JPH07231322A - 通信網分離設計方式とその管理方式 - Google Patents

Abstract

(57)【要約】 【目的】 物理網と論理網から構成される通信網の設計
方式と管理方式に関し、簡単な手順でトラヒック変動に
柔軟に対応できる設計方式と、パス接続要求やパス容量
変更要求に対して適合する通信経路の選択を高速化する
管理方式との提供を目的とする。 【構成】 設計方式では物理網と論理網のトポロジをト
ラヒック条件と独立して定める手段１，２と、トラヒッ
クの長期需要、現実の要求にそれぞれ基づいて物理網
内、論理網内のパス容量を定める手段３，４とを備え
る。管理方式では限定された迂回経路候補を登録する手
段７と仮想パス接続要求に適合する迂回経路の有無を判
定する手段６を備え、さらに通信経路の始点ノード内
に、通信経路を構成する各リンクの空き容量の値によっ
てパス容量変更可否を判定する手段１０を備える。

Description

【発明の詳細な説明】

【０００１】

【産業上の利用分野】本発明は物理網と論理網とから構
成される通信網の設計方式と、設計された通信網の管理
方式に関する。この設計方式では、通信網のトポロジと
容量とを独立して設計することによって、トラヒック変
動などに対して簡単な設計手順で柔軟、かつ迅速に対応
できるようにすることを目的とし、また管理方式では仮
想パスの接続要求に対して、その要求に適合する通信経
路の探索に必要とする時間を短くすることと、通信経路
の容量変更要求に対してその通信経路の両端のノードの
間に複数個定義された仮想パスを高速に選択して、容量
の変更を可能とすることを目的とする。

【０００２】

【従来の技術および発明が解決しようとする課題】この
発明が出願される背景には、次世代通信網として注目
されているＡＴＭ網には論理網の概念が導入されたこと
と、論理網のトポロジと容量設定には柔軟性があり、
それぞれ独立に制御することができることと、通信網
規模の増大と通信サービスの多様化が進むにつれ、通信
網に収容されるトラヒック需要およびその特性を正確に
予測するのが困難になり、かつ、それらの値が常に変動
していることが挙げられる。

【０００３】よって、従来のような特定のトラヒックパ
ターンに基づいた複雑な最適設計法は有効とは言えず、
様々なトラヒック条件に柔軟に対応できるようなシンプ
ルでかつ柔軟な網設計法が要求される。また、このよう
な通信網設計においては、物理網と論理網の両方を設計
する必要があるため、両者の機能分担を考慮に入れ、で
きるだけ簡単な網設計手法が望まれる。

【０００４】物理網と論理網より構成される通信網に対
する従来の設計手法は、特定のトラヒック条件と要求品
質に基づいて論理網を先に最適設計し、その結果を踏ま
えて物理網の最適収容設計を行うため、トラヒック条件
やサービス要求品質に変動があった場合に上記の設計サ
イクルを最初から見直さなければならず、トラヒック変
動などに柔軟に対応できない問題点があった。

【０００５】また、網設計自体も、物理網と論理網のそ
れぞれのトポロジと容量を同時に最適設計する必要があ
るため、設計アルゴリズムはかなり複雑になってしま
い、トラヒック条件の変化などに対して迅速に対応でき
ない問題点もあった。

【０００６】さらに、トラヒック条件の正確な予測自体
も情報通信技術の発展と共に困難になっていくと考えら
れるため、特定のトラヒック条件に基づいた最適設計手
法自体も有効とは言えなくなるという問題点もあった。

【０００７】次に、例えば設計された通信網における通
信需要への対応、すなわち通信網管理方式に関する従来
技術を説明する。従来の通信網において、物理網という
概念しかなく、しかも、物理網を構成する接続ノードに
は総括局、中心局、集中局、端局というようにハイアラ
ーキが決まっており、原則的には、中心局は総括局にス
ター状に接続され、集中局は中心局にスター状に接続さ
れ、端局は集中局にスター状に接続され、総括局間がメ
ッシュ状に接続されていた。この構成は、通信システム
を構成するためのコストにおいて伝送路コストが支配的
であったために、伝送路コストを低減させる目的に合致
したものであった。しかも、かつては、情報を運ぶメデ
ィアが単一であり、情報量の変化が少ないためにトラヒ
ック量の予測も容易であったので、上記のような網で通
信需要に対して十分に対応可能であった。

【０００８】比較的最近になって、データ伝送、ファク
シミリ伝送の需要が出てきたが、その時期にもサービス
毎に網を整備する方法がとられていた。電話網のディジ
タル化と並行してデータ伝送、ファクシミリ伝送の需要
が増加し、又、テレビ会議などの広帯域通信の需要が出
てきたが、トラヒックの多くは電話網の基本単位である
64Ｋb/s 以下のサービスが占めているので、Ｎ−ＩＳＤ
Ｎにおいては64Ｋb/s を中心に、一次群速度までを扱え
るように設計されている。

【０００９】しかし、情報通信が社会生活、産業活動な
どの分野で広く利用されるに従い、ユーザの通信に対す
る要求は、ＬＡＮ間通信、大容量ファイル転送、ＨＤ
ＴＶ、ＣＡＴＶなどの高速な通信サービスの要求、単
一メディア通信サービスからマルチメディア通信サービ
スへの要求、より柔軟な通信サービスへの要求等、高
度化しており、新しい概念、新しい機能の通信網が必要
になってきた。

【００１０】一方、光伝送技術が進展・普及し、かつて
のように伝送路コストが通信システムのコストを支配す
る時代ではなくなりつつあり、通信事業者にとって、今
後は通信ノードの合理化が重要課題になってきている。

【００１１】このような、両面からの要求を勘案して、
Ｂ−ＩＳＤＮにおいては所要帯域が大幅に異なる複数の
メディアを統合的に扱うことができるＡＴＭ（Asynchro
nousTransfer Mode) 方式の採用が検討されており、一
部は国際的にも基準が勧告されている。

【００１２】このＡＴＭ方式には次の特徴がある。 （１）仮想パスの概念が導入され、シンプルで柔軟な網
を構成できる。即ち、通信網が物理網と論理網とで構成
され、論理網の設計には柔軟性がある。 （２）ユーザは網が提供する複数のサービス品質の中か
ら一つを指定して通信の申請（発呼）を行い、網がそれ
の受け付け可否を判定する。

【００１３】そして、マルチメディア化によりトラヒッ
ク需要の予測が困難になる。従って、ＡＴＭ方式を採用
した通信網においては、通信網の設計・管理に全く新し
い方式を実現し、トラヒック需要の予測が困難な状況の
中で、ＡＴＭ方式の特徴である柔軟で効率のよいリソー
ス管理を行うことが重要である。

【００１４】例えば、ＡＴＭ網の管理上で大きな問題と
なるのは、網内の任意のノード間に通信経路、例えば仮
想パスコネクションを１本のみしか設けないか、あるい
は網に対するトラヒック需要に応じて他の経路、すなわ
ち迂回パスコネクションを許すかという点である。

【００１５】仮想パスコネクションを１本のみしか設け
ない場合には、トラヒック条件の変化に対して新たな伝
送リンクを探索せずに、所定伝送リンク上の容量の増減
で対応することになる。これは、マルチメディアのトラ
ヒックを収容する大規模な通信網にとって、通信網のシ
ンプルさの観点からは有効な方式である。

【００１６】しかし、網効率の面から考えると、実際に
各通信ノードに加わるトラヒック負荷が不均衡であり、
且つ、バースト性が存在するため、迂回伝送リンクがな
い故に、異なる呼の間のサービス品質が不公平になると
いう問題と、或る伝送リンクのみのビジーのために他の
伝送リンクに空きがあっても通信できずに、網効率が低
下するという問題が生ずる。

【００１７】一方、上記の問題を解決するために、所定
伝送リンクに収容しきれない通信接続要求に対して、全
ての通信可能な伝送パスコネクションへの迂回を許容す
ると、網の大規模化につれて迂回伝送パスコネクション
の選択に多大な時間と制御量を費やし、逆にトラヒック
変化などに柔軟に対応できないという問題が生ずる。

【００１８】更に、例えばＡＴＭ網において任意のノー
ド間に迂回経路、すなわち限定された数の通信経路、例
えば仮想パスを設ける場合にも、あるノード間の通信容
量変更要求に対しては、その変更要求を満足する通信経
路を複数の通信経路の中から選択するための一義的な方
法が無く、例えば経験的に迂回経路を選択するために時
間を要すると言う問題点があった。

【００１９】本発明の第１の目的は通信網設計方式に関
するものであり、短期的なトラヒック要求量の変動と、
長期的なトラヒック需要の変化の両方に対して、簡単な
設計手順で柔軟、かつ迅速に対応できる通信網設計方式
を確立することである。

【００２０】発明の第２の目的は、通信網が大規模化し
ても、仮想パスの接続要求に対する呼損率を許容範囲内
に収めながら、迂回通信経路の探索に必要とする時間を
短くできる通信網管理方式を提供することである。

【００２１】本発明の第３の目的は、任意のノード間に
おける通信容量変更要求に対して、そのノード間に存在
する複数の仮想パスのうちで、容量変更要求に対応でき
る仮想パスを高速に選択することを可能とする通信網管
理方式を提供することである。

【００２２】

【課題を解決するための手段】図１は本発明の第１の目
的を解決するための第１の実施例の原理ブロック図であ
る。同図は物理網と論理網とから構成される通信網にお
いて、物理網および論理網のトポロジ、すなわち網形態
と、容量との独立設計を可能とする通信網設計方式の原
理ブロック図である。

【００２３】図１において物理網トポロジ設計手段１は
通信網のトラヒック条件とは独立して物理網のトポロジ
を定め、また論理網トポロジ設計手段２は同様にトラヒ
ック条件と独立して論理網のトポロジを定める。

【００２４】また物理網容量設定手段３は通信網のトラ
ヒックの長期需要、例えばユーザによって与えられ、１
０年あるいは１５年というように長期間先まで見越した
長期需要に基づいて、物理網トポロジ設計手段１によっ
てトポロジが定められた物理網内の物理伝送路の容量を
定め、更に論理網容量設定手段４は通信網における現実
のトラヒック要求、例えば発呼時にユーザから申告され
るトラヒック呼量、通信速度のピーク値などに基づい
て、論理網トポロジ設計手段２によってトポロジが定め
られた論理網内の仮想パスの容量を定める。

【００２５】図２は本発明の第２の目的を解決するため
の第２の実施例の原理ブロック図である。同図は前述の
第２の目的、すなわち仮想パスの接続要求に対して、要
求に適合する通信経路の探索に必要な時間を短縮すると
いう目的を達成するための通信網管理方式の原理ブロッ
ク図である。

【００２６】図２において帯域管理手段５、通信経路接
続要求受付可否判定手段６、および迂回経路候補登録手
段７は、物理網と論理網から構成される通信網内の各ノ
ードに設けられる。帯域管理手段５は、物理網内での自
ノードから隣接ノードへの物理伝送リンクの帯域を、共
用帯域と留保帯域とに分割して管理するものである。こ
こで留保帯域は、例えば音声や画像などのように即時性
を必要とする通信のように、優先度の高い通信に使用さ
せるための帯域であり、また共用帯域は通信の優先度に
無関係に使用される帯域である。

【００２７】通信経路接続要求受付可否判定手段６は、
自ノードが発ノードとなる通信経路の接続要求に対し
て、その接続が要求された通信の優先度が低い時には前
述の共用帯域のみを対象として、また優先度が高い時に
は共用帯域と留保帯域との合計を対象として、その接続
要求に対する受付可否の判定を行うものである。

【００２８】更に迂回経路候補登録手段７は、前述の自
ノードが発ノードとなり、かつ接続要求に示された終端
ノードまでの複数の通信経路、すなわち、迂回経路を含
む複数の通信経路の候補をあらかじめ登録し、前述の通
信経路接続要求に対する受け付け可否の判定に当たっ
て、その通信経路候補を通信経路接続要求受付可否判定
手段６に与えるものである。

【００２９】図３は本発明の第３の目的を解決するため
の第３の実施例の原理ブロック図である。第３の目的
は、前述のように通信容量の変更要求に応じて、ノード
間に複数定義された通信経路のうちで容量変更要求を満
足する通信経路を高速に選択可能とすることであり、図
３はそのための通信網管理方式の原理ブロック図であ
る。

【００３０】図３において、情報パケット送出手段８
は、物理網と論理網とから構成される通信網内の複数の
ノードのうちで、１つの通信経路の終点となるノード内
に設けられ、また空き容量情報追加手段９はその通信経
路上の各中継ノード内に設けられ、更に容量変化判定手
段１０は通信経路の始点となるノード内に設けられる。

【００３１】情報パケット送出手段８は、任意のノード
を経由して設定されている通信経路と逆向きに、その通
信経路の始点のノードに向かって、例えば定期的にその
通信経路上での空き容量情報を伝えるための情報パケッ
トを送出するものである。また空き容量情報追加手段９
は通信経路の終点のノード、または隣接する中継ノード
から受け取った情報パケットに、その終点のノード、ま
たは隣接する中継ノードに向かう通信経路における空き
容量の情報を追加し、その通信経路と逆向きに通信経路
の始点ノードに向かって、そのパケットを送出するもの
である。

【００３２】更に容量変化判定手段１０は、その通信経
路の終点のノードから各中継ノードを経由して送られて
きた情報パケットの内容に基づいて、その通信経路の通
信容量変更要求の受け入れの可否を判定するものであ
り、この容量変化判定手段１０の判定結果に応じて、通
信容量変更要求に対して、その変更要求を満足する通信
経路が選択される。

【００３３】

【作用】第１の実施例においては物理網のトポロジは図
１の物理網トポロジ設計手段１によって設計され、その
容量は物理網容量設定手段３によって設定される。一
方、論理網のトポロジは論理網トポロジ設計手段２によ
って設計され、その容量は論理網容量設定手段４によっ
て設定される。その結果第１の実施例としての通信網設
計方式は次の(1) 〜(3) の３つの特徴を持つ。 (1) まず、物理網設計と論理網設計を分離し、物理網は
トラヒックの長期需要に合わせて設計し、また、論理網
は実トラヒック要求に合わせて設計することによって、
トラヒックの長期需要と一時的な要求にそれぞれ柔軟に
対応でき、かつ、それらの変動に対してはそれぞれ物理
網と論理網の再設計のみで対応できるため、網のトラヒ
ック変動に対する柔軟性が高められるのみならず、網設
計自体も簡単になる。 (2) 次に、物理網の設計をさらにそのトポロジと容量設
計に分離し、トポロジはトラヒック条件に独立して設計
し、その容量はトラヒック長期需要に合わせて設計する
ことによって、物理網トポロジはトラヒック条件に影響
されることなく安定な状態を保つことが出来るととも
に、トラヒック長期需要の変化に対しては、物理網トポ
ロジを変更することなく、その容量の再設計のみで対応
できるため、より簡単な設計手順でそうしたトラヒック
変動に網が迅速に対応することも可能となる。 (3) さらに、論理網の設計もそのトポロジと容量設計に
分離し、トポロジはトラヒック条件に独立して先に設計
し、その容量は実トラヒック要求量に合わせて随時に設
計することによって、論理網トポロジはトラヒック条件
およびその変動に影響されることなく安定な状態を保つ
ことが出来るとともに、論理パスの設定要求または切替
え要求に対しては、必ずしも複雑な経路選択制御を必要
とせず、その容量の設計のみでも対応できるため、網は
より簡単な設計手順でそうしたトラヒック変動に迅速に
対応することも可能となる。

【００３４】以上のように第１の実施例においては、物
理網と論理網とで構成される通信網において、網のトポ
ロジはトラヒック条件に独立して設計される。また網の
容量はトラヒックの長期需要、または現実のトラヒック
要求量に合わせて設定される。

【００３５】第２の実施例においては、通信網のトポロ
ジとしては例えば最も余裕のあるメッシュ構造が採用さ
れ、物理伝送コネクションの帯域が分割して管理され
る。また、迂回通信経路の選択に当たっては、選択可能
な迂回経路の数に制限が加えられる限定迂回ルーティン
グ方式が適用される。

【００３６】端末からのデータに対しては、例えば流量
監視部によって申告通りの流量であるか否かの監視を受
けた後に、例えばセルフルーティングスイッチによって
仮想パスリンクが決定され、出力回線バッファを経由し
て中継線に通信データが送出される。この間、仮想パス
の宛先、通信速度、要求品質などのデータが端末から通
信経路接続要求受付可否判定手段６に伝達され、通信経
路接続要求受付可否判定手段６は帯域管理手段５のデー
タを参照して、その仮想パスが要求する通信品質を提供
できる帯域があるか否かを判定し、その仮想パスの接続
要求を受け付けるか否かを決定する。

【００３７】第３の実施例においては、通信網内で定義
されている各通信経路の終点のノードで情報パケットが
定期的に作成され、各通信経路の始点のノードに向けて
送り出される。各通信経路の中継ノードにおいては、例
えば自ノードの識別子と、自ノードからの出力リンクの
うちで該当する通信経路に属するリンクの空き容量情報
をパケットに追加し、更に通信経路の始点のノードに向
かって送り出す。通信経路の始点のノードでは、この情
報パケットを受け取って自ノード内にある、例えば空き
容量テーブルに書き込み、通信経路に対する容量変更の
要求が発生した時、このテーブルの格納内容を用いて、
宛先ノードまでの複数の通信経路の中から、例えば順番
に空き容量を調べて容量変更が可能か否かを判定し、変
更が可能と判定された経路を選択して、容量変更が行わ
れる。

【００３８】

【実施例】本発明の第１の目的、すなわち物理網と論理
網とのトポロジと容量との独立設計を可能とする通信網
設計方式の確立を実現する実施例を第１の実施例として
説明する。

【００３９】図４は第１の実施例における通信システム
としての必要機能とその相互関係を示す。同図におい
て、通信システムにおける必要機能は論理網１１と物理
網１２、およびこれらの網の動作を制御するための制御
網１３から構成される。論理網１１は論理網を構成する
多数の仮想パス１４の両端に設けられ、通信端末などを
収容する交換機１５によって構成される。また物理網１
２は光ケーブルなどの物理伝送リンク１６、および物理
伝送リンク１６の終端、または結合点としてのクロスコ
ネクト１７から構成され、更に制御網１３は論理網１
１、物理網１２を統合して制御するために、例えば地域
的に設けられる複数の網設計管理センタ１８と、それら
を結ぶ信号線によって構成されている。

【００４０】論理網１１、および物理網１２を統合して
制御するための網設計管理センタ１８の内部には、通信
網のトラヒック条件に独立して物理網のトポロジを設計
する物理網トポロジ設計部２１、同様にトラヒック条件
に独立して論理網トポロジを設計する論理網トポロジ設
計部２２、トラヒックの長期需要に基づいて物理網の容
量を定める物理網容量設定部２３、および通信網におけ
る実際のトラヒック要求に基づいて論理網の容量を定め
る論理網容量設定部２４が設けられている。

【００４１】そして物理網容量設定部２３にはトラヒッ
ク長期需要入力部２５とトラヒック長期需要変化検出部
２７が接続され、トラヒック長期需要入力部２５から入
力されるトラヒック長期需要に基づいて物理網容量設定
部２３によって物理網容量の設定が行われる。ここでト
ラヒックの長期需要とは通信網を設計するにあたりユー
ザから与えられる要求条件に相当し、いわゆる網構築の
長期計画において指定される値であり、具体的には１０
年、あるいは１５年先のトラヒック需要を見込んだ大ざ
っぱな予測によって設定される。例えば１０年後にノー
ドＡとノードＢの間の通信のトラヒック量が５０アーラ
ンであり、通信速度のピーク値は１５０Ｍｂ／ｓであ
り、サービス要求品質としての呼損率は例えば１０^-3以
下であるという予測が立てられた場合に、それらの値に
応じてトラヒックの長期需要が設定される。

【００４２】トラヒック長期需要の変化はトラヒック長
期需要変化検出部２７によって検出され、その変化量が
ある規定値を越えた場合に物理網容量設定部２３に対し
て物理網容量の再設定が要求される。このトラヒック長
期需要の変化検出は、例えば半年毎に物理伝送路の利用
率を検出することによって行われる。物理網容量設定部
２３によって設定された伝送路の容量は網設計管理セン
タ１８内部のメモリに記憶され、また論理網容量設定部
２４によって設定された仮想パスの容量も同様にメモリ
に記憶されているために、例えば半年毎の一定周期で仮
想パス収容による物理伝送路の使用帯域を検出し、それ
を物理伝送路の容量で割ることにより、物理伝送路の利
用率が求められる。

【００４３】論理網容量設定部２４には実トラヒック要
求入力部２６と実トラヒック要求変動検出部２８が接続
され、実トラヒック要求入力部２６から入力される現実
のトラヒック要求に基づいて論理網容量が設定される。
ここで実トラヒック要求とは一日、または半日というよ
うなタイムスケール内でのトラヒック要求量や、ユーザ
から呼接続要求時にコールバイコールに出されるトラヒ
ック要求量のことであり、具体的には呼の発呼時にユー
ザから網に申告されるトラヒック呼量、通信速度のピー
クとその平均値、呼損率のような呼の品質、セル廃棄
率、およびセル遅延時間のようなセルレベルの通信品質
などに相当する。

【００４４】実トラヒック要求変動検出部２８による検
出は前述の呼損率、セル廃棄率、またはセル遅延時間な
どの監視を実際に行うことによって実行されるが、その
詳細については後述する。これらの呼損率、セル廃棄
率、またはセル遅延時間が規定値を上回る時には、論理
網容量設定部２４によって論理網容量の再設定が行われ
る。

【００４５】図５は通信網の具体例としての非同期転送
モード（ＡＴＭ）網における機能配備を、図４と対応さ
せて示したものである。図５において、端末３０から仮
想チャネル識別子（ＶＣＩ）、および仮想パス識別子
（ＶＰＩ）が付加されてＡＴＭ交換機１５に入力された
ＡＴＭセルは、物理網および論理網を構成する伝送路、
クロスコネクトを介して受信側の端末３０が接続された
ＡＴＭ交換機１５に送られ、受信側の端末３０に出力さ
れる。仮想パスに対する終端機能はＡＴＭ交換機１５に
対応して設けられ、これらの終端機能の間のパスにおい
ては、ＡＴＭセルが仮想パス識別子（ＶＰＩ）によって
識別されて伝送される。ＡＴＭ交換機、およびＡＴＭク
ロスコネクト１７を制御するネットワークオペレーショ
ンシステム１８は、図４における網設計管理センタ１８
と同じものである。

【００４６】図６は物理網と論理網におけるコネクショ
ンとリンクの概念、およびＡＴＭ網との対応の説明図で
ある。同図(a) は物理網と論理網におけるコネクション
とリンクの概念を示し、論理網における仮想パスコネク
ションは複数の仮想パスリンクの接続によって構成さ
れ、また物理網においては論理網における仮想パスリン
クに対応する物理伝送パスコネクションは複数の物理伝
送リンクの接続によって構成される。

【００４７】図６(b) はＡＴＭ網の基本構造を示す。Ａ
ＴＭレイヤでは、ユーザ端末ＴＥ相互間は仮想チャネル
（ＶＣ）コネクションとして複数のＶＣリンクの接続に
よって構成され、図５で示したＡＴＭ交換機相互間の仮
想パス（ＶＰ）コネクションは複数のＶＰリンクの接続
によって構成される。一方、物理レイヤにおいては、Ａ
ＴＭレイヤにおけるＶＰコネクション内のＡＴＭクロス
コネクト間の物理伝送パスコネクションが複数の物理伝
送リンクの接続によって構成される。

【００４８】本発明で扱われる論理網は、物理伝送路網
上に構築されるものであり、その経路は物理的な番号に
よって識別され、その容量はパラメータによって仮想的
に割り当てられる論理的なネットワークであり、ＡＴＭ
網のＡＴＭレイヤにおけるＶＣ／ＶＰ網に相当する。一
方、物理網は伝送パスに相当し、物理レイヤにあたる。

【００４９】図７はネットワークオペレーションセンタ
（網設計管理センタ）の実施例の構成ブロック図であ
る。同図においてネットワークオペレーションセンタは
回線設計部３１、回線制御部３２、交換機またはクロス
コネクトから入力される信号を処理する信号処理部３
３、交換機またはクロスコネクトに出力する信号を処理
する信号処理部３４、トラヒックの長期需要に関するデ
ータを格納するデータベース３５、および主としてトラ
ヒックの短期需要に関するデータを格納するデータベー
ス３６から構成されている。

【００５０】データベース３５には、ユーザから直接
に、および交換機またはＸＣから信号処理部３３を介し
て与えられるトラヒック長期需要に関するデータに加え
て、例えば物理網におけるクロスコネクトに対応するノ
ードの数やノード間の距離が格納され、データベース３
６にはトラヒックの短期需要、すなわち通信網における
実トラヒック要求に加えて、長期需要の変化を示す物理
伝送路容量利用率、短期需要の変動を示す呼損率、セル
廃棄率、およびセル遅延時間の測定値などが格納されて
いる。

【００５１】回線設計部３１は、データベース３５の格
納内容などに応じて物理網トポロジ設計アルゴリズムを
実行するＣＰＵ４１（図４の物理網トポロジ設計部２
１に相当）、物理網容量設計アルゴリズムを実行するＣ
ＰＵ４３（物理網容量設定部２３に相当）、トラヒッ
ク条件と独立して論理網を設計する論理網トポロジ設計
アルゴリズムを実行するＣＰＵ４２（論理網トポロジ
設計部２２に相当）、およびデータベース３６に格納さ
れているトラヒック短期需要などを用いて論理網容量設
計アルゴリズムを実行するＣＰＵ４４によって構成さ
れている。

【００５２】更に回線制御部３２は、物理網および論理
網の設計結果と再設計判定基準を格納するデータベース
４５、データベース３６が出力する長期需要の変化を示
す物理伝送路容量利用率、短期需要の変動を示す呼損
率、セル廃棄率、およびセル遅延時間の測定値とデータ
ベース４５内の設計結果とを比較する比較回路４６、比
較回路４６の出力をデータベース４５内の再設計判定基
準と比較して再設計要求が必要か否かを判定する判定回
路４７、および判定回路４７の出力に応じて再設計要求
信号を発生する回路４８から構成されている。

【００５３】図８は本発明における網設計方式の全体処
理フローチャートである。同図において、まずステップ
（Ｓ）１においてトラヒック条件に独立して論理網のト
ポロジが設計される。この論理網トポロジは、最も一般
的な場合には全てのノード間が結合されるメッシュ状の
トポロジであるが、特定の２つのノード間に通信が行わ
れないことがはっきりしている場合にはそのノード間の
結合は当然省略される。

【００５４】続いて、Ｓ２で、図４における物理網１２
内のクロスコネクト１７の数としてのノード数とノード
間距離とに基づいて、トラヒック条件に独立して物理網
トポロジが設計される。続いてこの物理網トポロジの設
計について詳細に説明する。

【００５５】図９はＳ２における物理網トポロジ設計処
理の詳細フローチャートである。同図においてまずＳ１
０において、クロスコネクトとしてのノード数Ｎ、各ノ
ード間の距離Ｌ_ij、および各クロスコネクトが収容でき
る最大伝送リンク数Ｍが入力され、Ｓ１１でノード数が
Ｎ、リンク数がＮ−１であるような網トポロジの組み合
わせが抽出される。このＳ１１以降の処理について図１
０、図１１を用いて説明する。

【００５６】図１０は４つのノードによって構成される
４点ノード網における物理網トポロジの例である。同図
はノード数Ｎが４、リンク数Ｎ−１＝３であるような網
トポロジの２種類を示している。

【００５７】これに対して、図１１は６点ノード網とし
ての物理網の３種類の網トポロジを示し、ここではノー
ド数が６であるためにリンク数が５本の網トポロジが示
されている。

【００５８】図９のＳ１２で、各クロスコネクトが収容
できる最大伝送リンク数Ｍを越えたクロスコネクトが存
在する網トポロジがＳ１１で抽出された組み合わせの中
から除去される。Ｍ、すなわち１つのクロスコネクトが
収容できる最大伝送リンク数を‘３’とすれば、図１１
(b) に示すスター型の網トポロジは６点ノード網に対す
る網トポロジから除去される。

【００５９】続いてＳ１３で、すでに図８のＳ１で設計
された論理網トポロジに対応して仮想パス（ＶＰ）リン
ク数の総和が計算される。ここでは簡単のために、Ｓ１
においてメッシュ状の論理網が張られたものと仮定し、
図１０、図１１における各ノード間のＶＰコネクション
を構成するＶＰリンク数の総和の計算について説明す
る。

【００６０】ＶＰリンクとはある２つのノード間のＶＰ
コネクションを構成する、一般に複数のリンク（両端に
ノードを持つリンク）を意味し、例えば図１０(a) のノ
ードＢとＤの間のＶＰコネクション上でのＶＰリンクは
ＢＡ間、ＡＣ間、およびＣＤ間の３本となる。そこでま
ずノードＡを基準として考え、ＡＢ間のＶＰリンク数は
１本、ＡＣ間は１本、ＡＤ間は２本となる。次にノード
Ｂを基準として考えると、すでにＢＡ間はノードＡを基
準として考えた時にＡＢ間としてカウントされているの
で、このＶＰコネクションに対してはリンク数をカウン
トせず、ＢＣ間のコネクションに対して２本、ＢＤ間の
コネクションに対して３本となる。更にＣを基準として
考えると、ＣＤ間のコネクションに対してリンク数は１
本となり、図１０(a) におけるＶＰリンク数の総和は１
０本となる。これに対して図１０(b) に対してはＶＰリ
ンク数の総和は９本となる。

【００６１】図９のＳ１３でＶＰリンク数の総和の計算
が終了すると、Ｓ１４でその総和が最小となるような網
トポロジがＳ１１で抽出された組み合わせの中から選択
される。図１０においては(b) のスター型が選択され、
図１１においては(c) のスター型の結合の網トポロジが
選択される。

【００６２】続いてＳ１５において実際の網トポロジに
おけるノードの配置が決定される。例えば図１１におい
て(c) に示すスター型の結合がＳ１４において選択され
たが、物理網としての物理伝送リンクの総距離はスター
型の頂点としてのノードＡ、およびＤの位置に他のノー
ド、例えばＢやＣがきた場合には異なってくるので、そ
の総距離が最小となるような実際のノード配置が選択さ
れる。図１２はその総距離最小の網トポロジ選択処理の
フローチャートである。

【００６３】図１２においてまずＳ１６で物理網トポロ
ジの候補とノード間の距離Ｌ_ijが入力され、Ｓ１７でノ
ードｉとｊの間に直通リンクが存在する時にα_ijの値が
‘１’、直通リンクが存在しない時に‘０’とされ、Ｓ
１８でα_ijとノード間距離Ｌ _ijとの積の総和が物理伝送
リンクの総距離として算出され、Ｓ１９でその総和が最
小になるような候補が選択される。

【００６４】例えば図１０において(b) のスター型の網
トポロジに対して物理伝送リンクの総距離が計算され
る。図１３は図１０における各ノード間の距離Ｌ_ijを示
す。図に示すようにノードＡを上位ノードとする場合に
はα_ijの値はＡＢ間、ＡＣ間、およびＡＤ間に対して
‘１’、ＢＣ間、ＢＤ間、およびＣＤ間に対して‘０’
となり、物理伝送リンクの総距離は１１キロメートルと
なる。同様にノードＢ，ＣまたはＤを上位ノードにする
場合には、総距離はそれぞれ２４、２０、または１５キ
ロメートルとなる。このため、ノードＡを上位ノードと
する図１０(b) に示すトポロジがＳ１９において選択さ
れる。

【００６５】以上で図８におけるＳ２の処理、すなわち
物理網トポロジの設計が終了し、これに続いてＳ３で、
設計された物理網内の物理伝送路上に論理網トポロジに
対応して容量‘０’の仮想パス網の設定が行われる。

【００６６】Ｓ３における容量‘０’の仮想パス網の設
定について図１４を用いて説明する。図１４はノード内
に設けられるルーティングテーブルの格納内容の例であ
る。容量‘０’の仮想パスを設定するということは、通
信要求のあるノード間に仮想パスの経路のみを規定し、
規定された経路に対しては容量の割り付けを行わないこ
と、すなわち容量として‘０’を割り付けることを意味
する。図１４のルーティングテーブルにおいては、通信
要求のある他のノードへの仮想パスの終点としての宛先
ノード番号と、その仮想パスの識別番号と、その仮想パ
ス上での次のノードの番号とによって経路が指定され、
割り付けられる仮想パス容量は‘０’のままとされてい
る。通信要求に対応するパケットが到着した時には、交
換機内のヘッダ読取り装置によってパケットの宛先ノー
ド番号を読み取り、このルーティングテーブルを参照す
ることにより、パケットが経由すべき経路が選択され、
その経路にパケットが送出される。

【００６７】図８のＳ３で論理網トポロジに対応して物
理伝送路上に容量‘０’の仮想パス網が設定された後
に、Ｓ４でトラヒックの長期需要に基づいて物理伝送路
容量の設計が行われる。この物理伝送路容量の設計につ
いて図１０(b) に示す物理網トポロジに対応して図１
５、図１６を用いて説明する。図１５は単一メディアか
らのトラヒック長期需要に対応する物理伝送リンクの所
要帯域を示し、また図１６はマルチメディアからのトラ
ヒック長期需要に対応する所要帯域を示す。

【００６８】図１５に示す単一メディアの場合には、通
信要求としてのノード間の呼量、ピーク帯域、および要
求品質としての呼損率の値に対応して所要帯域が決定さ
れる。すなわち、

【００６９】

【数１】

【００７０】に示されるアーランＢ式を用いて所要帯域
が決定される。具体的には、トラヒック呼量ａに対し
て、サービス要求品質としての呼損率Ｂが満足されるよ
うに先の(1) 式に基づいて所要回線数ｓが計算され、そ
の計算結果に通信速度のピーク帯域を乗じた結果が必要
な物理伝送路帯域となる。ここで、ａ_ijはノードｉとノ
ードｊ間に通信するトラヒック呼量の長期需要値、Ｂ_ij
はノードｉとノードｊ間に通信するトラヒックの許容呼
損率、ｓ_ijはノードｉとノードｊ間のトラヒックを収容
するために必要な回線数である。

【００７１】なお、この(1) 式は文献：秋丸春夫、Ｒ．
Ｂ．クーパー通信トラヒック工学、丸善１９８５から引
用したものである。 (1) 式を用いて計算された所要帯域は図１５の最も右側
の欄に示されている。そこで例えばノードＡとＢの間の
物理伝送路容量はＡＢ間、ＢＣ間、およびＢＤ間の所要
リンク帯域の総和として与えられ、２７８Ｍｂ／ｓとな
り、同様にノードＡとＣの間の物理伝送路容量は２１８
Ｍｂ／ｓとなり、ノードＡとＤの間の物理伝送路容量は
３２０Ｍｂ／ｓとなる。

【００７２】図１６に示すマルチメディアの場合には、
上述のアーランＢ式の代わりに同一文献内の多元トラヒ
ックモデルの解析結果を適用して、所要物理伝送路容量
を決定することができる。例えば各ノード間で６４Ｋｂ
／ｓのピーク速度を要求するメディア１と、ノード間で
のピーク速度の要求値が異なるメディア２が混在する場
合に、図１６に示されるそれぞれのトラヒックの呼量、
サービス要求品質を同時に満たすように、下記の(2) お
よび(3) 式を用いて所要回線数ｓ_ijを求めることができ
る。

【００７３】

【数２】

【００７４】

【数３】

【００７５】ここでｓ_ijは６４Ｋｂ／ｓのチャネルを１
とした場合の全所要チャネル数であり、よってｓ_ij×６
４Ｋｂ／ｓは条件を満たすために必要な物理伝送リンク
の帯域となる。その計算結果は図１６の最も右側の欄に
示されており、ノードＡとＢの間の物理伝送路容量は９
０．８＋９３．５＋１０２．３＝２８６．６Ｍｂ／ｓと
なり、またノードＡとＣの間の容量は２１７．２Ｍｂ／
ｓ、ノードＡとＤ間の容量は１９９．６Ｍｂ／ｓとな
る。

【００７６】図８のＳ４での物理伝送路容量の設計が終
了すると、Ｓ５で実際のトラヒック要求、すなわち前述
の呼量、呼損率、セル廃棄率、セル遅延時間などに基づ
いて仮想パスの容量が算出され、物理伝送路上に割り付
けられる。仮想パス容量の算出には仮想帯域算出法（文
献：Ｍｉｙａｏ Ｙ．“A Dimension Scheme in ATMNet
works”，Network '92 pp.171-176、1992）が用いられ
る。

【００７７】そしてＳ６でその実トラヒック要求の変動
が監視され、Ｓ７で実トラヒック変動量が規定値を越え
たか否かが判定され、越えたと判定された時にはＳ５以
降の処理が繰り返される。

【００７８】Ｓ６における実トラヒック要求の変動の監
視は、図７で説明したようにデータベース３６に格納さ
れた呼損率、セル廃棄率、またはセル遅延時間の測定値
に基づいて行われ、変動量が規定値を越えたか否かが回
線制御部３２内の比較回路４６、および判定回路４７に
よって判定される。そこでデータベース３６に格納され
る呼損率、セル廃棄率、セル遅延時間などの検出方法に
ついて次に説明する。

【００７９】図１７は呼損率の検出を行うためのＡＴＭ
交換機の機能配備図であり、図１８は呼損率検出処理の
フローチャートである。図１７において、ＡＴＭ交換機
はその主要構成部としての自己ルーティングスイッチ５
１、自己ルーティングスイッチ５１におけるルーティン
グを制御するためのルーティングテーブル５２、端末５
３から入力されるＡＴＭセルの流量を監視する流量監視
部５４、自己ルーティングスイッチ５１から中継系に対
してＡＴＭセルを出力するための出力回線バッファ５
５、通信網における呼の受付を制御する呼受付制御部５
６から構成され、呼受付制御部５６は網内トラヒック管
理部５７によって制御される。そして端末５３からの呼
接続要求が発生するたびにその回数を計数する計数部
（カウント）５８、出力回線バッファ５５側で呼接続
要求が拒否されるたびにその回数を計数する計数部（カ
ウント）５９が備えられ、計数部には呼接続要求の
総数が記録され、また計数部には伝送路の容量不足の
ために接続できなかった呼の数が記録される。

【００８０】図１８のフローチャートにおいて、まずＳ
２１で２つの計数部のカウントとの値がクリアさ
れ、Ｓ２２で呼接続要求が発生すると、Ｓ２３でカウン
トの値が歩進され、Ｓ２４とＳ２５でその呼が仮想パ
ス上に収容できるか否かが判定され、収容できない時に
はＳ２６でカウントの値が歩進された後に、また収容
できる場合にはカウントの値を歩進することなく、Ｓ
２７で呼損率の値が計算され、Ｓ２２以降の処理が繰り
返される。ここでＳ２７での呼損率は、カウントの値
を、カウントとカウントの値の和で割ることによっ
て計算される。

【００８１】セル廃棄率の検出は呼損率の検出と同様に
行うことができる。またセル遅延時間の検出は、各交換
機においてそれぞれのセルの遅延時間を検出し、その検
出結果を網設計管理センタに信号チャネルを通じて送
り、そこで平均をとって判定することができる。これを
例えば５分間毎というように一定周期で行うことにより
セル遅延時間の検出が行われる。

【００８２】更に以上のように実トラヒックに対する測
定結果として検出を行う方法の他に、申告されたパラメ
ータに基づいて網設計管理センタで呼損率、セル廃棄
率、またはセル遅延時間を算出するためのプログラムを
一定時間間隔で起動させ、これらの値を算出して、その
算出結果に基づいて論理網容量の再設定を行うか否かの
判定に用いることも可能である。

【００８３】図８のＳ７で実トラヒックの変動量が規定
値を越えていない場合には、Ｓ８でトラヒック長期需要
の変化が監視され、Ｓ９でトラヒック長期需要の変化量
が規定値を越えたか否かが判定され、規定値を越えた場
合にはＳ４以降の処理が繰り返され、規定値を越えない
場合はＳ６（実トラヒック要求変動の監視）以降の処理
が繰り返される。

【００８４】Ｓ９でトラヒック長期需要の変化量が規定
値を越えた場合は、物理伝送路容量の再設計が行われる
が、この再設計は例えばユーザがＮＴＴなどのキャリア
からシンクロナスディジタルハイアラーキ（ＳＤＨ）伝
送路を借りて公衆網上に仮想専用網（バーチャルプライ
ベートネットワーク）を構築している場合には、借りて
いる伝送路の容量を変更することにより物理伝送路容量
の変更が行われる。極端な場合としては実際の物理伝送
路としての光ケーブルの増設を行わなければならないよ
うな場合も考えられないわけではないので、図７で説明
したように回線制御部３２は再設計要求信号を発生する
のみに止め、実際に再設計を行うかどうかは別途に判断
することができる。

【００８５】図８のＳ５で算出された仮想パス容量を物
理伝送路上に実際に割り付ける場合には、各加入者交換
機に備えられているポリシング機能装置、すなわちユー
セージパラメータコントロール（ＵＰＣ）のパラメータ
の設定および変更によって割り付けが行われる。図１９
はこのＵＰＣ機能の実現法の説明図である。

【００８６】このＵＰＣ機能は、図１７において説明し
た流量監視部５４によって自己ルーティングスイッチに
流れ込むトラヒック量が申告されたウインドウサイズの
中に入っているか否かをチェックすることにより実現さ
れる。すなわちＡＴＭ交換機の入口側で呼接続要求が発
生した時、図１９に示したウインドウサイズＴの区間内
にいくつのセルが流入するかによって、トラヒック量の
コントロールが行われる。例えばユーザの申告した通信
速度のピークレートによればウインドウ内に最大４セル
しか入れないとすると、図１９に示すようにそのウイン
ドウ内に５個のセルが検出された場合には違反と判断さ
れる。このウインドウサイズを適当に選ぶことにより、
仮想パスの通信帯域を規定することができる。仮想パス
の容量を変更する時にはこのウインドウサイズを変更す
ればよい。

【００８７】次に本発明の第２の目的、すなわち通信相
手側のノードへの仮想パスとして、一定の条件に適合す
る迂回パスの使用を許す場合に、仮想パスの接続要求に
対する呼損率を許容範囲内におさえながら、かつ迂回パ
スの探索に要する時間を短縮する目的を達成するための
通信網管理方式を第２の実施例として説明する。

【００８８】この第２の実施例では、前述のように物理
伝送リンクの帯域を共用帯域と留保帯域とに分割して管
理する帯域分割管理方式と、仮想パスの接続要求に対し
てあらかじめ指定されたパス、例えば直通パスがビジー
である場合に、選択可能な迂回パスの数が制限される限
定迂回ルーティング方式が適用される。また第２の実施
例では、簡単のため通信網はメッシュ状の構造を持つも
のとする。

【００８９】図２０は、第２の実施例に対応して、端末
も含めて描いた通信ノードのブロック図である。図２０
において、６１は通信ノード、６２は端末である。又、
６３は帯域管理部、６４は受付可否判定部、６５は流量
監視部、６６はセルフ・ルーティング・スイッチ、６７
は出力回線バッファ、６８はルーティング・テーブル、
６９は選択部である。

【００９０】端末からの情報は、流量監視部６５によっ
て申告通りであることの監視を受けた後、セルフ・ルー
ティング・スイッチ６６によって仮想パスリンクを決定
され、出力回線バッファ６７を経由して中継線に送り出
される。この間、仮想パスの宛先、通信速度、要求品質
などの設定情報が端末６２から受付可否判定部６４に伝
達され、受付可否判定部６４は帯域管理部６３のデータ
を参照して仮想パスが要求する品質を提供できる帯域が
あるか否かを判定し、仮想パスを受け付けるか否かを決
定する。また、選択部６９は、図２の迂回経路候補登録
手段７を構成し、選択された候補をルーティング・テー
ブル６８に出力する。

【００９１】図２１は、本発明の第２の実施例における
帯域分割管理方式の概念を示す図である。図２１におい
ては、メッシュ構造を採用する上位の通信ノード（Ａ〜
Ｅ）が５個あり、各通信ノードに３個（例えばＡ１〜Ａ
３）の下位の通信ノードがスター状に接続されている通
信網を例として示している。そして、各伝送リンクの帯
域を共用帯域と留保帯域に分割して管理している。

【００９２】第２の実施例においては、帯域管理部６３
が各々の伝送リンクの帯域を共用帯域と留保帯域に分割
して管理しており、優先度が低い仮想パスの接続要求に
対しては、受付可否判定部６４が共用帯域のみで受け付
け可否を判定し、優先度が高い仮想パスの接続要求に対
しては共用帯域と留保帯域全体で受け付け可否を判定す
る。従って、優先度が低い仮想パスの接続要求に対して
共用帯域が不足しているために受け付けが拒否される場
合にも、優先度が高い仮想パスの接続要求に対しては共
用帯域と留保帯域の双方の空きで受け付け可否が判定さ
れるので、優先度が高い仮想パスを受け付けることが可
能な場合がありうる。これによって、仮想パスが要求し
ているサービス品質にマッチして伝送パスコネクション
を割り付けることが可能になると共に網効率の低下を防
ぐことができる。

【００９３】図２２は、第２の実施例における限定迂回
ルーティングの概念を示す図である。図２２において
も、メッシュ構造を採用する上位の通信ノードが５個あ
り、各通信ノードに３個の下位の通信ノードがスター状
に接続されている通信網を例として、帯域分割管理方式
の概念と共に示している。そして、例えば通信ノードＡ
の選択部６９は、通信ノードＡと通信ノードＣを接続す
るパスコネクションとして、所定のパスコネクションと
して直通のパスコネクションを考え、迂回のパスコネク
ションとしては、多数ある中からＡ−Ｂ−Ｃ，Ａ−Ｂ−
Ｅ−Ｃ、Ａ−Ｄ−Ｃを選択して登録している。

【００９４】第２の実施例においては、図２２の例を用
いると、選択部６９は直通伝送パスコネクションの他に
迂回ルーティングを検討する対象を３個に限定して登録
しており、既定の順番で迂回のパスコネクションを選択
し、帯域管理部６３のデータを参照して受付可否判定部
６４が仮想パスの受け付け可否を判定する。迂回のパス
コネクションを準備しているので、所定の伝送リンクが
ビジーであっても所要の通信ノード間を接続することが
できる可能性が高くなり、呼損率を低下させること、即
ち網効率を向上させることができる。ここで、前述の帯
域分割管理方式を併用することによって、更に、仮想パ
スが要求する品質にマッチしてパスコネクションを割り
付けることが可能になる。しかも、迂回を許容するパス
コネクションの数を限定しているので、通信網が大規模
化しても、パスコネクションを選択して受け付け可否を
判定するのに必要な時間を適切な範囲におさめることが
できる。

【００９５】図２３は、図２０における帯域管理部６３
が保有する帯域管理テーブルの例である。図２３におい
て、リンク番号は当該通信ノードの出力側の物理伝送リ
ンクに付した番号、全帯域容量は当該リンクの全ての伝
送容量、留保帯域容量は優先度が高い仮想パスのみの受
付可否を判定する対象となる伝送容量である。従って、
全帯域容量から留保帯域容量を差し引いた残りが共用帯
域容量になる。そして、使用中の帯域容量を共用帯域と
留保帯域とに分割して把握しているので、使用可能な帯
域も共用帯域と留保帯域とに分割して把握できる。

【００９６】尚、図２０においては、帯域管理部６３を
通信ノードに設ける構成を示しているが、帯域管理部６
３を網管理センタに集中的に設けても、同様な機能を実
現することができる。

【００９７】受付可否判定部６４は、帯域管理部６３帯
域管理テーブルにある使用可能な帯域と仮想パスが要求
する帯域との大小を比較して、仮想パスを受け付けるか
否かを判定する。

【００９８】図２４と図２５は、受付可否判定部６４の
動作を説明するフローチャートで、図２４は迂回を許さ
ない場合、図２５は迂回を許す場合を示す。まず、迂回
を許さない場合には下記のように動作する（図２４）。

【００９９】Ｓ３０：仮想パスの接続要求が発生した場
合、ユーザからの申告値（呼量、通信速度の平均値とピ
ーク値、サービス要求品質など）を取り込む。 Ｓ３１：これらの申告値に基づいて、所定の計算アルゴ
リズムによって、要求されたサービス品質が満たされる
ために必要な仮想パス容量を算出する。

【０１００】Ｓ３２：接続要求されている仮想パスの優
先度、所要帯域を取り込む。 Ｓ３３：優先度を判定する。 Ｓ３４：優先度が高い場合には、共用帯域と留保帯域の
空き容量と所要帯域とを比較する。

【０１０１】Ｓ３５：空き容量が大きい場合には接続要
求を受け付けて処理終了。 Ｓ３６：空き容量が少ない場合には接続要求を受け付け
ないで処理終了。 Ｓ３７：優先度が低い場合には、共用帯域の空き容量と
所要帯域とを比較する。

【０１０２】Ｓ３５：空き容量が大きい場合には接続要
求を受け付けて処理終了。 Ｓ３６：空き容量が少ない場合には接続要求を受け付け
ないで処理終了。 ここで、優先度が高い仮想パスとは、例えば音声や画像
トラヒックを収容する即時性を必要とする仮想パスや、
発ノードから着ノードまでの通信経路を構成する物理伝
送リンク数が多い仮想パスのことを指し、優先度が低い
仮想パスとは、例えばデータトラヒックを収容する仮想
パスのように即時性がさほど問題にならなかったり、上
位レイヤで再送プロトコルを持つような仮想パスや、発
ノードから着ノードまでの通信経路を構成する物理伝送
リンク数が少ない仮想パスのことを指す。

【０１０３】尚、所要帯域の算出は、例えば、Miyao
Y.,"A Dimension Scheme in ATM Networks", Network'9
2, pp.171-176, 1992 によって行う。次に、迂回を許す
場合は下記のように動作する（図２５）。

【０１０４】Ｓ３８：仮想パスの接続要求が発生した場
合、ユーザからの申告値（呼量、通信速度の平均値とピ
ーク値、サービス要求品質など）を取り込む。 Ｓ３９：これらの申告値に基づいて、所定の計算アルゴ
リズムによって、要求されたサービス品質が満たされる
ために必要な仮想パス容量を算出する。

【０１０５】Ｓ４０：接続要求されている仮想パスの優
先度、所要帯域を取り込む。 Ｓ４１：カウンタをｉ＝１にセットする。 Ｓ４２：帯域管理部６３から、ｉ番の迂回経路の状況を
読み出す。

【０１０６】Ｓ４３：優先度を判定する。 Ｓ４４：優先度が高い場合には、共用帯域と留保帯域の
空き容量と所要帯域とを比較する。

【０１０７】Ｓ４５：空き容量が大きい場合には接続要
求を受け付けて処理終了。 Ｓ４６：空き容量が少ない場合にはカウンタを歩進させ
る。 Ｓ４７：カウンタ値が所定の値ｉ_max を超えていたら接
続を拒否して（Ｓ４８）処理を終了する。超えていない
時にはＳ４２に戻る。

【０１０８】Ｓ４９：優先度が低い場合には、共用帯域
の空き容量と所要帯域とを比較する。 Ｓ４５：空き容量が大きい場合には接続要求を受け付け
て処理終了。

【０１０９】Ｓ４６：空き容量が少ない場合にはカウン
タを歩進させて、Ｓ４７に移行する。 このようにして、あらかじめ決めている迂回経路につい
て受け付け可能か否かの判定を繰り返し、決めている全
ての迂回経路について受け付け不可能な場合には、受け
付けを拒否する。

【０１１０】以上においては、受け付け可否の判定を行
う迂回経路が既に決定されているものとして、迂回経路
の選択方法には無関係に受け付け可否の判定手順につい
て説明した。以下においては、迂回経路の選択方法につ
いて説明する。

【０１１１】図２０における伝送パスコネクションの選
択方法として選択部６９が第１の選択方法を適用する場
合には、次の手順で伝送パスコネクション候補を選択す
る。先ず、発ノードから着ノードまでの通り得る全ての
伝送パスコネクションを見出す。図２２におけるよう
に、５個の上位の通信ノードをメッシュに接続する場合
には１６通りの通信経路があるが、この中から無条件に
所定数の伝送パスコネクション候補を選択し、各ノード
に設けられているルーティング・テーブル６８に、迂回
の可能性を判定する順番を決めて書き込んでおく。そし
て、所定の伝送パスコネクションが受け付け不可能にな
った場合には既定の順番で伝送パスコネクションを選択
し、受付可否判定部６４が帯域管理部６３が持っている
該伝送パスコネクションのデータを参照して迂回を試み
る。今、通信ノードＡとＣの間での通信要求があったと
して、図２２のようにＡ−Ｂ−Ｃ、Ａ−Ｄ−Ｃ、Ａ−Ｂ
−Ｅ−Ｃを伝送パスコネクション候補に選択し、選択す
る順序も上記の順としておき、Ａ−Ｃ直通の伝送パスコ
ネクションで受け付け不可能だった場合に上記の順に伝
送パスコネクションを選択して受け付け可否を判定す
る。そして、３つの伝送パスコネクションとも受け付け
不可能な場合には受け付けを拒否する。

【０１１２】図２０における伝送パスコネクションの選
択方法として第２の選択方法を適用する場合には、発ノ
ードから着ノードまでの通り得る全ての伝送パスコネク
ションの中から、物理伝送距離が短い順に所定数の伝送
パスコネクション候補を選択して、各ノードに設けられ
ているルーティング・テーブルに書き込んでおく。物理
伝送距離が短い順に通信経路を選択する方法として、ノ
ード間の連結関係とノード間の距離を入力して、Ｄｉｊ
ｋｓｔｒａ（ダイクトスラ）のアルゴリズムによって選
択する方法がある。Ｄｉｊｋｓｔｒａのアルゴリズムに
ついては、八星監訳：データネットワーク，pp.384-38
7，オーム社がある。今、各ノード間の距離が図２６の
ように与えられた場合、Ｄｉｊｋｓｔｒａのアルゴリズ
ムによって、Ａ−Ｃ直通ルート（５Ｋｍ）の次に物理伝
送距離が短い伝送パスコネクションは、図２７に示すＡ
−Ｅ−Ｃ（７Ｋｍ）、Ａ−Ｄ−Ｃ（８Ｋｍ）、Ａ−Ｅ−
Ｄ−Ｃ（９Ｋｍ）であることが判る。従って、この３つ
の伝送パスコネクションをノードＡのルーティング・テ
ーブル６８に書き込んでおき、Ａ−Ｃ直通ルートが受け
付け不可能な場合には、上記３つの伝送パスコネクショ
ンを物理伝送距離が短い順に選択して受付可否判定部６
４において受け付け可否を判定する。そして、３つの伝
送パスコネクションとも受け付け不可能な場合には受付
を拒否する。

【０１１３】このように、伝送パスコネクションを物理
伝送距離の順に選択するのは、通信網における伝播遅延
時間が少ない順に選択することに通ずる。図２０におけ
る伝送パスコネクションの選択方法として第３の選択方
法を適用する場合には、発ノードから着ノードまでの通
り得る全ての伝送パスコネクションの中から、伝送パス
コネクションを構成する物理伝送リンク数が少ない順に
所定数の伝送パスコネクションを選択する。

【０１１４】さて、この場合には、ノード間の伝送距離
を仮想的に一律１としてＤｉｊｋｓｔｒａのアルゴリズ
ムを適用すれば、物理伝送リンク数が少ない順に伝送パ
スコネクションを選択できる。尚、物理伝送リンク数が
同数の場合には、物理伝送距離が短い順に選択する。こ
のようにすれば、通信ノードＡとＣの間で、Ａ−Ｃ直通
ルート以外の物理伝送リンク数が少ない伝送パスコネク
ションは、図２８に示すＡ−Ｅ−Ｃ（２リンク、７Ｋ
ｍ）、Ａ−Ｄ−Ｃ（２リンク、８Ｋｍ）、Ａ−Ｂ−Ｃ
（２リンク、２０Ｋｍ）であることが判る。従って、こ
の３つの伝送パスコネクションをノードＡのルーティン
グ・テーブル６８に書き込んでおき、Ａ−Ｃ直通ルート
が受け付け不可能な場合には、上記３つの伝送パスコネ
クションを上記の順に選択して受付可否判定部６４にお
いて受け付け可否を判定する。そして、３つの伝送パス
コネクションとも受け付け不可能な場合には受け付けを
拒否する。

【０１１５】このように、物理伝送リンク数が少ない順
に伝送パスコネクションを選択するのは、通信網内で生
ずる接続制御の総量を少なくすることに通ずる。続いて
本発明の第３の実施例について説明する。第３の実施例
は、前述のように本発明の第３の目的を解決するための
ものである。第３の目的は、物理網と論理網とによって
構成される通信網内の任意のノード間に、迂回経路を含
めた複数の通信経路が設定されている場合に、通信容量
の変更要求に対応して、これらの複数の通信経路のうち
で容量変更要求を満足する通信経路の選択を高速に行う
ことである。従って、第２の実施例と同様に、通信網内
の任意のノード間には複数の通信経路、例えば論理パス
が設定されているものとして、第３の実施例を説明す
る。

【０１１６】図２９は第３の実施例において、通信経路
の空き容量を通知するための情報パケットの説明図であ
る。同図において○印はノードを表わす。ここでノード
２からノード１、６を経由して、ノード５に至る通信経
路が設定されているものとする。この場合には、この通
信経路の終点のノード５において、図３０に示すフォー
マットのパケットが作成される。

【０１１７】図３０は一般的なラベル多重通信網におけ
る情報パケットのフォーマットの例である。図２９の通
信経路の終点ノード５において、この通信経路の識別子
であるルートＩＤと、この情報パケットの識別子である
情報パケットＩＤと、経路の終点ノードであるノード５
の識別子であるノード５ＩＤとがパケットの先頭に格納
され、その情報パケットはノード６に対して送り出され
る。

【０１１８】ノード６では、この通信経路を構成する１
つのリンクであるノード６からノード５に向かう出力リ
ンクの空き容量と、ノード６の識別子とをパケットに追
加した後、そのパケットを再びノード１に向けて送り出
す。同様にして、通信経路の中継ノードにおいて、それ
ぞれの出力リンクの空き容量とノードの識別子が追加さ
れ、最終的に情報パケットは通信経路の始点のノード２
に到達する。始点のノード２では、後述するようにこの
情報パケットの内容を自ノード内にある空き容量テーブ
ルに書き込んで、通信経路の容量変更要求が発生した時
に、この通信経路においてその変更要求が満足できるか
否かを判定するための資料とする。

【０１１９】このように基本的には通信経路の始点のノ
ードに定期的に通知される空き容量の値に基づいて、容
量変更要求に対する可否の判定がなされるが、その空き
容量の値をそのまま用いるのではなく、容量変更要求発
生時点の空き容量を過去のデータから推定して、その値
を用いて容量変更の可否判定を行うことも可能である。
図３１はそのような空き容量予測方式の説明図である。
例えば過去の２点のデータを用いて、線型予測によって
現在の空き容量を予測することや、ニューラルネットワ
ークを用いて過去の数点の空き容量情報をパターンとし
てニューラルネットワークに入力させ、現在の時点の空
き容量を予測することも可能である。

【０１２０】図３２は第３の実施例におけるノードの全
体構成ブロック図である。同図においてノードは、第３
の実施例における特徴部分である情報パケット処理装置
７１と、交換機あるいはクロスコネクト７２とから構成
される。そして、交換機あるいはクロスコネクト７２の
内部には、ルーティング・スイッチ７３と、スイッチ７
３におけるルーティングを制御するためのルーティング
・テーブル７４が備えられている。ルーティング・テー
ブル７４は仮想パス識別子（ＶＰＩ）に対応してスイッ
チ７３からの出方路番号を格納しているものである。な
お図３２は、図２９で説明したノード２からノード１、
および６を経由して、ノード５に至る通信経路と逆向き
の経路の方向を矢印で示している。

【０１２１】図３３は図３２の情報パケット処理装置の
詳細構成ブロック図である。同図において情報パケット
処理装置７１は、通信経路の始点のノードとなった時に
情報パケットを作成する情報パケット作成部８０、他の
交換機またはクロスコネクトから入力されるパケットが
情報パケットであるか否かを判定する情報パケット判断
部８１、情報パケット作成部８０または情報パケット判
断部から出力される情報パケットに、自ノードの識別子
や出力リンクの空き容量などを書き込む情報追加部８
２、情報追加部８２から出力される情報パケットが自ノ
ード宛であるか否か、すなわち自ノードが通信経路の始
点のノードに当たるか否かを判定する終端判断部８３、
終端判断部８３によって自ノード宛であると判定された
情報パケットからその通信経路に属するリンクの空き容
量情報を求め、そのデータを空き容量テーブルに書き込
む空き容量テーブルおよびその作成部８４、空き容量テ
ーブルおよびその作成部８４に格納されている空き容量
などを用いて、通信容量変更要求に対して変更が可能か
否かを判定する容量変更判定部８５、容量変更判定部８
５の判定結果などに対応して、自ノードからの出力リン
クの空き容量を管理する自ノード容量管理部８６、各通
信経路の仮想パス識別子ＶＰＩの値に対応して、その通
信経路が経由するノードの識別子を格納するＶＰ経路テ
ーブル８７、自ノードが発ノードとなる仮想パスに対し
て、目的ノードとＶＰＩの値などを格納するＶＰ候補群
テーブル８８、および情報パケット作成部８０が定期的
に情報パケットを作成するためのタイミングを与える内
部時計８９から構成されている。

【０１２２】図３３は第３の実施例における基本動作、
すなわち定期的に通知される各リンクの空き容量の値を
格納する空き容量テーブルのデータをそのまま用い、容
量変更要求時点の空き容量の値の予測を行うことなし
に、容量変更要求に対する可否を判定する場合の構成ブ
ロック図であり、この構成ブロック図に対応する第３の
実施例の動作を最初に詳しく説明する。

【０１２３】図３４はこの場合の情報パケット送出処理
のフローチャートである。同図において処理が開始さ
れ、ステップＳ５０で情報パケット作成のタイミングを
示す内部時計の割り込みが発生すると、Ｓ５１で情報パ
ケットの作成が開始される。その情報パケット作成処理
においては図３５に示すＶＰ候補群テーブルＶＰリスト
の内容が用いられる。

【０１２４】図３５においてＶＰ候補群テーブルには、
自ノードが発ノードとなっている通信経路の仮想パスに
対して、その仮想パスの目的ノード、すなわち通信経路
の終点のノードと、ＶＰＩの値、および冗長性フラグが
格納される。この冗長性フラグについては後述する。

【０１２５】図３４のステップＳ５１で、ＶＰ候補群テ
ーブルの上から何行目のデータであるかを示すｉの値が
‘１’とされ、情報パケット作成処理が開始される。そ
して、Ｓ５２でＶＰlists （ｉ）（１）の値が‘０’か
否かが判定される。ここで最後のカッコの中の‘１’は
図３５のＶＰ候補群テーブルの左側から第１番目の欄、
すなわち目的ノードの内容を示し、ここでは‘ｉ＝１’
であるために、第１行の目的ノードの値が‘０’か否か
が判定される。‘０’である場合には、第１行目に実質
的なデータがなく、第１行目に実質的なデータがない場
合にはテーブル全体にデータがないことになるため、実
際に情報パケットを作成することなく、処理は終了す
る。

【０１２６】Ｓ５２で第１行の目的ノードの値が‘０’
でない時には、Ｓ５３でその行の２番目の欄の値、すな
わちＶＰＩの値が求められ、Ｓ５４で情報パケットへの
データ格納が行われる。

【０１２７】図３６はＡＴＭ網における情報パケット、
すなわち図３０のルートＩＤとしてＶＰＩの値を用いた
情報パケットのフォーマットである。ここでこの情報パ
ケットの格納内容をｉｎｆ（ｉ）で示す。このカッコ内
のｉの値は情報パケットの先頭から格納されるデータの
位置を示す。

【０１２８】すなわち、図３４のＳ５４においては、Ｖ
ＰＩの値が情報パケットの先頭に格納され、そのパケッ
トの識別子がパケットの２番目に、自ノードの識別子が
３番目に、そして４番目の位置に‘−１’が格納され
て、１つの情報パケットの作成が終了し、その情報パケ
ットはＳ５５で交換機またはクロスコネクト、すなわち
図３２のブロック７２に送り出され、Ｓ５６でｉの値が
インクリメントされ、Ｓ５２以降の処理が繰り返され
る。Ｓ５２以降においては、図３５のＶＰ候補群テーブ
ルの各行の内容が１行分ずつ取り出され、それに対応し
た情報パケットが作成されて、交換機またはクロスコネ
クトに送り出される。

【０１２９】図３７は通信経路の中継ノードにおける情
報パケット中継処理の全体処理フローチャートである。
同図において、Ｓ５８でパケット到着が検出されると、
Ｓ５９において図３３の情報パケット判断部８１によっ
て情報パケットであるか否かが判定され、情報パケット
でない場合にはそのパケットは直ちに交換機またはクロ
スコネクト７２に送られる。

【０１３０】これに対して、情報パケットであると判断
されると、情報追加部８２によってステップＳ６０で情
報が追加される。この情報追加動作については図３８で
詳しく述べる。情報が追加された情報パケットは終端判
断部８３に送られ、自ノードがその情報パケットの終
点、すなわち対応する通信経路の始点であるか否かが判
定され、情報パケットの終点でないと判定された時に
は、その情報パケットは他のノードに中継するために交
換機またはクロスコネクト７２に送られ、情報パケット
の終点であると判定された時には受け取りノードとして
の動作が行われる。この動作についても後述する。

【０１３１】図３８は図３７におけるステップＳ６０で
行われる情報追加処理の詳細フローチャートである。同
図において、図３６で説明した情報パケットにおけるデ
ータの格納位置を示すｉの値が‘１’にされた後に処理
が開始され、ステップＳ６３で第１番目の位置のデータ
が‘−１’であるか否かが判定され、‘−１’でない時
にはＳ６４でｉの値がインクリメントされて、Ｓ６３以
降の処理が繰り返される。Ｓ６３で格納されたデータが
‘−１’である情報パケット内のデータ格納位置が発見
されると、次のステップＳ６５において‘−１’が見つ
けられた位置ｉの１つ前の位置のデータがｏｔ１とさ
れ、次のＳ６６の処理に移行する。

【０１３２】Ｓ６６においては、図３３の自ノード容量
管理部８６の内部に設けられる自ノード空き容量テーブ
ルの内容が検索される。図３９は自ノード空き容量テー
ブルの例である。同図において自ノード空き容量テーブ
ルには、自ノードが発ノードとなっている仮想パスのみ
を対象として、テーブルの左側の欄からその仮想パスに
対応する出方路の番号、その出方路の先の隣接ノードの
識別子、およびその出方路に対応する物理伝送リンクの
空き容量（帯域）が格納されている。

【０１３３】図３８のＳ６６において、この自ノード空
き容量テーブルの左側から２番目の欄、すなわち隣接ノ
ード識別子の値が、例えばテーブルの１番上の行から順
番に検索される。ここで変数ｊはこの自ノード空き容量
テーブルの第何行目かを示す。まずｊ＝１に対応する隣
接ノード識別子、ここでは‘１８’がｏｔ２とされ、次
のステップＳ６７でｏｔ２とｏｔ１とが一致するか否か
が判定される。

【０１３４】ここで、ｏｔ１は情報パケットの次の位置
に‘−１’が格納されているような位置のデータであ
る。例えば図２９においてノード５で情報パケットが作
成され、図３６の情報パケットの位置１〜３までデータ
が格納され、位置４に‘−１’の値が格納されてノード
６にその情報パケットが到着したものとすると、図３０
で説明したようにノード６ではノード５に向かうリンク
の空き容量と、ノード６の識別子を情報パケットに追加
することが必要となる。この時ｏｔ１はノード５の識別
子であり、この識別子が図３９の第１行の隣接ノード識
別子の値と一致するか否かが判定される。一致しない時
にはステップＳ６８でｊの値がインクリメントされ、Ｓ
６６以降の処理が繰り返される。

【０１３５】ステップＳ６７でｏｔ２とｏｔ１とが一致
した、すなわち前述の例ではノード５の識別子が自ノー
ド空き容量テーブル内の隣接ノードの識別子と一致した
時には、次のステップＳ６９の処理に移行する。Ｓ６９
では今まで‘−１’が格納されていた情報パケットの位
置に、隣接ノード識別子が一致した行の空き容量が格納
され、情報パケット上で次のデータ格納位置に自ノード
識別子が格納され、更にその次の位置に‘−１’の値が
格納されて情報追加処理が終了する。

【０１３６】図２９において、ノード５において作成さ
れ、中継ノード６と１において情報が追加された情報パ
ケットがノード２に到着すると、空き容量情報は図３３
の空き容量テーブルおよびその作成部８４によって空き
容量テーブルに格納される。図４０はこの情報受け取り
ノードとしての処理のフローチャートであり、図４１は
空き容量テーブルの例である。図４０と図４１とを用い
て情報受け取りノードにおける処理を説明する。

【０１３７】図４０のステップＳ７１で、まず変数ｉの
初期値として‘３’が代入され、次のステップＳ７２に
おいて情報パケットの内容によって空き容量を求めよう
とするリンクの到着ノードを示すｄｔが情報パケットの
ｉ番目の位置のデータ、最初はｉ＝３のノード識別子、
すなわち図２９では情報パケットの作成ノードであるノ
ード５の識別子とされ、続いてステップＳ７３でｄｔが
自ノード識別子と一致するか否かか判定される。これは
後述するように、ｉの値が‘２’ずつインクリメントさ
れて、図３６の情報パケットにおける最終のデータ格納
位置まできた時に空き容量テーブル作成処理を終了する
ための判定条件である。すなわち、図３８のＳ６９で説
明したように既に自ノードの識別子がパケットに格納さ
れた後にその情報パケットが終端判断部８３を介して空
き容量テーブルおよびその作成部８４に送られるために
この判定条件が用いられる。

【０１３８】ここではまだｉの値が‘３’であり、ｄｔ
は情報パケットが作成されたノードの識別子であるため
に、これは当然自ノード識別子と一致せず、Ｓ７４の処
理に移行する。

【０１３９】Ｓ７４では情報パケットにおけるｉ＋１の
位置のデータ、ここでは‘ｉ＝４’の位置における空き
容量の値がＣ１とされ、またＳ７５においてその次の位
置すなわち‘ｉ＋２’の位置にあるノード識別子がｓｔ
とされ、次のステップＳ７６でノードｓｔからｄｔに向
かう出力リンクの空き容量、図２９ではノード６から５
に向かう出力リンクの空き容量が図４１の空き容量テー
ブルの対応する位置に格納される。すなわちｓｔはこの
リンクの開始側のノード識別子を表わす。

【０１４０】Ｓ７６において‘ｉ＝３’に対するリンク
の空き容量が図４１の空き容量テーブルに格納される
と、図２９におけるノード６から５に至る出力リンクに
対する空き容量がテーブルに格納されたことになるの
で、Ｓ７７でｉの値が‘２’だけインクリメントされ、
Ｓ７２以降の処理が繰り返される。ここでｉの値が
‘２’ずつインクリメントされるのは、図３６で次のリ
ンクに対応するノード識別子が２つ目の位置に格納され
ているためであり、これによって図２９でノード１から
ノード６に向かう出力リンク、ノード２からノード１に
向かう出力リンクの空き容量が次々と空き容量テーブル
に格納され、Ｓ７３で自ノードの識別子、すなわちノー
ド２の識別子がｄｔと一致した時点で、情報受け取りノ
ードとしての処理、すなわち空き容量テーブル作成処理
が終了する。

【０１４１】次に図３１で説明したように、情報パケッ
トによって定期的に通知される空き容量テーブルの内容
をそのまま用いて通信容量変更要求の可否を判定するの
でなく、現在の時点の空き容量を予測して容量変更可否
を判定するための空き容量変化履歴の検出方式について
説明する。

【０１４２】図４２は空き容量の変化履歴の説明図であ
る。同図において時刻ｊの値に対応して、ノードｓｔか
らｄｔに向かう出力リンクの空き容量の変化例がグラフ
として示されている。

【０１４３】図４３はこのような空き容量履歴を用いて
容量変化を予測し、その予測値に基づいて容量変更要求
に対する可否判定を行う場合の、情報パケット処理装置
の構成ブロック図である。同図を図３３と比較すると、
空き容量テーブルおよびその作成部８４の代わりに、空
き容量履歴テーブルおよびその作成部９１が設けられ、
また容量変更判定部８５に対して容量変化を予測し、空
き容量の予測値を出力する容量変化予測部９２が追加さ
れている点のみが異なっている。

【０１４４】図４４は、図４３において空き容量履歴テ
ーブルおよびその作成部９１によって行われる空き容量
履歴テーブル作成処理、すなわち情報受け取りノードと
しての処理のフローチャートである。また、図４５は空
き容量履歴テーブルの例を示す。これらの図を用いて空
き容量履歴テーブル作成処理を説明する。

【０１４５】図４４において、まずステップＳ８０で図
４２で説明した時刻を示すｊの値が‘０’とされ、Ｓ８
１で情報パケットの受信待ち状態となる。情報パケット
が到着すると、その情報パケットの内容を用いて、図４
０で説明した処理と同様に、その情報パケット到着時刻
における空き容量が空き容量履歴テーブルに格納され
る。すなわち、Ｓ７２〜Ｓ７７の処理は図４０における
とほとんど同じであり、Ｓ７６で作成される空き容量履
歴テーブルの内容がｊ＝０の時刻に対応するものである
点のみが異なっている。

【０１４６】ステップＳ７３でｄｔが自ノード識別子と
一致すると判定されると、その時刻に対応する空き容量
は全て空き容量履歴テーブルに格納されたことになるの
で、ステップＳ８２でｊの値がインクリメントされ、続
いてＳ８３で時刻ｊの値が最大値ＭＡＸ以上になったか
否かが判定される。ここでｊの値が最大値以上になった
時には、図４５の空き容量履歴テーブルの内容がｊの値
に対して全て格納されたことになるので、ステップＳ８
４で時刻を示すｊの値が再び‘０’とされ、Ｓ８１以降
の処理が繰り返される。

【０１４７】また、Ｓ８３でｊの値が最大値に達してい
ない時には、そのままＳ８１以降の処理が繰り返され、
空き容量履歴テーブルの作成処理が続行される。これに
よって図４５の空き容量履歴テーブルの作成処理が行わ
れ、時刻ｊの値が最大値に達する毎に履歴テーブルの再
作成処理が繰り返されることになる。

【０１４８】図４６は通信容量変更要求に対する変更可
否の判定処理、すなわち図３３の容量変更判定部８５に
よる判定処理のフローチャートである。この判定処理
は、図４３で容量変化予測部９２による空き容量の予測
値を用いて行われる点を除いては、図３３と図４３にお
いて全く同様に行われる。なお、この容量変更要求は図
８のステップＳ５において、図７の再設計要求信号を発
する回路４８から容量変更判定部８５に与えられる。

【０１４９】図４７はこの容量変更可否判定処理におい
て用いられるＶＰ経路テーブルの例である。このＶＰ経
路テーブルには、各ＶＰＩの値に対応してその仮想パス
が通る全てのノード識別子が、例えばその順に格納され
ている。

【０１５０】図４６の容量変更可否判定処理において、
ｉとｊの値が‘１’とされて処理が開始され、ステップ
Ｓ８５で図３５で説明したＶＰ候補群テーブルの第１行
から、その左側から１番目の目的ノードの値が‘０’で
あるか否かが判定される。ｉ＝１の時その値が‘０’で
ある場合には、第１行の目的ノードとして実質的なデー
タが格納されておらず、当然この場合には第２行以下に
も実質的なデータが格納されていないことになるので、
自ノードが発ノードとなる仮想パスが存在しないことを
示し、この場合には当然容量変更が不可能であり、直ち
に処理を終了する。

【０１５１】Ｓ８５において目的ノードが‘０’でない
場合には、Ｓ８６においてその目的ノードがｅｔ、すな
わち容量変更を行おうとする通信経路の宛先ノードの識
別子に一致するか否かが判定される。これらが一致しな
い場合には、その仮想パスは容量変更を判定しようとす
る対象のパスでないことになり、Ｓ８７でｉの値がイン
クリメントされ、ＶＰ候補群テーブル上で次の仮想パス
に対する判定処理がＳ８５以降で繰り返される。

【０１５２】Ｓ８６で目的ノードと一致すると、Ｓ８８
でＶＰ候補群テーブルのその行の２番目の欄、すなわち
ＶＰＩの値が求められ、Ｓ８９で図４７のＶＰ経路テー
ブル上でそのＶＰＩに対応する経路情報におけるｊ番目
の位置のノード識別子、ここでは１番目のノード識別
子、例えばＶＰＩ＝３に対応する経路情報の第１番目の
ノード識別子‘６’がｓｔｔとされ、Ｓ９０の処理に移
行する。

【０１５３】ステップＳ９０においては、このｓｔｔの
値が‘０’であるか否かが判定される。ここでは、ｊの
値が‘１’であるので、ｓｔｔが‘０’であると判定さ
れるとＶＰＩの値に対して実質的な経路情報が格納され
ていないことになるので、Ｓ８７でｉの値がインクリメ
ントされ、Ｓ８５以降の処理が繰り返される。

【０１５４】これに対してｓｔｔが‘０’でない場合に
は、次のステップＳ９１でそのＶＰＩに対する経路情報
の次の位置のノード識別子がｅｄｄとされ、Ｓ９２でそ
の値が‘０’であるか否かが判定される。前述のＶＰＩ
＝３の場合にはｅｄｄの値は‘４’となり、この場合
‘０’でないので、Ｓ９３の処理に移行する。ｅｄｄが
‘０’となる条件については後述する。

【０１５５】Ｓ９３ではノードｓｔｔからノードｅｄｄ
へのリンクの空き容量が変数ｆｒに代入される。前述の
例では、ノード６からノード４へのリンクの空き容量と
して、図４１で説明した空き容量テーブルの値、または
図４５の空き容量履歴テーブルを用いた空き容量予測値
が求められ、変数ｆｒに代入される。次にＳ９４におい
てこの変数ｆｒの値が要求帯域の増加分の値ｄｕの値よ
り大きいか否かが判定される。大きい場合には、そのＶ
ＰＩを持つ仮想パスのうちで現在判定中のリンク、すな
わち前述の例ではノード６からノード４へのリンクの空
き容量は要求帯域の増加分より大きいことになるので、
次のリンクすなわちノード４からノード３へのリンクに
対して、空き容量が増加分より大きいか否かを判定する
ためにＳ９５でｊの値がインクリメントされ、Ｓ８９以
降の処理が繰り返される。

【０１５６】これに対してステップＳ９４でｆｒがｄｕ
より大きくないと判定されると、そのリンクは要求帯域
の増加分を吸収することができず、その仮想パスは容量
変更要求を満足することができないことになるので、Ｓ
８７でｉの値がインクリメントされ、Ｓ８５以降でＶＰ
候補群テーブルに格納されている仮想パスに対する判定
処理が繰り返される。

【０１５７】前述のように、例えばＶＰＩ＝３に対して
Ｓ８９〜Ｓ９５の処理が繰り返され、Ｓ８９でｓｔｔが
‘１’、Ｓ９１でｅｄｄが‘０’とされると、Ｓ９２で
ｅｄｄ＝０であることが判定され、この仮想パスは通信
容量変更要求を吸収できるものとして容量変更可能と判
定される。すなわちノード６から始めてノード１までの
リンクが全て要求帯域の増加分を吸収できることにな
り、容量変更可能と判定される。なお、経路情報におけ
る‘０’は、その仮想パスがその前のノードで終了して
いることを示す。

【０１５８】これに対して、図３５のＶＰ候補群テーブ
ルでｉの値がインクリメントされ、実質的なデータが格
納されている全ての仮想パスに対して、その１つも容量
変更可能と判定されないうちに目的ノードの欄に‘０’
が格納されている行に達すると、自ノードが発ノードと
なっている仮想パスのうちで容量変更要求に対応できる
仮想パスが存在しないことになるので、容量変更不可能
として処理を終了する。なお、図３５のＶＰ候補群テー
ブルには、選択の優先度が高い順に仮想パスに対するデ
ータが格納されており、このテーブルの上位から容量変
更要求を満足できる仮想パスを探すことにより、優先度
の高い仮想パスを使用することが可能となる。

【０１５９】図４８は空き容量の予測に用いられる線型
予測の説明図である。同図において、例えば過去の２つ
の時点の空き容量を用いて空き容量の予測値を求めるこ
とが可能となる。その予測値を求めるための線型関数と
しては、次のような関数を用いることができる。

【０１６０】

【数４】

【０１６１】なお、ここでｆｒｅ（ｉ）（ｊ）（ｋ＋ｄ
ｔ）は基準時刻ｋからｄｔ後のノードｉからノードｊへ
の出力リンク空き容量の予測値である。続いて図４３の
容量変化予測部９２による空き容量予測をニューラルネ
ットワークを用いて行う方式を説明する。図４９は学習
フェーズにおけるニューラルネットワークの説明図、図
５０はこのニューラルネットワークに対する入力データ
と教師信号の与え方の説明図である。

【０１６２】図４９のような階層型のニューラルネット
ワークにおいて第ｍ層のユニット数をｎｍ個、ユニット
への入力をＵ^m _i 、出力をｘ^m _i 、第ｍ層への結合行列
をＷ ^m と表すと、その動作は

【０１６３】

【数５】

【０１６４】で与えられる。なお、ここで上つきのサフ
ィックスは層の番号に、下つきのサフィックスはその層
内におけるユニットの番号に対応する。このニューラル
ネットワークを学習させて予測ができるようにする。こ
れは入力ベクトル（ｘ¹ ₁ ，・・・，ｘ¹ _n1）が与えら
れたときの最終層の出力（ｘ³ ₁ ，・・・，ｘ³ _n1）と
教師信号（ｄ₁ ，・・・，ｄ_n3）との２乗誤差を最小化
することである。

【０１６５】出力の２乗誤差は次式で定義される。

【０１６６】

【数６】

【０１６７】最終層の出力誤差の出力に関する微分は

【０１６８】

【数７】

【０１６９】となり、これはこの層での出力誤差に一致
する。同様に中間層の出力誤差の勾配は

【０１７０】

【数８】

【０１７１】となる。これにより２乗誤差の最急降下学
習を行うことが出来て、結合行列の変化量は

【０１７２】

【数９】

【０１７３】入力が与えられると、（５）式に従って計
算を進めて、最終的に得られた結果を教師信号と比較
し、誤差を最小化するために（６）式に従って結合係数
の修正を（５）式とは逆に出力層から入力層に向かって
進める。このように２乗誤差の最小化を図るために結合
誤差の修正が逆方向に伝播するために、このタイプのニ
ューラルネットワークはバックプロパゲーション型と呼
ばれる。

【０１７４】空き容量の予測をこのニューラルネットワ
ークで実行するためには、図５０のように、入力ベクト
ル（ｘ¹ ₁ ，・・・，ｘ¹ _n1）として該当する任意のノ
ード間の負荷を任意の時間Δｔで区切って測定した値を
与え、教師信号として該当するノード間の実際の負荷を
与え、ネットワークの出力値と教師信号との誤差を最小
にするようにネットワークを学習させる。そして、十分
な回数学習を繰り返したのち、出力値を予測値として採
用する。

【０１７５】図５１は学習が終了したニューラルネット
ワークを用いて、空き容量の予測を行う予測フェーズに
おけるニューラルネットワークの入力データと出力値、
すなわち予測データの説明図であり、図５２は予測フェ
ーズにおけるニューラルネットワークの動作説明図であ
る。これらの図において、複数の時点における１つのリ
ンクの空き容量の値が入力層ユニットに入力され、現在
から数時点後までのそのリンクの空き容量の予測値が出
力されるが、本実施例においてはこの複数の予測値のう
ち現在の時点から最も近い時点の値が、予測値として図
４６のステップＳ９３における変数ｆｒに代入される。

【０１７６】以上の説明においては、図２９で説明した
ように通信経路の終点のノードから始点のノードに向か
って情報パケットを送る動作を全ての通信経路に対応し
て行うものとしたが、通信経路が重複し、他の通信経路
の中に完全に含まれるようなものがあると、この情報パ
ケットは冗長なものとなる。図５３はこの情報パケット
の冗長性の説明図である。同図左側に示すように、３つ
の情報パケットがそれぞれノード６から１に向かって、
ノード６からノード１を経由し、ノード２に向かって、
またノード５からノード６、１を経由してノード２に向
かって送られると、ノード２からノード１に向かう出力
リンクに対しては２つの情報パケットが、またノード１
からノード６に向かう出力リンクに対しては３つの情報
パケットが送られることになる。この情報パケットに格
納される各出力リンクの空き容量は、複数の経路が重複
している場合には、物理伝送リンクの容量から重複して
定義されている仮想パスの使用している容量の合計を差
し引いた値であり、重複する情報パケットに対して共通
の値となるので、このように３つの情報パケットを送る
ことは通信網の通信効率を低める原因ともなるので、図
５３の右側に示すようにノード５からノード６，１を経
由してノード２に向かう情報パケットのみを通信網内で
送ることにより、全てのノードは各出力リンクの空き容
量を知ることが可能となる。

【０１７７】図５４および図５５は、このように他の通
信経路に完全に含まれる通信経路に対しては情報パケッ
トを送り出さない、すなわち情報パケットの冗長性を排
除する場合の情報パケット処理装置の構成ブロック図で
ある。図５４は空き容量を予測しない場合、すなわち図
３３の構成に対応し、図５５は空き容量の予測を行う図
４３に対応する。

【０１７８】これらの図において、仮想パスの変更を行
うＶＰトポロジ変更信号の入力に応じて、その仮想パス
の冗長性をチェックする冗長性チェック部９５が設けら
れている点と、例えば図５４において空き容量テーブル
およびその作成部８４が情報追加部８２と終端判断部８
３の間に置かれ、空き容量テーブルおよびその作成部８
４によって空き容量テーブルが作成された後に情報パケ
ットが終端判断部８３に送られ、自ノードがその情報パ
ケットの中継ノードである場合には、その情報パケット
は交換機またはクロスコネクト７２に送られ、その情報
パケットの終点ノードである場合にはそのパケットは廃
棄される点のみが異なっている。なお、このように情報
パケットの中継ノードにおいても空き容量テーブルおよ
びその作成部によって空き容量テーブルが作成される理
由は、図５３で説明したノード１のように通信経路の始
点のノードにおいてもその経路に対応する情報パケット
が送られて来ないことがあるために、ノード５から送り
出された情報パケットを受け取った時点で、その情報パ
ケットに格納されている空き容量のデータのうち必要な
空き容量データをテーブルに格納し、容量変更の可否判
定に用いるためである。

【０１７９】図５３で説明した冗長性は、前述の図３５
のＶＰ候補群テーブルにおける冗長性フラグの値を用い
て表現される。図５６はこの冗長性フラグの説明図であ
る。同図(a) に示すように、ノード４からノード１に向
かう仮想パス（ＶＰＩ１０２）は、ノード５からノード
４を経由してノード１に向かう仮想パスに完全に含まれ
る。そこで同図(b) に示すように、ノード４の内部に設
けられるＶＰ候補群テーブルではＶＰＩとして‘１０
２’を持つ仮想パスに対して冗長性フラグの値は‘１’
とされ、‘１３２’のＶＰＩを持つ仮想パスに対しては
‘０’とされる。

【０１８０】図５７は図５３で説明したように、冗長性
を避ける場合の情報パケット送出処理、すなわち図５４
または図５５の情報パケット作成部８０による処理のフ
ローチャートである。同図は図３４とほぼ同様である
が、ステップＳ５２とＳ５３との間でＶＰ候補群テーブ
ルの３番目の欄に格納されている冗長性フラグが‘１’
であるか否かがＳ９７で判定され、‘１’である場合に
はその仮想パスに対しては情報パケットを送り出す必要
がないので、ステップＳ５６でｉの値がインクリメント
されて、Ｓ５２以降の処理が繰り返される点が異なって
いる。

【０１８１】図５８はある特定のＶＰＩを持つ仮想パス
が与えられた時に、その仮想パスが他の仮想パスに完全
に含まれているか、すなわち冗長性フラグを‘１’とす
べきか否かを調べる処理のフローチャートである。同図
を図４７のＶＰ経路テーブルの格納例を用いて説明す
る。

【０１８２】図５８においてｉとｊおよびｋの値が
‘１’とされた後に処理が開始され、ステップＳ１００
でまず図４７で第１行目のＶＰＩに対する経路情報の第
１番目のノード識別子が‘０’であるか否かが判定され
る。この値が‘０’である時には、このテーブルには実
質的な経路情報が全く格納されていないことになる。こ
のテーブルは通信網内に設定されている全ての仮想パス
に対するデータを収容しており、このテーブルに実質的
なデータが全く格納されていない場合には、当然冗長性
フラグは対象とするＶＰＩに対してＳ１０１で‘０’と
され、処理が終了する。

【０１８３】それに対して第１番目の識別子が‘０’で
ない時には、ステップＳ１０２でその識別子の値、ここ
では‘６’が対象とするＶＰＩに対応する経路情報の第
１番目のノード識別子と一致するか否かが判定される。
ここで冗長性を調べる対象としてＶＰ経路テーブルの第
２行のＶＰＩ＝５のパスを考えると、その１番目のノー
ド識別子は‘２’であり、前述の‘６’とは一致しない
ので、Ｓ１０３でｊの値がインクリメントされ、Ｓ１０
４の処理に移行する。

【０１８４】ステップＳ１０４ではｉによって指定され
る行、ここでは第１行の次の位置の経路情報が‘０’で
あるか否かが判定れる。ここではそのノード識別子は
‘４’であり、‘０’ではないので、Ｓ１０２以降の処
理が繰り返される。このループでは、まず第１行の経路
情報に含まれるノード識別子のうちで、冗長性を調べる
対象としての第２行の１番目のノード識別子‘２’と一
致するものが出てくるか否かが調べられている。第１行
にはノード識別子‘２’は存在しないため、経路情報の
６番目の‘０’がステップＳ１０４で検出された時点
で、第１行に対する処理は終了し、Ｓ１０５でｉの値が
インクリメントされ、第２行以降に対してＳ１００から
の処理が繰り返される。但し、ここでは冗長性を調べる
対象のＶＰＩ＝５が第２行であるので、当然第２行に対
する処理は省略され、第３行以降に対してＳ１００以降
の処理が繰り返される。

【０１８５】第３行に対する処理において、ｊ＝３とな
った時点でＶＰＩ＝５に対する経路情報の第１番目のノ
ード識別子‘２’と第３行における３番目のノード識別
子とが一致し、この時点でステップＳ１０６の処理に移
行する。

【０１８６】ステップＳ１０６においては、ＶＰＩ＝５
に対する次のノード識別子、ここでは‘５’と経路の始
点が含まれているＶＰＩ＝４の経路におけるそのノード
の次の識別子、ここでは‘５’とが一致するか否かが判
定される。すなわち、ここではｋ＝１であり、ＶＰＩ＝
５に対する経路情報の２番目の値とＶＰＩ＝４に対する
経路情報の４番目の値とが比較される。ここではこれら
の値は一致し、Ｓ１０７においてｋの値がインクリメン
トされ、Ｓ１０８の処理に移行する。

【０１８７】Ｓ１０８においては、冗長性を調べる対象
としてのＶＰＩに対する経路情報のｋ＋１番目の値が
‘０’であるか否かが判定される。この判定はその仮想
パスがそこで終了しているか否かを判定していることに
相当する。ここではｋの値は‘２’であり、判別すべき
経路情報の値は‘６’であるために、Ｓ１０６以降の処
理が繰り返される。

【０１８８】図４７においては、冗長性調査対象として
のＶＰＩ＝５の経路情報である２，５，６，３，１は第
３行の経路情報の中に完全に含まれており、ステップＳ
１０８でＶＰＩ＝５に対する経路情報の値が‘０’とな
るまで、Ｓ１０６〜Ｓ１０８までのループの処理が繰り
返される。Ｓ１０８で経路情報の値として‘０’が検出
された時点で、ＶＰＩ＝５の仮想パスはＶＰＩ＝４の仮
想パスに完全に含まれることが分かるので、ステップＳ
１０９でこのＶＰＩに対する冗長性フラグが‘１’とさ
れて処理を終了する。

【０１８９】これに対して、ステップＳ１０２で冗長性
調査対象としてのＶＰＩに対する経路情報の第１番目の
値が、他の経路情報、例えば第４行のＶＰＩ＝６の経路
情報内に見つかっても、Ｓ１０６からＳ１０８までのル
ープを回っている間に経路情報の値に一致しないものが
あること、ここでは‘３’と‘７’が一致しないことが
Ｓ１０６で見つかった時点で、冗長性調査対象としての
仮想パスは第４行の仮想パスとはパスの一部を共有する
だけに過ぎないことが判定され、Ｓ１０５でｉの値がイ
ンクリメントされて、その次の行に対する冗長性判定処
理がＳ１００から繰り返される。そしてＶＰ経路テーブ
ルの最終行に至っても冗長であると判定されない場合に
は、Ｓ１０１でフラグの値が‘０’とされ、処理を終了
する。

【０１９０】

【発明の効果】以上詳細に説明したように、本発明の第
１の実施例によれば、物理網と論理網とから構成される
通信網において、トラヒック条件と独立して物理網と論
理網のトポロジを設計し、物理網の容量はトラヒックの
長期需要に合わせて、論理網の容量は実トラヒック要求
量に合わせて分離して設計することが可能になる。その
結果、簡単な設計手順でトラヒックの長期需要と短期的
な要求とにそれぞれ柔軟に対応することができ、トラヒ
ックの変動に対して迅速な対応が可能となり、シンプル
で柔軟性のある通信網設計方式を提供することができ
る。

【０１９１】また第２の実施例によれば、物理伝送リン
クの帯域を共用帯域と留保帯域とに分割して管理する帯
域分割管理方式と、限定された数の迂回経路を許す限定
迂回ルーティング方式を併用することによって、トラヒ
ック変化などに対して簡単な制御アルゴリズムで対応す
ることが可能となり、負荷が不均衡な場合や、バースト
的な負荷に対してもその仮想パスを効率よく収容するこ
とができ、伝送効率の向上、および通信網資源の有効利
用が実現される。

【０１９２】更に第３の実施例によれば、各物理伝送リ
ンクの空き容量を示す情報パケットを通信網内で伝送す
ることによって、通信経路の始点のノードにおいて通信
網の容量変更要求に対して適切な通信経路を高速に選択
することが可能となり、ＡＴＭ技術の実用化、並びにＡ
ＴＭ技術を適用した広帯域ＩＳＤＮの通信品質の高度化
に寄与するところが大きい。

【図面の簡単な説明】

【図１】第１の実施例に対する原理構成ブロック図であ
る。

【図２】第２の実施例に対する原理構成ブロック図であ
る。

【図３】第３の実施例に対する原理構成ブロック図であ
る。

【図４】第１の実施例に必要な機能とその相互作用関係
を示す図である。

【図５】ＡＴＭ網の機能配備を示す図である。

【図６】物理網と論理網におけるコネクションとリンク
の概念及びＡＴＭ網との対応の説明図である。

【図７】網設計管理センタの構成を示すブロック図であ
る。

【図８】第１の実施例における通信網設計方式の全体処
理フローチャートである。

【図９】物理網トポロジ設計処理の詳細フローチャート
である。

【図１０】４点ノード網の物理網トポロジの例を示す図
である。

【図１１】６点ノード網の物理網トポロジの例を示す図
である。

【図１２】総距離最小の物理網トポロジ選択処理のフロ
ーチャートである。

【図１３】図１０における各ノード間の距離を示す図で
ある。

【図１４】ルーティング・テーブルの格納内容の例を示
す図である。

【図１５】単一メディアに対応する物理伝送リンクの所
要帯域を説明する図である。

【図１６】マルチメディアに対応する物理伝送リンクの
所要帯域を説明する図である。

【図１７】ＡＴＭ交換機機能配備を示す図である。

【図１８】呼損率検出処理のフローチャートである。

【図１９】ウィンドウ制御によるＵＰＣ機能の実現法の
説明図である。

【図２０】第２の実施例における通信ノードの構成を示
すブロック図である。

【図２１】第２の実施例における帯域管理方式の概念を
説明する図である。

【図２２】第２の実施例における迂回ルーティングの概
念を説明する図である。

【図２３】帯域管理部が有する帯域管理テーブルの例を
示す図である。

【図２４】受付可否判定部の動作を説明するフローチャ
ート（迂回を許さない場合）である。

【図２５】受付可否判定部の動作を説明するフローチャ
ート（迂回を許す場合）である。

【図２６】図２２におけるノード間の距離を示す図であ
る。

【図２７】物理伝送距離が短い物理伝送コネクションの
選択法を説明する図である。

【図２８】物理伝送リンク数が少ない物理伝送コネクシ
ョンの選択法を説明する図である。

【図２９】第３の実施例における情報パケット転送方法
の説明図である。

【図３０】情報パケットのフォーマット例を示す図であ
る。

【図３１】第３の実施例におけるリンク空き容量予測方
法の説明図である。

【図３２】第３の実施例における通信ノードの全体構成
を示すブロック図である。

【図３３】情報パケット処理装置の詳細構成を示すブロ
ック図である。

【図３４】情報パケット送出処理の詳細フローチャート
である。

【図３５】ＶＰ候補群テーブル（ＶＰ lists) の格納内
容を説明する図である。

【図３６】ＡＴＭ網における情報パケット(inf）のフォ
ーマットを示す図である。

【図３７】中継ノードにおける情報パケット中継処理の
全体フローチャートである。

【図３８】中継ノードにおける情報追加処理の詳細フロ
ーチャートである。

【図３９】自ノード空き容量テーブル（OUT free) の格
納内容を示す図である。

【図４０】情報パケット受け取りノードにおける処理の
フローチャートである。

【図４１】空き容量テーブル(fre(st)(dt)) の例を示す
図である。

【図４２】空き容量の変化履歴を説明する図である。

【図４３】容量変化予測を行う情報パケット処理装置の
詳細構成を示すブロック図である。

【図４４】容量変化予測を行う場合の情報パケット受け
取りノードにおける処理のフローチャートである。

【図４５】空き容量履歴テーブルの例を示す図である。

【図４６】通信容量変更要求に対する可否判定処理の詳
細フローチャートである。

【図４７】ＶＰ経路テーブル（ＶＰroute)の格納内容を
説明する図である。

【図４８】空き容量の線型予測を説明する図である。

【図４９】学習フェーズにおけるニューラルネットワー
クの動作を説明する図である。

【図５０】学習フェーズにおけるニューラルネットワー
クに対する入力データと教師信号の与え方を説明する図
である。

【図５１】予測フェーズにおけるニューラルネットワー
クに対する入力データと出力値（予測データ）とを説明
する図である。

【図５２】予測フェーズにおけるニューラルネットワー
クの動作を説明する図である。

【図５３】情報パケットの冗長性を説明する図である。

【図５４】情報パケットの冗長性を排除する情報パケッ
ト処理装置の詳細構成を示すブロック図である。

【図５５】情報パケットの冗長性を排除し、容量変化予
測を行う情報パケット処理装置の詳細構成を示すブロッ
ク図である。

【図５６】ＶＰ候補群テーブル（ＶＰ lists) における
冗長性フラグを説明する図である。

【図５７】冗長性を排除した情報パケット送出処理の詳
細フローチャートである。

【図５８】あるＶＰＩに対する冗長性判定処理の詳細フ
ローチャートである。

【符号の説明】

１ 物理網トポロジ設計手段 ２ 論理網トポロジ設計手段 ３ 物理網容量設定手段 ４ 論理網容量設定手段 ５ 帯域管理手段 ６ 通信経路接続要求受付可否判定手段 ７ 迂回経路候補登録手段 ８ 情報パケット送出手段 ９ 空き容量情報追加手段 １０ 容量変化判定手段 １１ 論理網 １２ 物理網 １３ 制御網 １４ 仮想パス １５ 交換機 １６ 物理伝送リンク １７ クロスコネクト １８ 網設計管理センタ ２１ 物理網トポロジ設計部 ２２ 論理網トポロジ設計部 ２３ 物理網容量設定部 ２４ 論理網容量設定部 ２５ トラヒック長期需要入力部 ２６ 実トラヒック要求入力部 ２７ トラヒック長期需要変化検出部 ２８ 実トラヒック要求変動検出部 ３０ 端末 ３１ 回線設計部 ３２ 回線制御部 ３３，３４ 信号処理部 ３５，３６ データベース ５１，６６ 自己ルーティングスイッチ ５２，６８ ルーティングテーブル ５４，６５ 流量監視部 ５８，５９ 計数部 ６３ 帯域管理部 ６４ 受付可否判定部 ６７ 出力回線バッファ ６９ 選択部 ７１ 情報パケット処理装置 ８０ 情報パケット作成部 ８１ 情報パケット判断部 ８２ 情報追加部 ８３ 終端判断部 ８４ 空き容量テーブルおよびその作成部 ８５ 容量変更判定部 ８６ 自ノード容量管理部 ８７ ＶＰ経路テーブル ８８ ＶＰ候補群テーブル ８９ 内部時計 ９１ 空き容量履歴テーブルおよびその作成部 ９２ 容量変化予測部 ９５ 冗長性チェック部

Claims (28)

【特許請求の範囲】
1. 【請求項１】 複数のノードの間に張られる物理網と論
   理網とから構成される通信網において、 該通信網のトラヒック条件と独立して物理網のトポロジ
   を定める物理網トポロジ設計手段と、 該トラヒック条件と独立して論理網のトポロジを定める
   論理網トポロジ設計手段と、 通信網のトラヒックの長期需要に基づいて、該トポロジ
   が定められた物理網内の伝送路の容量を定める物理網容
   量設定手段と、 通信網における現実のトラヒック要求に基づいて、該ト
   ポロジが定められた論理網内の仮想パスの容量を定める
   論理網容量設定手段とを備え、 物理網、および論理網のトポロジと容量との分離設計を
   可能とすることを特徴とする通信網分離設計方式。
2. 【請求項２】 前記物理網トポロジ設計手段が、前記論
   理網トポロジ設計手段によって設計された論理網トポロ
   ジに対応して、該論理網内で必要な各仮想パスの始点と
   終点とを結ぶ各仮想パスコネクションの始点、終点、ま
   たは中間結合点のいずれかに対応する物理網内のクロス
   コネクトの間を結合する物理伝送リンクの本数が最小と
   なる網トポロジのうちで、各クロスコネクトに収容され
   る物理伝送リンクの数が規定値を越えないことと、 全ての仮想パスコネクションを実現するための物理伝送
   リンクの本数を、各仮想パスコネクションに対応して重
   複して数えた場合の該本数の総和を最小にすることと、 該物理伝送リンクの距離の総和を最小にすることとの３
   つの条件を満たすように物理網トポロジの設計を行うこ
   とを特徴とする請求項１記載の通信網分離設計方式。
3. 【請求項３】 前記論理網トポロジ設計手段が、前記ト
   ラヒック条件に独立して設計した論理網トポロジに対応
   して、該論理網内で必要な各仮想パスに対して、各仮想
   パスの識別番号、経路情報を含むパス情報を設定すると
   共に、該パス情報の一部としてのパスの容量を‘０’に
   設定し、実際の通信時における任意の仮想パス使用時
   に、経路選択を行うことなく容量の割り当てのみで該仮
   想パスを使用可能とさせることを特徴とする請求項１記
   載の通信網分離設計方式。
4. 【請求項４】 前記通信網設計方式において、トラヒッ
   クの長期需要の変化を検知する長期需要変化検出手段を
   更に備え、 該長期需要の変化量が規定値を越えた時、該長期需要変
   化検出手段が前記物理網容量設定手段に物理網内の伝送
   路の容量の再設計を要求することを特徴とする請求項１
   記載の通信網分離設計方式。
5. 【請求項５】 前記長期需要変化検出手段が、前記物理
   網内での仮想パスの収容による物理網内の各伝送路の利
   用率を監視し、該利用率の値が規定上限値を上回るか、
   または規定下限値を下回る時に、前記長期需要の変化量
   が規定値を越えたものとして前記物理網内の伝送路の容
   量再設計を要求することを特徴とする請求項４記載の通
   信網分離設計方式。
6. 【請求項６】 前記通信網設計方式において、実際のト
   ラヒック要求の変動を検出する実トラヒック要求変動検
   出手段を更に備え、 該実際のトラヒック要求の変動量が規定値を越えた時、
   該実トラヒック要求変動検出手段が前記論理網容量設定
   手段に論理網内の仮想パスの容量再設計を要求すること
   を特徴とする請求項１記載の通信網分離設計方式。
7. 【請求項７】 前記実トラヒック要求変動検出手段が、
   前記論理網内での仮想パスの収容による物理網内の呼の
   呼損率、セル廃棄率、およびセル遅延時間の監視を行
   い、該呼損率、セル廃棄率、またはセル遅延時間のいず
   れかが規定上限値を上回る時、前記現実のトラヒック要
   求の変動量が規定値を越えたものとして前記論理網内の
   仮想パスの容量再設計を要求することを特徴とする請求
   項６記載の通信網分離設計方式。
8. 【請求項８】 複数のノードの間に張られる物理網と論
   理網とから構成される通信網に対して用いられるもので
   あって、 該通信網内の各ノードから通信網のトラヒック条件を受
   取る第１の信号処理部と、 該トラヒック情報と該論理網における仮想パスの現在の
   容量とに基づいて、該仮想パス容量の設計変更を制御す
   る回線制御手段と、 該論理網を構成する仮想パスの容量設定を行うと共に、
   該回線制御手段からの仮想パス容量変更要求に応じて仮
   想パス容量の設定変更を行う論理網容量設定手段と、 該論理網容量設定手段から出力される仮想パス容量設計
   変更指示を前記ノードに対して出力する第２の信号処理
   部とを備え、論理網の設計を行うことを特徴とする網設
   計管理センタ。
9. 【請求項９】 前記回線制御手段が前記ノードからのト
   ラヒック情報と前記仮想パスの現在の容量とを比較する
   比較手段と、 該比較手段の出力と、仮想パス容量の再設計を行うか否
   かの再設計判定基準とに基づいて、再設計を行うべきか
   否かを判定する判定手段と、 該判定手段の出力に応じて、前記論理網容量設定手段に
   対して論理網の仮想パスの容量設計変更を要求する再設
   計要求手段とを備えたことを特徴とする請求項８記載の
   網設計管理センタ。
10. 【請求項１０】 実際のトラヒック要求の変動を検出す
    る実トラヒック要求変動検出手段を更に備え、 該実際のトラヒック要求の変動量が規定値を越えた時、
    該実トラヒック要求変動検出手段が前記論理網容量設定
    手段に論理網内の仮想パスの容量再設計を要求すること
    を特徴とする請求項８記載の網設計管理センタ。
11. 【請求項１１】 前記実トラヒック要求変動検出手段
    が、前記論理網内での仮想パスの収容による物理網内の
    呼の呼損率、セル廃棄率、およびセル遅延時間の監視を
    行い、該呼損率、セル廃棄率、またはセル遅延時間のい
    ずれかが規定上限値を上回る時、前記現実のトラヒック
    要求の変動量が規定値を越えたものとして前記論理網内
    の仮想パスの容量再設計を要求することを特徴とする請
    求項１０記載の網設計管理センタ。
12. 【請求項１２】 複数のノードの間に張られる物理網と
    論理網とから構成される通信網に対して用いられるもの
    であって、 該物理網内の伝送路に対応して、該伝送路を通る論理網
    の各仮想パス毎に該仮想パスの帯域容量を記憶する記憶
    手段と、 接続された端末から要求される通信の通信相手に対応し
    て決定される該物理伝送路の仮想パスの帯域容量の範囲
    で、該端末からの通信呼の受付けの可否を判定する呼受
    付可否判定手段とを備え、 外部から仮想パスの帯域容量変更通知を受信した時、前
    記記憶手段に記憶されている帯域容量を変更することを
    特徴とする通信ノード。
13. 【請求項１３】 前記通信ノードが受信する仮想パスの
    容量変更通知が前記論理網の設計を行う網設計管理セン
    タからの通知であることを特徴とする請求項１２記載の
    通信ノード。
14. 【請求項１４】 複数のノードの間に張られる物理網と
    論理網とから構成される通信網に対して用いられるもの
    であって、 該通信網のトラヒック情報を受信する第１の信号処理部
    と、 該トラヒック情報と該物理網の現在の容量とから、該物
    理網の伝送路の容量設計変更を制御する回線制御手段
    と、 該物理網を構成する物理伝送路の容量設定を行うと共
    に、該回線制御手段からの物理伝送路容量変更要求に応
    じて、伝送路容量の設計変更を行う物理網容量設定手段
    とを備え、物理網の設計を行うことを特徴とする網設計
    管理センタ。
15. 【請求項１５】 トラヒックの長期需要の変化を検知す
    る長期需要変化検出手段を更に備え、 該長期需要の変化量が規定値を越えた時、該長期需要変
    化検出手段が前記物理網容量設定手段に物理網内の伝送
    路の容量の再設計を要求することを特徴とする請求項１
    ４記載の網設計管理センタ。
16. 【請求項１６】 前記長期需要変化検出手段が、前記物
    理網内での仮想パスの収容による物理網内の各伝送路の
    利用率を監視し、該利用率の値が規定上限値を上回る
    か、または規定下限値を下回る時に、前記長期需要の変
    化量が規定値を越えたものとして前記物理網内の伝送路
    の容量再設計を要求することを特徴とする請求項１５記
    載の網設計管理センタ。
17. 【請求項１７】 物理網と論理網から構成され、物理網
    および論理網のトポロジと容量とが分離設計された通信
    網において該通信網内の各ノードが、 該物理網内での、自ノードから隣接ノードへの物理伝送
    リンクの帯域を、前記論理網内で該物理伝送リンクを利
    用して通信が行われる仮想パスの中で優先度の高い通信
    に用いられる仮想パスに割当てるための留保帯域と通信
    の優先度に無関係の共用帯域とに分割して管理する帯域
    管理手段と、 自ノードから開始される通信経路の接続要求に対して、
    該接続が要求された通信の優先度が低い時には前記共用
    帯域のみを対象として、また優先度が高い時には該共用
    帯域と前記留保帯域とを対象として該接続要求に対する
    受付可否の判定を行う通信経路接続要求受付可否判定手
    段とを備えたことを特徴とする通信網管理方式。
18. 【請求項１８】 前記接続要求に適合する複数の通信経
    路の候補をあらかじめ登録し、前記通信経路接続要求に
    対する受付可否の判定に際して、該通信経路候補を前記
    通信経路接続要求受付可否判定手段に与える迂回経路候
    補登録手段を更に備えたことを特徴とする請求項１７記
    載の通信網管理方式。
19. 【請求項１９】 前記迂回経路候補登録手段が、前記接
    続要求に示される通信経路条件に適合する迂回経路候補
    として、該通信経路の始点のノードから終点ノードまで
    の全ての通信経路の中からあらかじめ定められた数の通
    信経路を無条件に選択して、該迂回経路候補として登録
    し、 前記通信経路接続要求受付可否判定手段が、該迂回経路
    候補の中から無条件に１つの通信経路候補を選択して、
    前記通信経路接続要求に対する受付可否の判定を行い、 受付可能な時には、該選択された通信経路に前記接続要
    求に示されている帯域を割り付け、 受付不可能な時に、前記迂回経路候補登録手段に登録さ
    れている他の迂回経路候補を選択して、受付可否の判定
    を行うことを繰り返すことを特徴とする請求項１８記載
    の通信網管理方式。
20. 【請求項２０】 前記迂回経路候補登録手段が、前記通
    信経路接続要求に示される通信経路条件に適合する迂回
    経路候補として、該通信経路の始点のノードから終点の
    ノードまでの全ての通信経路のうちで、該通信経路に対
    応する物理伝送リンクの距離の合計が短い順に、あらか
    じめ定められた数の通信経路を登録し、 前記通信経路接続要求受付可否判定手段が、該迂回経路
    候補の中から前記物理伝送リンクの距離の合計が最も短
    い迂回経路候補を選択して、該接続要求に対する受付可
    否の判定を行い、 受付可能な時には、該選択された通信経路に対して接続
    要求に示された帯域を割り付け、 受付不可能な時には、迂回経路候補登録手段に登録され
    ている迂回経路候補の中から物理伝送リンクの距離の合
    計が短い順に迂回経路候補を選択して、前記通信経路接
    続要求に対する受付可否の判定を繰り返すことを特徴と
    する請求項１８記載の通信網管理方式。
21. 【請求項２１】 前記迂回経路候補登録手段が、前記通
    信経路接続要求に示される通信経路条件に適合する迂回
    通信経路として、該通信経路の始点のノードから終点の
    ノードまでの全ての通信経路のうちで、該通信経路を構
    成する物理伝送リンクの数が少ない順に、あらかじめ定
    められた数の通信経路を登録し、 前記通信経路接続要求受付可否判定手段が、該迂回経路
    候補の中から前記物理伝送リンクの数が最小の通信経路
    を選択して、該接続要求に対する受付可否の判定を行
    い、 受付可能な時には、該選択された迂回経路候補に該接続
    要求に示される帯域を割り付け、 受付不可能な時には、前記迂回経路候補登録手段に登録
    されている迂回経路候補の中から前記物理伝送リンクの
    数が少ない順に迂回経路候補を選択して、受付可否の判
    定を繰り返すことを特徴とする請求項１８記載の通信網
    管理方式。
22. 【請求項２２】 物理網と論理網とから構成され、該物
    理網および論理網のトポロジと容量とが分離設計された
    通信網において、 該通信網内の複数のノードのうちの任意のノードを経由
    して設定される通信経路の終点のノード内に、該通信経
    路の始点のノードに向かって、該通信経路上での空き容
    量情報を伝えるための情報パケットを該通信経路に沿っ
    て送出する情報パケット送出手段を、 該通信経路上の各中継ノード内に、隣接ノードから受け
    取った情報パケットに、該隣接ノードに向かう通信経路
    における空き容量の情報を付加し、該通信経路に沿って
    逆向きに始点のノードに向かって送出する空き容量情報
    追加手段を、 該通信経路の始点のノード内に、該情報パケットの内容
    に基づいて、該通信経路に対する通信容量変更要求の受
    入れの可否を判定する容量変化判定手段をそれぞれ備
    え、 該容量変化判定手段の判定結果に応じて、通信容量変更
    要求に対して、該始点ノードから終点ノードまでの間の
    複数の通信経路から該変更要求を満足する通信経路を選
    択することを特徴とする通信網管理方式。
23. 【請求項２３】 前記容量変化判定手段が、複数の時点
    において受け取った情報パケットの内容に基づいて、前
    記通信容量変更要求の受け入れの可否を判定することを
    特徴とする請求項２３記載の通信網管理方式。
24. 【請求項２４】 前記複数の時点が２つの時点であるこ
    とを特徴とする請求項２３記載の通信網管理方式。
25. 【請求項２５】 前記容量変化判定手段が、前記２つの
    時点において受け取った情報パケットの内容に基づい
    て、線型予測を用いて前記通信容量変更要求の受け入れ
    の可否を判定することを特徴とする請求項２４記載の通
    信網管理方式。
26. 【請求項２６】 前記複数の時点が３つ以上の時点であ
    り、前記容量変化判定手段が、過去における通信経路の
    空き容量の変化パターンから前記通信容量変更要求の受
    け入れの可否を判定することを特徴とする請求項２３記
    載の通信網管理方式。
27. 【請求項２７】 前記容量変化判定手段が、ニューラル
    ネットワークを用いて前記過去の変化パターンから通信
    容量変更要求の受け入れの可否を判定することを特徴と
    する請求項２６記載の通信網管理方式。
28. 【請求項２８】 物理網と論理網とから構成され、該物
    理網および論理網のトポロジと容量とが分離設計された
    通信網において、 該通信網内の複数のノードのうちの任意のノードをそれ
    ぞれ経由して設定される複数の通信経路のうちで、他の
    通信経路に完全に含まれない通信経路の終点のノード内
    に、該通信経路の始点のノードに向かって、該通信経路
    上での空き容量情報を伝えるための情報パケットを該通
    信経路に沿って送出する情報パケット送出手段を、 該他の通信経路に完全に含まれない通信経路上の各中継
    ノード内に、隣接ノードから受け取った情報パケットに
    該隣接ノードに向かう通信経路における空き容量の情報
    を付加し、該通信経路に沿って逆向きに始点のノードに
    向かって送出する空き容量情報追加手段を、 該他の通信経路に完全に含まれない通信経路の始点のノ
    ードと、前記各中継ノードのうちで該他の通信経路に完
    全に含まれない通信経路に経路の全部が含まれる通信経
    路の始点となっているノードとの内部に、それぞれ自ノ
    ードが始点となっている通信経路に対する通信容量変更
    要求の受け入れの可否を判定する容量変化判定手段をそ
    れぞれ備え、 該容量変化判定手段の判定結果に応じて、通信容量変更
    要求に対して、該始点ノードから終点ノードまでの間の
    複数の通信経路から該変更要求を満足する通信経路を選
    択することを特徴とする通信網管理方式。