をレイヤｋにおけるノードＳとする。そしてノードＳは
レイヤｋにおけるノードＳ１　、・・・Ｓｋ　に接続さ
れているとする。さて、ノードＳはそれ自身のプライマ
リ・ルーティング・テーブル（エクスクルージョナリ・
ツリー・ルーティングを用いて構成されたもの）から次
のことを知っている。

【００５７】ノードＳはＤに関しレイヤｋにあること、
またＳ１　・・・Ｓｋ　から受け取られたエクスクルー
ジョナリツリーからそれらはＤに関しレイヤｋにあるこ
とを知っている。レイヤｋにはＳの知らない他のノード
がありうる。しかしこのことはＳはそれらのノードに接
続されていないため問題ではない。従ってそれらのいず
れにも代替ルートを取り得るということはない。

【００５８】要点は、ノードが任意の宛先ノードに関し
それ自身と同じレイヤに近傍系のうちのどれがあるのか
を決めるのに十分なエクスクルージョナリツリー情報で
あることである。（このことは次の集中化アルゴリズム
と異なる。そこではすべてのノードがネットワークトポ
ロジの大域の知識を有し、従って各ノードはそのレイヤ
における他のノードのすべてを知っている。これは次の
理由から必要以上の情報である。ノードはただレイヤに
おいてそれが接続される他のノードを知らねばならない
のみであるから。）

【００５９】図２１のフローチャートは各ノードがその
セカンダリ・ルーティングテーブルを求める全プロセス
を示す。先ず、ステップ２１０１で、ネットワーク・ト
ポロジ情報、すなわち現ノードに近接するノードのアイ
デンティティがすでにノードで利用可能なエクスクルー
ジョナリ・ツリー・ルーティング情報から求められる。もし他の方法を用いてプライマリ・ルートを形成する場
合でも、やはりこのトポロジ情報は手元にあると仮定さ
れる。

【００６０】同様に、ステップ２１０２において、現ノ
ードとその近傍系とのパスに付随する重み、ｗ（ｉ，ｊ
）は、ノード間距離が前述のように重み付けの基準とし
て用いられる場合、Ｖ，Ｈ座標から計算される。そうで
ない場合、適当な重みがノードに格納され記憶される。次に、ステップ２１０３において、図２２と図２３に詳
しく述べたプロセスを用い、宛先Ｄに関してノードのネ
ットワークはレイヤに編成される。

【００６１】前述のように、各レイヤは最短利用可能パ
スを用いて、ホップにおいて宛先に同じ距離を持つすべ
てのノードを有する。ステップ２１０４において、宛先
Ｄへの代替ルートが図２４と図２５に詳しく述べたプロ
セスを用いて形成される。このプロセスは分散形である
。すなわち各ノード独立に行われる。任意の宛先に対し
代替ルートが決められると、すべての宛先について処理
されたかどうかの判断がステップ２１０５において行わ
れる。

【００６２】もしそうでない場合には、ステップ２１０
３と２１０４は他の宛先に対し繰り返される。すべての
宛先に対するルートが決められると、プロセスはステッ
プ２１０６でストップする。図２１のレイヤ形成もしく
は編成ステップ２１０３をさらに詳しく図２２と図２３
で説明する。まず、ステップ２２０１において、現ノー
ドｉの近傍系の各々のアイデンティティはメモリもしく
は他の適当な記憶デバイスで記憶される。

【００６３】この情報は、エクスクルージョナリ・ツリ
ー・ルーティング・プロセスが用いられる場合、各ノー
ドにおいて利用可能である。ステップ２２０２で、ホッ
プにおけるｉと宛先ノードＤとの間の最短距離（ｋ）が
計算される。この情報はまたエクスクルージョナリ・ツ
リー・ルーティング・プロセスの結果として利用可能で
ある。しかし、プライマリルート選択のために他のいず
れかの分散最短パスアルゴリズムも用いることができ、
そのようなアルゴリズムのいずれもホップでの最短距離
を与える。

【００６４】次にステップ２２０３において、同様の手
順をｉの各近傍系ｊについて繰り返し、ｊとＤとの間の
ホップにおける距離ｍを求める。ステップ２２０２とス
テップ２２０３の結果がともに利用可能になると、ｍと
ｋとの比較がステップ２２０４とステップ２２１４で行
われる。ステップ２２０４においてｍとｋが等しいとき
められる場合、ｊとｉは同じレイヤｋにあると結論され
る（ステップ２２０５）。そしてこの情報は記憶される
（ステップ２２０６）。

【００６５】ステップ２２１４においてｍ＝ｋ−１と求
められる場合、ｊはレイヤｋ−１にあると結論され（ス
テップ２２１５）、この情報は記憶される（ステップ２
２１６）、ステップ２２０４とステップ２２１４の結果
からｍはｋにもｋ−１にも等しくない場合、ｊはＤから
さらに遠隔のレイヤｋ＋１にあると結論される（ステッ
プ２２２５）。この情報は必要ではないのでステップ２
２２６において捨てられる。

【００６６】さらに図２２の継続として層状化プロセス
を図２３で説明する。現ノードｉの特定の近傍系ｊは同
じレイヤｋにあるのか、より近接のレイヤｋ−１にある
のか、もしくはさらに遠隔のレイヤｋ＋１にあるのかを
調べるために検査された後、ステップ２２３０において
、ノードｉのすべての近傍系ｊについて検査されたかど
うかが求められる。もしいいえ（ＮＯ）の場合、ステッ
プ２２０３で始まるプロセス部分が反復される。

【００６７】ノードｉの近傍系すべてが検査された後、
ステップ２２４０においてすべての宛先Ｄが検査された
かどうかが決められる。もしいいえ（ＮＯ）の場合、ス
テップ２２０２で始まる全レイヤ形成プロセスはその次
の宛先について反復される。すべての宛先が検査される
と、層状化プロセスはステップ２２５０でストップされ
る。

【００６８】図２１の代替ルート形成プロセスのステッ
プ２１０４を図２４と図２５にさらに詳しく説明する。まず、ステップ２４０１において各宛先Ｄに対しｉとし
て（宛先Ｄに関し）同じレイヤｋにあるノードｉのすべ
ての近傍系を記憶する。このステップは従って図２２お
よび図２３についての前述の手順からすでに得られた層
状化の情報を用いる。

【００６９】同様にして、ステップ２４０２においてレ
イヤｋ−１（宛先Ｄに関し）におけるノードｉのすべて
の近傍系がまた記憶される。近接するノードに関する情
報が記憶された後、ステップ２４０３において、レイヤ
ｋ内におけるノードｉとノードｊの間のリンクに付随す
る重みｗ（ｉ，ｊ）が決められる。同様に、レイヤｋ−
１におけるノードｊの各近傍系ｊ´に対して、レイヤｋ
におけるノードｊとレイヤｋ−１におけるノードｊ´と
の間のリンクに付随する重みｗ（ｊ，ｊ´）がステップ
２４０４で決められる。

【００７０】次にステップ２４０５において、重みのｗ
（ｉ，ｊ）とｗ（ｊ，ｊ´）の和が計算され記憶される
。ここで、ノードｊのすべての近傍系ｊ´が検査された
かどうかがステップ２４０６で決められる。もしいいえ
（ＮＯ）である場合、ステップ２４０４とステップ２４
０５は次の近傍系ｊ´に対し反復される。すべての近傍
系ｊ´が検査された後、ノードｉのすべての近傍系ｊが
検査されたかどうかがステップ２４０７（図２５へ）に
おいて決められる。

【００７１】もしいいえ（ＮＯ）である場合、ステップ
２４０３で始まる計算プロセスが反復される。ノードｉ
のすべての近傍系ｊが検査された後、組み合わせて記憶
させた重みをステップ２４０８で処理し、ｗ（ｉ，ｊ）
＋ｗ（ｊ，ｊ´）が最小となるようなノードｊとノード
ｊ´とを選択する。この最小値がノードＤ向けのノード
ｉからのトラフィックに対する代替ルートとなる特定の
ノードｊを決める。

【００７２】特定の宛先Ｄに対する代替ルートが計算さ
れた後、すべての宛先Ｄが処理されたかどうかがステッ
プ２４０９で決められる。もしいいえ（ＮＯ）である場
合、ステップ２４０１で始まる代替ルート形成プロセス
が反復され、そのため代替ルートのテーブル、各宛先に
対し１つ、が形成されうる。すべての宛先Ｄが処理され
るとき、プロセスはステップ２４１０でストップされる
。

【００７３】代替ルーティングにより起こされるふくそ
うが拡がるのを回避するために、本発明は次のさらなる
特徴を有する。それは代替パスで送られるすべてのパケ
ットのヘッダにビットのマーキングをすることである。代替パスでのすべてのノードにおいて、マークされたパ
ケットはロスの低い優先順位が与えられる。このことは
、これらのノードにおけるバッファ占有が事前セットの
しきい値未満の場合、マークされたパケットは許容され
、さもない場合、放棄されることを意味する。

【００７４】またもし代替パスがビジィである場合、代
替ルートで送られるトラフィックはドロップされて、ふ
くそうの拡がるのが回避される。このプロセスを図２６
で説明する。ノードから出て行く各リンクに対し、その
リンクに付随するバッファの占有“ｘ”を周期的にステ
ップ２６０１で測る。ステップ２６０２で、ｘがしきい
値Ｔａｌｔより小さいと求められる場合、そのリンクで
のトラフィックはふくそうされることなく、そのためふ
くそうなしルーティング・テーブルがステップ２６０３
で選択される。

【００７５】またもしｘがしきい値Ｔａｃｃｐより小さ
い場合、マークされたパケットおよびマークなしのパケ
ットの両者がそのリンクでの伝送に許され受け入れられ
る。しかし、もしｘがＴａｃｃｐ以上の場合、そのリンクで
のトラフィックは比較的ヘビイな（しかしまだふくそう
ではない）状態である。そのような状態では、マークな
しのパケットのみがそのリンクでの伝送にステップ２６
０７で許され受け入れられる。

【００７６】ステップ２６０２でバッファ占有ｘがＴａ
ｌｔ以上であると求められる場合、代替ルートは２６０
４で選択される。しかしこの場合、パケットの事前に選
択された１部のみが実際上はプライマリルートから迂回
され代替リンクで送られる。次にステップ２６２０で、
代替ルーティングにより選択された送出リンクがそこか
らパケットが受け入れられたノードと同じノードに接続
されているかどうかをみるためにテストが行われる。

【００７７】このテストは単一リンクループを回避する
ために行われるもので、ノードで容易に利用可能な受入
れと送出のリンクに関する情報に基づく。テスト結果が
ポジティブで単一リンクループが形成される場合、ステ
ップ２６２１においてパケットは代ってドロップされる
か放棄される。そうでない場合、ステップ２６０８にお
いて、そのパケットを次のノードに送るのに代替トラン
クが用いられたかどうか決められる。

【００７８】もしはい（ｙｅｓ）である場合、ステップ
２６０９において、そのパケットのマーキングが起こり
、そのため代替ルートで送られたものであるとするその
パケットのステータスは次に続くノードで認められる。それに反して、もし代替ルーティングが用いられない場
合、パケットはマークされない（ステップ２６１０）。本発明はさらに別の特徴として次の利点を持つことが分
かった。

【００７９】リンクふくそうの目安としてリンクバッフ
ァ占有を用いて代替ルーティングを適用するする時を決
めることである。次に代替ルーティングの活動化および
非活動化ならびに代替ルートでおくられるセルを受入れ
もしくは拒否する決定はリンクバッファ占有の測定に基
づき行われる。この目的のために各種特定のバッファ監
視法が実際の場合の便利さに応じて用いられうる。

【００８０】例えば、リンクバッファ占有は大きい速度
で変動するので毎ミリ秒に測定されうる。次に１０００
の最新測定値の実行平均を用いてふくそうをモニタする
ことができる。平均バッファ占有が所定のふくそうしき
い値を超える場合、トラフィックのいくらかは代替ルー
トで送られ、これらのパケットはヘッダにロス優先順位
ビットをセットすることによりマークされる。

【００８１】図２７は代表的ノード２７０１の機能アー
キテクチャを単純化した形で示す。同図に示されるよう
に、ノード２７０１は一連の受入れリンク２７１０ない
し２７１２を一連の送出リンク２７２０ないし２７２２
と相互接続する。リンク２７１０ないし２７１２および
リンク２７２０ないし２７２２は実施のある場合ではそ
れぞれ１つ以上の高速データトランクでもよい。入力バ
ッファ２７１５ないし２７１７は、リンク２７１０ない
し２７１２に加えられたパケットをそれぞれ受取り、そ
れらパケットを後記するノーダルプロセッサ２７３０に
加える。

【００８２】同様に、出力バッファ２７２５ないし２７
２７はリンク２７２０ないし２７２２にそれぞれ向けら
れるノーダルプロセッサ２７３０からのパケット出力を
受け取る。出力バッファ２７２５ないし２７２７の占有
すなわち充足度はノーダルプロセッサ２７３０の１部で
あるふくそうモニタ２７４０でモニタされてリンク２７
２０ないし２７２２の１つ以上がふくそうされる時を求
める。

【００８３】ふくそうモニタ２７４０の出力は次のよう
にノーダルプロセッサ２７３０を制御する。それは宛先
へのプライマリルートはふくそうの無存在でテーブル２
７５０から選択され、宛先への代替ルートはふくそうの
存在でテーブル２７６０から選択される。またノーダル
プロセッサ２７３０は、単一リンクループ回避プロセッ
サ２７７０を有し、これはふくそうルーティングが用い
られる場合起動化される。

【００８４】このプロセッサの目的は、近接するノード
で発信のパケットが、単一リンクループの形成を回避す
るように、そのノードに戻らぬことを保証することであ
る。これは次のことにより達成されうる。すなわち、パ
ケットが受け取られる入力リンクの接触を保ち、もしふ
くそうありのルーティングテーブル２７６０により規定
されたふくそうされたルートが同じノードに戻るリンク
にある場合パケットをドロップする（すなわち送らない
こと）により達成できる。

【００８５】図２８はノーダルプロセッサ２７３０の構
成をさらに完全に機能的に説明する図である。ノーダル
プロセッサ２７３０は中央処理装置（ＣＰＵ）２８１０
および数部分を持つメモリ２８５０を有する。図２２と
図２３に説明のプロセスの結果得られたネットワーク層
状化情報は、メモリ２８５０の部分２８０２において各
宛先ノードに対し記憶される。一方ネットワークトポロ
ジ情報は同じメモリ２８５０の別の部分２８０１に記憶
される。

【００８６】また各種ノード対に対応する重みはメモリ
２８５０の同じ部分に記憶される。ネットワークトポロ
ジに変化のある場合は常に、新ネットワーク層状化は各
宛先ノードに対し計算され、部分２８０２に記憶される
。次にＣＰＵ２８１０はネットワーク層状化情報と重み
情報を用いてプライマリパスと代替パスを計算する。これらはメモリ２８５０の部分２８２０と部分２８３０
に記憶される。

【００８７】ＣＰＵ２８１０およびメモリ２８５０につ
いては各種の実施が容易にできることは当業者には明白
である。本代替ルーティング法により得られる利点を図
２９に示す単純な３ノードモデルを用いて説明する。こ
れは様々に与えられるロードに対し代替ルートを有する
または有しないエンドツーエンドブロッキングの計算を
行うものである。この解析に基づき代替ルーティングは
エンドツーエンドブロッキングに大きな改良を与えるこ
とが分かった。

【００８８】図２９において、ノード２９０１は２つの
トラフィックストリームを有し、１つはノード２９０２
に向い、他はノード２９０３に向かうものである。ノー
ド２９０２向けのトラフィックは平均到着速度λ１２を
有し、ノード２９０３向けのトラフィックは平均到着速
度λ１３を有する。ノード２９０２はノード２９０３向
けの平均到着速度λ２３を持つ単一のトラフィックスト
リームを有する。ここでｎ１２、ｎ１３、およびｎ２３
をバッファとし、ここでλ１２、λ１３およびλ２３に
対応するトラフィックストリームからのセルがサービス
に対しキューアップするものである。

【００８９】すべてのキューはファーストインファース
トアウト（ＦＩＦＯ）である。すべての到着はポアソン
と仮定し、すべてのサービスタイムは指数形とする。受
入れバッファオーバフローはなく、したがって受入れバ
ッファをモデル化しないと仮定する。このモデルを用い
て、λ１３トラフィックに対する代替ルーティングのイ
ンパクトはλ１３トラフィックの１部を代替ルーティン
グに供することにより検査される。

【００９０】その結果、バッファｎ１３における占有が
、拒否しきい値と呼ばれる、ある特定のしきい値を超え
る場合、λ１３のうち代替ルートで送りうる部分はノー
ド２の伝送にバッファｎ１２に与えられる。バッファｎ
１２はその占有が受入れしきい値と呼ばれるある特定の
しきい値未満である場合のみ代替ルートで送られたトラ
フィックを受け入れる。もしそうでない場合それは拒否
され、失われる。

【００９１】一度代替ルートで送られたトラフィックが
ノード２９０２に達すると、その占有が受入れしきい値
未満である場合のみ、バッファｎ２３により受け入れら
れる。重要なことは、ノード２９０１の２９０２へとノ
ード２９０２の２９０３へのトラフィックストリームは
代替ルーティングを受け易くないことである。この理由
は、λ１２とλ１３を一定保ちながらλ１３を増加して
、ノード２９０１の２９０３へのトラフィックのエンド
ツウエンドブロッキングに対する代替ルーティングのイ
ンパクトを検討したいからである。

【００９２】図２９におけるネットワークに対応するキ
ューイングモデルを図３０に示す。図３０においてλ１
３ｄはλ１３のうちの直接送られる部分を示し、λ１３
ａは代替ルートで送りうる部分を示す。ノード２９０１
の２９０３へのトラフィックの全到着速度はλ１３＝λ
１３ｄ＋λ１３ａである。出生（到着）−死滅（出発）
プロセスモデルを用いて、３トラフィッククラスにより
受けられるエンドツウエンドブロッキングの正確な式を
誘導した。

【００９３】本解析では、次の理由からｎ１２、ｎ１３
、およびｎ２３に対し１００のバッファサイズを仮定し
た。それは０．９の与えられたロードにおいて、約１０
−６のセル・ブロッキング確率を与えるからである。拒
否しきい値に７０と受入れしきい値に５０を選択した。このことはバッファｎ１３の占有が７０を超えたとする
場合は常にλ１３ａストリームからのセルはバッファｎ
１２に代替ルートで送られる。

【００９４】バッファｎ１２はその占有が５０未満の場
合のみ代替ルートで送られたλ１３ａセルを受け入れる
。同様に、代替ルートで送られたλ１３ａセルはバッフ
ァｎ２３における占有が５０未満の場合のみノード２９
０３への伝送のためバッファｎ２３により受け入れられ
る。受け入れられないセルはすべて失われる。この単純
モデルではメッセージの再伝送を考慮しなかった。λ１
２とλ１３のために与えられたロードを０．８一定に保
ち、λ１３のために与えられたロードを０．５から２．
０まで変えた。

【００９５】１から３へのトラフィックの２５％が代替
ルーティングに当てられた。図３１は代替ルーティング
を有するまたは有しない、これら各種ロードで、ノード
２９０１から２９０３へのトラフィックにより受けられ
たエンドツウエンドブロッキングを示す。カーブ３１０
１は代替ルーティングを有さないブロッキング確率を示
し、カーブ３１０２は代替ルーティングを有するブロッ
キングかくりつを示す。図３１から代替ルーティングの
場合にエンドツウエンドブロッキングの大きい改良があ
ることが分かる。

【００９６】図３１は、本発明では有益に与えられるよ
うに、ふくそうの拡がりを回避するのにパケットをマー
クしない他の代替ルーティングでは起こるのが通常であ
るブロッキングの急増を示していない。図３２は図３１
のスケールをし直した図である。これは与えられたロー
ドが０．８から１．２の範囲の場合ノード２９０１から
２９０３へのトラフィックにより経験されたエンドツウ
エンドブロッキングを示す。

【００９７】ここで再度カーブ３２０１は代替ルーティ
ングの無い場合のブロッキング確率を示し、カーブ３２
０２は代替ルーティングの有する場合のブロッキング確
率を示す。明らかに図３２は実用的に重要な与えられた
ロード範囲にわたり、ノード２９０１から２９０３への
トラフィックに対しエンドツウエンドブロッキングの画
期的改善を示す。

【００９８】直接送られたトラフィックに優先順位が与
えられる（バッファ占有が５０未満の場合のみ代替ルー
トで送られたトラフィックが受け入れられる）ので、ノ
ード２９０１から２９０２へのおよびノード２９０２か
ら２９０３へのトラフィックは、ノード２９０１から２
９０３へのトラフィックのため与えられたロードが２．
０である場合さえも大きい性能劣化を受けない。ノード
２９０１から２９０２へのおよびノード２９０２から２
９０３へのトラフィックに対するエンドツウエンドブロ
ッキングは事実上ゼロのままである。

【００９９】以上をまとめると、本発明によるふくそう
制御スキームは次の性質を有する。（ａ）ループ・フリ
ーダムの保証、（ｂ）測定に反応してダイナミックにパ
スを変える、（ｃ）ローカルな測定のみ必要、（ｄ）ふ
くそうの拡がりは無い、および（ｅ）軽度にロードされ
たリンクでトラフィックを送る。

【０１００】実際に、本発明ではバッファオーバフロー
に通常基因するパケットロスが節減され、再伝送問題が
軽減されるため、コネクションレスネットワークにおい
て有効に可能な限り多くのトラフィックが送られる。ネ
ットワークノード間で追加の信号メッセージが交換され
る必要はない。以上の発明は、本発明の一実施例に関す
るもので、この技術分野の当業者であれば、本発明の種
々の変形例が考え得るが、それらはいずれも本発明の技
術的範囲に包含される。

【０１０１】

【発明の効果】以上述べたごとく本発明により、有効に
ふくそうは軽減され、代替パスでのふくそうの拡がりも
回避され、ノード間にメッセージ信号の交換の必要はな
く、エンドツウエンド・セル・ブロッキングは改善され
る。

【図面の簡単な説明】

【図１】ノード７つを有するネットワーク例の相互接続
を示す図である。

【図２】順１のネットワークのノードの１つにより形成
される“エクスクルージョナリツリー”を示す図である
。

【図３】図１のネットワークのノードの１つにより形成
される“エクスクルージョナリツリー”を示す図である
。

【図４】図１のネットワークのノードの１つにより形成
される“エクスクルージョナリツリー”を示す図である
。

【図５】図１のネットワークのノードの１つにより受け
入れられた“エクスクルージョナリツリー”を示す図で
ある。

【図６】図１のネットワークのノードの１つにより受け
入れられた“エクスクルージョナリツリー”を示す図で
ある。

【図７】図１のネットワークのノードの１ｚｉ９ｌ受け
入れられた“エクスクルージョナリツリー”を示す図で
ある。

【図８】根ノードから降順する各連続のノードが同じ垂
直レベルに置かれるように書き直しされた図５の“エク
スクルージョナリツリー”を示す図である。

【図９】根ノードから降順する各連続のノードが同じ垂
直レベルに置かれるように書き直しされた図６の“エク
スクルージョナリツリー”を示す図である。

【図１０】根ノードから降順する各連続のノードが同じ
垂直レベルに置かれるように書き直しされた図７の“エ
クスクルージョナリツリー”を示す図である。

【図１１】図８ないし図１０の“エクスクルージョナリ
ツリー”がマージされた場合の結果を示す図である。

【図１２】宛先ノードに関するネットワークにおけるノ
ードの層状化を示す図である。

【図１３】図１２におけるノードのいくつかの間のプラ
イマリパスおよび代替パスを示す図である。

【図１４】１対のノードの間の望ましくない単一リンク
ルーピングを示す図である。

【図１５】１対のノードの間の望ましくない単一リンク
ルーピングを示す図である。

【図１６】ノード３つは第１のレイヤにあり、４番目の
ノードは第２のレイヤにあるノード４つのネットワーク
に適用された本代替ルーティング法の１例を示す図であ
る。

【図１７】図１６において４番目のノードが３つの“等
価な”ノードにより置き換えられ書き直された図である
。

【図１８】第１のノードｉと第２のノードｊとの間の代
替とプライマリのルーティングパスを示す図である。

【図１９】図１７の第１のレイヤの３つのノードの間の
代替ルーティングで所望せぬルーピングとなるものを示
す図である。

【図２０】ネットワークにおける複数のノードであって
、ｋレイヤにおけるこのようなノードの構成を示す図で
ある。

【図２１】本発明による代替ルートを形成する全プロセ
スを示すフローチャートである。

【図２２】図２１の層状化ステップ２１０３の実施プロ
セスを示すフローチャート（２部で）である。

【図２３】図２１の層状化ステップ２１０３の実施プロ
セスを示すフローチャート（２部で）である。

【図２４】本発明による代替ルートを形成するプロセス
をさらに詳しく示すフローチャート（２部で）である。

【図２５】本発明による代替ルートを形成するプロセス
をさらに詳しく示すフローチャート（２部で）である。

【図２６】ふくそうの無いルートで送られるパケットに
高い優先順位を与え、ふくそうのために代替ルートを走
行するマークされたパケットがヘビイトラフィックに出
会うと放棄されるプロセスを示すフローチャートである
。

【図２７】図１ないし２０のネットワークにおけるノー
ドに対する代表的機能アーキテクチャを示す図である。

【図２８】図２７のノーダルプロセッサ２７３０の構成
の機能を示す図である。

【図２９】本発明のシミュレーションで用いられる３ノ
ードネットワークモデルを示す図である。

【図３０】図２９のネットワークに対応するキューイン
グモデルを示す図である。

【図３１】与えられたロードの関数として代替ルーティ
ングのある場合と無い場合でブロッキング確立を示すグ
ラフである。

【図３２】図３１のグラフをスケールをやり直して示し
たグラフである・

【符号の説明】

２７０１　　ノード２７１０　　（受入）リンク２７１１　　（受入）リンク２７１２　　（受入）リンク２７１５　　（入力）バッファ２７１６　　（入力）バッファ２７１７　　（入力）バッファ２７２０　　（送出）リンク２７２１　　（送出）リンク２７２２　　（送出）リンク２７２５　　（出力）バッファ２７２７　　（出力）バッファ２７３０　　（ノーダル）プロセッサ２７４０　　（ふくそう）モニタ２７５０　　（ふくそう無し）ルーティングテーブル２
７６０　　（ふくそう有り）ルーティングテーブル２７
７０　　単一リンク・ループ回避

Claims

【特許請求の範囲】

【請求項１】　　相互接続されたノードのネットワーク
において第１のノードから宛先ノードに情報パケットを
伝送する方法において、ａ）前記宛先ノード向けの前記第１のノードにおける情
報パケットにより取られるプライマリルートを含む第１
のルーティングテーブルおよび前記プライマリルートが
ふくそうされている場合情報パケットにより取られる代
替ルートを含む第２のルーティングテーブルを形成する
ステップと、ｂ）前記ネットワークにおいてふくそうをモニタするス
テップと、ｃ）ふくそうの存在下前記代替ルートで前記情報パケッ
トの１部を伝送するステップと、を有し、前記第２のル
ーティングテーブルは、ｄ）前記第１のノードと相互接続された前記ネットワー
クにおける他のノードを決めるステップと、ｅ）前記第
１のノードを含む前記相互接続されたノードの各々を、
前記宛先ノードまでのホップでのそれらの距離に従って
、一連のレイヤに編成するステップと、ｆ）前記第１の
ノードと同じレイヤにおける前記他の相互接続されたノ
ードの各々の間の各可能パスに重みを割り当てるステッ
プと、ｇ）前記同じレイヤにおける前記他の相互接続されたノ
ードの各々と前記宛先ノードに近接する異なるレイヤに
おける接続されたノードとの間の各可能パスに重みを割
り当てるステップと、ｈ）前記第１の割り当てステップ（ｆ）と前記第２の割
り当てステップ（ｇ）の間に得られた重みの対の合計を
最小にすることにより前記代替ルートを選択するステッ
プと、により形成されることを特徴とする情報伝送方法
。
【請求項２】　　前記重み割り当てステップは前記ノー
ドの位置を示す座標情報を用いてノード間距離を計算す
るステップを有することを特徴とする請求項１に記載の
方法。
【請求項３】　　相互接続されたノードのネットワーク
におけるパスを走行する情報支持パケットのフローのふ
くそうを制御する方法において、マルチホップ・プライ
マリ・ルーティングパスを経由して各ノードから宛先ノ
ードにパケットを伝送するステップと、前記ネットワー
クにおいて前記ノードのふくそうをモニタするステップ
と、前記ネットワークにおいてふくそうが見られる場合
、代替マルチホップ・ルーティングパスを経由して前記
ノードのいくつかから前記宛先にパケットを伝送するス
テップと、を有し、前記代替ルーティングパスは、各レ
イヤがある特定の宛先からホップで同じ距離にあるノー
ドを含む複数のレイヤに前記相互接続されたノードをグ
ループ分けするステップと、重み付け因子を前記レイヤ
において相互接続されたノードの間の各パスに割り当て
るステップと、重み付け因子を隣接するレイヤにおいて
相互接続されたノードの間の各パスに割り当てるステッ
プと、前記代替ルーティグパスを前記重み付け因子の組
み合わせの関数として選択するステップと、によって決
定されることを特徴とする情報伝送方法。
【請求項４】　　前記プライマリパスはｋホップを有し
、前記代替パスは少なくともｋ＋１ホップを有すること
を特徴とする請求項３に記載の方法。
【請求項５】　　前記選択するステップは前記割り当て
る両ステップの間に割り当てられた重み付け因子の対の
合計を形成するステップを有することを特徴とする請求
項３に記載の方法。
【請求項６】　　前記割り当てるステップは前記パスを
経由して接続されたノード間の距離の関数として前記重
み付け因子を形成するステップを有することを特徴とす
る請求項３に記載の方法。
【請求項７】　　前記代替ルートはふくそうされたプラ
イマリ・ルーティングパス用のパケットの一部に対して
のみ用いられることを特徴とする請求項３に記載の方法
。
【請求項８】　　前記方法はさらに、代替ルーティング
パスで送られるパケットをマークするステップと、各パ
ケットがマークされたかどうかを調べるために、ルーテ
ィングされる前に各ノードにおいて各パケットを検査す
るステップと、もし前記ノードがふくそうされていない
場合のみマークされたパケットを送るステップと、を有
することを特徴とする請求項７に記載の方法。
【請求項９】　　通信ノードのネットワークを走行する
情報支持パケットに対しループフリー代替マルチホップ
・パスを選択する方法において、前記ネットワークにお
いて各ノードと近接するノードとの間の接続を記述する
情報を前記通信ノードの各々において記憶するステップ
と、接続された各対のノードの間のパスに割り当てられ
た重みを割り当てるための情報を前記通信ノードの各々
において記憶するステップと、相互接続されたノードを
、各レイヤがある潜在的宛先からホップで同じ距離を持
つノードを含むｋレイヤにグループ分けするステップと
、レイヤｋにおける各ノードに対し、ａ）前記ノードと
レイヤｋにおける接続されたノードの第１のセットとの
間のパス、およびｂ）レイヤｋにおける接続されたノー
ドの第１のセットとレイヤｋ−１における接続されたノ
ードの第２のセットとの間のパス、に割り当てられた記
憶された重みの対の合計を計算するステップと、レイヤ
ｋにおける前記ノードから前記潜在的宛先からの代替ル
ートとして、前記対の合計の最小を持つパスを選択する
ステップと、を有することを特徴とする情報伝送方法。
【請求項１０】　　前記第１の記憶するステップは前記
ネットワークの適応最小スパニングツリー表示を形成す
るステップを有することを特徴とする請求項９に記載の
方法。
【請求項１１】　　前記第２の記憶するステップは基準
システムに関して前記ノードの各々の水平ならびに垂直
の位置を示す座標情報を記憶するステップを有すること
を特徴とする請求項９に記載の方法。
【請求項１２】　　複数の相互接続されたノードを有す
るコネクションレスネットワークでふくそうを減少する
方法において、各宛先ノード向けの前記ノードからトラ
フィックの少なくとも１部によって取られるべきプライ
マリルートが前記ネットワークにおける各ノードと連結
するステップと、前記プライマリルートがふくそうされ
ている場合、各宛先ノード向けの前記ノードからトラフ
ィックによって取られるべき代替ルートが前記ネットワ
ークにおける各ノードと連結するステップと、前記ネッ
トワークにおいてふくそうをモニタするステップと、ふ
くそうが検出された場合前記代替ルートでのトラフィッ
クを送るステップと、を有し、前記第１の連結ステップ
は適応最小スパニング・ツリー・ルーティングを用いて
ｋホップルートを形成するステップを有し、および前記
第２の連結ステップは、前記各ノードにおいてローカル
に利用できる連結性情報に基づいて、少なくともｋ＋１
ホップを有するルートを形成するステップを有すること
を特徴とする情報伝送方法。
【請求項１３】　　ホップにおいて発信ノードと宛先ノ
ードとの間の最短パスを選択することにより求められた
プライマリルートでパケットが送られる相互接続された
ノードのネットワークにおいて、前記プライマリルート
がふくそうされている場合に代替ルートを与える方法に
おいて、前記発信ノードと前記宛先ノードの間のノード
を複数のグループに分け、ｋ番目のグループのノードは
ホップにおいて前記宛先ノードからの距離が等しいよう
にグループわけするステップと、グループｋにおけるノ
ードｉとノードｊの間の各パスにｗ（ｉ，ｊ）の重みを
割り当て、グループｋにおけるノードｊとグループｋ−
１におけるノードｊ´の間の各パスにｗ（ｊ，ｊ´）の
重みを割り当てるステップと、前記代替パスをｗ（ｉ，
ｊ）＋ｗ（ｊ，ｊ´）が最小になるように選択するステ
ップを有することを特徴とする情報伝送方法。
【請求項１４】　　前記ノードの間のプライマリルート
がふくそうされている場合、ノードのコネクションレス
ネットワークにおけるトラフィックに対する代替ルート
を求める方法において、各宛先に対し、前記宛先からの
前記ノードの距離の関数として前記ノードをグループわ
けするステップと、前記グループの１つにおけるノード
と同じグループにおける各接続されたノードとの間の各
パスに第１の重み付け因子を割り当て、同じグループに
おける前記接続されたノードの各々と前記グループのそ
の他における他の接続されたノードとの間の各パスに第
２の重み付け因子を割り当てるステップと、前記代替ル
ートを前記第１のルーティング因子と前記第２のルーテ
ィング因子との関数として選択するステップと、を有す
ることを特徴とする情報伝送方法。
【請求項１５】　　相互接続されたノードのネットワー
クにおいてパスを走行する情報支持パケットのフローで
ふくそうを制御するする装置において、ａ）前記ネット
ワーク内においてプライマリ・ルーティングパスとセカ
ンダリ・ルーティングパスでふくそうをモニタする手段
と、ｂ）ふくそうの不存在下、マルチホップ・プライマ
リ・ルーティングパスを経由して各ノードから宛先ノー
ドにパケットを送り、前記プライマリ・ルーティングパ
スにおいてふくそうが見られる場合、代替マルチホップ
・ルーティングパスを経由して前記ノードのいくつかか
ら前記宛先にパケットをルーティングする手段と、を有
し、前記ルーティング手段は、前記相互接続されたノー
ドを各レイヤが特定の宛先からホップで同じ距離にある
ノードを含む複数のレイヤにグループわけする手段と、
前記レイヤにおいて相互接続されたノードの間の各パス
に重み付け因子を割り当て、隣接するレイヤにおいて相
互接続されたノードの間の各パスに重み付け因子を割り
当てる手段と、前記重み付け因子の組み合わせの関数と
して前記代替ルーティングパスを選択する手段と、を有
することを特徴とする情報伝送装置。
【請求項１６】　　前記プライマリパスはｋホップを有
し、前記代替パスは少なくともｋ＋１ホップを有するこ
とを特徴とする請求項１５に記載の装置。
【請求項１７】　　前記選択する手段は、ａ）同じレイ
ヤにおけるノード間のパスとｂ）隣接するレイヤにおけ
るノード間のパスに対する前記重み付け因子の対の合計
を形成する手段を有することを特徴とする請求項１５に
記載の装置。
【請求項１８】　　前記割り当てる手段は、前記パスを
経由して接続されたノード間の距離の関数として前記重
み付け因子を形成する手段を有することを特徴とする請
求項１５に記載の装置
【請求項１９】　　前記ルーティング手段は、ふくそう
されたプライマリ・ルーティングパス用のパケットの一
部に対してのみ前記代替ルートが用いられるように構成
されることを特徴とする請求項１５に記載の装置。
【請求項２０】　　前記装置は、さらに代替ルーティン
グパスで伝送されるいずれのパケットにもマークを付け
る手段と、各ノードにおいて各パケットをそれが送られ
る前にそれがマークされたかどうかを調べるために検査
する手段と、前記ノードがふくそうされていない場合の
みマークされたパケットを送る手段と、を有することを
特徴とする請求項１９に記載の装置。
【請求項２１】　　通信ノードのネットワークを走行す
る情報支持パケットに対しループフリー代替マルチホッ
プ・パスを選択する装置において、前記通信ノードの各
々において（ａ）前記ネットワークの各ノードと近接す
るノードとの間の接続を記述する情報ならびに（ｂ）ノ
ードの各接続された対の間のパスに重みを割り当てるた
めの情報を記憶する手段と、相互接続されたノードを各
レイヤが潜在的宛先からホップで等距離を持つノードを
含むｋレイヤにグループわけする手段と、レイヤｋにお
ける各ノードに対し、ａ）レイヤｋにおける接続された
ノードの第１のセットと前記ノードとの間のパスならび
にｂ）レイヤｋにおける接続されたノードの前記第１の
セットとレイヤｋ−１における接続されたノードの第２
のセットとの間のパスに割り当てられた記憶された重み
の対の合計を計算する手段と、レイヤｋにおける前記ノ
ードから前記ポテンシャル宛先への代替ルートとして、
前記対の合計の最小を持つパスを選択する手段と、を有
することを特徴とする情報伝送装置。
【請求項２２】　　複数の相互接続されたノードを有す
るコネクションレスネットワークにおいてふくそうを減
少する装置において、前記ネットワークにおける各ノー
ドとａ）各宛先ノード向けの前記ノードからトラフィッ
クの少なくとも１部により取られたプライマリルート、
ならびにｂ）前記プライマリルートがふくそうされてい
る場合各宛先ノード向けの前記ノードからトラフィック
により取られた代替ルートとを連結する手段と、前記ネ
ットワークにおいてふくそうをモニタする手段と、ふく
そうが検出された場合に前記代替ルートでトラフィック
をルーティングする手段と、を有し、前記連結する手段
は、ａ）適応最小スパンニング・ツリー・ルーティング
を用いてｋホップ・ルートを形成する手段、ならびにｂ
）前記各ノードでローカルに利用できる連続性情報に基
づき少なくともｋ＋１ホップを持つルートを形成する手
段、を有することを特徴とする情報伝送装置。
【請求項２３】　　ホップにおいて、発信ノードと宛先
ノードとの間の最短パスを選択することにより求められ
たプライマリルートでパケットが伝送される相互接続さ
れたノードのネットワークにおいて、プライマリルート
がふくそうされている場合、代替ルートを与える装置に
おいて、前記発信ノードと前記宛先ノードとの間のノー
ドを、ｋ番目のグループのノードがホップで前記宛先ノ
ードから等距離にあるように複数のグループにわける手
段と、グループｋにおけるノードｉとノードｊとの間の
各パスに重み、ｗ（ｉ，ｊ）を割り当て、グループｋに
おけるノードｊとグループｋ−１におけるノードｊ´と
の間の各パスに重み、ｗ（ｊ，ｊ´）を割り当てる手段
と、前記代替パスをｗ（ｉ，ｊ）＋ｗ（ｊ，ｊ´）が最
小となるように選択する手段と、を有することを特徴と
する情報伝送装置。
【請求項２４】　　前記ノード間のプライマリルートが
ふくそうされている場合、ノードのコネクションレスネ
ットワークにおけるトラフィックに対し代替ルートを決
定する装置において、各宛先に対し、前記宛先からの前
記ノードの距離の関数として前記ノードをグループわけ
する手段と、前記グループの１つにおけるノードと同じ
グループにおける各接続されたノードとの間の各パスに
第１の重み付け因子を割り当て、同じグループにおける
前記接続されたノードの各々と前記グループのその他に
おける他の接続されたノードとの間の各パスに第２の重
み付け因子を割り当てる手段と、前記第１の重み付け因
子と前記第２の重み付け因子との関数として前記代替ル
ートを選択する手段と、を有することを特徴とする情報
伝送装置。