JPH0697964A - パケット通信システムの最適経路選択装置及び方法 - Google Patents

パケット通信システムの最適経路選択装置及び方法

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JPH0697964A
JPH0697964A JP9056193A JP9056193A JPH0697964A JP H0697964 A JPH0697964 A JP H0697964A JP 9056193 A JP9056193 A JP 9056193A JP 9056193 A JP9056193 A JP 9056193A JP H0697964 A JPH0697964 A JP H0697964A
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Abstract

(57)【要約】 【目的】 発信元及び受信先ノード間における最少ホッ
プ回数及び最短経路長の経路を選択すること。 【構成】 指定されたしきい値より低い送信遅延を有す
る最少ホップ回数経路の主経路を含み、リンクＡ〜Ｏに
かかるロードが指定された主しきい値より低い場合主経
路のリンクが最適経路の足として受諾され、２次リンク
はリンクにかかるロードが主しきい値より低い指定され
た２次しきい値より更に低い場合にのみ受諾され、全経
路は指定されたしきい値より低い送信遅延を持たなけれ
ばならないことに基づき発信元ノードｉ（１２）と受信
先ノードｊ（１２）間の最適経路を判別することを特徴
とする。

Description

【発明の詳細な説明】
【０００１】
【産業上の利用分野】本発明はパケット通信システムに
関し、特に、かかるシステムにおける２ノード間の接続
に対する最適経路の選択に関する。
【０００２】
【従来の技術】近年、“パケット”と称するデータ集合
としてデータを送信するパケット交換網を介して複数の
データ処理構成要素間を相互に接続することによる有益
性が増加してきた。かかる交換網又はネットワークは、
その先にデータ処理機器を支援するエンド・ノードに接
続された複数の相互接続ネットワーク交換ノードを含
む。
【０００３】そのようなパケット・ネットワークは広大
な地理的分布を有し、相当大きくなるかもしれない。か
かる状況下において、相互に通信することを希望する２
つのエンド・ノード間の効率良い経路の選択が最大の重
要事となる可能性がある。
【０００４】パケット・ネットワークにおけるノード間
の経路選択に必要とする主な基準はそのホップ回数が最
少であること、及び経路長が最短であることである。こ
こで、ホップ回数とは２つのエンド・ノード間の経路の
構成に使用されるリンクの数である。又、経路長とは２
つのエンド・ノード間の経路から受ける全体的送信遅延
の関数である。
【０００５】最高の高速ネットワークにおいて、そのネ
ットワークを通る際、遅延が最悪の場合においても、ほ
とんどの場合、常に受諾可能であるから、かかる送信遅
延（経路長）の短縮は主な解決事項とはならない。しか
し、ホップ回数は指定の経路を実行するに必要な資源の
量に直接影響する量であるから、経路選択に際して考慮
すべき重要な事項である。
【０００６】ここで注意するべきことは、ネットワーク
・リンクが過密になると、ホップ回数が多い経路をとる
ことが強いられるかもしれないので、選択経路は最少の
ホップ回数経路である必要はないということである。
【０００７】
【発明が解決しようとする課題】しかしながら、そのよ
うなより長い代替経路は、１つの経路に過度のネットワ
ーク資源量をコミットさせ、更に他の経路を過密させる
ことになり、そのため、更に他の接続を選択するよう、
より長いホップ回数経路が強いられる結果となるかもし
れない。それによって、長期に亘りネットワークのスル
ープットに悪影響を及ぼすようになるかもしれないとい
う問題を有する。
【０００８】本発明は、上記のような問題を解決するた
めになされたもので、発信元ノードと受信先ノード間の
通信において、ネットワーク資源の量を過度に使用せ
ず、最少のホップ回数及び最短の経路長を有する経路を
選択することを目的とする。
【０００９】
【課題を解決するための手段】本発明は上記の課題を以
下に記述するようにして解決した。本発明の実施例によ
るパケット・ネットワークにおける発信元ノードと受信
先ノード間の最適な経路は、ディー・ピー・バーツカス
による“動的プログラミング：決定的及び確率的モデ
ル”（３１８〜３２２頁、プレンティス・ホール、１９
８７年、ニュージャージ州、イングルウッド・クリフ
ス）、及びディー・ピー・バーツカス及びアール・ガラ
ジャによる“データ・ネットワーク”（３１５〜３３２
頁、プレンティス・ホール、１９８７年、ニュージャー
ジ州、イングルウッド・クリフス）の教示による重み付
けグラフ・アルゴリズムにおける最短経路、いわゆる
“ベルマン−フォード・アルゴリズム”（Bellman-Ford
algorithm）の修正または変更から選択された。
【００１０】特に、本発明のアルゴリズムは指定の発信
元−受信先対間の“主経路”を規定する。主経路は実現
可能な最少ホップ回数経路として定義され、主リンクは
主経路のリンクとして定義される。他のリンクの全ては
２次リンクと定義され、２次経路は少くとも１つの２次
リンクを含み、最少ホップ回数より多い経路を含む経路
である。
【００１１】主経路は、その主リンクが飽和しない場
合、すなわち事前割当のトラフィック・ロードを越えな
い場合の経路として受諾される。しかし、２次経路はそ
の主リンク（存在する場合）が飽和せず、その２次リン
クのロード・レベルが事前選択しきい値以下である場合
（典型的に、主リンクと指定されたリンクに対するもの
より低い）にのみ、経路として受諾される。このロード
しきい値を２次リンクのいずれかが越えた場合、その２
次経路は経路として指定が拒否される。
【００１２】本発明による経路選択方式の利点の１つ
は、経路選択過程において、最大経路長の制約を課すこ
とができることである。すなわち、実現可能な経路は経
路長の制約を超過したか否かの判別のために検査され、
超過した場合は拒否される。
【００１３】このような制約は経路実現における過度の
資源消費を防止し、低速リンクの回避の如き特別なサー
ビス要求を課すことに使用することができる。そのた
め、経路長の制約は典型的に各接続要求に対して指定さ
れ、主リンクは各接続要求に対して個別的に判別され
る。
【００１４】要するに、本発明による経路選択方式は２
フェーズを包含する。第１のフェーズにおいては、要求
された接続（要求接続）に対して主リンクを識別する。
そこで識別されたネットワークの２ノード間の主リンク
が最大長制約にかからなかった場合、それは事前演算さ
れ、第２フェーズのアルゴリズムで使用するために記憶
される。他方、最大長制約にかかった場合、主リンクは
各新たな接続要求に対して計算され、各リンク長を制約
と比較し、又は以前受諾された主リンク長によって減じ
られた制約と比較しなければならない。
【００１５】本発明による経路判別方式は、ホップ回数
及び経路長のみでなく、経路長の最大シーリングの賦課
を考慮して、パケット交換システムの任意なノード間に
おいて最適な経路を構成するという利益を有する。その
上、最適経路の計算は十分高速であり、その計算は各接
続要求に対して行うことができる。
【００１６】
【実施例】以下、添付図面に基づき本発明の実施例を詳
細に説明する。図１は１乃至８の番号が付された８個の
ネットワーク・ノード又は局所ネットワーク・ノード１
１から成るパケット送信システム１０の概略ブロック図
である。ネットワーク・ノード１１の各々は１以上の通
信リンクＡ乃至Ｌを介して他のネットワーク・ノード１
１にリンク結合される。各通信リンクは永久接続か、又
は選択使用可能（ダイヤル呼出し）接続のどちらでもよ
い。
【００１７】ネットワーク・ノード１１のいずれか又は
全部はエンド・ノードに接続することができる。例え
ば、図１において、ネットワーク・ノード２はエンド・
ノード１，２、及び３に接続するものとして示され、ネ
ットワーク・ノード７はエンド・ノード４，５、及び６
に接続するものとして示され、ネットワーク・ノード８
はエンド・ノード７，８、及び９に接続されるものとし
て示す如くである。ネットワーク・ノード１１の各々は
全ての接続ノード、ネットワーク・ノード、及びエンド
・ノードに対するデータ通信サービス、及びノードの決
定点を与えるデータ処理システムを含む。
【００１８】各ネットワーク・ノード１１はそのノード
内に１以上の決定点を有し、そこで、受信データ・パケ
ットは、そのノード内で、又は他のノードで終端する１
以上の出力通信リンクに通して選択的に経路指定され
る。かかる経路決定はデータ・パケットのヘッダにある
情報に応答して行われる。又、ネットワーク・ノードは
ターミナル・ノード間のノード又は経路の計算のような
補助サービスを提供し、経路計算の支援に使用されるネ
ットワーク・トポロジ・データ・ベースのディレクトリ
・サービス及び保守を提供する。
【００１９】エンド・ノード１２の各々は他のエンド・
ノードに対して送信されるべきディジタル・データ源
か、他のエンド・ノードから受信したディジタル・デー
タを消費する利用装置か、又はその両方によって構成さ
れる。図１のパケット通信ネットワーク１０の使用者は
パケット・ネットワーク１０に対してアクセスするた
め、局所ネットワーク・ノード１１に接続されたエンド
・ノード１２を使用する。
【００２０】局所ネットワーク・ノード１１はユーザ・
データを図１のパケット・ネットワーク上を送信するた
めに適当にホーマット化したパケットに変換し、ネット
ワーク１０に対するパケットの経路指定に使用されるヘ
ッダを生成する。ヘッダはその一般的形式が図２に示さ
れ、制御フィールド２０、経路指定フィールド２２、及
び冗長検査バイト２３を含む。経路指定フィールド２２
はパケット・ネットワーク１０を介しアドレスされてい
る受信先エンド・ノード１２に対してそのパケットを経
路指定するに必要な情報を含む。
【００２１】図３は図１に示すネットワーク・ノード１
１に見られるような典型的なパケット・ネットワーク決
定点の全体的ブロック図である。図３に示す決定点は決
定点に到達したパケットが挿入される高速パケット交換
ファブリック３３を含む。かかるパケットは通信リンク
を経由し、送信アダプタ３４，３５，…，３６を介して
到達し、又はアプリケーション・アダプタ３０，３１，
…，３２を介してエンド・ノードのユーザ・アプリケー
ションに送信される。
【００２２】ここで注意するべきことは、１以上の送信
アダプタ３４〜３６はファブリック３３に類似する他の
パケット交換ファブリックにも接続されるノード内送信
リンクに接続することができ、それによってノードの交
換容量を拡張することができるということである。図３
の決定点は決定点に到達したパケットを（エンド・ノー
ドに対する）局所ユーザに、又は（ネットワーク・ノー
ド及びエンド・ノードに対する）決定点を離れる送信リ
ンクに接続するよう機能する。
【００２３】アプリケーション・アダプタ３０〜３２及
び送信アダプタ３４〜３６はファブリック３３における
交換の前又は後においてパケットを待機させる待機回路
を含むことができる。経路指定制御装置３７は図３の決
定点から発信するパケットがネットワークを通る最適経
路の計算に使用される。トポロジ・データ・ベース３８
は、最適経路の計算のために制御装置３７が使用する情
報であって、図１のネットワークのノード及び送信リン
クの全てに関する情報を含む。
【００２４】図３の経路指定制御装置３７は個別的ディ
ジタル回路から構成することができ、又は適切にプログ
ラムされたディジタル・コンピュータ回路で構成するこ
とが好ましい。そのようにプログラムされたコンピュー
タは図３の決定点におけるユーザ・アプリケーションか
ら発信するパケット、又はそこに直接接続されたパケッ
トに対するヘッダの生成に使用することができる。
【００２５】データ・ベース３８の情報は新リンクが活
動化されたときに更新され、新ノードはリンク又はノー
ドがネットワークから消去されたとき、又はリンクが顕
著に変化をロードしたときにネットワークに加えられ
る。かかる情報は、ネットワーク・ノードに対して資源
が接続され、その資源は経路指定計算に必要な最新トポ
ロジ情報を保証するよう他の全てのノードと交換又は交
信するようにした上記のネットワーク・ノードから発信
する。かかるデータはネットワークのエンド・ユーザ間
で交換される情報パケットに非常に類似したパケットに
より搬送することができる。
【００２６】図３のパケット決定点に対する入力送信リ
ンクは、例えば図１のエンド・ノード１２のような局所
エンド・ノードからのリンクか、又は図１の隣り合うネ
ットワーク・ノード１１からのリンクを含むことができ
る。いずれの場合でも、図３の決定点は同一形式で動作
し、各データ・パケットを受信し、パケット・ヘッダの
情報に指定されている他の局所又は遠隔決定点に対して
データ・パケットを発信する。
【００２７】従って、図１のパケット・ネットワーク
は、単一パケットの持続期間を除き、その通信経路に対
する送信又はノード機能を専用させることなく、図１に
示すいかなる２ノード間においても通信可能にするよう
作動する。このような方法に従い、又はこのような方法
にしたことにより、パケット・ネットワークの通信機能
の使用が最適化され、各通信経路に対する送信リンクが
専用である場合に可能とするトラフィックより著しく多
いトラフィックを搬送することができる。
【００２８】図４は図３に示すデータ・ベース３８に記
憶されている情報の部分を表形式で示した図である。図
４に示すように、ネットワークの各リンクにおける多数
の異なる特性はデータ・ベースに記憶される。以下、本
発明の目的に対する少数の特性についてのみ説明する。
送信リンクの重要な特性の１つとして期待するものは、
そのリンクに使用可能なロードしきい値である。
【００２９】その上、そのような送信機能は、合理的送
信属性が保持されるべき場合、それらの論理的最大ロー
ドの小数部まで単にロードすることができるということ
は知られている。かかる送信機能のロードしきい値は数
量Ｃkl（ノードｋ及びｌ間の送信リンクの実効ロード能
力）によって表わすことができる。以下の説明のため、
２つの異なるロードしきい値は、そのリンクが経路の主
リンクとして選択されるか、又は経路の２次リンクとし
て選択されるかに従い、各送信リンクに対して規定され
る。
【００３０】主リンクは、主経路が発信元ノードと受信
先ノード間の実現可能なホップ回数経路である場合にお
ける主経路の足又はレグと定義される。ホップ回数は単
に経路の送信リンクの数である。全ての他のリンクは２
次リンクと定義される。発信元ノードと受信先ノード間
の全ての非最少ホップ回数経路は２次経路と呼ばれ、そ
れは、常に、少くとも１つの２次リンクを含む。
【００３１】本発明によると、ノード間における最適経
路の判別における主経路は２次経路の上位にあるのが好
ましい。しかし、すでに主経路が完全にロードされてい
る場合は２次経路を選択することができる。そのような
２次経路を主経路と区別するため、各２次リンクに対す
るロードしきい値は、同一リンクの対応する主ロードし
きい値より低く規定される。従って、図４の表は、各送
信リンクに対する２つの異なるロードしきい値（その１
つは、そのリンクが計算された経路の主リンクである場
合に使用されるべきもの、他の１つは、計算された経路
の２次リンクである場合のリンクに使用されるべきも
の）を含む。
【００３２】図４の表は、又各リンクに対する合計割振
ロードＴ（ＡＬ）を示す。この値は事前経路計算のた
め、この送信リンクに既に割振られた合計ロードを表わ
す。この既に割振られたロードと、チャンネルの使用可
能な合計主ロードか２次ロード（リンクが主リンクか２
次リンクかによって異なる）との間の差異が新たな接続
を行うためには十分でない場合、そのリンクを選択する
ことはできない。
【００３３】更に、本発明により、全体的経路遅延がＰ
T によって定義された最大遅延を越えない場合にのみ経
路を選択することができる。そのリンクに導入された増
分遅延（ｄkl）を計算するため、図４の表に示す値を使
用して下記方程式により算出することができる。
【００３４】
【数４】
【００３５】上記方程式（１）を支援するため、各リン
クに対するトポロジ・データ・ベース３８はロードしき
い値（例えば、Ｃkl,P及びＣkl,S）のみでなく、各送信
リンクに対し現に割振られているロード（例えば、Ｃ′
kl）を含む。方程式（１）に指定した増分遅延の定義は
単にここで示すためのものであり、当然多くの他の形式
を使用することもできる。この増分遅延は最大遅延から
差し引かれ、選ばれた経路における将来のリンクに対し
て使用可能な新最大遅延を作成する。
【００３６】上記の帯域幅情報に加え、図３及び図４に
示すトポロジ・データ・ベース３８はいわゆるパラメー
タ“サービスの質”（ＱＯＳ）を含む。かかるＱＯＳパ
ラメータは最適経路に対する特定の要求に対して指定す
ることができ、本発明は経路の選択されたリンクの全て
が要求ＱＯＳパラメータに一致するということを保証す
るよう動作する。かかるＱＯＳパラメータは、例えば、
特定の安全レベル、最大伝搬遅延、又はバッファ・オー
バフローの最小確率を含むようにすることができる。
【００３７】本発明による各経路に対して許される合計
遅延量は有限限界又は範囲ＰT を持つ。この限界は過度
の遅延を回避し、１つの接続に対する不当な資源量の専
用を防止するよう賦課される。そのような限界がない
と、パケット通信システムの資源がより複雑な長い経路
を介して急速且つ増分的に使用された場合、不安定な状
態を形成する可能性がある。すなわち、１経路に対する
資源量の過度な使用は他の経路に対して使用可能な資源
を少くし、将来の経路のために更に多くの資源を要求す
ることにもなる。
【００３８】各経路に対して許される最大遅延に限界を
置かない場合は、時間前に２つのノード間の主リンクと
全ての主経路を計算しておき、経路判別を行う際は記憶
した表から単にそれらをアクセス使用することを可能と
する。しかし、経路遅延に有限限界を与えるようにした
ため、各新たな経路要求に対し、主経路及び主リンクの
判別が必要となる。
【００３９】本発明による経路判別に対する各要求は次
の入力パラメータを含む。 ・発信元ノード（ｉ） ・受信先ノード（ｊ） ・要求帯域幅（ｃ） ・最大経路長しきい値（ＰT ） ・サービス・パラメータの質（ＱＯＳ）、任意選択
【００４０】これらパラメータを使用して、経路は全て
のリンクを通る第１の探索によって判別される。それは
最大経路長制約ＰT を満足する最少ホップ回数経路を判
別して、主リンクのリストを取出すよう後戻りする。こ
の探索は各経路に対するリンク遅延を累積することによ
って補足される。
【００４１】受信先ノードに達すると、最少ホップ回数
経路は後戻りして、主リンクのリストを作成する。この
主リンクのリストはアルゴリズムの第２フェーズに使用
され、発信元ノードから受信先ノードまでの最適経路を
判別する。このようなパケット通信システムを通る経路
判別に対する特定手順は、以下、図面を参照して詳細に
説明する。
【００４２】図５は本発明による経路演算処理手順の全
体的フローチャートである。開始ブロック４０から開始
して、入力ブロック４１へ進み、本発明による最適経路
の計算に必要な入力を指定する。前述のように、これら
の入力パラメータは発信元ノードｉ，受信先ノードｊ，
要求の接続帯域幅ｃ，最大経路長ＰT ，及び任意選択の
“サービスの質”パラメータＱＯＳ群を含む。
【００４３】これらの入力と共に、ブロック４２に入
り、フェーズ０において、ＱＯＳパラメータに合致しな
い全リンクを除去することにより、ネットワークのリン
ク・リストが剪定される。この送信リンクの選択リスト
と共に、フェーズ１のブロック４３に入り、主リンクを
識別する。この処理における送信リンクの長さの判別に
おいて、各リンクの使用は０（Ｃ′kl＝０）、すなわ
ち、リンクの全帯域幅は使用可能であると仮定する。
【００４４】主経路に対するネットワークの探索に使用
される処理は、ディー・ピー・バーツカスによる“動的
プログラミング：決定的及び確率的モデル”の３１８〜
３２２頁（プレンティス・ホール、１９８７年、ニュー
ジャージ州、イングルウッド・クリフス）に記載のいわ
ゆる“ベルマン−フォード・アルゴリズム”の修正であ
る。このアルゴリズムは詳細に後述する。
【００４５】ブロック４３において、主経路が認識され
ると、フェーズ２のブロック４４に入り、ブロック４３
からの主経路を使用し、現在の使用データ（割振られた
帯域幅Ｃ′kl）を使用して、最適経路が識別される。ブ
ロック４５に進み、ブロック４４からの出力は発信元ノ
ードｉから最少可能なホップ回数を有し、最大入力ＰT
より短い（又はそのしきい値より低い）経路長を有する
受信先ノードｊに対する受諾可能な最少ホップ回数経路
である。そのような経路が存在しない場合、欠陥信号φ
が戻される。この処理手順はブロック４６で終了する。
【００４６】図６は図５のフローチャートに示したフェ
ーズ１の更に詳細なフローチャートである。そこで、図
１のパケット通信システムのリンクはこの特定の要求に
対する主リンク又は２次リンクとしてマークされる。ブ
ロック５１に示すように、そのルーチンＡは修正ベルマ
ン−フォード・アルゴリズムを使用して、発信元ノード
と受信先ノード間のリンクすべてを探索し、各リンクに
対する経路長増分及びホップ回数の追跡を維持する。
【００４７】受信先ノードに到達すると、ブロック５２
に入り、そこでルーチンＢはリンクを通して後戻りし、
最少ホップ回数と最大経路長制約ＰT の両方を満足する
長さの経路を発見する。これらの経路は主経路であり、
これら経路のリンク全ては主リンクである。他のリンク
の全ては２次リンクである。リンクが主リンクか２次リ
ンクかに関する情報のみがこの処理手順のフェーズ２で
使用するために保持される。
【００４８】図７は図５のフローチャートに示すフェー
ズ２の更に詳細なフローチャートを示す。開始ブロック
６０から開始してブロック６１に入る。そこで、ルーチ
ンＡは本質的に図６のルーチンＡと同一であり、同一の
修正ベルマン−フォード・アルゴリズムを使用して、最
適経路の各可能なリンクに対するリンク長と実現可能性
とを判別する。
【００４９】主リンクは、そのロード容量が新たな接続
に対して使用可能である、すなわち、Ｃ′kl (2) は主リ
ンクのしきい値Ｃkl,pを超過しないということのみが与
えられると実現可能であるとして受諾される。２次リン
クは、新たに接続を追加しても２次リンクのロードしき
い値Ｃkl,sを越えない場合に現可能であるとして受諾さ
れる。
【００５０】リンクは、そのリンクによって生じた経路
長の増分増加により、その合計経路長は指定された最大
経路長ＰT より大きくなるほど増加しないという場合に
のみ実現可能として受諾される。ブロック６２に進み、
実現可能なリンクのリストはそのホップ回数及び経路長
を使用して後戻りし、最少ホップ回数の最短経路を捜し
出す。図７の処理は終了ブロック６３で終了する。
【００５１】図８は図６及び図７で使用されたルーチン
Ａの更に詳細なフローチャートを示す図である。図８の
フローチャートは、主リンクの識別のため図６に使用す
る場合、ブロック７０から開始してブロック７１に進
み、幅優先完全探索を発信元ノードｉから開始する。す
なわち、各ノードの各リンクは次のノードに続けられ、
そこで更に次のノードに続けられる等とする。
【００５２】この探索において遭遇した各ノードｋに対
し、発信元ノードからノードｋまでの最少ホップ回数
（ｈk ）は、長さがＰT より短い場合においてのみ、発
信元ノードからノードｋまでの最短経路の長さ（ｌh ）
に沿って保管される。
【００５３】次に、ブロック７２において、この探索で
受信先ノードに到達したときのホップ回数ｈf は最短経
路長がＰT より短いようなｉからｊまでおける最少ホッ
プ回数である。このような経路が存在しない場合、ブロ
ック７３においてφの空値に戻る。ルーチンＡはブロッ
ク７４で終了する。
【００５４】図９は図６及び図７で使用されたルーチン
Ｂの更に詳細なフローチャートである。図９に示す処理
は、主リンクを識別するために図６で使用された場合、
ブロック８０から開始してブロック８１に進む。ブロッ
ク８１において、経路は受信先ノードｊから発信元ノー
ドｉに再トレースされる。
【００５５】リンクが最少ホップ回数及びＰT より長さ
が短い経路に属している場合、そのリンクはこの後戻り
の主リンクとしてマークされる。ブロック８２に進み、
主リンクでないリンクは２次リンクとしてマークされ
る。そこで、ブロック８３に進み、処理は終了する。
【００５６】図８に戻り、ルーチンＡを使用して最適経
路を計算する。実際のリンクの利用はリンクが実現可能
か否か及びそのリンク長の判別に使用される。ルーチン
Ａが完了したとき、経路は最少の実現可能なホップ（す
なわち、最少ホップ回数ｈfに等しいか、又はより少な
いホップ回数）と、ＰT より短い長さにより識別され
た。図９において、実際の最適経路を識別するために、
各ノードに対するホップ回数及び最短長が使用された。
【００５７】図１０は、最適経路に対する探索の実行に
使用される修正ベルマン−フォード・アルゴリズムの詳
細なフローチャートを示す図である。図１０において、
ブロック９０から開始してブロック９１に進む。ブロッ
ク９１において、発信元ノードｉに向う次のノードをセ
ットする。次に、ブロック９２に進み、図３のトポロジ
・データ・ベース３８から次のノードに対するデータを
呼出す。
【００５８】ブロック９３において、前のノードを離
れ、データ・ベースから次のリンクに対するデータを取
得する。次に、決定ブロック９４に進み、そのリンクが
主リンクか否かを判別する。そのリンクが主リンクの場
合、決定ブロック９５に進み、累積ロードＣ′kl (2) を
リンク主しきい値Ｃkl,pと比較する。
【００５９】累積ロードが主しきい値と等しいか低い場
合、ブロック９７に進み、方程式（１）により増分遅延
を計算する。決定ブロック９５において、累積ロードが
主しきい値より大であると判別された場合、次のリンク
はブロック１００で得られる。
【００６０】決定ブロック９４において、そのリンクが
２次リンクであると判別された場合、決定ブロック９６
に進み、累積ロードＣ′kl (2) をリンクの２次しきい値
Ｃkl,sと比較する。そこで、累積ロードが２次しきい値
に等しいか低い場合、ブロック９７に進み、方程式
（１）により増分遅延を計算する。累積ロードが２次し
きい値より大であると決定ブロック９６で判別された場
合、ブロック１００において次のリンクを得る。
【００６１】決定ブロック９８において、この時点まで
の累積経路長を最大経路長ＰT と比較する。累積経路長
がＰT より短い場合、ホップ回数ｈk と累積経路長ｄkl
とがブロック９９においてリストに保管される。累積経
路長がＰT に等しいか大きい場合、ブロック９９は迂回
されて、そのリンクに対するデータはリストに加えられ
ない。
【００６２】どちらの場合でも、決定ブロック１００に
進み、このノードから出るリンクがいまだ存在するか否
かが判別される。このノードから出るリンクがない場
合、決定ブロック１０１に進み、そのノードが受信先ノ
ードｊであるか否かが判別される。それが受信先ノード
の場合、処理は完了し、停止ブロック１０２において終
了する。このノードが受信先ノードｊではない場合、ブ
ロック９２に進み、次のノードを取得して処理を続行す
る。
【００６３】図１０の処理手順を完了したとき、最少ホ
ップ回数ｈk 及び最短経路長ｄklのリストが使用可能と
なる。前述のように、ルーチンＢはこのリストを通して
後戻りし、最短経路遅延及び最少ホップ回数を有する経
路を識別する。これは図１のシステムを通る接続に包含
されるパケットの送信で使用されるべき最適経路であ
る。
【００６４】主経路の識別に使用される場合、図１０の
フローチャートは決定ブロック９４を省略するよう変更
される。各リンクの主ロードしきい値を使用して、遭遇
した各ノードに対する経路長及び最少ホップ回数をリス
トに保管する。このリストは後戻りによって処理され、
最少ホップ回数及びＰT より短い経路長の両方を有する
主経路を識別する。
【００６５】主経路のリンクは最適送信経路の計算に使
用されるべき主リンクである。主リンク及び最適経路に
対する全処理手順は後述の付録に記述した擬似コードに
示す。その擬似コードと図５〜１０のフローチャート間
の対応は明白であり、更に詳細な説明は要しない。
【００６６】以上、本発明の一実施例を詳細に説明した
が、本発明はそれのみでなく、本発明の教示内で更に多
くの変化変更及び他の実施例を実現することができるこ
とは明らかである。
【００６７】〔付録〕最短経路アルゴリズム 最少可能なホップ回数を有する最良可能な経路を計算す
るアルゴリズムは発信元ノードと受信先ノード間の主リ
ンクの全セットが使用可能であると仮定する。この主リ
ンクのリストは、最短経路長が無限である（ＰT ＝∞）
と仮定して事前に計算することができるか、又は経路計
算フェーズに先行するフェーズにおいて同一アルゴリズ
ムを使用することにより、ここに記述するようにして計
算することができる。
【００６８】定義： ・ｉは発信元ノードの見出しである。 ・ｊは受信先ノードの見出しである。 ・Ｎはネットワークのノード合計数である。 ・ｈはホップ回数に等しいアルゴリズムの工程数であ
る。 ・ＰT は発信元ノードと受信先ノード間の最大経路長で
ある。 ・ｈf はＰT より短い選択経路長（かかる経路が存在す
る場合）の最少ホップ回数である。
【００６９】・ｄklはノードｋとノードｌ間のリンク
（存在する場合）の長さである。 ・Ｄi (l,h) は正確なｈホップのノードｉとノードｊ間
の最短経路長である（かかる経路が存在しない場合はＤ
i (l,h) ＝∞）。Ｄi (l,h) は、見出しｌ，ｈ＝０，
１，…，Ｎ−１を有する（疎）２次元アレイによって表
わすことができる。 ・Ａ(k,l) は、リンクが受諾可能であれば“１”、さも
なければ“０”である関数である。この関数は、リンク
ｋｌが主リンクであるか否かに依存する。 注意：関数Ａ(k,l) 及びｄklは共に接続要求に依存す
る。
【００７０】下記の擬似コードは主リンクの識別と最良
の受諾可能経路の計算の両方に使用される。このアルゴ
リズムは、最初、主リンクが既に識別されたものと仮定
して、最良の受諾可能経路を計算するよう記述する。次
に、その主リンクの全てを識別するため、同一アルゴリ
ズムを如何に使用しうるかを説明する。
【００７１】アルゴリズムに対する入力は接続要求発信
元ノードの見出しｉ、受信先ノードの見出しｊ（ｉ≠
ｊ）、及び経路長の受諾可能しきい値ＰT である。アル
ゴリズムはＰT より短い最短長を有するｉからｊまでの
受諾可能な最少ホップ回数経路を作成する（かかる経路
が存在する場合）。かかる経路が存在しない場合、アル
ゴリズムはφの値に戻る。
【００７２】 最良の経路擬似コード ／* ……初期化…… *／ for （ｈ＝０；ｈ＜Ｎ；ｈ＋＋） ｛ for（ｈ＝０；ｌ＜Ｎ；ｌ＋＋） ｛ Ｄi (l,h) ＝∞； ｝ ｝ Ｄi (i,0) ＝０；
【００７３】 ／* ……発信元から受信先までの最短経路を判別…… *／ ｈf ＝０； ／* ……最終ホップ回数を０に初期化…… *／ for （ｈ＝０；ｈ＜Ｎ；ｈ＋＋） ｛ for（ｌ＝０；ｌ＜Ｎ；ｌ＋＋） ｛ ／* ……(h+1) ホップのｉからｌまでの最短経路…… *／ for（ｋ＝０；ｋ＜Ｎ；ｋ＋＋） ｛ if(Ａ(k,l) ＝１）then ｛ Ｄi (l,h+1)=min[Ｄi (l,h+1),Ｄi (k,h)+ｄkL] ｝ ｝ ｝ if（Ｄi (j,h+1) ＜ＰT )then
【００７４】 ／* ……しきい値ＰT 内の経路を検出…… *／ ｈf ＝ｈ＋１； break； ｝ ｝ if(h f＝０）then Return φ ／* ……経路なし……* ／
【００７５】 ／* ……受信先から発信元までの選択最短経路を再トレース……* ／ Path＝ｊ； ｋ＝ｊ； for（ｈ＝h f −１；ｈ＞０；ｈ−−） ｛ for（ｌ＝０；１＜０；ｌ＋＋） ｛ if(Ａ(l,k)=1 and Ｄi (k,h+1)=Ｄi (l,h)+ｄlk)then ｛ Path＝ｌ,Path; ｋ＝ｌ； break ； ／* ……下記コメント参照…… *／ ｝ ｝ ｝ Path＝ｉ，Path; Return Path;
【００７６】コメント：単一先行オペレーションが存在
するか、又は１より多く存在する場合最初の先行オペレ
ーションが取り上げられるかのいずれかと仮定する。好
ましい代替は全ての可能な先行オペレーションのリスト
を構成し、ランダム処理によりリストから１先行オペレ
ーションを選択することである。
【００７７】主リンクの識別 接続要求が受諾しきい値ＰT の有限長を指定する場合、
最初のステップ又は工程は新たなネットワーク接続の要
求に対する主リンクを判別することでなければならな
い。上記のアルゴリズムは、下記のように修正して使用
される。
【００７８】・新受諾関数Ａ′(k,l) は、主リンクがい
まだ未知であり、非主リンクに対する特殊ロードしきい
値は無意味であるから、新たな接続に適応することがで
きないということのみについてリンクを検査する。 ・リンクｋ，ｌの重み（現存するネットワーク・トラフ
ィックを考慮しない）はｄ′klによって与えられる。 ・如何なるリンクに対してもＡ(k,l) ＜Ａ′(k,l) 及び
０＜ｄ′ kl＜ｄklであるとみなされる。 ・受信先から発信元に対する経路の再トレースは省略す
ることができる。
【００７９】・ｄ′kl及びＡ′(k,l) の計算により、入
力接続はリンクでただ１つであるものとみなされる。こ
れは接続を行うことができないか、又は長さが決してＰ
T より短くなり得ない経路の一部であるリンクを除去す
る。 ・このアルゴリズムの出力は発信元と受信先間の最良の
実現可能な経路の経路長Ｄi （j,ｈf ) 及びホップ回数
ｈf のみでなく、通過可能なノードに対する全てのホッ
プ回数が少い経路の長さをも含む。この情報は主リンク
の識別に使用される。
【００８０】一般に、主リンクは受信先ノードｊから後
戻り、幅優先とすることにより、及びホップ回数を減少
することによって識別され、全て計算された経路は長さ
制約ＰT を満足する。特に、 １．受信先から開始し、１ホップ離れている全ての隣接
ノードｌを検査し、それらがＤi （l,h f −１）＋ｄ′
lj＜ＰT を満足するか否かを判別する。 ２．上記１．を満足した各ノードｌに対し、リンクｌｊ
に主リンクのマークを付し、新たな長さしきい値Ｐ
T (l) ＝ＰT −ｄ′ljを規定する。慣習上、それはＰT
(j) ＝ＰT とみなされる。
【００８１】３．全ての隣接ノードの検査後、ホップ回
数を１だけ減じる（ｈ＝ｈf −１）。 ４．受信先ノードｊから２ホップ離れている全てのノー
ドｋを検査する。 ５．Ｄk （k,h f −２）＋ｄ′klがＰT (l) より小さい
場合、全てのリンクｋｌを主リンクとマークする。 ６．ＰT (k) ＝ＰT (l) −ｄ′klのようにノードｋに対
する新長さしきい値を規定する。 ７．ホップ回数が０になるまで上記ステップ１乃至６を
反復する。ホップ回数が０になると、全ての主リンクは
識別されたことになる。
【００８２】 主リンク識別擬似コード ／* ……初期化…… *／ Principal ＝φ for （ｌ＝０；ｌ＜Ｎ；ｌ＋＋） ｛ ＰT (l) ＝０ ｝ ＰT (j) ＝ＰT
【００８３】 ／* ……ホップ回数を減少…… *／ for （ｈ＝ｈf ；ｈ＞０；ｈ−−） ｛ PrinLinks ＝｛｝; ／* 主リンク・リストを空リストに初期化 *／ for(ｌ＝０；ｌ＜Ｎ；ｌ＋＋） ｛ for（ｋ＝０；ｋ＜Ｎ；ｋ＋＋） ｛ if(Ａ'(k,l)＝１）then ｛ if(Ｄi (k,h-1)+ｄki＜ＰT (l))then ｛ PrinLinks＝PrinLinks ∪｛(k,l) ｝ ｝ ｝ ｝ ｝ Principal ＝Principal ∪ PrinLinks；
【００８４】 ／* 累積された遅延最大ＰT を今更新* ／ for(k,l)in PrinLinks ｛ ＰT (k) ＝max[ＰT (k),ＰT (l) −ｄ′kl]; ｝ ｝ return Principal;
【００８５】
【発明の効果】本発明は、以上説明したように構成した
ことにより、高速ネットワークの２ノード間の経路選択
の際、最少ホップ回数及び最短の経路長を有する最適経
路を選択しうるようにしたことにより、通信の過密化を
回避し、ネットワークのスルーブットを向上させること
ができる。
【図面の簡単な説明】
【図１】本発明の経路判別システムを使用しうるパケッ
ト通信ネットワークの概略ブロック図
【図２】図１のパケット通信ネットワークに送信するこ
とができるデータ・パケットのヘッダを表わす概略図
【図３】パケットが図１のネットワークに入る入力点に
おける典型的な決定点のブロック図
【図４】最適経路の計算に使用される図３に示すような
各決定点のトポロジ・データ・ベースの一部を表形式で
示す図
【図５】本発明の経路計算処理手順の全体的フローチャ
ート
【図６】図５の処理手段のフェーズ１を示す更に詳細な
フローチャート
【図７】図５の処理手段のフェーズ２を示す更に詳細な
フローチャート
【図８】図５の処理手段のフェーズ１のルーチンＡの更
に詳細なフローチャート
【図９】図５の処理手段のフェーズ１のルーチンＢの更
に詳細なフローチャート
【図１０】図８のルーチンＡに使用される探索アルゴリ
ズムの詳細なフローチャート
【符号の説明】
１０ パケット送信システム １１ ネットワーク・ノード １２ エンド・ノード ３０，３１，３２ ユーザ・アプリケーション・アダ
プタ ３３ パケット交換ファブリック ３４，３５，３６ 送信アダプタ ３７ 経路指定制御装置 ３８ ネットワーク・トポロジ・データ・ベース
───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (72)発明者 ジーン・シュー−チュン・チン アメリカ合衆国10510、ニューヨーク州、 ブライアークリフ・マノア、ノース・ステ ート・ロード、91番地 (72)発明者 チー−セン・チョウ アメリカ合衆国10562、ニューヨーク州、 オーシニング、プロスペクト・アベニュ ー、26番地 (72)発明者 ロッシュ・ゲイリン アメリカ合衆国10598、ニューヨーク州、 ヨークタウン・ハイツ、セニック・ビュ ー・第４エイチ、ロッシャムビュー・ドラ イブ、（番地なし) (72)発明者 レベント・ガン アメリカ合衆国27707、ノース・カロライ ナ州、ダーハム、スワーツモア・ロード、 4324番地 (72)発明者 アントニイ・マングチェン・リー アメリカ合衆国10603、ニューヨーク州、 ホワイト・プレインズ、アパート・２ビ ー、レイク・ストリート、11番地 (72)発明者 テオドア・イー・テジジャント アメリカ合衆国27513、ノース・カロライ ナ州、キャリイ、タスマン・コート、106 番地

Claims (10)

    【特許請求の範囲】
  1. 【請求項１】 パケット通信システムにおいて、データ
    ・パケットを送受信する第１の複数のパケット交換ノー
    ドと、 前記パケット交換ノード対を相互に接続する第２のより
    多い複数の送信リンクと、 前記パケット通信システムのパケット発信元ノードと前
    記パケット通信システムのパケット受信先ノードとの間
    の最適経路を判別する手段とを含み、 前記最適経路判別手段は、前記発信元ノードと前記受信
    先ノードとの間の事前選択しきい値以下の最短送信遅延
    と最少ホップ回数とを含む主経路の識別手段と、 前記主経路の識別を使用して前記発信元ノードと前記受
    信先ノード間の最適経路を判別する手段と、 前記最適経路の送信遅延を事前選択しきい値に限定する
    手段とを含むことを特徴とするパケット通信システム。
  2. 【請求項２】 前記最適経路判別手段は修正ベルマン−
    フォード・アルゴリズムから成ることを特徴とする請求
    項１記載のパケット通信システム。
  3. 【請求項３】 前記送信遅延を限定する手段は前記送信
    リンクの対応する１つに使用可能な非割振帯域幅に依存
    する重み付け関数に従って各前記送信リンクを重み付け
    する手段を含むことを特徴とする請求項１記載のパケッ
    ト通信システム。
  4. 【請求項４】 前記送信遅延を限定する手段は次の方程
    式 【数１】 により各前記送信リンクを重み付けする手段を含むこと
    を特徴とする請求項１記載のパケット通信システム。
  5. 【請求項５】 送信リンクによって相互接続されたパケ
    ット交換ノードを含むパケット通信システム用経路制御
    装置であって、 最少ホップ回数と、前記パケット通信システムにおける
    発信元ノードと受信先ノード間の所定のしきい値以下の
    最短送信遅延とを含む主リンク識別手段と、 前記主リンク識別手段に応答して前記発信元ノードと受
    信先ノード間の最適経路を判別する手段と、 前記最適経路の送信遅延を事前選択しきい値に限定する
    手段とを含むことを特徴とする経路制御装置。
  6. 【請求項６】 前記送信遅延を限定する手段は次の方程
    式 【数２】 により各前記送信リンクを重み付けする手段を含むこと
    を特徴とする請求項５記載の経路制御装置。
  7. 【請求項７】 パケット通信システムの経路を判別する
    方法であって、 前記パケット通信システムにおいてデータ・パケットを
    送受信する第１の複数のパケット交換ノードを第２のよ
    り多い複数の送信リンクと相互接続し、 最少ホップ回数と、前記パケット通信システムにおける
    発信元ノードと受信先ノード間の所定のしきい値以下の
    最短送信遅延とを含む主経路を識別し、 前記主経路の識別を使用して前記発信元ノードと受信先
    ノード間の最適経路を判別し、 前記最適経路の送信遅延を事前選択しきい値に限定する
    各工程を含むことを特徴とする経路判別方法。
  8. 【請求項８】 前記主経路識別工程は修正ベルマン−フ
    ォード・アルゴリズムを使用することを特徴とする請求
    項７記載の経路判別方法。
  9. 【請求項９】 前記送信遅延を限定する工程は前記送信
    リンクの対応する１つに使用可能な非割振帯域幅に依存
    する重み付け関数に従って各前記送信リンクを重み付け
    する工程を含むことを特徴とする請求項７記載の経路判
    別方法。
  10. 【請求項１０】 前記送信遅延を限定する工程は次の方
    程式 【数３】 により各前記送信リンクを重み付けする工程を含むこと
    を特徴とする請求項７記載の経路判別方法。
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