JPH04502239A - ネットワークトラヒックの最適経路付法 - 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】 ネットワークトラヒックの最適経路付性発明の技術分野 この発明は電気通信システムのような複雑なネットワーク中にトラヒック経路を 作る方法に関する。より詳細には、状態依存性の、蓄積プログラム制御環境中に あるトラヒックに適応する経路を作る方法論である。

発明の背景 典型的な通信ネットワークに要求される基本的機能は、そのネットワークを通る １サービス要求を経路付け、次にその選択した経路に従い発信地と受信地間の接 続を確立することである。

電話用語で言えば、こうした作業は電話をかける側が呼び出される側に電話回線 を接続する、と説明される。すなわち電話回線は経路が指定されてネットワーク を通る１通路上に確立されるわけである。次に、１つの経路は、サーバーまたは トランク（ｃＰ継線）で構成される１または２以上のリンクまたはトランク群に よって相互に接続されたｌまたは２以上の中間点すなわちノードで構成されてい る。このようなネットワークの例としては、内的ローカルアクセス伝送エリア電 話ネットワークと間約ローカルアクセス伝送エリア（遠距離）電話ネットワーク とがある。

例えば呼びのトラヒックが、意図的または無意図的にブロックされることが時々 生ずる。無意図的ブロックは、全トランク群甲に少なくとも１つはフリーなトラ ンクのある経路がそのネットワーク中に一つも見付からないときに生ずる。意図 的なブロックは、たとえ利用可能な経路が見付かっても、将来的な回線の接続を 防止するためブロックされるものである。意図的ブロックは利用可能な経路が全 部、２またはそれ以上のトランク群を通るときに初めて明らかになるもので、現 時点でのもう一回の回線接続が近い将来の複数の回線接続をブロックすることに 結果するという蓋然性が高い場合に行われる。

トラヒックの経路付けは時間的に不変な階層的体系から時間−に依存性の無階層 的体系へと発展している。初期の体系に於いては、ノードを階層的に経路作りす る経路付設計が採用された。

電話環境に於いては、ノードは交換機を随伴しているので、これらノードは交換 局としても考えられる。最高位の局は、地域局（ＲＣ）から区域局（ＳＣ）、甲 心局（ＰＣ）、集中局（ＴＯ）のランク順に続けられた。各地域局は１または２ 以上の区域局ホーミングをその上に持ち、各甲心局は１地域局または１区域局上 にホーミングし、その上に１まｔ；は２以上の集由局ホーミングを持っている。

この設計によれば、どの局も同一地域内にある上位の別局上にホーミングするが 、下位の局にはホーミングしない。このようなネットワークを介しての時間不変 的、階層的経路付けはプログレッシブ経路付法（ＰＲ）によって行われる。

このプログレッシブ経路付法につき簡単に説明すると共に、その他の従来体系に つき簡単に説明するため、単純化した階層ネットワークを考えてみる。この図解 的ネットワークに於いては、第１中心局ＣＰＣＩ）と第２中心局（ＰＣ２）は直 接つながれている。

同様に第１集出局（ＴＣＩ）は第２集中局（ＴＯ２）につながれている。

さらに第１集由局ＴＣＩは第１中心局ＰＣＩ上にホーミングし、第２集口局ＴＣ ２は第２中心局ＰＣ２上にホーミングする。第１集山局ＴＣ１はまた第２中心局 ＰＣ２に直接のトランク群によって接続されており、また同様に第２集巾局ＴＣ ２は第１中心局ＰＣＩに直接のトランク群によってＳ＊されている。様々な局を 相互接続するトランク群（Ｔに）は、第１トランク群丁Ｇ１が第１集中局ＴＣＩ と第２集中局ＴＣ２を結合し、第２トランク群ＴＧ２は第１集中局ＴＣＩと第２ 中心局ＰＣ２を結合し、第３トランク群ＴＧ３は第２集中局ＴＣ２と第２中心局 ＰＣ２を結合し、第４トランク群ＴＧ４は第１集中局ＴＣＩと第１中心局Ｐｃｔ を結合し、第５トランク群ＴＧ５は第２集中局ＴＣ２と第１中心局ＰＣＩを結合 し、第６トランク群ＴＧ６は第１中心局ＰＣＩと第２９心局ＰＣ２を結合してい る。ここに考察の電話回線は第１集中局ＴＣＩから第２実口局ＴＣ２へ経路付さ れる。

＠１１０局ＴＣＩと第２４Ａ口局ＴＣＺ間には次の４つの経路があり得る。即ち 、第１経路（Ｒ１）は第１トランク群ＴＧＩから成るものであり、第２経路Ｒ２ は第２トランク群ＴＧ２と第３トランク群ＴＧ３を有するものであり、第３経路 Ｒ３は第４トランク群ＴＧ４と第５トランク群ＴＧ５を有し、第４経路Ｒ４は第 ４トランク群ＴＧ４と第６トランク群ＴＧ６と第３トランク群丁Ｇ３を有する。

このプログレッシブ経路付例では、考察されている第１経路は、階層的ランキン グによって要求されているように、ｔａ１経路Ｒ１である。もし第１トランク群 ＴＧＩが空いている状態なら、電話回線は第１トランク群ＴＧＩ上に確立される 。しかしもし第１トランク群ＴＧＩが塞っているなら、＠２経路Ｒ２が次に考え られる。もし第２トランク群ＴＧ２が空いているなら、第２経路Ｒ２中の次の接 続である第３トランク群丁Ｇ３が塞っているかどうかに関係なく、経路付制御は 第１集中局丁Ｃ１から第２中心局ＰＣ２へとパスされる。もし第３トランク群丁 Ｇ３が塞っているなら、電話をかけた者に塞った経路を知らせるネットワーク混 雑信号が送られる。プログレッシブ経路付法ではもし第２経路Ｒ２のｗｃ２トラ ンク群ＴＧ２が空いているなら、＠３経路Ｒ３または＠４経路Ｒ４は決して試さ れない。

この例に於いて、もし第２経路Ｒ２中の各トランク群の状態が第１集口局ＴＣＩ に知らされているなら、その電話回線を第３経路Ｒ３に経路付けることは可能で あったろう。プログレッシブ経路付法では発信地と受信地との間の経路は全体的 に考慮されず、地域的なステップごとの処理がされる。地域的に考慮することは ある程度、ノードに課せられた通信上および信号上の規制ｊｌ　ｉｍｊｔａｔｊ ｏｎｓ；によって指示されてさた。

蓄積プログラム制御（ＳＰＣ）と、いわゆる共通チャネル信号（ＣＣ５）方式が 現在では利用できるので、今日では異局間の通信が階層に左右されずに行われ得 る。蓄積プログラム制御（ＳＰＣ）や共通チャネル信号（ＣＣＳ）の特性を有効 に利用したこのような経路付方式は、１９８２年８月１７日発行の米国特許第４ ３４５１１６号に開示されている。動的非階層経路付（ＤＮＨＲ）体系と記載さ れたここに引例の技術は、時間依存性の非階層的技術の１例である。

この引例中に開示されているように、この方法論はソースノード即ち交換点と、 ターミネーティングノード即ち交換点間の経路の＠序を創出制御するもので、各 経路の選択はいかなるネッしワーク階層にも無関係に行われる。しかし各経路は 予め定められた時間間隔内にあるトラヒック要求に応答して創出されるもので、 サービスの制約程度に左右される。即ち、選択された順序は時間的に左右され、 特定の時間間隔内のその使用はサービスの程度に適合するように供給されるべき ネットワークのコストをできるだけ節減するべく選択される。上側に於ける表現 に従えば、最初の時間的段階に於ける第１集中局ＴＣＩと第２中心局ＰＣ２間の 経路順序は（ＴＧｉ十τＧ３　；　ＴＧ２　；　ＴＧ４＋　ＴＧ６）であろう。

一方別の時間的段階では順序は（ＴＧ４　＋　ＴＧ６　；　ＴＧＩ　＋　ＴＧ３ ）であろう。例えば最初の時間的段階に於いて第１集中局ＴＣＩから第２命心局 ＰＣ２へ電話回線をつなぐことが必要な場合には、この段階に於けるソース（第 １集中局ＴＣＩ）と受信地（第２中心局ＰＣ２）のノードに関連付けられｔ；順 序にアクセスされ第１集中局ＴＣＩにより順次処理される。このようにして第１ トランク群ＴＧＩと第３トランク群ＴＧ３から構成される経路がまづ選択され、 次に第１集口局ＴＣＩが共通チャネル信号（ＣＣ５）ネットワークを介して、９ 間にあるノード第２集由局丁Ｃ２で終了する関与の第３トランク群ＴＧ３のブロ ック情況に関し第２集中局ＴＣ２ノードから情報を要求する。もし第１トランク 群丁６１は空いているが第３トランク群ＴＧ３が塞っているときは、その順序中 の次の経路、即ち第２トランク群ＴＧ２が選択されるように、いわゆるクランク バック信号がソースノード第１集中局ＴＣＩに発信される。もし第２−ランクｐ ＴＧ２が塞っていないなら、その電話回線はそのまま経路付される。その結果に つきプログレッシブ経路付体系に対比して考察されるべきである。即ちもしプロ グレッシブ経路付法が′、′！題の経路順序で月いられｔ；なら、その電話回線 は塞ってしまったであろう。

広義には、一対のノード間の経路順序を創出する上記技術は経路付決定が日ある いは週という時間態位で行われるという点で動的である。しかしこの技術は本当 の所、状態依存性ではない。状態依存経路付体系は、電話回線を塞ぐことを最小 限にしようとするもので、回線が接続されるたびに単に呼び出し時間だけでなく 、嘩々なトランク群中の塞っているが遊んでいるトランクの数にも依存させて、 複雑な経路付決定をさせるものである。

かかる状態依存性の動的、非階層的経路性（ＳＤＤ）体系は、Ｗ、Ｈ。

Ｃａｍｅｒｏｎ、　Ｊ、　Ｒｅｇｎｉｅｒ、　Ｐ、　Ｇａ１ｌｏｙならびにＡ、 Ｍ、　５ａｖｏｉｅの著作に係る　１９８３竺６月のＰｒｏｃｅｅｄｉｎｇｓ　 ｏｆ　ｔｈｅ　Ｔｅｎｔｈ　ＩｎｔｅｒｎａｔｉｏｎａｌＴｅｌｅｔｒａｆｆｉ ｃ　Ｃｏｎｇｒｅｓｓという書物に発表されたｒＤｙｎａｍｉｃ　Ｒｏｕｔｉｎ ｇ　Ｆｏｒ　！ｒ＋ｔｅｒｃｉｔｙ　Ｔｅ１ｅｐｈｏｎｅ　ＮｅｔｗｏｒｋｓＪ と題する論文に開示されている。この基本的な非階層的経路性（ＳＤＤ）技術の 外延については、Ｒ，Ｔ（ｕｂｅｒｍａｎ、　Ｓ、Ｈｕｒｔｕｂｉｓｅ、　Ａ、 ＬｅＮｉｒならびにＴ、Ｄｒｖｉｅｇａの著作に係る１９８５年９月のＰｒｏｃ ｅｅｄｉｎｇｓ　ｏｆ　ｔｈｅ　Ｔｅｎｔｈ　Ｉｎｔｅｒｎａｔｉｏｎａｌ　Ｔ ｅ１ｅｔｒａｆｆｉｃ　Ｃｏｎｇｒｅｓｓに発表されたｒＭｕｌｔｉｈｏｕｒ　 Ｄｉｍｅｎｓｉｏｎｉｎｇ　Ｆｏｒ　Ａ　Ｄｙｎａｍｉｃａｌｌｙ　Ｒｏｕｔｅ ｄ　Ｎｅｔｗｏｒｋｊと題する別の論文に開示されている。さらに別の非階層的 経路性（ＳＤＤ）体系の例は、Ｇ、Ｒ，Ａｓｈの著作に係る、やはり１９８５年 ９月のＰｒｏｃｅｅｄｉｎｇｓｏｆ　ｔｈｅ　Ｔｅｎｔｈ　Ｉｎｔｅｒｎａｔｉ ｏｎａｌ　Ｔｅ１ｅｔｒａｆｆｉｃ　Ｃｏｎｇｒｅｓｓに発表されｆ二ｒＵｓｅ 　Ｏｒ　Ａ　Ｔｒｕｎｋ　５ｔａｔｕｓ　Ｍａｐ　Ｆｏｒ　Ｒｅａｌ−Ｔｉｍｅ 　ＤＮＨＲｊと題する論文に開示されている。

非階層的経路性（ＳＤＤ）技術を状態非依存性の動的非階層経路付（ＤＮＦＩＲ ）ネットワークと対比してみると、上記の例は非階層的経路性（ＳＤＤ）の文脈 −で考察されている。最初の時間段階に於いて（τＧｌ↓ＴＧ３；ＴＧ２；ＴＧ ４＋ＴＧ６）の順序が創出されたことを思い起こされたい。今度は順序付けられ ている順に経路を選択するのではなく、組から選択され得る経路こそ呼びのあっ た時に空いているトランクの最大数を含むものなのである。例えば、もし第２ト ランク群ＴＧ２と第３トランク群ＴＧ３が共に、同時に、最小数の空いているト ランクを持っているとすれば、選択される経路は第４トランク群丁Ｇ４と第６ト ランク群ＴＧ６となる。この基本的技術のその他の変形例も可能である。しかし 非階層的経路性（ＳＤＤ）だけが必須的に呼びのあった時に於けるネットワーク の過去および現在の状態を明示するのである。

上記した技術は全て、広大な状態空間を有する非常に複雑な最適制御問題に対し 御しやすい解答を代表するものである。そこでの各解答はネットワークについて の一定の情報および一定の近似値に基づくものであって、したがって最適解答か らは離れたものである。解答がプログレッシブ経路付法（ＰＲ）から動的非場層 経路付法（ＤＮ）ＩＲ）へ、さらに非階層的経路付法（ＳＤＤ）へと進むに従っ て、より多量のネットワーク情報が使用されている。

しかしどの経路付解答も過去および現在の状態を与えたネット電話回線経路性の 将来的効果が明らかに考慮された最初の経路付体系は状態依存性の「可分割」経 路付技術である。この技術は１９８７年！１月３ヨにＴ、Ｊ、Ｏｔｔと私に付与 された米国特許第４７０４７２４号の対象となっている。その特許中に開示され ているように、３画線が既に進行６のときに（ｊ＋１）番目の回線をトランク群 に追加するという「コスト」は各トランク群につき閂定される。ここにコストと は、そのトランク群に申し出られる将来的な呼びをブロッキングすることになっ ても現時点での呼びを受け入れるてちよいという蓋然性の測定値である。マルチ リンク経路のコスζは、そのような経路のあるトランク群のコストの総計である 。１つの呼びが到達したら、各潜在的経路のコストが現時点のネットワーク状態 のために計算され、その呼びは最小コスト経路で送信される。そしてコストが現 時点での呼びを塞ぐコストを超過するものなら拒絶される。

わが特許口に開示された可分割経路付技術の変形例は、御しやすい解答を促進す るように、その数学モデル中に数個の近似法を作っている。特にこの技術は、マ ルコフ決定過程論にある「ポリシー反復ｊとして知られる手順を用いるものであ る。この名前は次の手続から連想されるものである。即ち（１）ネットワーク命 でどの異なる経路を選択するかに関するコストを判定することができる「ノミナ ルな」経路付施策（ポリシー）で開始し、（２）このノミナルなコストを各到達 した回線経路を実際に選択するための指針にし、それによってノミナルな施策に 適用された「ポリシー反復」の結果たる新しい経絡付施策すなわち新しいポリシ ーを作り出す、というものである。わが特許に開示された可分割経路付の変形例 は、−経路上で塞がれた呼びが呼損［ａｌｏｓｔ　ｃａｌｌ：として処理される ノミナルな施策から派生したものである。かかる視点は優れた電話経絡付能力を 蝿供した。

上記特許に開示された可分割経路付の変形例に於いて上記コストは、グローバル ベースのネットワークにある全てのトラヒック要求を予め認識することを要求す る大きな非線形プログラムというオフライン解答から決定される。このような情 報は予想的性質のものであるから、その解答は予想上の過誤に左右され得る。わ が可分割経路付技術はネットワークの負荷変化に対するかなりな程度の頑強さを 持っているが、先行する負荷情報に依存する必要を除去し、その代わりにそのネ ットワーク山の通常のトラヒック測定口に集められるデータに依存する方が有益 であろう。

発明の要約 上記の、あるいはその他の技術に見られる制約や欠点は、本発明のネットワーク 構成によって決定されるネットワークを通るトラヒック経路の選択制御法ならび に該ネット７−りを形成する個々のリンク上のトラヒック要求によって解消され る。ネットワークの各リンクは、そのコスト成分を最新にするため、各リンクに つぎ規則的間隔で得られた標準トラピック測定値データを使用する。こうして可 分割経路付に関する先行特許の感覚で言えばネットワーク経路付設計は可分割と 考えられるであろうが、計算に用いられる実際のデータは先行するグローバルな 知識を要求する非線形問題の解答から派生するというよりも、むしろ地域的トラ ヒック測定値から発生するものである。このようにして、経路付設計は、経路性 が負荷パターンに於いてシフｋに対しより良く反応することを可能にする不ａ！ 寅な正確さに関する先行の負荷見積に依存することから解放されるのである。

詳細な説明 図面に示す賽施例についての説明に当たり、図１に示す具体的ネットワークに関 して本発明の原理を述べる。このネットワークは実際のものに比し複雑ではない が、このような小規模のネ・−／トフークは一般性を失うことなく簡潔な記述を 可能にするものである。

叉ｌに於いてネットワーク１００は、６東のりンク２０１〜２０６に接続された ４個のノード１０ｉ〜ｌ　Ｏ４（Ｎｌ−Ｎ４）で構成されている。このネットワ ークに於いて各ノードは、リンクを介して他のノードに相互に接続されていると 見なされる。

しかしあるリンクは、例えばリンク２０２（点線で示す）のように、実際には取 り付けられていなくてもよい。一般にＮ個のノーｑのネットワークは（ＮＸＮ− １）／２本のリンクで接続されている。こうしたノートリンク構成のほかに、チ ャネル１５１〜１５４によってネットワークプロセッサ１５０がノード１０１〜 １０４に各々つながれている。しばしばチャネル１５ｉ−１５４は専属的な高速 データラインによって実現される。

通信技術に於いては各ノー！′１０１．１０２．１０３又は１０４は、１９７７ 乞９月のＴｈｅ　Ｂｅ１ｌ　Ｓｙｓｔｅｍ　Ｔｅｃｈｎｉｃａｌ　Ｊｏｕｒｎａ ｌ、第５６巻、第７号の刊行物、第１０！５−１３３６頁に掲載されたＮＯ，４ ＥＳＳのような電子記憶プログラム制御局を成す制御スイッチングポイントとし て実現することもできる。ネットワークプロセッサ１５０とチャネル１５１−１ ５４の部分は、１９７８年２月のＴｈｅ　Ｂｅ１Ｉ　Ｓｙｓｔｅｍ　Ｔｅｃｈｎ ｉｃａｌ　Ｊｏｕｒｎａｌ、第５７巻、第２号の刊行物、第２２１−４４７頁に 掲載された共通チャネル局内送信システムｒａ　Ｃｏｍｍｏｎ　Ｃｈａｎｎｅｌ 　ＩｎｔｅｒＯｆｆｉｃｅ　Ｓｉｇｎａｌｉｎ（ｓｙｓｔｅｍ３によって構成さ れている。したがって上に引例のものは、制御スイッチングポイントおよびこれ らポイント間の送信技術の詳細な理解のために参照されたい。こうした配列は公 用となっているものであり、次に述べるように、本発明の原理を実施化するに当 たってはかかる配列は修正されてもよいものである。

さらに電話通信技術に於いては、ノードとかリンク、サーバー（１＊のりンクは 複数のサーバーから成る）といった一定の一般名辞は異なる概念で用いられる。

即ちノードとはスイッチングポイントのことであり、リンクとはトランク群のこ とであり、サーバーとはトランクのことである。電話通信技術関連事項について 論じられるときは、これらの術語が用いられることもある。

本発明の経路付法につき簡潔に述べるため記号式を用いることにする。この経路 付法は、こうして図１に示す記号式およびパラメータに結び付けて説明される。

ここに考察のネットワークはＮ個のノーげとＫ　−（ＮＸＮ　−１）／２木のリ ンクを有する。

各りンクｋ（ただしに−１〜Ｋ）はＳｋ本のサーバーで構成される。ただしＳｋ ≧０゜占有係数Δ（ｋ、ｊ）は、Ｎ、に、５ｋ（ｋ−１〜Ｋ）、−日のうちの時 刻、週のうちの日、およびトラヒック測定、に基づき計算される。ただし １≦に≦に、Ｏ≦ｊ≦Ｓｙ。

０≦Δ（ｋ、Ｄ≦１．　Δ（ｋ、ｓＯ−１これらの係数は次の内容である。即ち 、各Δ（ｋ、ｊ）は、将来の呼びをブロッキングするという点で、リンクに内の 使用出のサーバー数をｊからｊ　％　ｌへと増加させる「コストｊである。これ ら係数の計算手順については後述するが、本発明の経路付法は我々の米国特許第 ４．７０４，７２４号に記載された可分割経路付体系とは、経路付係数の利用法 ではなく経路付係数の獲得法に於いて異なっていることに注意されたい。

叉工に於いてＮ−４、Ｋ〜６である。リンク］はノード１０１と１０２とを接続 し符号２０１で表されている。リンク１はまた、トランク群１　（ＴＧＩ）とも 表される。上記の通りｓｌ−２である。ノード１０！と１０３とを接続するりン ク２はＳニー０なので、寅際には呼びを経路付けるのに利用されない。残りのリ ンクについてもｑ％−に説明される。

ネットワーク１００のリンクとサーバーの全情報につき表１の第１欄および第２ 欄にまとめて示す。

表　Ｔ リンク　大きさ　状態　係数 １　２　０　０．２７８ １　０．４８５ ２　ｉ、ｏｏｏ ３、　３　０　０．２４ｉ １　０．３５０ ２　０．５５９ ３　１．０００ ４　３　０　０．２４４ ５　４　０　０．１２８ ６　２　０　０．２２６ ＞　０．４２９ ２　１．０００ さらに次の欄は、各リンクの様々な状態ｊ（ただしｊ−０〜Ｓｋ）について示し 、最終欄は、各リンクおよび各状態に対応する係数△（ｋ、ｊ）を挙げている。

この千碩はまた各一対のノード間の１組の経路が利用できることを要求している 。普通、これらの経路は予めだめられた間隔で創出され、更新されるまで記憶さ れている。創出は通常、不ントワークプロセッサ１５０によってオフラインに行 われる。

例えばネットワーク１００山の１東または２東のリンク長さの経路が考慮される 。次に例えばノード１０１と１０２は２Ｘの相互に接続可能な経路、即ちリンク ２０１　（ＴＧＩ）、およびリンク２０３と２０５　（ＴＧ３．７Ｇ５）とのカ スケードとを持つ。Ｓｌとして示されるノード！０１、！０２間の１組の経路は エレメント（Ｒ１１＋Ｒ１２１を有する。ただしＲ＋　＋　＝　ＴＧＩ、Ｒ＋　 ２　”　ＴＧ３　＋　ＴＧ５であって、直列を指定する↓演算子を有する。一般 にＳ　＝　（Ｒ＠−，ｍ　−１〜Ｍ）、ただしＭはＳｋと関連するノード対間の １束または２束のリンクの経路数である。ネットワーク１００の１＊または２束 のリンク経路を表■にまとめて示す。（ただしＲ（ｋ、ｍ）はＲｏに等しい） 表　■ 経路　ＴＧ！　ＴＧ２　ＴＧ３　ＴＧ４　ＴＧ５　ＴＧ６例えばノードＩからノ ードＪまでの経路付を要求する呼びがネットワークに生じると、そのノード対を 連携する組にアクセスされる（ここにＴ−Ｎ！、Ｎ２．Ｎ３．またはＮ４で、Ｊ −マｉ、Ｎ２．Ｎ３．またはＮ４．モしてＩ≠Ｊである）。アクセスされｔ；組 に於ける各経路につき、指定されたＲは次のように計算される。

ただし計算値は経路Ｒ車のにリンク上にあり、ｘ、ｃは呼出−のリンクに内の塞 っているトランク数である。

最終段階では、最小値を示すノードＴ−Ｊ間の経路がより詳細に調べられるため に選択される。その最小値がしきい値より小のときは、その呼びは最小値で連携 する経路上に経路付けられる。そうでないときはブロックされる。

占有値の計算法を明らかにするため、図１のネットワークを゛もう一度月いて説 明するが、ここでも図解的な理由から、許容された多くて２束のリンクの経路付 けには制約がある。この例において呼びはこのネットワーク口に経路付けられる 。このネットワークの状態を表■にまとめて示す。

表■ リンク　塞ったリンク　係数 ｋ　ＸＫ　Δ（ｋ、ｘｔ） １　１　０．４８５ ３　２　０．５５９ ４　２　０．５６１ ５　３　０．５０２ ６　０　０．２２６ 表■の中央のＱ（ｒ塞ったリンク」の欄）に示されるように、リンク６を除き全 リンクは１大のサーバーを除いて全部塞っている。リンク６は空いている。この 瞬間的ネットワーク状態につき表Ｉから適尚な係数が、各リンクにつき表■のｗ ｃ３１ｍ中において反復される。表■に示されたデータおよび表■にまとめられ た経路の組で、各線中の各経路の占有値Ｖ（Ｒ）を計算することができる。例え ばｔａ１組は Ｖ（ＲＩＩ）−△（！、Ｘ　１）−Ａ（１，１）−０，４８５（！　）そして Ｖ（Ｒ＋＊）−Δ（３，Ｎ５）＝へ（５，Ｘｔ）−八（３，２）”　Δ（５，３ ）−！、０６１もう一つ例を挙げれば、ｗｃＳ組口の第２経路は、Ｖ　（Ｒｔｔ ）−Ａ（１，Ｘ　＋）＝　’ｌ（３，Ｘ　ｓ）−Ａ（１，１）”　Ｎ３．２）＝ 　！、０４４表■ 経路　値（Ｖ（Ｒ）） Ｒ（＋、り　０．４８５ Ｒ（１，２）　！　、０６　！ Ｒ（２，り　０．７８５ Ｒ（２，２）　！　、０４６ Ｒ（３，ｉ）　０．５５９ Ｒ（３，２）　０．９８７ Ｒ（４，二’）　０．５６ｉ Ｒ（４，２）　０．７２８ Ｒ（５，り　０．５０２ Ｒ（５，２）　１．０４４ Ｒ（５，３）　Ｏ−７８７ Ｒ（６，ｉ）　０．２２６ Ｒ（６，２）　１．０６３ 人って釆る呼びがＮ１からＮ２へ経路付けられると仮定すると、この呼びに関与 する経路組はＳ　、−（Ｒ１１−Ｒｌｄである。

そこで対応する占有値の組（０，４８５，！、０６ｉ）ができる。

本例に於いて最クー占有値を持つ経路はＲ１１であるが、これが予め選択された しきい値に比較される。このしきい値は一般に正規化されていない５（ｋ、ｊ） 係数につき１．０である。最小占有値、即ち０．４８５は、しきい値よりも小な ので、その呼びはこの最１：ｚ、に占有値に対応する経路とに経路付けられる。

ここで、Ｒ１，−ＴＧＩだから、！ＮからＮ２までの呼びがリンク１即ちＴＧＩ 上に経路付けられる。（ブロッキングを図示すれば、Ｘｌ−２なら、岨は（ｉ、 ＯＯｏ、　１．０６１）で、呼びはブロックされる）用語上の問題として、最小 占有値を有する所与の線動の経路は、その組中に於ける候補経路と呼ばれる。候 補経路の概念に込められているものは、塞か空かの状態に応じて継続的に変更す る経路セということである。経路の組はどちらかというと静的であるのに対し候 補経路は動的である。勿論、経路の組は更新することができるが、これは一般に ネットワーク動静に比しｔＥ、射的に遅いオフラインで行われる。

叉２は所与のネットワークを介してのサービス要求の経路付けを制御するための 上記ステップを図示する７０−ダイヤグラムであろうブロック３００は、ノード 、リンク、サーバーの個数のようなネットワークの機器構成に関する一定の情報 、および１日のうちの時刻、週のうちの日、および過去現在のトラヒックのよう なトラヒック情報を処理利用できることを示す。この機器構成およびトラヒック 情報から、ブロック３１０に示されるように、経路の組が創出される。これらの 組は予め選択された時間￥隔につき有効で週または月巣位で測定される。ブロッ ク３２０は、予め定められた時覧間隔で、△（ｋ　、　ｊ　）係数が設定され測 定されたトラピックに関係付けて計算されることを示す。

サービス要求があると、ブロック３３０の手順がめられる。

サービス要求の開始時に於けるネットワーク状態は、Δ（ｋ、Ｘ、）係数、そし て該当する経路の占有値の評価からめられた候補経路を供給するために採用され る。最後にブロック３４０に記載されているように、最小占有値が予め選択され たしきい値より小であれば、トラヒックがノード対間の候補経絡上に経路付けら れる。もししきい値の方が大であれば、そのサービス要求はブロックされる。

ここまでは、甚大原理を例示するため具体的なネットワークを月いて主として方 法論を概観することに焦点をおいて述べてきた。以下は嘩々なネットワーク要素 閘の地理ステップ割当法に重点を移して説明する。２つの場合が区別される。し かし両者とも全ノードはＳ＊プログラム制御型の装置から構成され、係数へ（ｋ 、ｊ）に対する更新は通常、リアルタイムで、しかし例えば３０分に１度くらい の相対的に頻繁にではない状態で行われることを要求している。より詳細に述べ れば、係数は６保持時間ごとに更新される。「平均コ保持時間は約５分なので、 愚９１！ごとに更新を行うことになる。

ケース１ ケース１においては１＊または２東のリンク長さの経路しか許されていない。そ して全ノードはネットワークプロセ・ンサ経由でメツセージを相互に送信する。

、図１のネットワークを再度用いてこの状態を説明する。各ノード１０１〜１０ ４は、係数Δ（ｋ、ｊ）のテーブルを持っているが、それは所与のノード上で終 結するリンクにのみ有用である。これらの係数はネットワークプロセッサ１５０ によって時々更新され、各々チャネル１５１〜！５４経白でノード１０１〜１０ ４へとダウンロードされる。各ノー）′１０１．１０２．１０３またばＩＱ４は 、各リンクｋがそのノード上で終結するたびにｘいという現在の値を記憶し、し たがってその経路部分に係数Δ（ｋ、Ｘ、）を供給することができる。

呼びが発端ノードに到達したら、例えばそれをノードＩとすると、ノード■は呼 び出されたナンバーを解釈して、目的ノード、例えばノーＩ′Ｊとすると、ノー ドＪが識別できるようにする。ノーＩ′Ｉはノーｌ＃Ｊにネットワークプロセッ サ１５０および対応するチャネル経由でメツセージを送信する。メツセージはノ ー）′Ｉを識別し、その呼びに対してレポートする。ノードＪからの１１Ａａｋ 回答は、ノードＩとＪ［の全経路につき、ノードＪ上で終結するリンクのΔ（ｋ 、Ｘ、）係数を包含するメツセージである。（ノードＩが既に情報を持っている ので、１りンク経路のΔ（ｋ、Ｘ３）は送信される必要はない）上述した所では 、呼びは表■にまとめられたネットワーク状態を与えられたノード１０１からノ ード１０２へ経路付けられた。この場合の方法論を説明すると、ノード１０１は 方程式１．２に表された占有値を評価することが要求されている。リンク２０ｉ および２０３はノー１′１０１から出ているので、ノード１０１は、これらリン ク２０１および２０３に関する利用可能な情報を持っている。計算を完成するｔ ；め、ノード１０１はノードｉ０２で終結するリンク２０５に関する情報を要求 する。

要求メツセージを受けると、ノード１０２は係数Δ（５，Ｘ、）のメツセージに 応答する。すると候補経路が計算され、それに従って決定が下される。

この方法の効果は、呼びごとに単一のメツセージ伝送が行われ、この伝送はただ ネットワークプロセッサ１５０、および発端となりまた終端となっているノード にしか働きかけないということにある。したがってネットワークプロセッサ！５ ０への負荷は節減されることになる。

叉３は、所与の不ツにワーク通るサービス要求の経路付を制御するためケース１ に関して述べｌ；ステップを！示して説明する７０−ダイヤグラムである。ブロ ック４００は、図２のブロック３００と本質的に司−であるが、ノード、リンク およびサーバーの数、ならびにｌＥ８よび週のうちの時刻や、過去現在の（ラヒ ックに賀する一定の情報が、一般的にネットワークプロセッサ１５０でアクセス し処理するために利用可能であることを示す。ブロック４１０は所定間隔で経路 の組を創巴することがネットワークプロでツサ１５０で行われることを示す。ブ ロン、り４２０に示されるように、一定のノードに関係する組は、一般にそれほ ど傾度を多くなく各ノードにダウンロードされる。

ブロック４３０は各ノード内に、Δ（ｋ、ｊ）係数が過去現存のトラヒンクなら びに各リンクにの測定に応答して予め定められた時！の！に計算されることを示 す。ブロック４４０と４５０は、サービス要求を受けたとさのノーＨ工と１間の メツセージ交換ステップを示す。このメツセージ交換の主目的は、ノードＩがそ の記憶しているテーブル内に持っていないΔ（ｋ、ＸＩ）係数をノード上に表す ことにある。表された係数へ（ｋ　、Ｘえ）に基づき、ブロック４６０が示すよ うに、それら経路の占有値が候補経路を作るために評価される。最後に、叉２の ブロック３４０と同喋の機能を基本的に行うブロック４７０が、しきい値にその 候補値を比較し、その比較結果に従ってサービス要求を処理する。

ケース１０基本技術には裏業者によって種々の態様が考えられよう。例えば、ノ ードＩからノードＪへ送られる要求メツセージは、例えば呼び已された側の数字 のようなサービス要求に！する！Ｉｔ％を含ましめることもできる。このように すれば、ノＦＪは出て行く通信通路が接続可能なのかどうかチェックすることか でさる。そしてその図線が接続本能のときは回答メツセージが、そのような追加 的情報を示すこともでき、話し山であることを示す通信前を呼び出している側に ノードＩによって戻すことができる。

また、ノーＦＩがノーＩ′Ｊへ送るメツセージ命のΔ（ｋ、Ｘｋ）係数を明らか にすることはノードＩにとり有益なこともあろう。

そうすればノードＪは必要な評価を行い経路付けの決定をすることができるから だ。そしてこのようにすれば呼出憩儒は、回答メツセージがノーｌ″Ｉに戻った 時にノードＪによって開始することができ、そうすれば呼出準備の遅れを減少す ることができる。

ケース２ この第２のケースでは任意の長さの経路が可能である。Δ（ｋ。

ｘｋ）係数は、ネットワークプロセッサ１５０に送信された被測定リンクデータ に基づき時々（例えば１時間ごとに）更新され、それら係数はネットワークプロ セッサ１５０内に止まる、つまりダウンロードは起こらない。頻繁に、例えば１ ０秒ごとに、ノーＣ１０１〜１０４がネットワークプロセッサ１５０に各ノード で終結するリンク全部の状態を報告する。（実際にはサーバー活動が変化するリ ンクだけが報告されるべき必要がある）ネットワークプロセッサＨ５０は次に、 ノードの各対ごとに、候補経路に到達する経路の組の占有値を計算する。最小占 有値のこれらの経路が記憶され相互接続通路を要求しているノード炉のいずれか がその占有値情報にアクセスする。経路に関係する最／ｌ−占有値がしきい値よ り小である場合にのみ、再び、１経路が選択される。図２の７０−ダイヤグラム はこのケースのステップを表す。基本的には、前記ケースに於けるようなノード に対し何らかの計算法を割り当てるのとは異なり、このケースでは、ネットワー クプロセッサ１５０−で計算が完結してしまう。

この基本技術の変形例もまた当業者により考えられ得る。例えば占有値が計算さ れた後にしきい値を超える値を持つ経路を啄去することもできる。そうしたら、 低い占有値の経路は高い確璽が見込まれている各ノーｑ対につき、ネットワーク プロ七７サニ５０が残余の経路各々にｌ；ｆＪＬを１つ当てる。これらの確嘉は 各々のノードにダウンロードされる。

占有値の計算と計算との間に、ノーＨ１からノーｌ″Ｊに呼巴要求が已たときは 、ノーｖＩは割り肖てられｔ；確工に基づき利用可能な１ノストから経路を無作 為に選択する。呼巴準備が開始され、もし選択されｆ；経路が通話可能なら、そ の呼８通路が確立される。そうでない場合には、同−確工を使って新経路が無作 為に選択され、古い経路は除外される。この手続はリストが使い尽くされるまで 続けられる。

Δ（ｋ、ｊ）係数の決定 最初に、近い将来に（次の社時間）リンクに上のにラヒックが、ポワソン処理の ように行動する独立の供給された負荷から来たかのように、行動すると仮定する 。この仮定が与えられれば、リンクにの行動とされるΔ（ｋ、ｊ）係数は、次の 式で与えられる。ただしＢはアーランＢ’ＩＡＩ。

Δ（ｋ、ｊ）係数は次の要件から生ずる。即ち時間ｔ−０のとき、Ｊ２ｃの話し ロサーバーがあり、これに１人の人が追加されれば、話し口のサーバー数はｊ− １に増加する。Δ（ｋ、ｊ）は、今追加されたその人の生きている間に少なくと も１回の電話回線ブロッキングが起こる確稟である。

異なるリンクが依存性で、「供給された負荷」がポワソンでも便宜されたもので もない状況にとって、式（４）は、この状況をカバーするための近似式として、 なお使用に耐える。しかし式（４）口のｙｌにどんな値を月いるかの問題は、な お検討課題として残されている。

可分割経路付法に関する我々の前の特許（米国特許第４　、７９４　。

７２４号）では、ｙ３は大規＠Ｐ＠形プログラムのオフライン解答によって計算 されるべきことを提案した。それは虞ットワータ上の全トラヒック需要に関する 以前のグローバルな情報を要求する。しかし今はその代わりに、要求されたｙに 値はそのネットワーク６で行われる標準トランク群のトラピック測定から派生す るものである。

最適なｙ１値を決定するため、次の関係式が月いられるつｙｌ−Φ／（１−σ） 　（５） ここでΦは、リンクｋに運ばれる負荷、σは、予め定められた期間に測定された リンクにのブロッキング値（その群中の全ζランクが話し出である時間τ合）で ある。σの等は、トランク群上のΦを測定するため用いられるサンプル・−ラン ク・使用スキシンの司−セントから得られる。伝送される負荷はリンク状態ある いは通常期間コのトランク群をスキャンし、観察された通話ローランクないしサ ーバーの数を記録することによって測定される。ブロッキング値を得るには、ス キセンが全トランクないしサーバーの通話口であることを捜し当てた回数を監視 することだけで足りる。

トラヒ７り測定からｙ、を得る能力があれば、Δ（ｋ、ｊ）係数を創出し、それ で供給されたトラヒックを経路付けるために次の手続を月いることができる。

（ニ）式（４）において使用するため各りンクにのため等しく供給された負荷ｙ １の最初の組を組み込み、可分割な状態依存経路付方法論を寅行せよ。（１つの 最初の選択は７ｙ、−５ｚ、リンクに口のリンク数） （２）統計的な皿衡（典型的には６保持時間）を得るためネットワークのための 十分な期間の通常期間を通して、Φとσを得るためリンクの負荷を測定し、式（ ５）によって各リンクにの新しいｙｌをＰ算せよ。

（３）新しい係数、へ（ｋ、ｊ）を決定するため式（４）命の新しいｙ、を用い よっそして各リンクにのｙｌの新しい値が次の期間を通して測定される値から計 算されるまで可分割状態依存経路付方法論を笑Ｅせよ。

ここに説明された経路付方法論の応用は寅施例とか説明が開示した特定形態に限 定されるものではなく、付■する請求項のＷ５戸によってのみ限定されるその他 の笑施例も含むものである。

図１ 図２ 図　３ 補正書の写しくｉ１１訳文）提出書（特許法第１８４条の８）３？５５３年１月 ２５日

Claims (1)

1. 【特許請求の範囲】 一定のノードを相互に接続するリンクで構成された経路から予め選択された１対 のノード間に１組の経路を創出するステップと、局地的にリンクのデータを規則 的に測定することにより、またその測定されたリンクデータと上記組における経 路の現時点の使用とから判定して該組内に許容できる経路を創出することによっ て、上記経路組から予め選択された１対のノード間にトラヒック経路の選択を制 御するステップとを特徴とする、各ノードがほかのノード各々と通信し合えるよ うにされているノードから構成されるネットワークに於けるトラヒックの経路付 法。 ２．予め選択された間隔で使用するための経路の組を創出するステップ−−ここ で各経路は少なくとも１つのリンクを有し、また各組は各ノード対間に少なくと も１つの経路を含む−−と、 予め選択された期間を通して各リンクに向けて等価供給負荷を評価するためリン クのデータを測定し、該等価供給負荷に基づき経路の占有係数を計算するステッ プと、ある特定のノード対間に生起されるサービス要求に応じて、該ノード対に 関与する組中に経路を成すリンクの現時点の使用との関係で上記占有係数から占 有値を計算するステップと、最小占有値が予め選択されたしさい値より小のとき は、最小値を持つ経路を通して上記要求を経路付け、そうでないときはサービス 要求をブロックするステップと、を有する、冬ノードがほかのノードと通信し合 えるようにされ、予め選択されたパターンに従うリンクによって相互に接続され た複数のノードから成るネットワークを通して提供されるトラヒックの経路付法 。 ３．各リンクの等価供給負荷がΦ／（１−α）の比率で与えられる請求項２の方 法。ただしΦは伝送された負荷で、αは測定されたリンクデータから得られるブ ロッキング値。 ４．Φは所定期間における上記各リンク内の通話中サーバーの平均数に等しく、 αは上記各リンク内の全サーバーが同一所定期間における通話中である時間割合 に等しい、請求項３の方法。 ５．占有係数を計算するステップが、該占有係数を次の関係式から得たΔ（ｋ， ｊ）係数に等式化するステップを有する請求項２の方法。 Δ（ｋ，ｊ）＝Ｂ（ｓｋ，ｙｋ）／Ｂ（ｊ，ｙｋ）ただしＢはアーランＢ式、ｓ ｋはリンクｋ内の潜在的サーバーの数、０＜ｊ＜ｓｋ、ｙｋは各リンクｋの等価 供給負荷。 ６．占有値を計算するステップが、関係する組中の経路各々のために次の量の数 値を求めるステップと、セット内の経路の上記占有値をＶ（Ｒ）量と等式化する ステップを含む請求項５の方法。 Ｖ（Ｒ）＝ΣＫＧＲΔ（ｋ，Ｘｋ） ただしＲは１経路、Δ（ｋ，Ｘｋ）はｊ＝Ｘｋのように数値を求められた占有係 数、ここでＸｋはサービス要求が起ったときのリンクｋ内の通話中サーバー数、 そして合計することは各経路Ｒを成す全リンクｋにつき行われる。 ７．各リンクｋの測定されたリンクデータから得られたものが、ｙｋ＝Φ／（１ −α）である請求項６の方法。ただしΦは伝送された負荷、αほブロッキング値 。 ８．Φが所定期間におけるリンクｋ内の通話中サーバー平均数に等しく、αが同 じ所定期間におけるリンクｋ内の全サーバーが通話中である時間割合に等しい請 求項７の方法。 ９．等価供給負荷の最初の評価に先立ち受けた要求にサービスするためノミナル なリンク負荷の推定される組を使用して経路占有係数を上記の測定ステップ以前 に、まづ計算するというステップから成る請求項２の方法。 １０．ノミナルなリンタ負荷が対応するリンク各々内のサーバー数に等しい請求 項９の方法。