JPH0766834A - 通信ネットワークおよび該ネットワークでの経路選択方法 - Google Patents

通信ネットワークおよび該ネットワークでの経路選択方法

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JPH0766834A
JPH0766834A JP15498894A JP15498894A JPH0766834A JP H0766834 A JPH0766834 A JP H0766834A JP 15498894 A JP15498894 A JP 15498894A JP 15498894 A JP15498894 A JP 15498894A JP H0766834 A JPH0766834 A JP H0766834A
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Abstract

(57)【要約】 【目的】 本発明の目的は、経路指定アルゴリズムの最
適化基準を低下させず、またネットワーク上に追加の制
御メッセージを生成せずに、パケット交換ネットワーク
のバックボーン・ノード及びサブエリア・ノードへの自
動的分解を実行して、指定経路探索を高速化することで
ある。 【構成】 高スループット回線によって相互接続された
１組のノードを使って、高度なメッシュ構成のバックボ
ーンを構築し、次いでローカル・ノードを、それ自体が
バックボーンに接続された地理的サブエリアにグループ
化する。経路指定アルゴリズムはこの特定のネットワー
ク・トポロジーを利用して、経路計算の複雑さを劇的に
削減する。所与の接続について、限られた数のノードだ
けが使用可能であると定義され、その経路計算の際にア
ルゴリズムによって考慮される。

Description

【発明の詳細な説明】
【０００１】
【産業上の利用分野】本発明は、大規模パケット交換ネ
ットワークにおける高速伝送システムに関し、より詳細
には、ネットワーク・トポロジをバックボーンと複数の
サブエリアとに自動的に分解し使用可能リンクを事前選
択する手段によって、ソース・ノードと宛先ノードの間
の経路選択を高速化するための装置および方法に関す
る。
【０００２】
【従来の技術】データを「パケット」と呼ばれるデータ
の集合体として伝送するパケット交換ネットワーク手段
によって、複数のデータ処理要素を相互接続することが
ますます有用になってきた。そのようなネットワーク
は、データ処理装置を支援するエンド・ノードに接続さ
れた複数の相互接続された交換ノードを含んでいる。そ
のようなパケット・ネットワークは、地理的に広く分布
した非常に大きなものになり得る。そのような状況で
は、互いに通信しようとする２つのエンド・ノード間の
効率的な経路選択が最も重要になる。Ｈ．ヌスバウマー
(Nussbaumer)のTeleinformatique2（pp.92〜117)"Press
es Polytechniques Romandes 1987"にさまざまな方法が
要約されている。
【０００３】経路選択：ネットワーク・レベルで解決し
なければならない一般的な問題は、ソース・ノードと宛
先ノードの間の経路を見つけることである。ネットワー
クがデータグラムを使用するときは、経路選択は各パケ
ットごとに個別に行わなければならない。仮想回線で
は、経路決定は回路確立時にだけ１度行われる。どちら
の場合にも、経路指定アルゴリズムの選択は、しばしば
相反する多くの必要条件を満たさなければならないの
で、容易ではない。このアルゴリズムは、ノードの実現
が複雑にならないように実施できるよう簡単でなければ
ならず、ネットワーク上にどんな混乱があっても、正確
なパケットの進行を保証しなければならない。トラフィ
ックの変動やネットワーク・トポロジのいかんにかかわ
らず、このアルゴリズムは満足できる結果を提供できな
ければならない。また、さまざまなエンド・ユーザが公
平になるようにし、ネットワークにアクセスする権利を
平等に分配しなければならない。最後に、経路指定アル
ゴリズムは、できれば利用タイプによって変わり得る基
準に従って、ネットワークを最適に利用できるようにし
なければならない。多くの場合、ネットワークは、パケ
ット伝送時間が最短になり、かつ最大数のパケットが転
送できるように実施される。その主な目的は、それぞれ
伝送時間の削減とスループットの向上である。他の場合
には、通信コストを削減し、あるいは破局的な回線、ノ
ード故障、トラフィック・ピークの場合にも正確に動作
（過度に性能が低下することなく）できる信頼性の高い
ネットワークを開発することがその目的である。さまざ
まな制約があるため、多数の異なるタイプの経路指定が
ある。そのあるものは、トラフィックの変動およびネッ
トワーク・トポロジを統合するそれぞれの能力に応じて
決定的方針（deterministic policy:固定方針）または
適応的方針（adaptive policy）に対応する。特定のノ
ードから経路が決定される場合は、経路指定アルゴリズ
ムを集中化することができる。他のものは全ノードに分
散される。これは、信頼性の点では好ましいが、アルゴ
リズムがより複雑になり、経路の最適化を実施すること
がより難しくなる。いくつかのアルゴリズムは分類が難
しいが、あふれ経路指定（flooding routing）またはラ
ンダム経路指定（random routing）と呼ばれる特別な技
法を使用している。
【０００４】１．あふれ経路指定 あふれ経路指定は、各ノードが、入力リンクを除くその
ノードのすべての出力リンク上にパケットを再送信する
という非常に簡単な原理に基づくものである。Ｋ個の他
のノードに接続されたノードが、受け取ったばかりのパ
ケットのＫ−１個のコピーを再送信する。この方法によ
り、ある条件でパケットの少なくとも１つのコピーを宛
先ノードへ配布することが可能になり、したがってソー
ス・ノードから宛先ノードに至る少なくとも１つの経路
が存在しなければならない。この経路指定は、たとえば
ネットワーク内のいくつかの構成要素の破局的障害の後
でネットワーク・トポロジが変化するときでも、確実に
行われる。あふれ経路指定は、ネットワーク利用におい
て非常に強い頑丈さを与える。さらに、ソース・ノード
と宛先ノードの間の考えられるリンクがすべて網羅的に
試され、ネットワークが過負荷でない場合、この方法
は、少なくとも１つのパケットのコピーが最小の遅延で
より短い経路を通って受取り側に到達するようにする。
この技法は、メッセージを経路指定するための経路指定
テーブルも、ネットワークにおける宛先ノードの地理的
位置の知識も必要ないので、簡単に実施することができ
る。受取り側は、パケットが自己宛にアドレス指定され
ることだけを知っていればよい。
【０００５】これらの頑丈さ、簡易さおよび敏速さの品
質に対する代償として、ネットワーク資源の利用度が低
下し、また混雑が生じやすくなる。通常、パケット・ヘ
ッダ内に、パケットが通過することを許されるノードの
最大数を示すフィールドを置くと好都合である。このフ
ィールドは、パケットがノードを通過するたびに減分さ
れ、空のフィールドを有するパケットが破棄される。
【０００６】２．ランダム経路指定または確率的（stoc
hastic）経路指定 この技法は、あふれ経路指定とは異なり、ノード自体の
レベルで経路決定を下すためのネットワーク構造および
トラフィックについての完全な知識を有することをノー
ドに要求しない。しかしながら、余りに大きなゴースト
・トラフィックの発生を制限するために、ノードはそれ
自体が受け取ったパケットのコピーをすべての出力リン
ク上に系統的に送ることはしない。ランダム経路指定
は、任意に選択した出力リンク上に受信パケットの１つ
または複数のコピーを放出するものである。この方法
は、選択的あふれとも呼ばれる。この方針は、ノード・
レベルにおける非常に簡単な経路選択をもたらし、パケ
ットの複製によるネットワークの飽和を制限する。しか
し、平均経路指定遅延は決定的技法による場合よりも長
くなる。パケットは、宛先ノードに向かう最短の経路で
はなく遠回りの経路をとる。
【０００７】３．決定的経路指定 （ａ）固定式経路指定 固定式経路指定は、ネットワーク・トポロジや通信回線
上で予想される平均トラフィックなど一般のネットワー
ク特性にしたがって、異なるパケットがとるべき経路を
定義する。経路指定規則は１回確立され、ユーザが優先
する性能基準の最適化を狙いとする。ほとんどの場合、
ネットワークを介する平均パケット伝送時間を最小にし
なければならない。この方法は、各ノードのレベルで経
路指定テーブルを作成するものである。協議により、受
け取ったばかりのパケットをどの出力リンク上に転送し
なければならないかを、ノードが決定できるようにな
る。固定式経路指定は、その原理が非常に簡単である。
ノード内で行われる処理は待ち行列の管理とテーブルの
読取りだけであり、最適化アルゴリズムはネットワーク
設計レベルで１回だけ始動される。固定式経路選択は、
ネットワークの長期的かつ総合的な最適化を狙いとする
が、ランダム経路選択と比較すると、ネットワークを介
するパケット伝送速度をかなり高めることができる。
【０００８】（ｂ）適応的経路指定 固定式経路指定とは反対に、適応的経路指定の目的はい
かなるときも最適化基準を満たすことである。たとえば
回線上のトラフィックの瞬間的状態に応じて、上述のテ
ーブルが絶えず更新される。
【０００９】・集中経路指定 ネットワーク特性が絶えず変化するときは、トラフィッ
クの変動およびトポロジに応じて経路指定テーブルを周
期的に更新する責任をあるノードに割り当てることによ
って、経路指定を適応化することができる。この方法
は、原理的には単純であり、集中経路指定と呼ばれる。
その主な欠点は、大きな補助トラフィックを発生するこ
と、およびネットワークの良好な機能をただ１つのノー
ドに従属させてしまうことである。さまざまなノード
が、それらが知覚したネットワークの状態（動作可能な
隣接ノード、トラフィック…）を経路指定センターに送
らなければならず、経路指定センターは各ノードにそれ
らの経路指定テーブルをディスパッチしなければならな
い。補助トラフィックは経路指定センターの周囲に集中
し、このためネットワークのこの部分が飽和することに
なる。さらに、テーブルがすべてのノードによって同時
に受け取られることはないので、集中経路指定はテーブ
ルがリフレッシュされるときにいくつかの問題を引き起
こす可能性がある。１つの解決策は、テーブルの確立を
各ノード・レベルに分散させることである。
【００１０】・ローカル経路指定 ローカル経路指定方法も分散式経路指定方法（後述）も
共に、局所的に収集された情報に従って、各ノードによ
ってそれ自体の経路指定テーブルを確立することに基づ
くものである。ローカル経路指定技法では、各ノードが
情報を隣接ノードと交換することなくそのテーブルを作
成する。最も簡単な形では、この方法は、受け取ったば
かりのパケットをより短い出力待ち行列内に置き、それ
をできるだけ迅速に伝送することからなる。ローカル・
アルゴリズムは原理的に、ネットワーク内でパケットを
非常に素早く循環させる傾向がある。ただし、経路はさ
まざまな方法で選択されるので、平均経路長は最小値と
は大きく異なる。
【００１１】・分散式経路指定 分散式経路指定は、経路指定テーブルと遅延テーブルを
更新するために、隣接ノードがトラフィックおよびネッ
トワーク状態に関するメッセージを交換する局所的経路
指定方法である。
【００１２】・階層式経路指定 非確率的経路指定方法では、各ノードは、そのネットワ
ーク内のノードと同数の行と、出力リンクの数と等しい
数の列とを有するテーブルを必要とする。さらに、経路
指定が適応式のとき、ノードは経路指定テーブルを更新
するためにメッセージを周期的に交換しなければならな
い。テーブル・サイズおよび制御メッセージの大きさ
が、ノード数とともに急激に増大し、ネットワークが１
０個を超えるノードを含むと許容できなくなる。この問
題を解決するために、ネットワークを、図１に示すよう
に、サブネットワークの階層に分割する。具体的には、
必要な経路指定テーブルの長さが最小になるように、最
適クラスタ構造（００３）を決定する。前記テーブルは
サブネットワーク（００３）内のノードだけを考慮して
おり、別のサブネットワーク内のノードにアドレス指定
されたパケットは、必然的にこの遠隔サブネットワーク
のアクセス・ノード（００５）を通過する。パケットは
いくつかの必須ノード（００５）を通過し、この簡単化
の代償は、経路指定テーブルが小さくなることにより、
経路指定情報が正確でなくなり、その結果メッセージ・
トラフィックの経路長が長くなることである。階層的経
路指定手続きは、大規模パケット交換ネットワーク（０
０１）で特に効果的である。経路指定テーブルが小さく
なると、ノード（００２）内で必要な記憶域と処理が少
なくなり、かつ回線（００４）における通信オーバーヘ
ッドが少なくなる。
【００１３】階層レベルの最適化の問題は、Computer N
etworks、Vol.1、pp.155〜174（1977年1月）に所載の、
Ｌ．クラインロック(Kleinrock)およびＦ．カムーン(Ka
moun)の論文"Hierarchical Routing for Large Network
s"で検討されている。
【００１４】経路指定テーブル長を削減するための主な
概念は、任意のノードにおいて、近接したノードに関す
る完全な経路指定情報と、遠隔に位置するノードに関す
るより少ない情報を維持することである。これはテーブ
ルに、近接ノードの宛先ごとに１つのエントリを提供
し、遠隔ノードの１組の宛先ごとに１つのエントリを提
供することによって実現される。
【００１５】経路指定テーブル長の削減は、ネットワー
クの階層区分によって達成される。基本的に、１組のノ
ード（００２）のｍレベルの階層的クラスタ化（図１）
は、ノードを第１レベルのクラスタ（００３）にグルー
プ化し、次にこれを第２レベルのクラスタにグループ化
し、以下同様にグループ化を続けることからなる。この
動作は下から上へと続けられる。第ｍレベルのクラスタ
は、最高レベルのクラスタ（第３レベルのクラスタ）で
あり、したがってネットワーク（００１）のすべてのノ
ードを含む。
【００１６】あいにく、テーブル長のこれらの利得はネ
ットワーク内のメッセージ経路長の増加を伴う。その結
果、より長い経路長によって引き起こされる過度の内部
トラフィッックのために、ネットワーク性能（遅延、ス
ループット）が低下する。しかし、極めて大きいネット
ワークでは、ネットワーク経路長の著しい増加なしに、
大きなテーブルの縮小が達成される。
【００１７】高性能ネットワーク：データ伝送は、アプ
リケーションに特に焦点を合わせ、また顧客のトラフィ
ック・プロファイルに基本シフトを組み込むことにより
進展してきている。ワークステーション、ローカル・エ
リア・ネットワーク（ＬＡＮ）相互接続、ワークステー
ションとスーパー・コンピュータの間の分散処理、新し
いアプリケーション、および階層ネットワークと対等ネ
ットワーク、広域ネットワーク（ＷＡＮ）とローカル・
エリア・ネットワーク、音声とデータなどしばしば相反
する異なる構造の統合の成長により、データ・プロファ
イルは、帯域幅が大きくなり、バースト的、非確率論的
になり、またより高い接続性を必要とする。上記のこと
から、チャネル接続されたホスト、事務およびエンジニ
アリング・ワークステーション、端末装置並びに小さい
ものでは中間ファイル・サーバの間でＬＡＮ通信、音
声、ビデオおよびトラフィックを搬送できる高速ネット
ワークの分散計算アプリケーションを支援することが強
く必要とされていることは明らかである。高速マルチプ
ロトコル・ネットワークのこの展望が、データ、音声、
およびビデオ情報がディジタル・コード化され、小さな
パケットに分断され、共通の１組のノードとリンクを介
して伝送される、高速パケット交換ネットワーク・アー
キテクチャの出現の原動力となっている。
【００１８】１．スループット これらの新しいアーキテクチャの重要な要件は、実時間
配布の制約を満たし、音声およびビデオの移送に必要な
ノードの高スループットを達成するために、端末間の遅
延時間を減少させることである。リンク速度の増大に比
例して、通信ノードの処理速度が増大しないと、高速ネ
ットワークの基本課題は、各ノード内のパケット処理時
間を最小にすることである。たとえば、２つのエンド・
ユーザ間で音声パケットを伝送するために、一般的な１
００ミリ秒の遅延を満たすには次のことが必要である。
【００１９】・エンド点におけるパケット化およびプレ
イ・アウト機能に、合計３６ミリ秒必要である。
【００２０】・たとえばアメリカ合衆国を横断するのに
必要な固定伝播遅延時間は、およそ２０ミリ秒である。
【００２１】・ネットワーク中をパケットが移動する際
の全ノード内処理時間として４４ミリ秒残る。５ノード
のネットワークでは、待ち行列時間を含めた全処理時間
として各ノードは約８ミリ秒有する。１０ノードのネッ
トワークでは、各ノードは約４ミリ秒有する。
【００２２】図２では、同じ制約に対する別の見方が示
されている。１ＭＩＰＳ（毎秒１００万回の命令）の有
効処理速度を有するノードを取り上げてみると、処理さ
れるパケットごとにネットワークが８３３０００個の命
令を実行しなければならない場合でも、９．６ｋｂｐｓ
の回線を１０００バイトのパケットで満たすことができ
る。６４ｋｂｐｓの回線では、ノードはパケットごとに
１２５０００回の命令を収容できる。しかしながら、Ｏ
Ｃ２４リンクを満たすためには、この１ＭＩＰＳのノー
ドは、パケットごとに７個の命令しか実行できない。後
者の場合は、１０〜３０ＭＩＰＳの有効処理速度でも、
パケットごとに７０〜２００回の命令しか収容できな
い。
【００２３】処理時間を最小にし、高速／低エラー率の
技法を完全に利用するために、新しい高帯域ネットワー
ク・アーキテクチャによって提供される転送および制御
機能の大部分は、端末間方式で実行される。フロー制御
および特に経路選択は、中間ノードの知識と機能の両方
を減少させるネットワークのアクセス点によって管理さ
れる。
【００２４】２．経路指定モード ネットワーク内の経路指定は、次の２つの側面をもつ。 １．所与の接続のための経路を決定する。 ２．交換ノード内でパケットを実際に交換する。
【００２５】ネットワークを介する経路の決定方法は数
多くある。極めて高いスループットを得るために重要な
ことは、着信パケットをどこに経路指定するかを、交換
エレメントが極めて短時間内に判断できなければならな
いことである。"High SpeedNetworking Technology,An
Introductory Survey"pp.88〜96、GG24-3816-00 ITSC R
eleigh March 1992に述べられているように、最もよく
使用される経路指定モードは、ソース経路指定（ソース
・ルーティング）およびラベル・スワッピングである。
【００２６】・ソース経路指定 ソース経路指定は、無接続ネットワーク用の分散経路指
定の特定の実施態様である。ソース・ノード（またはア
クセス・ノード）が、パケットがネットワークを介して
取るべき経路を計算する責任を負う。経路指定フィール
ドが送られたすべてのパケットに付加され、中間ノード
がそのフィールドを使ってパケットを宛先に導く。この
技法では、送信ノードがネットワーク・トポロジを知ら
なければならず、最適経路を見つけることができなけれ
ばならない。しかし経路が決定された後は、中間ノード
は経路指定を行うためにどのテーブルやパラメータも参
照する必要がない。経路指定の次の段階はまさにパケッ
ト・ヘッダで行われる。この方法の欠点は、パケット・
ヘッダ内の経路指定フィールドが、ある記憶域を占有
し、オーバヘッドとなることである。しかしこれはまっ
たく些細なことであり、高速に経路指定を決定できると
いう利点が、帯域オーバヘッドのわずかな増加という欠
点よりも勝っている。すべての経路指定情報が各パケッ
ト内に含まれるので、端末間通信を提供するために経路
に沿ったセットアップを行う必要はない。したがって、
データグラム・サービスから利益を受けるデータ・アプ
リケーションは、この技法によって有効に支援される。
ただしデータグラム・トラフィックは、各データグラム
を１つの接続と見ることができ、経路の計算を必要とす
るということも特徴とする。各パケットは、自己完結型
ユニットとしてネットワークを介して経路指定され、他
のすべてのパケットと無関係である。ソース・ノードに
関する重要な点は、各データグラムについて、より短時
間で最適の経路を決定することである。
【００２７】・ラベル・スワッピング ラベル・スワッピングは、接続指向ネットワーク用の分
散経路指定の特定の実施態様である。このネットワーク
は、一般的に、何らかの形の「チャネル」を使用するリ
ンク上で、多数の接続（セッション）を多重化する。リ
ンク上を送信される各パケットは、このパケットが属す
る論理接続を識別する任意の番号を含むヘッダを有す
る。たとえば、各パケットは、そのパケットが送られる
伝送リンクを識別するために中間ノードによって使用さ
れるラベルを、その経路指定フィールド内に含むことが
できる。パケットがノードに到達すると、そのヘッダか
らラベルが抜き出され、リンク・アドレスに加えて新し
いラベルを提供する経路指定テーブルを索引するために
使用される。新しいラベルは古いラベルに上書きされ、
パケットはそのリンク・アドレスを使用して転送され
る。経路指定テーブル内の情報は、接続セットアップ時
に更新される。経路上の各ノードは、各接続方向用のラ
ベルを選択し、それを隣接ノードに送る。
【００２８】呼出しセットアップおよび資源予約処理
は、次のような段階を含む。
【００２９】・接続要求は、ユーザにより起点ネットワ
ーク・アドレスと宛先ネットワーク・アドレスならびに
データ・フロー特性を含むパラメータ・セットを使って
指定される。
【００３０】・経路決定は、ソース・ノードによってそ
の局所的経路指定トポロジ・データベースから実現され
る。
【００３１】・経路予約は、指定されたノードに沿っ
て、特別なメッセージに入れて送出される。このメッセ
ージは、通常は前述のソース経路指定技法に従って経路
指定され、トラフィック・タイプが必要とするサービス
・レベルを提供するため、その接続テーブルをセットア
ップし、その資源を予約する（たとえば、経路の各リン
ク上の帯域幅予約）よう、ノードに指示する。
【００３２】・テーブル更新は、ネットワーク資源の使
用可能性の変化を反映する。その情報は、ネットワーク
内のすべてのノードに送られる。
【００３３】ラベル・スワッピング技法では、接続テー
ブルを動的にセットアップし維持する必要がある。これ
は、新しい接続が確立されまたは古い接続が終了される
とき、テーブルが更新されることを意味する（もちろ
ん、ネットワーク・トポロジのデータベースは完全に独
立して維持される）。これは、接続セットアップが比較
的たまにしか行われず、あまり時間が重要ではない場合
に可能になる。この制限のため、データグラム移送はま
ったく非効率的である。しかしながら、実時間音声接続
のような非常に短いパケットしか必要としない接続は、
パケットのオーバヘッドが低いので、この技法により有
効に支援される。接続がいったん確立された後は、パケ
ットが送られるたびに宛先アドレスをヘッダ内に置く必
要はない。このパケットのためにどの接続を使用するか
を指定するフィールドだけが必要とされる。
【００３４】３．経路選択基準 パケット・ネットワーク内のノード間の経路を選択する
ための主な基準の１つは、最小ホップ・カウントと最小
経路長である。ホップ・カウントは、２つのエンド・ノ
ード間で経路を作成するために使用されるリンクの数で
ある。経路長は、２つのエンド・ノード間の経路によっ
てもたらされる全体的伝送遅延時間の関数である。大部
分の高速ネットワークでは、このネットワークを介する
最悪ケースの遅延がほぼ常に許容されるので、遅延（経
路長）は大きな問題ではない。しかし、ホップ・カウン
トは、所与の経路を実施するために必要な資源量の直接
の尺度であり、したがって経路を選択する際にかなり重
要である。ネットワーク・リンクが混雑すると、必然的
に大きいホップ・カウントの経路が選択されるので、選
択された経路は最小ホップ・カウントの経路である必要
がないことに留意されたい。しかし、過大な量のネット
ワーク資源が１つの経路にコミットされる結果、他の経
路が一層混雑し、他の接続用に必然的にさらに長いホッ
プ・カウントの経路が選択されることになるので、その
ような長い代替経路を無制限に延ばすことは許されな
い。それによって、長期的なネットワークのスループッ
トが悪影響を受ける可能性がある。したがって、問題
は、最小ホップ・カウント、すなわちネットワーク資源
量を過度に利用しない最小経路長を有する、起点ノード
と宛先ノード間の経路を選択することである。
【００３５】４．重要な要件 接続指向経路指定モードと無接続経路指定モードのどち
らもサポートする大規模高速パケット交換ネットワーク
における分散経路指定機構では、性能および資源消費量
に関して、次のように要約されるいくつかの要件が暗黙
に課される。
【００３６】・ソース・ノード（またはソース・ノード
のために経路計算を行うノード）は、着信パケットをど
こに経路指定するかを非常に短期間に決定できなければ
ならない（各接続要求のための最適経路を計算するため
の計算が十分に早くなければならない）。
【００３７】・中間ノードにおける交換時間が最短でな
ければならない（最短処理時間）。
【００３８】・選択された経路に沿ったネットワーク資
源を、最小ホップ・カウントの基準に従って最適化しな
ければならない。
【００３９】・ネットワークが過負荷にならないよう
に、制御メッセージをできるだけ制限しなければならな
い。
【００４０】高速ネットワークでは、制御メッセージの
交換によって生成される経路指定テーブルを更新するた
めのコストは、これが接続セットアップ前に実行される
限りクリティカルではない。回線スループットが極めて
高いと、通信回線自体に著しい負担をかけずに経路指定
情報の交換が許される。これらの考慮から、Ｌ．クライ
ンロックとＦ．カムーンが提唱した階層的経路指定方法
とは反対に、最適経路の基準を犠牲にせずに、ノード内
で維持される経路指定テーブルのより良好なアクセスお
よび使用が示唆される。
【００４１】
【発明が解決しようとする課題】現在の所、経路指定ア
ルゴリズムは、最適経路を選択する前にネットワーク内
のソース・ノードから宛先ノードへの可能なすべての経
路を計算する。ネットワーク・トポロジに関する仮定が
行われず、経路計算はしばしば時間と資源を消費する。
たとえば、ネットワークの特定の地理的構成のために、
計算された経路が許容されないこともある。
【００４２】現実には、大規模伝送ネットワークは完全
にメッシュ化（mesh）されてはいない。本発明は、ネッ
トワークが通常は階層構造に基づいて構築されるという
単純な観察を基礎としている。ユーザにとって必要な冗
長性や信頼性が得られるようにするためには、高スルー
プット回線で相互接続された１組のノードを使用して、
高度にメッシュ化された「バックボーン」を構築する。
そしてローカル・ノードを、それ自体がバックボーンに
結合された地理的「サブエリア」にグループ化する。経
路指定アルゴリズムは、この特定のネットワーク・トポ
ロジを利用して、経路計算の複雑さを大幅に削減させる
ことができる。所与の接続について、限られた数のノー
ドだけが適格と定義され、最適経路探索の際にアルゴリ
ズムによって考慮される。
【００４３】本発明の目的は、経路指定アルゴリズムの
最適化基準を下げずに、またネットワーク上に追加の制
御メッセージを生成せずに経路選択を高速化するため
に、バックボーンおよびサブエリアへのネットワークの
自動分解（decomposition）を実行することである。
【００４４】
【課題を解決するための手段】本発明は、要約すると、
伝送リンクと相互接続された複数のノードとを備えるパ
ケット交換通信ネットワーク内のアクセス・ノードにお
いて、指定経路を選択するための方法であり、次のよう
な段階を含む。 ・ネットワーク構成を記憶する段階。この段階はさら
に、下記の諸段階を含む。 ・ネットワーク内に位置する各宛先ノードごとに１組の
使用可能リンクを自動的に事前選択する段階。 ・使用可能リンクの前記事前選択を局所的に記憶する段
階。 ・前記アクセス・ノードと宛先ノードの間の各接続要求
ごとに、前記事前選択された使用可能リンクの中から指
定経路を決定する段階。
【００４５】
【実施例】図３に示すように、通信システムの典型的な
モデルは、専用回線、キャリア提供サービスまたは公衆
データ・ネットワークを使用して、高性能ネットワーク
（２００）を介して通信する、いくつかのユーザ・ネッ
トワーク（２１２）からなる。各ユーザ・ネットワーク
は、企業サーバ（２１３）として使用される大型コンピ
ュータ、ＬＡＮ（ローカル・エリア・ネットワーク２１
４）に接続されたワークステーションまたはパーソナル
・コンピュータを使用するユーザ・グループ、アプリケ
ーション・サーバ（２１５）、ＰＢＸ（構内交換機２１
６）またはビデオ・サーバ（２１７）を相互接続するリ
ンク（２１１）ならびに通信プロセッサの組として記述
される。これらのユーザ・ネットワークは、異なる施設
に分散され、広域転送設備を介して相互接続する必要が
あり、データ転送を編成するために異なる方法が使用で
きる。あるアーキテクチャは、各ネットワーク・ノード
でデータ保全性に関する検査を必要とし、そのため伝送
が遅くなる。他のアーキテクチャは、基本的に高速デー
タ転送を追求するもので、最終宛先に向って流れるパケ
ットができる限り最高速度で処理されるように、ノード
内の経路指定技法と交換技法が最適化される。本発明は
本質的に後者のカテゴリに属しており、より詳細には以
下の節で詳しく述べる高速パケット交換ネットワーク・
アーキテクチャに属する。
【００４６】高速パケット交換ネットワーク：図３にお
ける全体図は、８個のノード（２０１−２０８）を備え
る高速パケット交換伝送システムを示し、各ノードはト
ランク（２０９）と呼ばれる高速通信回線によって相互
接続されている。ユーザによる高速ネットワークへのア
クセス（２１０）は、周辺に配置されたアクセス・ノー
ド（２０２−２０５）を介して実現される。これらのア
クセス・ノードは１つまたは複数のポートを含み、各ポ
ートはそれぞれ、標準インターフェ−スを支援する外部
装置をネットワークに接続し、ネットワークを横切って
ユーザのデータ・フローを他の外部装置からまたは他の
外部装置へ移送するために必要な変換を実行するための
アクセス点を提供する。たとえば、アクセス・ノード２
０２は、構内交換機（ＰＢＸ）、アプリケーション・サ
ーバ、および３つのポートを通るハブにそれぞれインタ
ーフェースし、隣接する通過ノード２０１、２０８およ
び２０５によってネットワークを介して通信する。
【００４７】交換ノード：各ネットワーク・ノード（２
０１−２０８）は、着信データ・パケットが発信トラン
ク上で隣接通過ノードに向って選択的に経路指定され
る、経路指定点を含む。そのような経路指定の決定は、
データ・パケットのヘッダ内に含まれる情報に従って行
われる。基本的なパケット経路指定機能に加え、ネット
ワーク・ノードは次のような補助的サービスをも提供す
る。 ・ノード内から発するパケット用の指定経路の決定。 ・ネットワーク・ユーザおよび資源に関する情報の検索
や更新などのディレクトリ・サービス。 ・リンク使用状況情報を含む物理的ネットワーク・トポ
ロジの一貫したビューの維持。 ・ネットワークのアクセス点での資源の予約。
【００４８】各ポートは複数のユーザ処理装置に接続さ
れ、各ユーザ装置は、別のユーザ・システムに伝送され
るディジタル・データのソース、または別のユーザ・シ
ステムから受け取ったディジタル・データを消費するデ
ータ受信側、あるいは通常はその両方を含む。ユーザ・
プロトコルの解釈、パケット・ネットワーク（２００）
上で伝送するために適切にフォーマットされたパケット
へのユーザ・データの変換、およびこれらのパケットを
経路選択するためのヘッダの生成が、ポートで走行する
アクセス・エージェントによって実行される。このヘッ
ダは、制御フィールドと経路指定フィールドからなる。
【００４９】・経路指定フィールドは、アドレス指定さ
れた宛先ノードにネットワーク（２００）を介してパケ
ットを経路指定するために必要な情報をすべて含む。
【００５０】・制御フィールドは、とりわけ、経路指定
フィールドを解釈する際に使われるプロトコルのコード
化された識別を含む（ソース経路指定、ラベル・スワッ
ピングなど）。
【００５１】経路指定点：図４は、図３に示したネット
ワーク・ノード（２０１−２０８）中に見られるよう
な、典型的な経路指定点（３００）の全体的ブロック図
を示す。経路指定点は、高速パケット・スイッチ（３０
２）を含み、経路指定点に到達したパケットがそこに入
る。そのようなパケットは以下のようにして受信され
る。 ・高速伝送リンク（３０３）を経てトランク・アダプタ
（３０４）を介して、他のノードから受信する。 ・ポート（３０１）と呼ばれるアプリケーション・アダ
プタを介して、ユーザから受信する。
【００５２】アダプタ（３０４、３０１）は、パケット
・ヘッダ内の情報を使用して、どのパケットをスイッチ
（交換網：３０２）によってローカル・ユーザ・ネット
ワーク（３０７）に向けてまたはノードから出る伝送リ
ンク（３０３）に向けて経路指定するかを決定する。ア
ダプタ（３０１と３０４）は、スイッチ（３０２）に入
る前または後にパケットを待ち行列に入れるための待ち
行列回路を含む。
【００５３】経路推定制御装置（３０５）は、ユーザに
よって指定された所与の１組のサービス品質を満たし、
通信経路を完成させるために用いられるネットワーク資
源の量を最小にするために、ネットワーク（２００）を
介する最適経路を計算する。次に、経路指定点で生成さ
れたパケットのヘッダを構築する。最適化基準には、中
間ノードの数、接続要求の特徴、経路内のトランクの容
量と使用度が含まれる。経路指定のために必要な、ノー
ドおよびノードに接続された伝送リンクに関する情報は
すべて、ネットワーク・トポロジ・データベース（３０
６）内に含まれる。定常状態のもとでは、すべての経路
指定点は同じネットワークのビューを有する。ネットワ
ーク・トポロジ情報は、ネットワークに新しいノードが
追加されて新しいリンクが活動化されたとき、リンクま
たはノードがドロップされたとき、あるいはリンクの負
荷が著しく変化したときに更新される。そのような情報
は、その資源が接続されたネットワーク・ノードから発
し、制御メッセージによって他のすべての経路制御装置
との間で交換され、経路計算に必要な最新のトポロジ情
報を提供する（そのようなデータベースの更新は、ネッ
トワークのエンド・ユーザ間で交換されるデータ・パケ
ットと非常に類似したパケット上で搬送される）。継続
的な更新を通じてネットワーク・トポロジがあらゆるノ
ードで最新の状態に維持されるので、エンド・ユーザの
論理接続（セッション）を乱さずに、動的なネットワー
クの再構成が可能になる。
【００５４】パケット経路指定点への着信伝送リンク
は、ローカル・ユーザ・ネットワークの外部装置からの
リンク（２１０）、または隣接するネットワーク・ノー
ドからのリンク（トランク：２０９）を含む。どちらの
場合でも、経路指定点は同じように動作して、パケット
・ヘッダ内の情報によって指示されるように、各データ
・パケットを受け取り、別の経路指定点に転送する。高
速パケット交換ネットワークは、単一パケットの伝送継
続中以外はどの伝送機構やノード機構をも通信経路専用
にせずに、任意の２つのエンド・ユーザ・アプリケーシ
ョン間の通信を可能にするように働く。このようにし
て、各通信経路ごとに伝送リンクを専用にする場合より
も、ずっと多くのトラフィックが搬送できるように、パ
ケット・ネットワークの通信機構の利用度が最適化され
る。
【００５５】クラスタ化技法： １．修正ベルマン・フォード・アルゴリズム ネットワークにおける最適経路を計算することが可能な
アルゴリズムはいくつかある。修正ベルマン・フォード
・アルゴリズム（Modified Bellmann-Ford Algorithm）
は、高速パケット交換ネットワークで最も一般に使用さ
れているものの１つである。欧州特許出願第９３４８０
０３０．１号、"Methods for Apparatusfor Optimum Pa
th Selection in Packet Transmission Networks"に記
載されているように、このアルゴリズムは、各接続要求
について下記のパラメータを用いて呼び出される。 ・ソース・ノード・アドレス ・宛先ノード・アドレス ・その接続に必要なサービスの品質。たとえば、 ・最大呼出しセットアップ遅延時間（実時間で処理され
る接続の場合に非常に重要なパラメータ）。 ・最大端末間通過遅延時間。 ・最大情報損失、エラー確率等。
【００５６】このアルゴリズムは、ソース・ノード（ま
たはアクセス・ノード）と宛先ノードの間の最小ホップ
および経路長を決定するために、ネットワーク・トポロ
ジのローカル・コピーを使用する。修正ベルマン・フォ
ード・アルゴリズムでは、ネットワークの地理的構成に
関する仮定を行わない。ネットワークが完全にメッシュ
化または階層化されても、同じ複雑さを必要とする。本
発明の目的は、所与の接続に関して、最適経路を計算す
るのに必要な適格ノードの数を削減することにより、ネ
ットワーク・トポロジを簡略化することである。
【００５７】２．経路選択の複雑性 所与のノードから他のすべてのノードへ到達するために
必要な合計ホップ・カウントに、ホップごとの繰返し数
を掛けた積が、最小ホップ基準による経路探索の複雑さ
Ｃの指標である。Ｃは、ノードあたりの平均リンク数
ｌ、ネットワーク内のノードの合計数Ｎ、および所与の
ノードから任意の宛先に到達するための最適ホップの平
均数"ｈｏｐｔ"に比例する。
【数１】 Ｃ＝ｌ × １・ｌ（（Ｎ−ｌ）／Ｎ）0 ＋ （第１ホップ） ２・ｌ（（Ｎ−ｌ）／Ｎ）1 ＋ （第２ホップ） ３・ｌ（（Ｎ−ｌ）／Ｎ）2 ＋ （第３ホップ） ．．．．．．．．． （ｉ＋１）・ｌ（（Ｎ−ｌ）／Ｎ）i （第ｉ＋１ホップ） Ｃ＝ｈｏｐｔ・Ｎ・ｌ ＝２ ｈｏｐｔ・Ｌ ただし：ｌ＝２Ｌ／Ｎ ｈｏｐｔ＝最適経路のための平均ホップ数 ｌ ＝１ノードあたりの平均リンク数 Ｎ ＝ネットワーク内の総ノード数 Ｌ ＝ネットワーク内の総リンク数 ０、１、
２、...ｉ＝ホップ数 ただし、 ｈｏｐｔ＝１／Ｎ × １・ｌ（（Ｎ−ｌ）／Ｎ） ＋ （第１ホップ） ２・ｌ（（Ｎ−ｌ）／Ｎ） ＋ （第２ホップ） ３・ｌ（（Ｎ−ｌ）／Ｎ） ＋ （第３ホップ） ．．．．．．．．． （ｉ＋１）・ｌ（（Ｎ−ｌ）／Ｎ） ＋ （第ｉ＋１ホップ） ｈｏｐｔ＝Ｎ／ｌ−（（Ｎ−ｌ）／Ｎ）N-1・（Ｎ／ｌ＋Ｎ−１） Ｎが大きければ ｈｏｐｔ＝Ｎ／ｌ （例：ｌ＝２ならｈｏｐｔ＝Ｎ／２、ｌ＝Ｎならｈｏｐ
ｔ＝１）
【００５８】複雑さはネットワーク内のリンクの総数に
直接関係する。２ノード間の所与の経路探索について、
経路の計算に使用できるリンク数を制限することによ
り、複雑さを極めて大きな割合で減少させることができ
る。この方法は、最小ホップ・カウントの制約を同じ割
合で減少させない状態のときに効率的である。
【００５９】３．ノード属性 本発明の基本的な概念は、所与のノードにおいて別のノ
ードへの経路を構築するために考慮しなければならない
物理リンクを事前選択し、経路選択時にこの事前選択さ
れたリンクを使用することである。また、本発明はリン
ク・テーブルを作成し維持する方法についても詳しく記
述する。
【００６０】クラスタ化アルゴリズムの目的は、ノード
の階層が得られるような形でネットワークのトポロジを
分解することである。ノードは、「バックボーン」と呼
ばれる第１の組と、「サブエリア」と呼ばれる多数の組
に分類される。バックボーン・ノードとサブエリア・ノ
ードは両方とも、いかなる制約もなしにポートおよびト
ランクを支援することができる。ノード属性はトポロジ
・データベースに記録され、ネットワーク内の各変化
（ノード／リンクの追加または抑制）ごとに更新され
る。
【００６１】ノードの分類および事前選択は、経路選択
機能を損なわないような形で行われなければならない。
したがって、２ノード間の最適経路が常に計算できるこ
とを保証することが不可欠である。最適経路選択の基準
は、次のようなものである。
【００６２】・最小ホップ数。 ・最小ホップ数を有する経路のうちで、負荷が最も少な
いもの。
【００６３】その際に、以下のように仮定する。 ・ネットワークがＮ個のノードとＬ個のリンクを含む。 ・すべてのアクセス・ノードが、ネットワーク・トポロ
ジに関する同じ知識を有する。
【００６４】このような要件を満たすために、クラスタ
化技法は次の規則に従って構築されなければならない。
【００６５】（１）ソース・ノードと宛先ノードが同じ
サブエリアにある場合、このサブエリアに属するノード
およびこのサブエリアに直接接続されたバックボーン・
ノードの間でだけ経路が計算される。したがって、最適
経路はこの１組のノードに含まれるはずである。
【００６６】（２）ソース・ノードと宛先ノードがバッ
クボーンの要素である場合は、経路はバックボーンに属
するノード間だけで計算される。最適経路は、バックボ
ーンに完全に含まれるはずである。
【００６７】（３）ソース・ノードと宛先ノードが２つ
の異なるサブエリアにある場合は、経路は次のものに属
するノード間だけで計算される。 ・「ソース・サブエリア」と呼ばれる、ソース・ノード
のサブエリア。 ・バックボーン。 ・「宛先サブエリア」と呼ばれる、宛先ノードのサブエ
リア。
【００６８】したがって最適経路は、ソース・サブエリ
ア、バックボーンおよび宛先サブエリアに含まれること
になる。
【００６９】提案された分解アルゴリズムは、上記の条
件が満たされる分解をもたらさなければならない。
【００７０】４．クラスタ化の方法 クラスタ化アルゴリズムは、大きく６段階に分けられ
る。次にそれぞれの段階について説明する。
【００７１】・段階１：接続性によるノード分類 所与のノードに関連する接続性は、そのノードに接続さ
れたリンク数とする。入力ネットワークの各ノードごと
に接続性を計算する。そして、ネットワーク・ノードお
よびそれらの接続性のリストを確立する。このリスト
は、接続性の降順に分類される。
【００７２】・段階２：接続性ツリーの構築 この段階の目的は接続性ツリーを構築することである。
接続性ツリーは入力ネットワークのすべてのノードを含
む非循環なグラフである。各ノードは接続性ツリーに１
回だけ現れる。ツリー構築の規則は以下の通りである。
【００７３】・最初に、接続性が最高のノードをツリー
のルートとして選ぶ。いくつかのノードが同じ高さの接
続性を有する場合は、それらのうちの１つを任意に選
ぶ。
【００７４】・ネットワークのノードがすべて選択する
まで、次の繰返しを行う。 ・現接続性ツリーの各リーフ（終端）について、接続性
の降順にサブツリーを構築する。このサブツリーは、ル
ートとして当該リーフを有し、リーフとしてそのサブツ
リーのルート（当該リーフ）が接続されるすべてのネッ
トワーク・ノードを有する。もちろん、まだ選ばれてい
ないノードだけが考慮される。 ・次いで、新しい接続性ツリーのすべてのリーフ（元の
ツリーと新しい全サブツリー）にアルゴリズムを反復適
用する。
【００７５】・段階３：ノードの分類 第３段階の目的は、ノードをバックボーンとサブエリア
に分類することである。分類規則は次の通りである。
【００７６】・接続性ツリーのリーフではないすべての
ノードが、バックボーンの要素になる。
【００７７】・接続性ツリーの「１枚だけの（alone）
リーフ」である、すなわち、そのようなリーフの「親」
が「子」としてそのリーフだけを有するようなすべての
ノード（分離した終端を構成するノード）を、バックボ
ーンに含める。
【００７８】・バックボーンではないノードはすべてサ
ブエリアの要素になる。同じ「親」を持つノードは同じ
サブエリアに属する。
【００７９】・段階４：サブエリア間のリンクの検出 次に、アルゴリズムは、サブエリア間に存在するリンク
を探す。すべてのリンクが走査される。２つのサブエリ
アが元のネットワーク内のリンクによって接続される場
合は、接続性が最高の（そのリンクが発する）ノードが
そのサブエリアから抜き出され、バックボーンの一部に
なる。２つのノードが同じ接続性を有する場合は、任意
にそれらのうちの１つをサブエリアから引き抜き、バッ
クボーンに含める。
【００８０】・段階５：バックボーンからサブエリアへ
のリンクの分析 最後に、アルゴリズムは、バックボーン・ノードとサブ
エリア・ノードの間のすべてのリンクを走査する。サブ
エリア・ノードに直接接続された各バックボーン・ノー
ドについて、アルゴリズムは以下のことを検査する。
【００８１】・サブエリア・ノードの（接続性ツリーに
おける）「親」が、バックボーン・ツリーに接続されて
いるかどうか。
【００８２】・サブエリア・ノードの「親」が、バック
ボーン・ノードの「親」に接続されているかどうか。
【００８３】どちらの検査も否定の場合、そのサブエリ
ア・ノードがマークされる。この手続きは、そのバック
ボーン・ノードに接続されたすべてのサブエリア・ノー
ドに適用される。最後に、マークされたサブエリア・ノ
ードのうちで、バックボーン・ノードとの接続容量が最
高のノードを、サブエリアから取り除き、バックボーン
に含める。
【００８４】・段階６：特定サブエリアの除去 段階４および段階５の後、いくつかのサブエリアが空に
なり、またはわずかなノードしか含まないようになるこ
とがある。したがって、それらを除去することは価値が
ある。実際に、たとえばネットワーク管理の目的で、単
にネットワーク内に非常に小さいサブエリアができるこ
とを避けたい場合がある。２個未満（ただしこの値はネ
ットワーク設計者によって任意に決められた値）のノー
ドを含むすべてのサブエリアを除去し、そのようなサブ
エリアに属するノードをバックボーンに移す。空のサブ
エリアは抑制されるだけである。
【００８５】５．例 図５に示したネットワークによって、このアルゴリズム
は以下の段階を含むことを特徴とする。
【００８６】・段階１：接続性によるノードの分類 最初の段階は、ノードおよびそれらの接続性のリストを
確立することである。次いで、このリストを接続性の降
順で分類する。以下のテーブルに結果を示す。
【００８７】
【００８８】たとえば、ノードａは他の７つのノードに
接続されており、最高の接続性を有する。
【００８９】・段階２：接続性ツリーの構築 このテーブルと図５に示したネットワーク・トポロジを
使用して、接続性ツリーを構築する。そのツリーを図６
に示す。ツリーのルートは、最高の接続性を有するノー
ドａである。
【００９０】・段階３：ノードの分類 アルゴリズムの提示の段階３に述べたように、ノードは
バックボーンおよびサブエリアに分類される。この例で
は、３つのサブエリアが見つかっている。この最初の分
解の原理を、図７に示す。たとえばノードｊ、ｋ、ｌ、
ｍ、ｎは、接続性ツリーのリーフであり、それらは同じ
「親」を持つ。つまり同じサブエリアに属する。ノード
ｄは、「一枚だけのリーフ」として定義されるものであ
り、このノードはバックボーンに含まれる。
【００９１】・段階４：サブエリア間のリンクの検出 図８を見ると、ｊからｏへのリンクが２つのサブエリア
間のリンクであることが容易に理解できる。したがっ
て、段階４で述べたようにノードのうちの１つのノード
がバックボーンの一部になるはずである。この場合は、
２つのノードが同じ接続性を有するので、任意のｏがサ
ブエリア２から除去される（図９）。
【００９２】・段階５：バックボーンからサブエリアへ
のリンクの分析 ここで、アルゴリズムは、段階５で述べたようにサブエ
リアとバックボーンの間のリンクを探す。図８に示すよ
うに、ｄはバックボーンの一部であり、ｆに接続され
る。
【００９３】・ｄは、ｆの「親」であるｅには接続され
ない。
【００９４】・ｄの「親」であるｃは、ｆの「親」であ
るｅには接続されず、ｆがマークされる。同様にして、
ｇ、ｈ、ｉもマークされる。これらの考察から、ｄから
ｅへの最短経路は、ノードｆ、ｇ、ｈまたはｉのうちの
１つを通らなければならないことが明らかである。仮定
により、この例では、伝送容量はネットワークのすべて
のリンクで同じであり、サブエリア３から任意のｆが除
去される。これにより、経路選択機能の保全性が保証さ
れる。実際に、ｄとｅの間でリンクを確立しなければな
らないと仮定すると、最短のバックボーン経路は４ホッ
プ（ｄ、ｃ、ｂ、ａ、ｅ）である。ｆをバックボーンに
含めると、最短経路は２ホップになる。これが最適経路
である（図９）。
【００９５】・段階６：特定サブエリアの除去 提案された例の特定の場合には除去すべきものがない。
アルゴリズムの最終的な結果を、図９に示す。
【００９６】トポロジ・データベース：トポロジ・デー
タベースはあらゆるノードで複製され、ネットワーク・
ノードおよびリンクに関する情報を含んでいる。トポロ
ジ・アルゴリズムは、すべてのノードにおいて、ネット
ワークの一貫したビューを維持するために使用される。
トポロジ・データベースは次の２種類の情報を含む。 ・ノードおよびリンクの物理的特性などの静的情報を含
むネットワークの物理的トポロジ。 ・リンクの使用度。
【００９７】最初のクラスのパラメータだけが本発明に
関係する。
【００９８】１．リンク属性 ノード属性に基づき、以下の規則に従って、各リンクは
新しい属性によって修飾される。
【００９９】
【０１００】これらは、ノードｉおよびノードｊの分類
に応じて、それぞれのノードにより動的に構築される。
【０１０１】２．定義 所与のノード（ノードｉ）において、任意の他のノード
（ノードｊ）に到達するためにどのリンクを使用すべき
かを決定できる単純な構造を構築しなければならない。
この行列構造は、次のように定義することができる。
【０１０２】・ネットワークの各リンクを表す行と各ノ
ードを表す列がある。そのように定義された構造は、
「経路選択行列」と呼ばれるＬ×Ｎ行列である。
【０１０３】・行列要素Ｅｌｎは次のようなブール値で
ある。 ・Ｅｌｎ＝１（真）は、ノードｉからノードｎに到達す
るためにリンクｌが使用できることを意味する。 ・Ｅｌｎ＝０（偽）は、ノードｉからノードｎに到達す
るためにリンクｌが使用できないことを意味する。
【０１０４】３．行列の初期化 経路選択行列は、各ノードにおいて構成時に、トポロジ
・データベース内に含まれる情報から次の原理に従って
自動的に計算される。 （ａ）リンク（または行列の行）
【０１０５】・ノードｉのサブエリア内のリンクがすべ
て、（ノードｉ自体を除く）他のノードに到達するため
に使用できる。
【０１０６】・バックボーン・ノード間のリンクはすべ
て、ノードｉと同じサブエリア内に位置する宛先ノード
を除く、ネットワーク内の任意のノードに到達するため
に使用できる。
【０１０７】・他のすべてのサブエリア・リンク（ノー
ドｉのサブエリア内にないリンク）は、それらが属する
サブエリアに到達するためにだけ使用できる。
【０１０８】（ｂ）ノード（または行列の列） ・ノードｊ列において、ノードｊがノードｉのサブエリ
ア内に位置しない場合は、バックボーン・リンクがすべ
て使用できる。
【０１０９】・ノードｊ列において、ノードｊがノード
ｉのサブエリア内に位置する場合は、バックボーン・リ
ンクは使用できない。
【０１１０】・ノードｊ列において、ノードｉのサブエ
リア内またはノードｊのサブエリア内あるいはその両方
にあるリンクがすべて使用できる。
【０１１１】・ノードｊ列において、他のリンクはすべ
て使用できない。
【０１１２】４．行列の更新 新しいノードまたはリンクが追加されるたびに、ネット
ワークのあらゆるノードにあるトポロジ・データベース
が更新される。これは、新しいネットワーク構成を含む
制御メッセージによって行われる。クラスタ化アルゴリ
ズムおよび関連する経路選択行列は、ネットワーク内の
各変化ごとに自動的に計算し直される。
【０１１３】５．例 図９に示すように、ネットワークは、構成時に、バック
ボーンおよび複数のサブエリアに分解される。 バックボーンのノード：ａ、ｂ、ｃ、ｄ、ｅ、ｆ、ｏ サブエリア１のノード：ｊ、ｋ、ｌ、ｍ、ｎ サブエリア２のノード：ｐ、ｑ、ｒ サブエリア３のノード：ｇ、ｈ、ｉ バックボーンのリンク：Ｌａｂ、Ｌｂｃ、Ｌｃｄ、Ｌｄ
ｆ、Ｌｆｅ、Ｌａｅ、Ｌｂｏ（注：「Ｌａｂ」でノード
ａ、ｂ間のリンクを表す） サブエリア１のリンク：Ｌａｊ、Ｌａｋ、Ｌａｌ、Ｌａ
ｍ、Ｌａｎ、Ｌｏｊ サブエリア２のリンク：Ｌｂｐ、Ｌｂｑ、Ｌｂｒ サブエリア３のリンク：Ｌｇｅ、Ｌｈｅ、Ｌｉｅ、Ｌｇ
ｄ、Ｌｈｄ、Ｌｉｄ
【０１１４】ノードｒに関する対応する経路選択行列は
次のとおりである。
【表１】 ノード a b c d e f o g h i j k l m n p q r リンク Lab 1 1 1 1 1 1 1 1 1 1 1 1 1 1 1 0 0 0 Lbc 1 1 1 1 1 1 1 1 1 1 1 1 1 1 1 0 0 0 Lcd 1 1 1 1 1 1 1 1 1 1 1 1 1 1 1 0 0 0 Ldf 1 1 1 1 1 1 1 1 1 1 1 1 1 1 1 0 0 0 Lfe 1 1 1 1 1 1 1 1 1 1 1 1 1 1 1 0 0 0 Lae 1 1 1 1 1 1 1 1 1 1 1 1 1 1 1 0 0 0 Lbo 1 1 1 1 1 1 1 1 1 1 1 1 1 1 1 0 0 0 Laj 0 0 0 0 0 0 0 0 0 0 1 1 1 1 1 0 0 0 Lak 0 0 0 0 0 0 0 0 0 0 1 1 1 1 1 0 0 0 Lal 0 0 0 0 0 0 0 0 0 0 1 1 1 1 1 0 0 0 Lam 0 0 0 0 0 0 0 0 0 0 1 1 1 1 1 0 0 0 Lan 0 0 0 0 0 0 0 0 0 0 1 1 1 1 1 0 0 0 Loj 0 0 0 0 0 0 0 0 0 0 1 1 1 1 1 0 0 0 Lbp 1 1 1 1 1 1 1 1 1 1 1 1 1 1 1 1 1 0 Lbq 1 1 1 1 1 1 1 1 1 1 1 1 1 1 1 1 1 0 Lbr 1 1 1 1 1 1 1 1 1 1 1 1 1 1 1 1 1 0 Lge 0 0 0 0 0 0 0 1 1 1 0 0 0 0 0 0 0 0 Lhe 0 0 0 0 0 0 0 1 1 1 0 0 0 0 0 0 0 0 Lie 0 0 0 0 0 0 0 1 1 1 0 0 0 0 0 0 0 0 Lgd 0 0 0 0 0 0 0 1 1 1 0 0 0 0 0 0 0 0 Lhd 0 0 0 0 0 0 0 1 1 1 0 0 0 0 0 0 0 0 Lid 0 0 0 0 0 0 0 1 1 1 0 0 0 0 0 0 0 0
【０１１５】表記を簡略化するために、ノードｉにおけ
る行列をＬ項目のテーブルＴｉ（ｋ）（ｋ＝ｌ、…、
Ｌ）として示す。 ・任意の経路にリンクｋが使用可能なとき、Ｔｉ（ｋ）
＝Ｘ。 ・ノードｉからサブエリアＳ内に位置するノードへの経
路を除く任意の経路にリンクｋが使用可能なとき、Ｔｉ
（ｋ）＝−Ｓ。 ・ノードｉからサブエリアＳ内に位置するノードへの経
路にのみリンクｋが使用可能なとき、Ｔｉ（ｋ）＝Ｓ。
【０１１６】この例では、ノードａからｒにおけるテー
ブルＴｉは次のような値を有する。
【表２】 リンク Ta Tb Tc Td Te Tf To Tg Th Ti Tj Tk Tl Tm Tn Tp Tq Tr Lab X X X X X X X -3 -3 -3 -1 -1 -1 -1 -1 -2 -2 -2 Lbc X X X X X X X -3 -3 -3 -1 -1 -1 -1 -1 -2 -2 -2 Lcd X X X X X X X -3 -3 -3 -1 -1 -1 -1 -1 -2 -2 -2 Ldf X X X X X X X -3 -3 -3 -1 -1 -1 -1 -1 -2 -2 -2 Lfe X X X X X X X -3 -3 -3 -1 -1 -1 -1 -1 -2 -2 -2 Lae X X X X X X X -3 -3 -3 -1 -1 -1 -1 -1 -2 -2 -2 Lbo X X X X X X X -3 -3 -3 -1 -1 -1 -1 -1 -2 -2 -2 Laj 1 1 1 1 1 1 1 1 1 1 X X X X X 1 1 1 Lak 1 1 1 1 1 1 1 1 1 1 X X X X X 1 1 1 Lal 1 1 1 1 1 1 1 1 1 1 X X X X X 1 1 1 Lam 1 1 1 1 1 1 1 1 1 1 X X X X X 1 1 1 Lan 1 1 1 1 1 1 1 1 1 1 X X X X X 1 1 1 Loj 1 1 1 1 1 1 1 1 1 1 X X X X X 1 1 1 Lbp 2 2 2 2 2 2 2 2 2 2 2 2 2 2 2 X X X Lbq 2 2 2 2 2 2 2 2 2 2 2 2 2 2 2 X X X Lbr 2 2 2 2 2 2 2 2 2 2 2 2 2 2 2 X X X Lge 3 3 3 3 3 3 3 X X X 3 3 3 3 3 3 3 3 Lhe 3 3 3 3 3 3 3 X X X 3 3 3 3 3 3 3 3 Lie 3 3 3 3 3 3 3 X X X 3 3 3 3 3 3 3 3 Lgd 3 3 3 3 3 3 3 X X X 3 3 3 3 3 3 3 3 Lhd 3 3 3 3 3 3 3 X X X 3 3 3 3 3 3 3 3 Lid 3 3 3 3 3 3 3 X X X 3 3 3 3 3 3 3 3
【０１１７】ネットワーク内の２ノード間の経路は、ホ
ップ数が最小になる場合に最適と見なされる。すべての
最適経路は、ソース・ノードをルートとするツリーを作
成する。図１１に、ノードｒから確立されるすべての最
適経路を示す。第１レベルにはソース・ノードに隣接す
るすべてのノードが配置され、次に第２レベルには第１
レベルのノードに隣接するまだ配置されていないすべて
のノードが配置され、以下同様にすべてが終わるまで続
く。図１２に、本発明によるノードｒからノードｇへの
経路探索を示す。前述のように、サブエリア３内に位置
するノードｇに到達するための適格リンクは、テーブル
Ｔｒで定義される。
【０１１８】
【０１１９】バックボーン・リンク、およびソース・ノ
ードと宛先ノードをバックボーンに接続するサブエリア
・リンクだけが、探索プロセスで考慮される。他のリン
クは、経路指定アルゴリズムの計算（たとえば、修正ベ
ルマン・フォード・アルゴリズム）の複雑さを削減する
経路選択に関与しない。この例では、２つの経路ｒｂａ
ｅｇおよびｒｂｃｄｇが、４ホップで最小ホップ制約を
満たす。
【０１２０】図５に示したネットワークの複雑さは、次
のように近似することができる。
【０１２１】 ｃ＝２ｈｏｐｔ・Ｌ＝２×２．５×２２＝１１０ ただし、 ｈｏｐｔ＝２．５ホップ Ｌ ＝２２リンク Ｎ ＝１８ノード ｌ ＝２．４４（４４／１８）リンク／ノード
【０１２２】平均ホップ数は、ノード間のすべての最適
（最小）経路から決定される。 ・１ホップ：ｒｂ、ａｂ、ａｊ、ａｋ、ａｌ、ａｍ、ａ
ｎ、ａｅ、ｂｏ、ｂｐ、ｂｑ、ｂｃ、ｏｊ、ｃｄ、ｄ
ｆ、ｄｇ、ｄｈ、ｄｉ、ｅｉ、ｅｈ、ｅｇ、ｅｆ。 ・２ホップ：ｒａ、ｒｃ、ｒｑ、ｒｐ、ｒｏ、ｑａ、ｑ
ｃ、ｑｐ、ｑｏ、ｐａ、ｐｃ、ｐｏ、ｏａ、ｏｃ、ｊ
ｂ、ｊｅ、ｊｋ、ｊｌ、ｊｍ、ｊｎ、ｋｂ、ｋｅ、ｋ
ｌ、ｋｍ、ｋｎ、ｌｂ、ｌｅ、ｌｍ、ｌｎ、ｍｂ、ｍ
ｅ、ｍｎ、ｎｂ、ｎｅ、ａｃ、ａｉ、ａｈ、ａｇ、ａ
ｆ、ｂｄ、ｂｅ、ｃｉ、ｃｈ、ｃｇ、ｃｆ、ｆｇ、ｆ
ｈ、ｆｉ、ｇｈ、ｇｉ、ｈｉ、ｄｅ。 ・３ホップ：ｒｄ、ｒｅ、ｒｊ、ｒｋ、ｒｌ、ｒｍ、ｒ
ｎ、ｑｄ、ｑｅ、ｑｊ、ｑｋ、ｑｌ、ｑｍ、ｑｎ、ｐ
ｄ、ｐｅ、ｐｊ、ｐｋ、ｐｌ、ｐｍ、ｐｎ、ｏｄ、ｏ
ｅ、ｏｋ、ｏｌ、ｏｍ、ｏｎ、ｊｃ、ｊｉ、ｊｈ、ｊ
ｇ、ｊｆ、ｋｃ、ｋｉ、ｋｈ、ｋｇ、ｋｆ、ｌｃ、ｌ
ｉ、ｌｈ、ｌｇ、ｌｆ、ｍｃ、ｍｉ、ｍｈ、ｍｇ、ｍ
ｆ、ｎｃ、ｎｉ、ｎｈ、ｎｇ、ｎｆ、ｂｆ、ｂｇ、ｂ
ｈ、ｂｉ、ａｄ、ｃｅ。 ・４ホップ：ｒｆ、ｒｇ、ｒｈ、ｒｉ、ｑｆ、ｑｇ、ｑ
ｈ、ｑｉ、ｐｆ、ｐｇ、ｐｈ、ｐｉ、ｏｆ、ｏｇ、ｏ
ｈ、ｏｉ、ｊｄ、ｋｄ、ｌｄ、ｍｄ、ｎｄ。 ｈｏｐｔ＝（１×２２＋２×５２＋３×５８＋４×２１）／（２２＋５２＋５８ ＋２１） ＝３８４／１５３ ＝２．５０ホップ／最適経路
【０１２３】本発明による使用可能リンクの事前選択に
より、最小ホップ制約は低下しない。たとえば、ノード
ｒから見たノードｇに到達するための経路指定アルゴリ
ズムの複雑さＣ'を、３０％近く減少させることができ
る。 Ｃ'＝２ｈｏｐｔＬ'＝２×２．３８×１６＝７６ ただし、 ・ｈｏｐｔ＝２．３８（１８６／７８）ホップ ・Ｌ'＝１６リンク バックボーンのリンク：Ｌａｂ、Ｌｂｃ、Ｌｃｄ、Ｌｄ
ｆ、Ｌｆｅ、Ｌａｅ Ｌｂｏ サブエリア２のリンク：Ｌｂｐ、Ｌｂｑ、Ｌｂｒ サブエリア３のリンク：Ｌｇｅ Ｌｈｅ Ｌｉｅ Ｌｇ
ｄ ＬｈｄＬｉｄ ・Ｎ'＝１３ノード バックボーンのノード：ａ、ｂ、ｃ、ｄ、ｅ、ｆ、ｏ サブエリア２のノード：ｐ、ｑ、ｒ サブエリア３のノード：ｇ、ｈ、ｉ
【０１２４】バックボーンからバックボーンへ、たとえ
ばノードａからノードｄへの接続に関しては、複雑さ
Ｃ"はこのとき５分の１に減少する。 Ｃ"＝２ｈｏｐｔ．Ｌ"＝２×１．９×７＝２６ ただし、 ・ｈｏｐｔ＝１．９（４０／２１）ホップ ・Ｌ"＝７リンク バックボーンのリンク：Ｌａｂ Ｌｂｃ Ｌｃｄ Ｌｄ
ｆ Ｌｆｅ Ｌａｅ Ｌｂｏ ・Ｎ"＝７ノード バックボーン・ノード：ａ、ｂ、ｃ、ｄ、ｅ、ｆ、ｏ
【０１２５】最適経路探索の方法：本発明による方法
は、以下のように要約することができる。
【０１２６】・段階１：ノードが、ネットワーク構成を
そのトポロジ・データベース内に記憶する。このデータ
ベースは、ネットワーク内のすべてのノード間で交換さ
れる制御メッセージによって初期化され維持される。
【０１２７】・段階２：トポロジ・データベース内に記
憶された情報から、ノードがバックボーン・ノードとサ
ブエリア・ノードを決定する（クラスタ化アルゴリズ
ム）。
【０１２８】・段階３：事前に計算したノード属性か
ら、ノードがリンク属性（バックボーン・リンクとサブ
エリア・リンク）を決定する
【０１２９】・段階４：Ｌ×Ｎ経路選択行列を構築する
ことにより、ノードがネットワーク内の各宛先ノード用
の使用可能リンクを選択する。
【０１３０】・段階５：各接続要求ごとに、１組の事前
選択された使用可能リンクについて経路指定アルゴリズ
ムが計算される。
【０１３１】・段階６：接続時間中、事前に計算した経
路に沿って、データ・パケットが宛先ノードに送られ
る。
【０１３２】実際のネットワークでの実験：本節では、
修正ベルマン・フォード経路計算アルゴリズムに適用し
たクラスタ化技法の効率について例示する。シミュレー
ションは「一般的」な高速ネットワーク上で行った。基
本的ネットワーク・トポロジから、新しい４つのトポロ
ジを構築した。以下にその特徴を示す。 ・基本ネットワーク（ネットワーク１） ・２７ノード、５０リンク ・サブエリアなし ・ネットワーク２ ・６７ノード、１３０リンク ・２サブエリア ・ネットワーク３ ・１０７ノード、２１０リンク ・ネットワーク２からの２つのサブエリアと新しい２つ
のサブエリア ・ネットワーク４ ・１４７ノード、２９０リンク ・ネットワーク３からの４つのサブエリアと新しい２つ
のサブエリア ・ネットワーク５ ・２２７ノード、４５０リンク ・ネットワーク３からの６つのサブエリアと新しい４つ
のサブエリア
【０１３３】平均経路計算時間は、次の２つのアルゴリ
ズムを用いて推定した。 ・本発明の目的であるクラスタ化技法を用いない修正ベ
ルマン・フォード・アルゴリズム。 ・上述のクラスタ化技法を用いた修正ベルマン・フォー
ド・アルゴリズム。 その結果を図１０に示す。ノード数が増えると、クラス
タ化技法を用いないアルゴリズムの性能は大幅に低下す
る。一方、クラスタ化技法を使用するアルゴリズムはは
るかに良好な性能をもたらす。性能は１秒間あたりの接
続要求数（または１秒間あたりの呼出し数）で表され、
複雑さＣに反比例する。
【０１３４】
【発明の効果】本発明により、経路指定アルゴリズムの
最適化基準を下げずに、またネットワーク上に追加の制
御メッセージを生成せずに経路選択を高速化することが
可能となる。
【０１３５】まとめとして、本発明の構成に関して以下
の事項を開示する。 （１）伝送リンクと相互接続された複数のノードを含む
パケット交換通信ネットワークにおいて、該ネットワー
クのネットワーク・アクセス・ノードが、データ・パケ
ットを受信し送信する手段と、ネットワーク構成を記憶
する手段とを含むとともに、ネットワーク内に位置する
各宛先ノード用の１組の使用可能リンクを自動的に事前
選択する手段と、前記使用可能リンクの事前選択情報を
局所的に記憶する手段と、前記アクセス・ノードと宛先
ノードの間の接続要求ごとに、前記事前選択された使用
可能リンクから指定経路を決定する手段とを含む、通信
ネットワーク。 （２）前記リンク事前選択手段が、前記ネットワークを
１組のバックボーン・ノードと複数のサブエリア・ノー
ドとに分解する手段を含む、上記（１）に記載のネット
ワーク・ノード。 （３）前記分解手段が、前記記憶手段内の前記ネットワ
ーク構成にアクセスする手段と、各ネットワーク・ノー
ドに接続されたリンクの数である接続性に応じて、すべ
てのネットワーク・ノードを分類する手段と、すべての
ネットワーク・ノードを含む非循環グラフであって、各
ノードが一度だけ現れ、その起点（ルート）が最高の接
続性をもつノードのうちから選ばれる、接続性ツリーを
構築する手段と、前記接続性ツリーの終端ノードではな
いノードをバックボーン・ノードにし、前記接続性ツリ
ーの分離した終端を構成するノード（終端だけを「子」
として有する該終端の「親」）を該バックボーンに含ま
せ、同じサブエリアに属する同じ「親」を有する、バッ
クボーン・ノードではないノードをサブエリア・ノード
にして、前記ノードをバックボーン・ノードとサブエリ
ア・ノードに分類する手段と、２つのサブエリア間のす
べてのリンクを検出し、該リンクのそれぞれを接続する
２つのノードのうちで接続性が最高のノードをバックボ
ーンに組み入れる手段と、バックボーンからサブエリア
へのリンクを分析し、接続性ツリーにおける前記サブエ
リア・ノードの「親」がバックボーン・ノードに接続さ
れるという条件と、前記サブエリア・ノードの「親」が
バックボーン・ノードの「親」に接続されるという条件
とを両方とも満たさないサブエリア・ノードを決定し、
同じサブエリアにおける前記条件を満たさないすべての
ノードのうちの１つを事前に定義された基準に従ってバ
ックボーンに組み入れる手段と、空のサブエリア、もし
くは事前定義されたノード数より少ないノードを含むサ
ブエリアまたはその両方を除去する手段とを含む、上記
（２）に記載のネットワーク・ノード。 （４）前記リンク事前選択手段が、２つのバックボーン
・ノードを接続するリンクであるバックボーン・リンク
を決定する手段と、同じサブエリア内の２つのノードま
たはサブエリア・ノードとバックボーン・ノードを接続
するリンクである、サブエリア・リンクを決定する手段
とを含む、上記（２）または（３）に記載のネットワー
ク・ノード。 （５）前記リンク事前選択手段が、（ｉ）宛先ノードが
アクセス・ノードと同じサブエリア内に位置するときは
アクセス・ノード・サブエリアに属するリンク、（ii）
宛先ノードもしくはアクセス・ノードの一方がバックボ
ーン内に位置するときは該当するノードのサブエリアに
属するリンクおよびバックボーン・リンク、（iii）ア
クセス・ノードと宛先ノードが共にバックボーン内に位
置するときはバックボーン・リンク、（iv）アクセス・
ノードと宛先ノードが異なるサブエリア内に位置すると
きはバックボーン・リンクとアクセス・ノード・サブエ
リアに属するリンクと宛先ノードに属するリンクを、経
路決定に使用可能なものとして選択する手段と、他のす
べてのリンクを、経路決定に使用可能でないものとして
選択する手段とを含む、上記（４）に記載のネットワー
ク・ノード。 （６）前記指定経路決定手段が、修正ベルマン・フォー
ド・アルゴリズムを計算する手段を含む、上記（１）、
（２）、（３）、（４）または（５）に記載のネットワ
ーク・ノード。 （７）アクセス・ノード（３００）において、伝送リン
ク（２０９）と相互接続された複数のノード（２０１な
いし２０８）とを含むパケット交換通信ネットワーク
（２００）内で指定経路を選択する方法であって、ネッ
トワーク構成を記憶する段階を含み、ネットワーク内に
位置する各宛先ノードのために１組の使用可能リンクを
自動的に事前選択する段階と、前記使用可能リンクの事
前選択情報を局所的に記憶する段階と、前記アクセス・
ノードと宛先ノードの間の接続要求ごとに、前記事前選
択された使用可能リンクから指定経路を決定する段階と
を含む方法。 （８）前記事前選択段階が、前記ネットワークを１組の
バックボーン・ノードと複数のサブエリア・ノードとに
分解する段階を含む、上記（７）に記載の方法。 （９）前記分解段階が、前記記憶手段内の前記ネットワ
ーク構成にアクセスする段階と、各ネットワーク・ノー
ドに接続されたリンクの数である接続性に応じて、すべ
てのネットワーク・ノードを分類する段階と、すべての
ネットワーク・ノードを含む非循環グラフであって、各
ノードが一度だけ現れ、その起点（ルート）が最高の接
続性をもつノードのうちから選ばれる、接続性ツリーを
構築する段階と、前記接続性ツリーの終端ノードではな
いノードをバックボーン・ノードにし、前記接続性ツリ
ーの分離した終端を構成するノード（終端だけを「子」
として有する該終端の「親」）を該バックボーンに含ま
せ、同じサブエリアに属する同じ「親」を有する、バッ
クボーン・ノードではないノードをサブエリア・ノード
にして、前記ノードをバックボーン・ノードとサブエリ
ア・ノードに分類する段階と、２つのサブエリア間のす
べてのリンクを検出し、該リンクのそれぞれを接続する
２つのノードのうちで接続性が最高のノードをバックボ
ーンに組み入れる段階と、バックボーンからサブエリア
へのリンクを分析し、接続性ツリーにおける前記サブエ
リア・ノードの「親」がバックボーン・ノードに接続さ
れるという条件と、前記サブエリア・ノードの「親」が
バックボーン・ノードの「親」に接続されるという条件
を両方とも満たさない、サブエリア・ノードを決定し、
同じサブエリアにおける前記条件を満たさない、すべて
のノードのうちの１つを事前に定義された基準に従って
バックボーンに組み入れる段階と、空のサブエリアもし
くは事前定義されたノード数より少ないノードを含むサ
ブエリアまたはその両方を除去する段階と、を含む、上
記（８）に記載の方法。 （１０）前記リンク事前選択段階が、２つのバックボー
ン・ノードを接続するリンクであるバックボーン・リン
クを決定する段階と、同じサブエリア内の２つのノード
またはサブエリア・ノードとバックボーン・ノードを接
続するリンクであるサブエリア・リンクを決定する段階
とを含む、上記（８）または（９）に記載の方法。 （１１）前記リンク事前選択段階が、（ｉ）宛先ノード
がアクセス・ノードと同じサブエリア内に位置するとき
はアクセス・ノード・サブエリアに属するリンク、（i
i）宛先ノードもしくはアクセス・ノードの一方がバッ
クボーン内に位置するときは該当するノードのサブエリ
アに属するリンクおよびバックボーン・リンク、（ii
i）アクセス・ノードと宛先ノードが共にバックボーン
内に位置するときはバックボーン・リンク、（iv）アク
セス・ノードと宛先ノードが異なるサブエリア内に位置
するときはバックボーン・リンクとアクセス・ノード・
サブエリアに属するリンクと宛先ノードに属するリンク
を、経路決定に使用可能なものとして選択する段階と、
他のすべてのリンクを、経路決定に使用可能でないもの
として選択する段階とを含む、上記（１０）に記載の方
法。 （１２）前記経路決定段階が、修正ベルマン・フォード
・アルゴリズムを計算する段階を含む、上記（７）、
（８）、（９）、（１０）または（１１）に記載の方
法。
【０１３６】＜付録＞ 経路指定の保全性：この節の目的は、本発明に従って分
解されたネットワークにおいて、次のステートメントが
考慮されることを実証することである。 １．同じサブエリアに２つのノードが属する場合は、所
与の基準に関して、これらのノード間の最適経路はこの
サブエリアに属する。 ２．２つの異なるサブエリアの２ノード・メンバ間の最
適経路は、その２つのサブエリアとバックボーンに完全
に含まれる。 ３．２つのバックボーン・ノード間の最適経路は、その
バックボーンに完全に含まれる。 このアルゴリズムの証明は３つの部分で達成される。い
くつか形式的表記法を導入した後で、前記の各ステート
メントについて証明を行う。
【０１３７】表記法：ネットワーク・トポロジを示すグ
ラフをＮ（Ａ，Γ）とする。Ａはノードの集合であり、
ΓはＡの各要素について、その要素が接続される先のノ
ードを与える写像である。ネットワークＮ（Ａ，Γ）に
関連する接続性ツリーをＴ（Ａ，Δ）とする。ΔはΓと
同様に定義される。 定義１：∀ａ、ｂ∈Ａであって、ネットワーク内のａか
らｂへの最小ホップ経路をＨ*（ａ，ｂ）⊂Ａとする。
ａからｂへのホップの最小数は、ｈ*（ａ，ｂ）＝ｃａ
ｒｄ｛Ｈ*（ａ，ｂ）｝である。 定義２：∀ａ、ｂ∈Ａであって、ａからｂへの接続性ツ
リーの距離をｄ（ａ，ｂ）とする。ｂ∈Δn○Δ
-m（ａ）の場合、ｄ（ａ，ｂ）＝ｎ＋ｍである。 定義３：∀ａ∈Ａであって、ａの親をｂ＝ｐ（ａ）∈Ａ
とする。もちろんａ∈Δ（ｂ）である。 定義４：Ｎ（Ａ，Γ）のバックボーン・ノードをＢ⊂Ａ
とする。 定義５：サブエリアｉのノードをＳi⊂Ａ，ｉ∈Νとす
る。定義を容易にするために、Ｓiのすべてのノードの
親がそのサブエリアとバックボーンの一部である、バッ
クボーン・ノードを考える。
【０１３８】＜サブエリア内で＞ 命題１：∀ａ、ｂ∈Ｓiであって、ｄ（ａ，ｂ）＝２
（ｉ）ならばｈx（ａ，ｂ）≦２（ii） 証明：（ｉ）はツリーの基本特性によって与えられる。
（ｉ）が与えられると（ii）は自明である。 命題２：∀ａ、ｂ∈Ｓiであって、Ｈ*（ａ，ｂ）⊂Ｓi 証明：Ｈ*（ａ，ｂ）⊂Ｓiでないと仮定すると、ｃ∈Ｓ
iとならないような∃ｃ∈Ｈ*（ａ，ｂ）が存在すること
になる。したがって、ｈ*（ａ，ｂ）≧２である。命題
１により、ｈ*（ａ，ｂ）≦２である。したがって、解
は２つだけ考えられる。 ・ｈ*（ａ，ｂ）＝２のとき、（命題１により）Ｈ
*（ａ，ｂ）＝｛ａ，ｄ，ｂ｝となるような∃ｄ∈Ｓiが
存在する。さらにｄは、バックボーン内へのサブエリア
Ｓｉのエントリ点である。 ・ｈ*（ａ，ｂ）＝１のとき、ｃは存在しない。 したがって、最初の命題は真でない。命題２は、所与の
サブエリア内において、２ノード間の最適経路がそのサ
ブエリア内に含まれることを示す。ただし、この経路は
サブエリアの一部分であるバックボーン・エントリ点を
含むことができる。
【０１３９】＜サブエリアから別のサブエリアへ＞２つ
の異なるサブエリアの２つのノード・メンバ間の最適経
路は、この２つのサブエリアとバックボーンに含まれる
はずである。したがって、∀ａ∈Ｓi、∀ｂ∈Ｓi、ｉ≠
ｊであって、次の関係式が満たされるはずである。 ・Ｈ*（ａ，ｂ）⊂｛Ｓi∪Ｂ∪Ｓj｝ （ｉ） ・Ｈ*（ａ，ｂ）∩Ｂ≠φ （ii） 関係式（ｉ）は、最適経路がｉとｊを除く任意のサブエ
リアを横切ることを暗示する。したがって、∀ｋ≠ｉ≠
ｊであって、ｃ∈Ｈ*（ａ，ｂ）となるようなｃ∈Ｓkが
存在しないことを保証しなければならない。この点を保
証するために、次の２つのステートメントが真でなけれ
ばならないことが容易に示される。
【０１４０】１．∀ｋ≠ｉ≠ｊ、∀ａ∈Ｓi、∀ｂ∈
Ｓj、∀ｃ∈Ｓkであって、ｃ∪Г（ａ）≠０かつｃ∪Γ
（ｂ）≠０である。言い換えると、サブエリアｋとサブ
エリアｉおよびｊとの間に任意の直接リンクがなくては
ならない。この点が保証されれば、 ・２つのサブエリア間で直接に、あるいは ・バックボーンを横切って、ａとｂ間の経路が確立でき
る。 第２の場合、バックボーン内の最適経路はバックボーン
内に完全に含まれるはずである。これにより第２の点が
もたらされる。
【０１４１】２．∀ｄ、ｅ∈Ｂかつｄ、ｅ∈Ｈ*（ａ，
ｂ）であって、Ｈ*（ｄ，ｅ）⊂Ｂである。この点の証
明を次に行う。関係式（ｉ）が真ならば、関係式（ii）
は、サブエリアｉとサブエリアｊの間に任意の直接リン
クがあることを暗示する。要約すると、 ・関係式（ｉ）は、ｋ≠ｉ≠ｊのとき、サブエリアｋと
サブエリアｉおよびｊの間に任意の直接リンクがあるこ
とを暗示する。 ・関係式（ii）は、サブエリアｉおよびｊの間に任意の
直接リンクがなければならないことを暗示する。 したがって、２つの異なるサブエリアのメンバである２
ノード間の最適経路が、バックボーンとその２つのサブ
エリア内に含まれることを保証するには、このサブエリ
ア間に任意の直接リンクがなければならない。これによ
りアルゴリズムの第４段が正当化される。
【０１４２】＜バックボーン内＞バックボーンの２ノー
ド・メンバ間の接続を確立しなければならないと仮定す
る。最適経路がバックボーン内に含まれることを保証し
なければならない。言い換えると、∀ａ、ｂ∈Ｂかつ∀
ｉ、∀ｃ∈Ｓiであって、ｃ∈Ｈ*（ａ，ｂ）でない。
ａ、ｂ、ｃが与えられているとして、ｄ（ａ、ｂ）＞ｄ
（ｃ、ｂ）＋１かつｈ*（ａ，ｃ）＝１であると仮定す
る。この場合、ｂがａからバックボーンを介してわずか
ｄ（ｃ，ｂ）＋１ホップで到達できない場合、明らかに
ｃ∈Ｈ*（ａ，ｂ）である。そのような状況をどのよう
に容易に検出するかが問題である。接続性ツリーが構築
される方式を見てみよう。各段階で、新しいレベルが追
加されるとき、実際のツリーのリーフに接続された（ま
だ選択されていない）すべてのノードがツリーに含まれ
る。したがって、２つのノードが接続される場合、接続
性ツリーにおけるそれらの深さの絶対的な差は１より大
きくない。したがって、バックボーンを介してわずかｄ
（ｃ，ｂ）＋１ホップでａをｂに接続するための唯一の
方法は次の場合だけとなる。 ・ａがｃの「親」に接続される場合。 ・ａの「親」がｃの「親」に接続される場合。 ・ａの「親」とｃの「親」に前述の２つのステートメン
トが反復適用される場合。 実施上の問題については、接続性の最大深さが一般的に
３より小さいことを考慮しなければない。さらに、サブ
エリアとバックボーン間のこの種の「特殊」リンクは極
めてまれである。したがって、この検査をａ、ｃおよび
それらの「親」だけに制限することができる。この制限
により証明が損なわれないことに留意されたい。実際
に、検査の局所的制限は、非常に厳しい条件である。た
だし、それは次善の分解をもたらすことがある。たとえ
ばバックボーン・リンクが接続性ツリー内のより高いレ
ベルにある場合、おそらくｃをバックボーン内に移動す
る必要はない。
【０１４３】したがって、目的を達成するためには、
（Γ（ａ）∩Ｂ）∩（Γ（ｐ（ｃ））∩Ｂ）≠０でない
ことを確認しなければならないだけである。このステー
トメントが偽である場合、ｃはバックボーン内に移動さ
れる。これにより、アルゴリズムの第５段階が正当化さ
れる。
【０１４４】結論：本節では、ネットワークのクラスタ
化が適用されるとき、このアルゴリズムはネットワーク
の２ノード間の最適経路の計算を保証することを示し
た。
【０１４５】（１）ツリー構築の疑似コード −−セルの宣言 type CELL type LINK is access CELL type CELL is record NAME :STRING(20);−−ノードの名前 connectivity:INTEGER;−−ノードの接続性 LEAVES :array(POSITIVE range<>)of LINK;−−ポイ
ンタのアレイ end record; −−ノード・リストの宣言 type NODE is record NAME :STRING(20); connectivity:INTEGER; TAKEN :BOOLEAN:=FALSE;−−どのノードが考慮され
たかを知る end record; NODELIST : array(POSITIVE range<>) of NODE; −−ＮＯＤＥＬＩＳＴがすでに初期設定され分類されて
いると仮定する −−ＮＯＤＥＬＩＳＴが大域変数である procedure ConstructTree(ROOT:inout LINK); TAKEN :INTEGER:=1; −−ルートはをすでに獲得済み！
！ while(TAKEN<Number of nodes in the network)loop AddLevel(ROOT<TAKEN); end loop; end ConstructTree; procedure AddLevel(ROOT:inout LINK,TAKEN:inout INT
EGER); i :INTEGER; NbLeaves:INTEGER :=0; begin −−現ツリーのすべてのリーフを調べる・・・ if (ROOT.NbLeaves>0)then begin −−これはリーフではない for i in 0..NbLeaves loop AddLevel(ROOT.LEAVES(i),TAKEN); end loop; end; else begin −−これはリーフである・・・ −−サブツリーを構築する for i in all indexes of NODELIST loop if LinkExists (NODELIST(i).NAME,ROOT.NAME)then if NODELIST(i).TAKEN=FALSE then begin −−良い候補である new(ROOT.LEAVES(NbLeaves)); ROOT.LEAVES(NbLeaves).NAME:=NODELIST(i).NAME; ROOT.LEAVES(NbLeaves).connectivity:=NODELIST(i).co
nnectivity NODELIST(i).TAKEN:=TRUE; NbLeaves:=NbLeaves+1; TAKEN:=TAKEN+1; end; end if; end if; end loop; end; end if; end ConstructTree; −−この手順への最初の呼出しは次のような形をとる new(ROOT); ROOT.NAME:=NODELIST(0).NAME; ROOT.connectivity:=NODELIST(0).connectivity; ConstructTree(ROOT);
【０１４６】（２）ノード分類の疑似コード −−セルの宣言 type CELL type LINKis access CELL type CELL is record NAME :STRING(20);−−ノードの名前 connectivity:INTEGER;−−ノードの接続性 SUBAREA :INTEGER;−−ノードが属するサブエリア NbLeaves :INTEGER;−−このノードのリーフ数 LEAVES :array(POSITIVE range<>) of LINK; end record; −−ここで、ツリーが構築され、各セルのすべてのフィ
ールドが、 −−正しく初期設定されていると仮定する −−サブエリア０はバックボーンを意味する procedure Classify(ROOT:inout LINK,SUBAREA:inout I
NTEGER) GlobalLeaves:INTEGER:=0; i :INTEGER; Begin −−このルートに何枚の大域リーフが接続されているか
数える for i in 0..ROOT.NbLeaves loop if ROOT.LEAVES(i)/=null then if ROOT.LEAVES(i).LEAVES=0 then −−これは大域ツリーのリーフである GlobalLeaves:=GlobalLeaves+1; end if; end if; end loop; −−現サブツリーのすべてのリーフを走査しマークする for i in 0..ROOT.NbLeaves loop if ROOT.LEAVES(i)./=null then if ROOT.LEAVES(i).LEAVES=0 then if GlobalLeaves>1 then −−これは大域ツリーのリーフであり単独ではない −−それをサブエリアとしてマークする ROOT.LEAVES(i).SUBAREA:=SUBAREA; else −−単独である ROOT.LEAVES(i).SUBAREA:=0 end if; else −−これはサブツリーのルートである −−バックボーンとしてマークする ROOT.LEAVES(i).SUBAREA=0; end if; end if; end loop; −−サブエリアが存在する場合、サブエリア番号を増分
する if GlobalLeaves>1 then SUBAREA:=SUBAREA+1; end if; −−反復的呼出し for i in all indexes corresponding to roots of sub
-trees loop Classifiy(ROOT.LEAVES(i),SUBAREA); end loop; end Classify; −−この手順への最初の呼出しは次のような形をとる Classify(ROOT,1);−−もちろんこれは接続性ツリーの
ルートである
【図面の簡単な説明】
【図１】従来の技術においてＬ．クラインロックとＦ．
カムーンが提唱した方法による、階層的経路指定を示す
図である。
【図２】高速ネットワークによって支援される、様々な
回線スループット能力の機能において必要な処理時間
（１秒あたりの命令数）を示すグラフである。
【図３】本発明において特許請求されるアクセス・ノー
ドおよび通過ノードを含む高速パケット交換ネットワー
クの典型的なモデルを示す図である。
【図４】本発明による高速経路指定点を示す図である。
【図５】ネットワークの典型的な例を示す図である。
【図６】本発明による典型的ネットワークの接続性ツリ
ーを示す図である。
【図７】本発明によるノード分類の原理を示す図であ
る。
【図８】本発明によるノード分類の結果を示す図であ
る。
【図９】本発明によるネットワークの最終的分解を示す
図である。
【図１０】本発明の実施を含むアルゴリズムと含まない
アルゴリズムの性能の比較を示すグラフである。
【図１１】ノードｒの最適経路ツリーを示す図である。
【図１２】本発明によるノードｒからノードｇに至る最
適経路を示す図である。
【符号の説明】
２００ 高性能ネットワーク ２０１ ノード ２０２ アクセス・ノード ２０３ アクセス・ ノード ２０４ アクセス・ ノード ２０５ アクセス・ ノード ２０６ ノード ２０７ ノード ２０８ ノード ２０９ トランク ２１０ アクセス ２１１ リンク ２１２ ユーザ・ネットワーク ２１３ 企業サーバ ２１４ ローカル・エリア・ネットワーク（ＬＡＮ） ２１５ アプリケーション・サーバ ２１６ 構内交換機（ＰＢＸ） ２１７ ビデオ・サーバ
フロントページの続き (72)発明者 パオロ・スコットン フランス06140 ヴァンス シュマン・ ド・サント・コロンブ1561

Claims (12)

    【特許請求の範囲】
  1. 【請求項１】伝送リンクと相互接続された複数のノード
    を含むパケット交換通信ネットワークにおいて、該ネッ
    トワークのネットワーク・アクセス・ノードが、 データ・パケットを受信し送信する手段と、 ネットワーク構成を記憶する手段とを含むとともに、 ネットワーク内に位置する各宛先ノード用の１組の使用
    可能リンクを自動的に事前選択する手段と、 前記使用可能リンクの事前選択情報を局所的に記憶する
    手段と、 前記アクセス・ノードと宛先ノードの間の接続要求ごと
    に、前記事前選択された使用可能リンクから指定経路を
    決定する手段とを含む、通信ネットワーク。
  2. 【請求項２】前記リンク事前選択手段が、前記ネットワ
    ークを１組のバックボーン・ノードと複数のサブエリア
    ・ノードとに分解する手段を含む、請求項１に記載のネ
    ットワーク。
  3. 【請求項３】前記分解手段が、 前記記憶手段内の前記ネットワーク構成にアクセスする
    手段と、 各ネットワーク・ノードに接続されたリンクの数である
    接続性に応じて、すべてのネットワーク・ノードを分類
    する手段と、 すべてのネットワーク・ノードを含む非循環グラフであ
    って、各ノードが一度だけ現れ、その起点（ルート）が
    最高の接続性をもつノードのうちから選ばれる、接続性
    ツリーを構築する手段と、 前記接続性ツリーの終端ノードではないノードをバック
    ボーン・ノードにし、前記接続性ツリーの分離した終端
    を構成するノード（終端だけを「子」として有する該終
    端の「親」）を該バックボーンに含ませ、同じサブエリ
    アに属する同じ「親」を有する、バックボーン・ノード
    ではないノードをサブエリア・ノードにして、前記ノー
    ドをバックボーン・ノードとサブエリア・ノードに分類
    する手段と、 ２つのサブエリア間のすべてのリンクを検出し、該リン
    クのそれぞれを接続する２つのノードのうちで接続性が
    最高のノードをバックボーンに組み入れる手段と、 バックボーンからサブエリアへのリンクを分析し、接続
    性ツリーにおける前記サブエリア・ノードの「親」がバ
    ックボーン・ノードに接続されるという条件と、前記サ
    ブエリア・ノードの「親」がバックボーン・ノードの
    「親」に接続されるという条件とを両方とも満たさない
    サブエリア・ノードを決定し、同じサブエリアにおける
    前記条件を満たさないすべてのノードのうちの１つを事
    前に定義された基準に従ってバックボーンに組み入れる
    手段と、 空のサブエリア、もしくは事前定義されたノード数より
    少ないノードを含むサブエリアまたはその両方を除去す
    る手段とを含む、請求項２に記載のネットワーク。
  4. 【請求項４】前記リンク事前選択手段が、 ２つのバックボーン・ノードを接続するリンクであるバ
    ックボーン・リンクを決定する手段と、 同じサブエリア内の２つのノードまたはサブエリア・ノ
    ードとバックボーン・ノードを接続するリンクである、
    サブエリア・リンクを決定する手段とを含む、請求項２
    または３に記載のネットワーク。
  5. 【請求項５】前記リンク事前選択手段が、 （ｉ）宛先ノードがアクセス・ノードと同じサブエリア
    内に位置するときはアクセス・ノード・サブエリアに属
    するリンク、（ii）宛先ノードもしくはアクセス・ノー
    ドの一方がバックボーン内に位置するときは該当するノ
    ードのサブエリアに属するリンクおよびバックボーン・
    リンク、（iii）アクセス・ノードと宛先ノードが共に
    バックボーン内に位置するときはバックボーン・リン
    ク、（iv）アクセス・ノードと宛先ノードが異なるサブ
    エリア内に位置するときはバックボーン・リンクとアク
    セス・ノード・サブエリアに属するリンクと宛先ノード
    に属するリンクを、経路決定に使用可能なものとして選
    択する手段と、 他のすべてのリンクを、経路決定に使用可能でないもの
    として選択する手段とを含む、請求項４に記載のネット
    ワーク。
  6. 【請求項６】前記指定経路決定手段が、修正ベルマン・
    フォード・アルゴリズムを計算する手段を含む、請求項
    １、２、３、４または５に記載のネットワーク。
  7. 【請求項７】アクセス・ノード（３００）において、伝
    送リンク（２０９）と相互接続された複数のノード（２
    ０１ないし２０８）とを含むパケット交換通信ネットワ
    ーク（２００）内で指定経路を選択する方法であって、 ネットワーク構成を記憶する段階を含み、 ネットワーク内に位置する各宛先ノードのために１組の
    使用可能リンクを自動的に事前選択する段階と、 前記使用可能リンクの事前選択情報を局所的に記憶する
    段階と、 前記アクセス・ノードと宛先ノードの間の接続要求ごと
    に、前記事前選択された使用可能リンクから指定経路を
    決定する段階とを含む方法。
  8. 【請求項８】前記事前選択段階が、前記ネットワークを
    １組のバックボーン・ノードと複数のサブエリア・ノー
    ドとに分解する段階を含む、請求項７に記載の方法。
  9. 【請求項９】前記分解段階が、 前記記憶手段内の前記ネットワーク構成にアクセスする
    段階と、 各ネットワーク・ノードに接続されたリンクの数である
    接続性に応じて、すべてのネットワーク・ノードを分類
    する段階と、 すべてのネットワーク・ノードを含む非循環グラフであ
    って、各ノードが一度だけ現れ、その起点（ルート）が
    最高の接続性をもつノードのうちから選ばれる、接続性
    ツリーを構築する段階と、 前記接続性ツリーの終端ノードではないノードをバック
    ボーン・ノードにし、前記接続性ツリーの分離した終端
    を構成するノード（終端だけを「子」として有する該終
    端の「親」）を該バックボーンに含ませ、同じサブエリ
    アに属する同じ「親」を有する、バックボーン・ノード
    ではないノードをサブエリア・ノードにして、前記ノー
    ドをバックボーン・ノードとサブエリア・ノードに分類
    する段階と、 ２つのサブエリア間のすべてのリンクを検出し、該リン
    クのそれぞれを接続する２つのノードのうちで接続性が
    最高のノードをバックボーンに組み入れる段階と、 バックボーンからサブエリアへのリンクを分析し、接続
    性ツリーにおける前記サブエリア・ノードの「親」がバ
    ックボーン・ノードに接続されるという条件と、前記サ
    ブエリア・ノードの「親」がバックボーン・ノードの
    「親」に接続されるという条件を両方とも満たさない、
    サブエリア・ノードを決定し、同じサブエリアにおける
    前記条件を満たさない、すべてのノードのうちの１つを
    事前に定義された基準に従ってバックボーンに組み入れ
    る段階と、 空のサブエリアもしくは事前定義されたノード数より少
    ないノードを含むサブエリアまたはその両方を除去する
    段階と、 を含む、請求項８に記載の方法。
  10. 【請求項１０】前記リンク事前選択段階が、 ２つのバックボーン・ノードを接続するリンクであるバ
    ックボーン・リンクを決定する段階と、 同じサブエリア内の２つのノードまたはサブエリア・ノ
    ードとバックボーン・ノードを接続するリンクであるサ
    ブエリア・リンクを決定する段階とを含む、請求項８ま
    たは９に記載の方法。
  11. 【請求項１１】前記リンク事前選択段階が、 （ｉ）宛先ノードがアクセス・ノードと同じサブエリア
    内に位置するときはアクセス・ノード・サブエリアに属
    するリンク、（ii）宛先ノードもしくはアクセス・ノー
    ドの一方がバックボーン内に位置するときは該当するノ
    ードのサブエリアに属するリンクおよびバックボーン・
    リンク、（iii）アクセス・ノードと宛先ノードが共に
    バックボーン内に位置するときはバックボーン・リン
    ク、（iv）アクセス・ノードと宛先ノードが異なるサブ
    エリア内に位置するときはバックボーン・リンクとアク
    セス・ノード・サブエリアに属するリンクと宛先ノード
    に属するリンクを、経路決定に使用可能なものとして選
    択する段階と、 他のすべてのリンクを、経路決定に使用可能でないもの
    として選択する段階とを含む、請求項１０に記載の方
    法。
  12. 【請求項１２】前記経路決定段階が、修正ベルマン・フ
    ォード・アルゴリズムを計算する段階を含む、請求項
    ７、８、９、１０または１１に記載の方法。
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