JPH10161994A - 接続マトリックスに基づくマルチコストの経路設定 - Google Patents

接続マトリックスに基づくマルチコストの経路設定

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JPH10161994A
JPH10161994A JP17743497A JP17743497A JPH10161994A JP H10161994 A JPH10161994 A JP H10161994A JP 17743497 A JP17743497 A JP 17743497A JP 17743497 A JP17743497 A JP 17743497A JP H10161994 A JPH10161994 A JP H10161994A
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JP17743497A
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Howard A Seid
ハワード・エー・セイド
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Alcatel Lucent SAS
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Alcatel Alsthom Compagnie Generale dElectricite
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    • H04L12/56—Packet switching systems
    • H04L12/5601—Transfer mode dependent, e.g. ATM
    • H04L2012/5619—Network Node Interface, e.g. tandem connections, transit switching

Abstract

(57)【要約】 【課題】 本発明は、ネットワーク内の経路の相対的コ
ストの決定においてマルチコスト係数を処理し、非加算
的コスト係数を考慮することのできる経路設定方法を提
供することを目的とする。 【解決手段】 経路を選択するとき考慮するコスト関数
を決定し(200) 、コスト関数のそれぞれの優先順位を与
えて複合マルチコスト関数を生成し(205) 、ネットワー
ク中のノードの各対間のマルチコストを直接表す順序を
与えられたｎ個の要素からなる組を含むネットワークに
対する接続マトリックスを決定し(208) 、分配特性およ
び交換特性がコスト関数の値の一般的な加算合計に適用
可能であるように一般的加算演算子を定め、この一般的
加算演算子および順序を使用して接続マトリックスに複
合マルチコスト関数を適用することにより最短の経路マ
トリックスを導出する(215) ことを特徴とする。

Description

【発明の詳細な説明】
【０００１】
【発明の属する技術分野】本発明は、経路設定に関し、
特に接続マトリックスに基づいたマルチコスト経路設定
に関する。
【０００２】
【従来の技術】幾つかの良く知られたネットワーク経路
設定アルゴリズムは各経路ノードにおける経路選択の生
成に基づいている。例えば、それぞれリンクにより接続
された複数のパケット交換ノードを含むパケット交換
（パケットベース）ネットワークにおいては、経路設定
アルゴリズムはネットワーク内の種々のノードおよびリ
ンク上でソースノードから目的地ノードへパケットを導
くために使用されている。パケットベースネットワーク
の例は、フレームリレー（ＦＲ）ネットワーク（これに
おいてはパケットはＦＲフレームに対応する）；セルス
イッチングネットワーク、例えば非同期伝送モード（Ａ
ＴＭ）ネットワーク（これにおいてはパケットはＡＴＭ
セルに対応する）等である。
【０００３】ネットワーク内でパケットの経路設定をす
るために、もしもネットワーク内にｎ個の経路ノードが
存在するならば、各ノードは１≦ＮＮ≦ｎのような特有
のノード番号を与えられる。経路選択はｎ×ｎの接続マ
トリックス（ＣＭ）において特定されるようなネットワ
ークのノードの接続性から導出される。ｎ×ｎＣＭ（Ｃ
Ｍ［ｉ，ｊ］）のｉ，ｊ番目の要素中に記憶された情報
は、ｃ（ｉ，ｊ）であり、ノードｉとｊの間の直接の経
路リンクのコストはノードｉとｊの間の直接の経路リン
クが存在しないならば無限大であり、ノードｉとノード
ｊが同じならばφ（最低のコスト接続性）である。
【０００４】ネットワーク中の任意の２つのノード間の
経路は発生（ソース）ノードから終端（目的地）ノード
へのノードのシーケンスであり、ここでもしも、シーケ
ンス中でノードｊがノードｉに直ぐ続くならば、それら
の間には直接の経路リンクが存在する。最良の経路を選
択するために任意の候補経路に対して性能指数（フィギ
ュア・オブ・メリット）が導出される。この性能指数は
ＣＭから導出されたノード間の各リンクの（加算的な）
コストからなる。リンクコストはそのノードと関連する
（加算的な）コストを含んでいてもよい。したがって、
経路のコストは経路シーケンス中の隣接するノード間の
リンクコストの和である。
【０００５】２つのノード間の“最短の経路”にネット
ワークノードの接続性を変換するために使用されるアル
ゴリズム（例えばフロイドのアルゴリズム、ダイクスト
ラのアルゴリズム等）に関係なく、そのような経路のコ
ストは、所用の決定のためにフロイドのアルゴリズムま
たは、ダイクストラのアルゴリズムのいずれかかを使用
してリンクコストの和を求めることにより得ることがで
きる（恐らくいくらかの加算的なノードコストを含
む）。ノードｉとノードｊとの間に論理的または物理的
リンクに対するコストを決定するために使用される単一
のリンクコスト係数が存在するかぎり、最短経路値を決
定する方法は直接的である。
【０００６】最良の或いは最短の経路の評価に使用され
る経路に対する性能指数集合コスト係数を決定するため
に使用される２以上の独立したコスト係数が存在すると
きには状況は明確にはならない。マルチコストが最良或
いは最短の経路の評価のために考慮されるとき、種々の
コストについての考慮の結論は異なった“最短の経路”
を導く。例えば、ホップカウント、すなわちソースノー
ドから目的地ノードまでのパケットが通過するノードの
数が圧倒的な条件であれば、ネットワーク内のある１つ
の通路が最短の経路である。その代りに遅延が主要な条
件であれば、すなわちソースノードから目的地ノードま
でパケットが通過するために必要な時間が重要であれ
ば、ネットワーク内の別の通路が最良の経路であること
もあり得る。例えば時刻的コストのような別の条件が考
慮される場合には、さらに異なった結論になる可能性が
ある。
【０００７】単一のコスト関数がネットワーク内の種々
の通路の性能指数を得る手段として使用されるとき、上
述のように通路における各リンクのコストを加算する考
えは結果を得るための自然な方法である。従来知られて
いる経路設定アルゴリズムは通路を通過するときコスト
を加算することを仮定している。経路選択に使用される
通常のコスト関数（例えば伝送ライン設備の遅延コス
ト、ホップカウント等）は加算される。それらは個々に
標準のＣＭベースの経路コスト決定アルゴリズムに直接
適応する。しかしながら、他のコスト係数が存在する
（例えば、利用可能な帯域幅の％、特定のプロトコルを
処理する能力、ある種のパケット形式を処理する能力
等）。それらは経路選択の主要決定要素であるが、加算
的ではない。これらの形式のコスト係数は通常のＣＭベ
ースの方法では処理できない。その理由は、数学的な加
算は多くのコスト係数の作用を記述するには限定され過
ぎているからである。
【０００８】
【発明が解決しようとする課題】それ故、ネットワーク
内の通路の相対的コストを決定するためにマルチコスト
係数を処理する方法が必要とされる。付加的にマルチコ
スト係数を処理するこの方法は、通路の相対的コストの
決定において加算的ではないコスト係数を考慮すること
ができなければならない。本発明の目的は、ネットワー
ク内の通路の相対的コストの決定においてマルチコスト
係数を処理することのできるネットワーク経路設定方法
を提供することである。本発明の別の目的は、経路決定
の相対的コストにおける非加算的コスト係数を考慮する
ことのできるネットワーク経路設定方法を提供すること
である。
【０００９】
【課題を解決するための手段】これらの目的は、本発明
の接続マトリックスベースのマルチコスト経路設定方法
によって達成される。本発明の方法は、伝統的な（数学
的な）加算的コスト係数を加算し、加算的ではないコス
ト係数を考慮に入れる一般的加算演算子を定め、この一
般的加算演算子は、分配特性および交換特性が適用可能
であるように定められ、一般的加算演算子は、ネットワ
ーク内の通路の相対的コストを決定するための接続マト
リックスベースの係数、特にマルチコスト係数に関して
適用可能である。
【００１０】さらに、本発明によれば、接続マトリック
スベースのマルチコスト経路設定は、コスト関数をまず
決定し、複合マルチコスト関数が評価基準により定めら
れた優先順位のコスト関数を含むようにコスト関数に優
先順位を与える評価基準を設定することによって実行さ
れる。接続マトリックスの設定は、評価基準により設定
された優先順位に対応するコスト係数の順序の定められ
たｎ個の要素から成る組を含み、最短の経路のマトリッ
クスの決定は接続マトリックスに複合マルチコスト関数
を適用するために一般的な加算演算子を使用することに
より行われる。
【００１１】さらに、本発明によれば、最短の経路のマ
トリックスは一般的な加算演算子を使用する接続マトリ
ックスに対してフロイドのアルゴリズムまたはダイクス
トラのアルゴリズムを適用することによって決定され
る。
【００１２】さらに、本発明によれば、ネットワーク内
のリンクが種々の機能性を支持するとき、要求された機
能性のマスクは所定の最短の経路マトリックス決定に対
してコスト関数を定めるために使用されることができ
る。
【００１３】さらに、本発明によれば、経路設定方法
は、最短の経路マトリックス決定後の経路決定のための
経路設定方法が提供される。その経路設定方法は、ソー
スノードと目的地ノードとの間の１次通路および２次通
路の決定を含んでいる。
【００１４】さらに、本発明によれば、ソースノードと
目的地ノードとの間の１次通路と２次通路の決定は、評
価基準コスト決定および限定された複合マルチコスト決
定により、ソースノードから目的地ノードへ、隣接する
各ノードからリンクからリンクへの最小コスト決定に対
する評価基準コストおよび限定された複合マルチコスト
を使用して与えられる。各１次通路はソースノードから
その隣接するノードの１つへのリンクマルチコストと、
隣接するノードから目的地ノードへの“最良の”経路の
マルチコストとの最低の一般化された合計を有する隣接
ノードを通ってソースノードから目的地ノードへの経路
として決定される。残りの順序を定められたリンクの最
低評価基準コストの経路はもしもあれば２次リンクまた
は通路である。
【００１５】さらに、本発明によれば、経路設定方法で
はさらに、ソースノードから目的地ノードへの経路を定
める評価基準Ｃを設定し、成功した経路に対して許容さ
れる最大マルチコスト計量を設定し、経路の順序の定め
られたリストを決定し、ソースノードから目的地ノード
への１次および２次通路を含む通路の順序のリストを決
定し、ソースノードから目的地ノードへの１次および２
次通路のそれぞれに対してリンク最小評価基準コストお
よびリンク複合制約コストを設定する。もしも、ソース
ノードから目的地ノードへの所定の要求された通路に対
して、計量値が各個々のコスト成分に対するリンク最小
評価基準コスト以上であるような最大計量値である場合
には、ソースノードから目的地ノードへの経路が存在
し、それは要求されたものより多くないマルチコスト計
量を有している。もしも、ソースノードから目的地ノー
ドへの所定の経路に対して、計量値が各リンクに対する
対応するリンク最小評価基準コストより小さいが、各個
々のコスト関数に対する限定されたリンク最小コスト以
上である場合には、コスト要素を満足させる経路は存在
することもあり、存在しないこともあり、一方、他のコ
スト要素の計量は依然満足している。最後に、もしも、
計量値が各リンク内の個々のコスト成分の少なくとも１
つに対して限定されたリンク最小コストより小さい場合
には、ソースノードから目的地ノードへの計量に適合す
る成功する経路は存在しない。
【００１６】本発明の前述の、およびその他の目的、特
徴および利点は、添付図面を参照にする実施形態の以下
の詳細な説明によって容易に理解されることができる。
【００１７】
【発明の実施の形態】本発明は、ネットワーク内でソー
スノードと目的地ノードとの間で通路の関連したコスト
を決定する際のマルチコスト係数を処理する方法を提供
する。マルチコスト係数を処理するこの方法は、通路の
決定に関連したコスト中の“非加算”コスト係数を考慮
する。以下の説明において、性能指数を得るためにマル
チコストを加算する方法が最初に説明される。その後、
そのようなマルチコストを使用する経路表の編成および
通路選択の方法が説明される。
【００１８】最良の通路を決定する際にマルチコストを
考慮するために“一般的加算演算子”が決定されなけれ
ばならず、それは、遅延コスト、金銭上のコスト、ホッ
プカウント等の伝統的な（数学的）加算コスト関数の加
算を可能にするだけでなく、“使用可能な帯域幅”、
“トラフィックタイプの処理能力”等の非加算コスト係
数を考慮に入れることができる。
【００１９】Ａをコスト関数Ｃに関連した値の範囲とす
る。本発明によれば、一般的加算演算子［＋］は、Ａに
おける全てのａ，ｂ，ｃに対してＡ Ｘ Ａ→次の性質
を有するＡの写像として定義される。
【００２０】
【数１】
【００２１】標準的な加算演算子＋は、実数の集合にお
いてこの定義を満足させる。しかしながら、［＋］写像
は、同様に他の演算子によって満足されることもでき
る。例えば、最小（ｍｉｎ）および最大（ｍａｘ）関数
およびブールアンド演算は、それらの定義の適切な定義
域において上述の性質を満足させる数少ない写像であ
る。“ホップカウント”、“遅延”、および“伝送ライ
ン装置のコスト”等のコスト関数は、通常の加算の下で
は一般的加算関数である。最小（ｍｉｎ）関数は、“使
用可能な帯域幅のパーセント”のコスト関数に適用され
ることができ、ブールアンド関数は、“トラフィックタ
イプを処理する能力”のコスト関数を“一般的加算”に
するために適用されることができる。
【００２２】一般的加算演算子［＋］が定義され、接続
マトリックスベースのシングル係数コストの概念をマル
チコスト関数にまで広げることができる。｛Ｃn ｝をＮ
個の独立した一般的加算コスト関数の集合とする（シー
ケンスにおいて機能的に関連した２つのコスト関数があ
る場合、それら２つのうちの１つはシーケンスから取除
かれることができる）。通路情報を取扱う１つの方法
は、シーケンス｛Ｃn ｝に１対１で対応する接続マトリ
ックス｛ＣＭn ｝のシーケンスを生成することである。
その後、伝統的な経路設定アルゴリズムを使用して、Ｎ
個の通路コスト情報の集合が得られ、それらはそれぞれ
ＣＭn （ここにおいて１≦ｎ≦Ｎである）から得られ
る。しかしながら、この集合は、別のＣＭm マトリック
ス（ここにおいて１≦ｍ≦Ｎであり、ｍ≠ｎである）と
関連した集合とは相関していない。実際に、コスト関数
Ｃn に対するコストが最小である通路は、コスト関数Ｃ
m を最小にする通路とは全く異なる通路である。この方
法を使用すると、全ての｛Ｃn｝コスト関数に関連した
コストが同時に許容可能な制限内に確実にあるようにす
る明確な方法がない。
【００２３】同じ通路に同時に適用された｛Ｃn ｝コス
ト関数を取扱うために、コスト関数のそれぞれが独立し
ているので、通常それらのコスト関数の一方を最小にす
る通路に適用されたときには最小値は同時に達成されな
いことが観察される。それ故に、本発明によれば、様々
なコスト関数の相対的な重要度に優先順位がつけられな
ければならない。θ（ｎ）をインデックスの順序とし、
それによって｛Ｃθ(n ) ｝は優先順位となる。そのよう
な順序付けは評価基準と呼ばれる。｛Ｃn ｝から得るこ
とができるｎ！の可能な評価基準がある。重要度の等し
い２つのコスト関数がある場合、それらは依然として優
先順位をつけられなければならないため、人工的に一方
が他方よりも重要にされる。ｎ個の要素からなる組（Ｃ
θ(1) ,…, Ｃθ(n) ）は、複合マルチコスト関数と呼
ばれ、［〜Ｃ］で表される。ネットワークにおける２つ
のノードがリンクＬによって接続されている場合、複合
マルチコスト関数をそのリンクに適用することができ
る。［〜Ｃ］（Ｌ）＝（ｄθ (1) , …, ｄθ(n) ）をリ
ンクのｎ個の要素からなる組の複合マルチコストとし、
そこにおいて、ｄθ(n) はリンク上のＣθ(n) の値であ
る。ｎ個の要素からなる組の複合マルチコストは、ｎ個
の要素からなる組の演算子、すなわち［〜＋］＝
（［＋］θ(1) , …, ［＋］θ(n) ）を使用する一般的
加算であり、一般的加算演算子の各要素は、対応するコ
スト関数の値に適用される。
【００２４】ノードＳから中間ノードＥ、Ｆ、Ｇを通っ
てノードＤまで延在するネットワークにおける通路をＰ
とすると、［〜Ｃ］（Ｐ）の値は次式によって与えられ
る。
【００２５】
【数２】 ここにおいて、［〜Ｃ］（S, E）、［〜Ｃ］（E, F）、
［〜Ｃ］（F, G）、［〜Ｃ］（G, D）は、隣接したノー
ドＳからＥ、ＥからＦ、ＦからＧ、ＧからＤのそれぞれ
の間でＣＭにおいて発見されたリンクのｎ個の要素から
なる組のマルチコストである。同様に、任意のネットワ
ーク通路の複合マルチコストは、ネットワークのＣＭに
おいて得られたように、一般的加算演算子を内部ノード
のマルチコスト値に適用することによって得られる。
【００２６】ｎ個の要素からなる組の複合マルチコスト
を構成するコスト関数値のそれぞれに対して順位が定め
られる。マルチコスト環境における２つのノードＳとＤ
の間のネットワークにおいて“最良の”通路を見つける
ために、ｎ個の要素からなる組のマルチコストを比較で
きるようにすることが必要である。（ａ1 , …, ａn）
および（ｂ1 , …, ｂn ）を２つのｎ個の要素からなる
組のマルチコストとする。以下のような場合には複合マ
ルチコスト（ａ1 , …, ａn ）＞（ｂ1 , …,ｂn ）と
なる。すなわち、 （１）Ｍが１≦Ｍ≦ｎであり、０≦ｉ＜Ｍに対して、ｉ
が０あるいはａi ＝ｂiであり、ａM ＝ｂM である場
合。
【００２７】（２）１≦ｉ≦ｎの場合にａi ＝ｂi であ
り、従って（ａ1 , …, ａn ）＝（ｂ1 , …, ｂn ）で
ある場合。
【００２８】これらの２つの条件のどちらも満たしてい
ない場合、複合マルチコスト（ａ1 ,…, ａn ）＜（ｂ
1 , …, ｂn ）である。２つのノードＳとＤの間の全て
の通路Ｐ2 に対して［〜Ｃ］（Ｐ1 ）≦［〜Ｃ］（Ｐ2
）であり、通路の長さが、通路を構成する個々のリン
クのｎ個の要素からなる組の複合マルチコストの一般的
加算の合計であるｎ個の要素からなる組の複合マルチコ
ストとして定義される場合、ノードＳからノードＤへの
通路Ｐ1 は最短の通路である。
【００２９】上述の定義を使用して、シングルコストの
ＣＭベースの“最短経路アルゴリズム”はただちにマル
チコスト関数環境にまで拡張される。
【００３０】本発明の演算は、例示によって最良に理解
される。図１に示されたバーチャル私設ネットワーク
（ＶＰＮ）を考察してみる。図１を参照すると、太線は
ＶＰＮトラフィックを伝送することのできる例示的なリ
ンク（ＶＰＮＬ）を示しており、一方、細線はＶＰＮト
ラフィックを伝送することのできない例示的なリンク
（Ｌ）を示している。通路のコストが２つのコスト関
数、すなわち、（１）ＶＰＮトラフィックの伝送の不可
能性（Ｖ）、および（２）伝送コスト（Ｔ）によって評
価される。“伝送コスト”に対しては、通常の加算演算
子は加算演算子として機能する。“ＶＰＮトラフィック
の伝送の不可能性”に対しては、各リンクに関連して通
常のブールコストがあり、ＶＰＮトラフィックをサポー
トすることができない場合には１であり、ＶＰＮトラフ
ィックをサポートすることができる場合には０である。
オア・ブール演算子（＋）は、一般的加算演算子として
選択される。
【００３１】図１のバーチャル私設ネットワークに対し
て最短経路あるいは最良の通路を決定するために、図２
の論理フロー図に示されたステップが使用される。図２
を参照すると、ステップ200 において、バーチャル私設
ネットワークに適用されるコスト関数｛Ｃ1 ，Ｃ2 ｝が
定められる。上述のように、図１のバーチャル私設ネッ
トワークに関して、関連するコスト関数はＶＰＮトラフ
ィックの伝送の不可能性（Ｖ）および伝送コスト（Ｔ）
である。
【００３２】次に、ステップ205 において、コスト関数
｛Ｃ1 ，Ｃ2 ｝に優先順位をつける評価基準θ（２）が
設定される。例えば、図１に関して、“ＶＰＮトラフィ
ックの伝送の不可能性”が最も重要なリンク特性である
と仮定する。Ｖの優先順位はＴよりも高い。それ故に、
上述のようにコスト関数｛Ｃ1 ，Ｃ2 ｝および評価基準
θ（２）を使用して、複合マルチコスト関数［〜Ｃ］が
設定される。
【００３３】評価基準が設定された後、ネットワークの
接続マトリックスがステップ208 において設定され、そ
れは評価基準によって設定された優先順位に対応する順
位の対を有する。例えば、図１のバーチャル私設ネット
ワークにおいて、ＣＭは順序が付けられた対（ｖ，ｔ）
の６×６のマトリックスであり、そこにおいて、ｖはコ
スト関数Ｖに関するリンクコストであり、ｔはコスト関
数Ｔに関するリンクコストである。図１の順序対のリン
クコストを使用すると、ＣＭは以下のようになる。
【００３４】
【数３】 ここにおいて、（φ，φ）は、ノード自体が最短経路で
あることを意味し、（∞，∞）は、ソースと目的地ノー
ドとの間には直接の連結がないことを意味している。
【００３５】最後に、ステップ215 においてフロイドの
アルゴリズムをＣＭに適用することによって得られた結
果的な最短経路は、以下のように表される。
【００３６】
【数４】
【００３７】上述の最短経路マトリックスは、ＶＰＮト
ラフィックの伝送を許可されていないリンク上でＶＰＮ
リンクを好ましいとする任意のソースノードから任意の
目的地ノードへの最短経路を表している。ＶＰＮの見地
からすると、このマトリックスは、ＶＰＮリンクのみを
使用することによって到達可能な任意のソースノードと
目的地ノードの間で使用可能な最短経路を表している。
あるソースノードおよび目的地ノードは、ＶＰＮ内では
到達可能でない（例えば、ノード3 はノード5に到達で
きない）。しかしながら、このマトリックスによって、
ＶＰＮリンクの使用を通して接続された任意のソースと
目的地の間でＶＰＮ内にある通路を適切に選択すること
ができる。また、このマトリックスによって、ＶＰＮリ
ンクのみの使用によって到達可能な最も遠い目的地ノー
ドに最も近いノードを届かせるまでＶＰＮ内にある非Ｖ
ＰＮノードへの通路（例えば、ノード2 からノード5 へ
の通路）を選択することができる。従って、ＶＰＮの加
入者によって生成されたトラフックは、その定義域外の
ネットワークポートをアクセスするときでさえ可能な限
りＶＰＮリソースを使用する。
【００３８】理解されるように、ソースノードと目的地
ノードの対の間の上述の最短経路マトリックスから得ら
れた最短経路の複合マルチコスト値が“伝送コスト”の
コスト関数において極小である必要はない。しかしなが
ら、選択されたコスト関数の優先順位が与えられた場
合、複合マルチコスト関数は、最重要として選択された
コスト関数を最小にする。非ＶＰＮトラフィックの場
合、このマトリックスは一般に最短経路を生成しない。
それは、全てのリンク（ＶＰＮトラフィックを伝送する
ものを含む）が通路選択評価基準において使用されるこ
とができるからである。
【００３９】図３において、３つのコスト関数を含む例
示的な第２のネットワークが示されている。図３を参照
すると、このネットワークは、種々のサービス、すなわ
ち、Ｘ．２５、フレームリレー、およびＡＴＭ等をサポ
ートすることのできるリンクによって接続されたネット
ワーク素子を有している。Ｘ．２５トラフィックは可能
なときにはいつでもＸ．２５リンク（Ｘ．２５Ｌ）を横
切り、他に選択肢がない場合のみフレームリレーリンク
（ＦＲＬ）およびＡＴＭリンク（ＡＴＭＬ）が選択肢と
して使用されると仮定される。さらに、フレームリレー
トラフィックはＸ．２５リンクによって伝送されること
ができず、フレームリレーリンクは可能な所ではどこで
もＡＴＭリンクよりも優先して使用されると仮定され
る。ＡＴＭトラフィックは、ＡＴＭリンクのみを使用す
る。最後に、性能がその仕様で定められた範囲内になる
ように、通路はソースと目的地の間で９以上のホップを
受入れない。この選択方式内では、遅延が最小であり、
ホップカウントが第３の優先順位選択評価基準であると
仮定される。各トランクは、関連した３組の番号（ａ，
ｂ，ｃ）を有し、そこにおいて、ａは有用性に関するリ
ンクタイプの逆の順序のランク（階数）であり、ｂはミ
リ秒単位の遅延であり、ｃはホップカウントである。Ａ
ＴＭサービスを有するネットワークについて考えてみる
と、リンクタイプは以下のように定義される。すなわ
ち、ＡＴＭに対してはａ＝０、フレームリレーに対して
はａ＝１、Ｘ．２５に対してはａ＝２である。
【００４０】特定のサービスに対するＣＭは、以下のよ
うに公式化される。第１に、２つのノードが１以上のリ
ンクによって互いに接続されている場合、特定のサービ
スに関して“ａ”の値が最低であるリンクを選択する
（例えば、ＡＴＭサービスの場合、ノード1 とノード2
の間のＡＴＭリンクを選択し、ノード1 とノード5 の間
のフレームリレーリンクを選択する）。次に、選択され
た各リンクに３個からなる組（ａ，ｂ，ｃ）を割当て
る。それぞれのタイプのリンクのホップがどの通路にど
れだけあるかを容易に識別するために、加重されたホッ
プカウント値がそれぞれのタイプのラインに対して使用
され、それによって、結果として生じた通路中の全体的
な加重されたホップは、多くの場合においては小数とし
てその構成ホップに分解されることができる。通路は９
以上のホップを有することができないので、ＡＴＭ、フ
レームリレー、およびＸ．２５のそれぞれに対して１、
１０および１００の加重されたホップが選択される。
（一般的に、通路がＨ以上のホップを受入れないことが
要求された場合、ＡＴＭ、フレームリレー、およびＸ．
２５のそれぞれに対して加重１、Ｈ＋１、および（Ｈ＋
１）2 ）が使用される。）
【００４１】サポートされたネットワークサービスのそ
れぞれに関するリンクの連結を説明するために、３つの
ＣＭが使用される。ＡＴＭサービストポロジーに対し
て、ＣＭは以下のように表される。
【００４２】
【数５】
【００４３】ＣＭは、３個からなる組の一般的加算演算
子（ｍａｘ，＋，＋）を使用してこのＣＭにフロイドの
アルゴリズムを使用して処理される。これによって、Ａ
ＴＭサービスネットワークの最短経路のマトリックス
（ＳＰＭ）が以下のように表される。
【００４４】
【数６】
【００４５】マトリックスにおける各３個からなる組の
第１の要素は、サービスネットワークの通路において使
用された最小の許容可能なプロトコルのコードを表す。
第２の要素は、通路におけるリンクに関連した全体的な
遅延を表す。第３の要素は、通路の加重されたホップカ
ウントである。その値によって、通路をその構成リンク
タイプに分解するための情報が十分に提供される（例え
ば、加重されたホップカウントが１２であるということ
は、加重１０のホップを１つと加重１のホップを２つ、
というように特有に分解することを意味し、それは２つ
のＡＴＭホップと１つのフレームリレーホップであるこ
とを意味する。）。
【００４６】純粋なＡＴＭサービスによって全く到達さ
れることのできないあるノードがある。例えば、ＳＰＭ
［３，２］は（１，３，１１）である。これは、通路が
フレームリレーリンクを含んでいることを意味してい
る。これはノード3 からノード2 への最良の通路である
ので、結果的にＡＴＭサービスは、これら２つのノード
間でのＡＴＭトラフィックに対する任意の要求を取扱う
には不十分であるということになる。
【００４７】ＡＴＭサービスネットワークの“最短経
路”マトリックスはまた、任意の２つのノード間におい
て常にＸ．２５トラフィックとフレームリレートラフィ
ックのための通路があることを示している。ＡＴＭおよ
び／またはフレームリレーリンクを使用してＸ．２５サ
ービスを伝送することが絶対的に禁止されている訳では
ないので、Ｘ．２５の連結は常に任意の２つのノード間
で存在している。しかしながら、目的は、可能であるな
らば純粋にＸ．２５リンクだけを通じてＸ．２５トラフ
ィックを伝送することである。従って、このマトリック
スは、ＡＴＭサービスに対して最良の通路を決定するに
はそれだけで全く十分であるが、全体的にサービスに対
して最良の通路を決定するにはそれだけでは不十分であ
る。
【００４８】これと同じネットワークがフレームリレー
サービスに関して考慮された場合、最も好ましいリンク
はフレームリレープロトコルを有しているリンクであ
り、そのためにそれらは０のリンクプロトコル値（ａ）
を与えられる。次の最も好ましいリンクはＡＴＭを伝送
するリンクである。それ故に、そのようなリンクはプロ
トコル値１を有する。最後に、Ｘ．２５リンクはフレー
ムリレートラフイックに対しては許容可能ではないの
で、これらのリンクはプロトコル値２を与えられる。
【００４９】結果的なＦＲ接続マトリックスは、以下の
ように与えられる。
【００５０】
【数７】
【００５１】一般的加算演算子（ｍａｘ，＋，＋）を使
用してフロイドのアルゴリズムをＦＲ接続マトリックス
に適用すると、以下のようなＦＲ最短経路マトリックス
が得られる。
【００５２】
【数８】
【００５３】ネットワークの連結は、フレームリレート
ラフィックがフレームリレーリンクを使用して通路を通
るようなものである。これらの通路は、遅延の点からも
ホップの点からも最適ではない。しかし、フレームリレ
ートラフィックの場合、それらはネットワーク内で最も
遅延の少ないフレームリレー通路である。２つのノード
間で遅延の等しい幾つかのフレームリレー通路があると
すると、ホップカウントは最適な通路を決定する際の要
因である。
【００５４】Ｘ．２５サービスを取扱うために、ＣＭは
Ｘ．２５プロトコルの観点から生成される。ここにおい
て、Ｘ．２５リンクが使用に最適であり、それにフレー
ムリレー、ＡＴＭが続く。この場合、Ｘ．２５リンクは
プロトコル値０を与えられ、一方、フレームリレーリン
クはプロトコル値１、ＡＴＭはプロトコル値２をそれぞ
れ与えられる。Ｘ．２５サービスネットワークのための
適切な接続マトリックスは、以下のように表される。
【００５５】
【数９】
【００５６】フロイドのアルゴリズムを適用し、一般的
加算の３個の組（ｍａｘ，＋，＋）を使用すると、Ｘ．
２５サービスの“最短経路”マトリックスが得られ、以
下のように表される。
【００５７】
【数１０】
【００５８】Ｘ．２５の“最短経路”マトリックスは、
もっぱらＸ．２５リンクを使用する通路によって全ての
ノードが到達されることを示している。これは、遅延お
よびホップカウントのいずれもそのような通路によって
最小にされないということではない。しかしながら、通
路は、Ｘ．２５サービスネットワーク内でノードのホッ
プよりも遅延を最小にする。
【００５９】図４において、第３の例示的なネットワー
クが示されている。図４を参照すると、ネットワークリ
ンクは、ネットワークの加入者に対する重要な機能の集
合をサポートする。そのようなネットワークにおける特
定の経路は、呼によって要求され、一方でネットワーク
内のホップカウントを最小にする機能に従って選択され
る。図４のネットワークは、以下の機能の幾つかあるい
は全てをサポートする。すなわち、それらは、（ａ）デ
ータ伝送のセキュリティ（例えば、分類されたデータを
取扱う能力）、（ｂ）通路のダイバーシティ（例えば、
下部の伝送体はリンクの信頼度を高める多重通路を有し
ている）、（ｃ）ファイバ伝送媒体（例えば、ビットエ
ラー率を低くするため）、および（ｄ）オン・デマンド
の帯域幅（例えば、マルチメディアのアプリケーション
のため）等の機能である。各リンクは、バレット（ａ）
乃至（ｄ）によって示された順に機能があるかないかを
１および０が示している関連した４個の要素よりなる組
を有している。
【００６０】そのようなネットワークにおいて、サポー
トされたリンクベースの機能の部分集合が与えられれ
ば、ネットワークに必要なサポートを提供するために補
正されなければならない通路の欠陥を突き止めるための
補助としてネットワークにおいて使用可能な最適な通路
の能力を決定することが妥当である。全てのサポートさ
れた機能を同時に満足させる、固定されたソースノード
から別の可能性のある目的地ノードへの通路を見つける
必要はない。これらのサービスがどのように分配される
のかに関して説明するために、“通路のダイバーシテ
ィ”および“オン・デマンドの帯域幅”を同時に有して
いる機能の部分集合に対する可能な最良の連結の決定に
ついて考えてみる。加えて、選択された通路が所望され
た機能を満足させる最適なものであるという制約内で最
小ホップ経路が決定される。この作業を実行するため
に、ネットワークは２個の要素からなる組のコスト関数
（ｓ，ｆ）によって説明されるものと考えられ、ここに
おいて、ｓはサポートされたネットワーク関数の部分集
合であり、ｈは対応する通路のホップカウントである。
このコストの２個の要素の組における一般的加算演算子
は（ｍａｎｄ，＋）であり、ここにおいて、“マスクさ
れたブール・アンド”を表し、“＋”は通常の数学的な
加算である。（ｓ1 ，ｈ1 ）および（ｓ2 ，ｈ2 ）が２
個の要素からなる組である場合、（ｓ1 ｈ1 ）［〜＋］
（ｓ2 ｈ2 ）は（ｓ1 ｍａｎｄ ｓ2 ，ｈ1 ＋ｈ2 ）
となる。
【００６１】以下の例において、一般的加算演算子を使
用した１対のブールストリングに対するｍａｎｄの適用
が示されている。ｓ1 およびｓ2 を等しい長さの２つの
ブールストリングとし、Ｍをブールストリングに関連す
る所望された／要求された機能性の同じ長さのマスクと
する。ｓ1 ＊Ｍ＝ｓ2 ＊Ｍ＝（ｓ1 ＋ｓ2 ）＊Ｍである
か、あるいはｓ1 ＊Ｍ≠ｓ2 ＊Ｍ≠（ｓ1 ＋ｓ2 ）＊Ｍ
である場合（ここにおいて、“＋”はブール“オア”関
数であり、“＊”はブール“アンド”関数である）、Ｍ
に関してｓ1 ＝ｓ2 である。そうでない場合、ｓ1 ＜ｓ
2 あるいはｓ2＜ｓ1 のいずれかであり、それぞれｓ1
＊Ｍ＝（ｓ1 ＋ｓ2 ）＊Ｍあるいはｓ2＊Ｍ＝（ｓ1 ＋
ｓ2 ）＊Ｍのいずれかであることを意味する。従って、
“以下あるいは等しい（≦）”という用語は、マスクさ
れたブールストリングにおいて良好に順序を与えられ、
すなわち、等しい長さの任意の２つのブールストリング
および同じ長さのマスクＭがあるとすると、２つのスト
リングのどちらも等しいか、あるいは一方のストリング
が他方よりも短い。
【００６２】Ｍに関するｓ1 ［＋］ｓ2 はｓ1 ＊ｓ2 ＊
Ｍ、すなわちｓ1 およびｓ2 のｍａｎｄであると定義さ
れる。
【００６３】上述の例を考慮して図４の実施形態に戻
り、Ｍを要求された機能のマスクとする（例えば、Ｍは
この例においては０１０１である）。これらの定義を使
用して、マスクの関数Ｍに関連してネットワークに関し
て“最短経路”を決定するためにマルチコスト方法を適
用することができる。このネットワークのＣＭは以下の
ように表されることができ、
【数１１】 ここにおいて（∞，∞）は、ノード間に直接の接続がな
いことを示している。従って、マスクによって定められ
た機能の“最短経路”マトリックスは以下のようにな
る。
【００６４】
【数１２】
【００６５】任意の２つのノード間の“最短経路”は、
所望されたサービスを含み、最小ホップの通路であると
考えられる。幾つかのノードの間にはマスクＭを選択す
るための通路がないことは明らかである。例えば、“フ
ァイバ伝送媒体”機能に関してノード1 からノード6 へ
の通路について考えてみる。所望された媒体を有する通
路部分はあるが、ファイバ伝送媒体を所有していないリ
ンクが常に少なくとも１つはある。
【００６６】シングルコストの最短経路アルゴリズムに
おいて、最小、すなわち“最短”の通路という概念は明
白である。全ての他の通路との比較において通路のコス
トが最小である場合、それが最短経路である。この同じ
概念がマルチコストの最短経路アルゴリズムにも直接適
用されることが理想的である。不都合なことに、一般化
は実際的でないことが多い。一般化するにはマルチコス
ト関数の個々のコストを同時に最小にすることが必要と
され、条件はシングルコストを最小にするよりも強くな
る。通常の状況において、マルチコスト 評価基準を有
している加算コスト関数は全く関係がない（例えば、伝
送ラインのホップカウント、金銭的コスト等）。あるコ
ストの最小化が別のコストの最小化と全く関係がないこ
とも有り得る。一般的加算コスト関数がマルチコスト関
数の一部分あるいは全てを形成するとき、全ての個々の
コスト関数が同時に最小になるかどうかに関して予測可
能であることは少ない。
【００６７】マルチコストの要素に関して、“最小のコ
スト”という用語は最も顕著なコスト関数が極小であ
り、また、この極小の値に対して、他のコスト関数は最
小の可能な所定のコスト順序であることを意味してい
る。実際に、各要素のコスト（最も顕著なコスト要素以
外）は、マルチコスト関数の“極小のコスト”における
値よりも個々に低い値を達成することができる。
【００６８】“最小のコスト”は、マルチコストネット
ワークの２つのノード間において通路が見つけられるよ
うに十分な情報を供給するためのフロイドのアルゴリズ
ムあるいはダイクストラのアルゴリズムの能力に影響を
与える。この概念は、図５のネットワークに関して最良
に説明されることができる。図５に関して、順序の付け
られた３個からなる組は加算マルチコスト関数（＄，
ｄ，ｈ）を表し、ここにおいて、“＄”は金銭的コスト
を表し、“ｄ”は伝播遅延を表し、“ｈ”はホップカウ
ントを表す。“金銭的コストは伝播遅延よりも重要であ
り、伝播遅延はホップカウントよりも重要である”とい
う３コスト基準を使用すると、通路Ｓ−Ｐ−Ｈ−Ｄを利
用することによって求められたノードＳからノードＤへ
の値（３，１３，３）から“極小のコスト”が得られ
る。反対に、“伝播遅延が金銭的コストより重要であ
り、金銭的コストがホップよりも重要である”という評
価基準について考えてみると、“最小のコスト”は通路
Ｓ−Ｐ−Ｊ−Ｋ−Ｌ−Ｍ−Ｎ−Ｄを介して値（１０，
７，７）が得られる。絶対的な最小金額コストおよびホ
ップカウントコストは、それぞれが値３を有している通
路Ｓ−Ｐ−Ｈ−Ｄにおいて見られる。絶対的な最小遅延
通路は、値７を有している通路Ｓ−Ｐ−Ｊ−Ｋ−Ｌ−Ｍ
−Ｎ−Ｄである。この通路に対しては、金額コストは１
０であり、ホップカウントは７である。３コスト関数の
順序付けには他に４つの可能性がある。例えば、“遅延
はホップよりも重要であり、ホップは金銭的コストより
も重要である”という評価基準がある。この場合、この
評価基準に対する“最小コスト”の通路は再びＳ−Ｐ−
Ｊ−Ｋ−Ｌ−Ｍ−Ｎ−Ｄである。
【００６９】マルチコスト関数を含むＮの独立したコス
ト関数が存在している場合、Ｎ！の可能なマルチコスト
（評価）基準が存在することに注目されたい。これらを
全て処理することは非現実的になる。その代わりに、可
能な評価基準の選択された部分集合をネットワーク経路
設定のためのベースとして考えることができる。しかし
ながら、２つのノード間の“最短路”の経路を計算する
ためにＮ！の可能な基準の全てが使用された場合でさ
え、これらのどれでも多数のコストの特定の組合せを必
要とする特定の呼の経路設定要求を満足させるという保
証はない。
【００７０】図５のネットワークを使用して、９を越え
ない瞬間コスト、５だけのホップ(hops)および９を越え
ない遅延のユニットでＳからＤに呼の経路を設定するこ
とが望ましいと仮定する。事実このような通路、すなわ
ちＳ−Ｂ−Ｃ−Ｆ−Ｇ−Ｄが存在する。それぞれ可能な
６つの評価基準がネットワークに適用された場合、呼の
３つの計量を同時に満すことができることを保証するＳ
からＤまでの対応した最短路を有するものはない。瞬間
コストを最小にする２つの基準は、最初に（３，１３，
３）の同一の最短路計量を生成する。ホップカウントを
最小にする２つの基準は、最初に（３，１３，３）およ
び（１３，８，３）の最短路計量を生成する。最後に、
遅延を最小にする２つの評価基準は最初に（１０，７，
７）の同じ最短路計量を生じさせる。したがって、遅延
計量が問題になる。それはホップカウントおよび瞬間コ
ストの同時の最小と同じ通路に沿ってその最小を達成し
ない。所望される呼の計量は、他の２つの計量が達成可
能な場合には、遅延計量が達成できないように思われる
ように分配される。それとは逆に、要求された遅延計量
が満足されるように基準が選択された場合、瞬間コスト
およびホップカウント計量は非常に高くなる。
【００７１】図５の例は、マルチコスト経路設定選択肢
の限界および関連した通路選択プロセスを示す。特定の
呼のマルチコスト要求を満たす通路がネットワーク中に
存在している場合でさえ、“最短路”と関連したマルチ
コスト値は、可能な通路が存在しないと思われるように
この情報を隠蔽する。マルチコスト経路設定情報により
特定のマルチコスト計量への一致を要求する所定の呼に
対する通路が確保されるという絶対的な保証はないが、
本発明による補正方法はマルチコスト情報を改良し、通
路を成功的に発見する最良の可能性を提供する。
【００７２】本発明の補正方法を説明するために、ＣＭ
（Ｃ）を、順序付けられた要素のコスト関数ｃ1 ，
ｃ2 ，…，ｃN を有する所定の評価基準Ｃに関する任意
のネットワークの接続マトリクスとする。ＣＭ（Ｃ）
［ｉ，ｊ］は、隣接したノードｉとｊとの間のマルチコ
ストリンクに適した値のｎ個の要素よりなる組（ｃ1 ，
ｃ2，…，ｃN ）を有する。２つの隣接したノード間に
多数のリンクが存在している場合、Ｃによる最低のマル
チコストを有するものがＣＭ（Ｃ）に対して選択され
る。基準Ｃに関するソースノードＳと目的地ノードＤと
の間の評価基準コスト（Ｅ1 ，Ｅ2 ，…，ＥN ）は、Ｃ
に関する２つのノード間の通路の“最低コスト”に対す
るＣＭ（Ｃ）にフロイドのアルゴリズムまたはダイクス
トラのアルゴリズムを適用することによって得られる値
である。
【００７３】以下、Ｃの要素である個々のコスト関数ｃ
i （１≦ｉ≦Ｎ）をそれぞれ検討する。各Ｎ個の要素よ
りなる組のｉ番目の要素だけを考慮してＣＭ（Ｃ）にフ
ロイドのアルゴリズムまたはダイクストラのアルゴリズ
ムを適用する、すなわち評価基準Ｃに関連したｃi に関
するソースノードＳと目的地ノードＤとの間の通路の単
一コストの“最小コスト”を得る。このコストは、２つ
のノード間のｉ番目の制約コストｅi と呼ばれる。１≦
ｉ≦ＮであるＮの制約コストｅi の全集合は、ノードＳ
とノードＤとの間の複合制約マルチコストとして定めら
れたＮ個の要素よりなる組（ｅ1 ，ｅ2 ，…，ｅN ）を
形成するために使用されることができる。
【００７４】複合制約マルチコストは評価基準Ｃの影響
を顧慮せずに各要素の個々の最小コストから構成されて
いるため、結果的に、２のノードＳおよびＤに対して
（ｅ1，ｅ2 ，…，ｅN ）≦（Ｅ1 ，Ｅ2 ，…，ＥN ）
となる。ｃ1 はＣの最も大きいコスト要素であるため、
Ｅ1 ＝ｅ1 となる。全ての個々のコスト関数ｃi がノー
ドＳからノードＤまでの同じ通路に沿ってそれらの最小
を同時に獲得した場合、Ｅi ＝ｅi ，１≦ｉ≦Ｎとな
る。任意の他の状況では、ｅi ＜Ｅi により２≦ｉ≦Ｎ
であるｉの少なくとも１つの値が生成される。
【００７５】Ｎの独立したコスト関数ｃ1 ，ｃ2 ，…，
ｃN を有する基準Ｃを考えると、ノードＡからノードＢ
までのリンクが存在する場合、そのリンクのコストはｃ
i に対して低いがｃj に対して高くてもよい。ノードＦ
およびノードＧのような他のノードが存在していてもよ
く、その場合リンクのコストはｃj に対して低いがｃ
i j 対して高くてもよい。その代わりに、多数のリンク
がノードＡとノードＢとの間に存在していてもよい。こ
の場合、ｃi に対するリンクの選択は、選択されたリン
クが所定のコスト関数に対して最小コストを有すること
を意図して、ｃjに対するリンクの選択と異なってもよ
い。この原理は、図６のａおよびｂにおいて１対のコス
ト関数について示されている。
【００７６】図６のａおよびｂを参照すると、２つのコ
スト関数ｃ1 およびｃ2 が存在し、リンクのマルチコス
トが順序付けられた対（ｃ1 ，ｃ2 ）として与えられる
と考えられる。図６のａは、ｃ1 に対して低いコスト値
を有する通路がｃ2 に対して低いコスト値を有する通路
と全く異なっている点を示している。図６のｂは、コス
ト関数のそれぞれに対する通路が同じノードを有する場
合でさえ、それらが個々の最小コストを獲得するために
異なるリンクを必要とする可能性があることを示してい
る。したがって、ｃ1 およびｃ2 を同時に最小にするリ
ンクの矛盾のない選択は存在しない。
【００７７】Ｎ個の独立したコスト関数の検討に戻っ
て、図５によって示された情報を普遍化すると、各独立
コスト関数ｃi （１≦ｉ≦Ｎ）はそれ自身の接続マトリ
クスＣＭ（ｃi ）を有していなければならず、ここで２
つのノード間を接続しているリンクに割当てられるコス
トはｃi に対して最小値を有するように選択される。Ｃ
Ｍ（ｃi ）は、ある他のコスト関数に対してＣＭ
（ｃj ）とは著しく異なっている。接続マトリクスＣＭ
（ｃi ）は、ネットワークにおける任意の２つのノード
間のｉ番目のコスト関数ｃi に対する絶対最小コスト路
を発見するために使用される。ａｅi を、コスト関数ｃ
i に関する最小コスト路とする。絶対制約コスト（ａｅ
1 ，ａｅ2 ，…，ａｅN ）は、コスト関数から構成され
る全ての評価基準Ｃに対してａｅi ≦ｅi ≦Ｅi ，１≦
ｉ≦Ｎであるように限定される。
【００７８】基準コスト、絶対制約コストおよび複合制
約コストは、ネットワーク内において“１次”および
“２次”通路を限定するために使用されることができ
る。例えば、Ｓをネットワーク中の任意のノードとす
る。１≦ｋ≦ｍであるＡ＝｛Ａk ｝を単一または多数の
リンクのいずれかによってノードＳに直接接続されたネ
ットワークの全ノードの集合とする。ＳＣＭ（Ｃ）を、
ノードＳからＡまでの全てのリンク接続が除去されたＣ
Ｍ（Ｃ）とする。事実、ＳＣＭ（Ｃ）は、ノードＳが任
意のＡk εＡからネットワーク中の任意の他の目的地ノ
ードＤ（ノードＤはノードＳとは異なる）までの任意の
通路の一部分であることができないようにそれを分離す
る。ＳＣＭ（Ｃ）を使用して、各Ａk εＡに対してフロ
イドのアルゴリズム（またはダイクストラのアルゴリズ
ム）を適用すると、各ソースノードＡKεＡからあらゆ
る目的地ノードＤまでの評価基準コストＥk ＝（Ｅ1 ，
Ｅ2 ，…，ＥN ）k および複合制約コストｅk ＝
（ｅ1 ，ｅ2 ，…，ｅN ）k を決定することができる。
集合｛Ｅk ｝および｛ｅk ｝は、マルチコストのｍ個の
ｎ個の要素よりなる組を形成し、各ｎ個の要素よりなる
組はノードＳの隣接したノードと関連している（上述の
ようにＳを含まない）。
【００７９】ノードＳからノードＤまでの通路のコスト
を発見するために、任意のこのような通路が隣接したノ
ードＡK εＡの１つを通過しなければならないことが認
識される。ノードＤからノードＡK までの通路のリンク
“最小評価基準コスト”（“複合制約コスト”，“絶対
制約コスト”）は、ノードＳからノードＡK までの選択
されたリンクのマルチコストと通路ＡK から目的地ノー
ドＤまでの基準コスト（複合制約コスト、絶対制約コス
ト）との和として定められる。ノードＳからノードＡK
を通って目的地ノードＤまでの通路のリンク最小評価基
準コスト（複合制約コスト、絶対制約コスト）は、（基
準Ｃによる）ノードＳからノードＡK までのマルチコス
トリンクのコストと、ＡK からノードＤまでの基準コス
ト（複合制約コスト、絶対制約コスト）との和として定
められる。ノードＳから隣接した各ノードＡK （１≦ｋ
≦ｍ）までの異なるリンク最小評価基準コストを全て考
慮することによって、ノードＳからノードＤまでの結果
的なリンク最小評価基準コストを順序付けることができ
る。２以上のこのようなコストが同じ値を有している場
合、対応したリンク複合制約コストが比較され、順序を
決定するために使用される。最低のリンク最小評価基準
コストを有するリンクを１次リンクと呼ぶ。対応した隣
接するノードＡK を１次隣接ノードと呼ぶ。通路の残り
の順序付けされたリンク最小評価基準コストは、存在す
るならば２次リンクである。残りのもの全てに対して、
所定のノードはその隣接したノードの１つに呼を経路設
定すると考えられる。この点について、そのノードが全
く同じ方法でそれを経路設定すると、目的地ノードに到
達するまで連続する。したがって、ノードから見ると、
１次リンクは１次通路と同義であり、２次リンクは２次
通路と同義である。各目的地ノードＤと関連した１次通
路および２次通路のセットは、ノードＳに対する経路選
択肢を形成する。
【００８０】上記の定義を使用して、ソースノード
（Ｓ）から目的地ノード（Ｄ）までの通路選択のために
経路表を定めることができる。図７の例を参照して、Ｃ
をｍ個のマルチコスト関数（ｃ1 ，ｃ2 ，…，ｃm ）の
評価基準とする。Ｓを経路表が生成されているノードと
する。Ｄをネットワーク中の任意の目的地ノードとす
る。集合｛Ａk ｝，（１≦ｋ≦ｎ）は、Ｓにリンク接続
された（隣接している）ネットワークノード全ての集合
である。
【００８１】ＣＭ（Ｃ）を、ネットワークに対するマル
チコスト接続マトリクスとする。ＳＣＭ（Ｃ）を、ノー
ドＳとその隣接したノードとの間の接続が全て除去され
た（すなわち、Ｓはネットワーク中の接続から分離され
る）ノードＳにおける関連した接続マトリクスとする。
ＳＣＭ（Ｃ）は、基準Ｃに対する各隣接したノードＡk
から目的地ノードＤまでの最短路を発見するために使用
される。この最小マルチコスト通路をＳＰ（Ａk ，
Ｄ），（１≦ｋ≦ｎ）で示す。ＣＣ（Ａk ，Ｄ）を、Ａ
k からＤまでの各通路の制約コストとする。ＳＣＭ
（Ｃ）はネットワークの残のものから分離されたノード
Ｓを有しているため、ＳＰ（Ａk ，Ｄ）およびＣＣ（Ａ
k ，Ｄ）はＳを通過する通路を含まないことが認められ
る。
【００８２】Ｓから隣接したノードＡk までにｑ（ｋ）
個のリンクが存在していると仮定する。Ｌj （Ｓ，
Ａk ），ただし１≦ｊ≦ｑ（ｋ）を各リンクｌ（ｊ）の
リンクマルチコストとする。Ｒjk（Ｄ）を順序付けられ
たトリプル（Ｓjk，Ｕjk（Ｄ），Ｂjk（Ｄ））とし、こ
こでＲjk（Ｄ）はＳからＡk までのｊ番目のリンクと関
連したｊ番目の経路設定エントリィであり、ＳjkはＳか
らＡk までのｊ番目のリンクのリンク識別子であり、
【数１３】 したがって、Ｕjk（Ｄ）≧Ｂjk（Ｄ）である。目的地ノ
ードＤに対するノードＳでの経路設定エントリィは、
【数１４】 この集合は、基準Ｃに関してＵjk（Ｄ）のマルチコスト
値を比較することによって順序付けられる。Ｕ
joko（Ｄ）＝Ｕjlkl（Ｄ）ならば、順序付けはＢ
joko（Ｄ）およびＢjlkl（Ｄ）を比較することによって
達成される。この順序付けられたリストは、ノードＳに
おける目的地ノードＤの概念的な経路表である。
【００８３】再び図５の例示的なネットワークを参照す
ると、このネットワークは、瞬間コストが遅延より重要
であり、遅延がホップカウントより重要である単一の評
価基準により支配されていると仮定する。ノードＳに関
するノードＤへの１次および２次通路情報だけを検討す
る。ノードＳに隣接したノードはノードＰおよびノード
Ｂである。フロイドのアルゴリズム、ダイクストラのア
ルゴリズムまたは検査を使用すると、ノードＰからノー
ドＢまでの評価基準コスト（Ｅ1 ，Ｅ2 ，Ｅ3）が
（２，１２，２）と決定される。複合制約コスト
（ｅ1 ，ｅ2 ，ｅ3 ）は（２，６，２）である。遅延に
対する制約コスト要素は、遅延に対する基準コスト要素
より小さいことに注意されたい。これは、少なくとも最
小遅延制約コストが、最も良好に評価基準を満足させる
ものとは異なる通路上で得られることを意味する。絶対
制約コスト（ａｅ1 ，ａｅ2 ，ａｅ3 ）もまた（２，
６，２）である。しかし、絶対最小を得るために使用さ
れるＣＭは、選択された評価基準に対して使用されるＣ
Ｍと完全に一致するわけではないことに注意されたい。
【００８４】同様にして、ノードＢからノードＤまでの
評価基準コスト（Ｅ1 ，Ｅ2 ，Ｅ3）は（５，１６，
３）である。複合制約コスト（ｅ1 ，ｅ2 ，ｅ3 ）は
（５，７，３）である。遅延制約コスト要素は遅延基準
コスト要素より小さいため、少なくともこの制約コスト
要素は、最も良好に基準を満たすものとは異なる通路上
で得られた。ノードＢからノードＤまでの絶対制約コス
ト（ａｅ1 ，ａｅ2 ，ａｅ3 ）は（５，６，３）であ
る。遅延に対する絶対制約コストは、基準に対する複合
制約コストより小さいため、制約コストに対する遅延要
素を最小にする通路とは異なる通路（ノード、ノード間
のリンクまたはその両者のいずれか）上で得られなけれ
ばならない。
【００８５】ノードＳからノードＰまたはノードＢまで
適切なリンクコストを加算すると、１次通路コストは、
ノードＰへのリンクを通る（３，７，３）の対応した複
合制約および絶対制約コストを有する（３，１３，３）
になる。さらに、２次通路コストは、ノードＢへのリン
クを通って対応した複合制約コスト（６，８，４）およ
び（６，７，４）の絶対制約コストを有する（６，１
７，４）になる。
【００８６】その瞬間コストが９を越えず、その遅延が
９を越えないで、かつそのホップカウントが５以下であ
るという要求によりノードＳからノードＤまで呼の経路
を設定することが望ましいと仮定する。これは、（９，
９，５）のマルチコスト呼要求として公式化される。こ
の許容されたコストを（３，１３，３）の１次通路値と
比較した場合、それは１次通路の遅延要素が大き過ぎる
ために、呼を経路設定する適切な条件を満たすことがで
きない。しかしながら、対応した制約コストは呼によっ
て要求されるコストより完全に小さいことに注意された
い。以下認められるように、これは、呼のコスト要求を
満足させるノードＰへのリンクを通るノードＳからノー
ドＤまでの局所最適通路が存在している可能性のあるこ
とを示す。
【００８７】同様にして、呼のコスト要求を（６，１
７，４）の２次通路値と比較した場合、評価基準コスト
の遅延要素が大き過ぎるため、それもまた呼を経路設定
するための適切な条件を満たすことができない。呼のコ
スト要求を対応した複合制約コストと比較した場合、制
約コストは呼要求コストより小さいことが認められる。
したがって、呼のコスト要求を満足させるノードＢへの
リンクを通るノードＳからノードＤまでの局所最適通路
が存在している可能性がある。上述のように、事実上こ
のようなノードＢを通った通路が存在する。たとえノー
ドＰを通る通路が１次（およびしたがって“最良の”）
選択と思われても、それは存在しない。
【００８８】上記で定義された評価基準コスト、複合制
約コストおよび絶対制約コストは通路選択のために使用
されることができる。呼がある基準Ｃにしたがってネッ
トワーク中のノードＳにより最終的な目的地ノードＤま
で経路設定されると仮定する。呼を成功的に経路設定す
ることのできる対応した最大マルチコスト計量は、Ｍ＝
（Ｍ1 ，Ｍ2 ，…，Ｍi ，…，ＭN ）によって与えられ
ると仮定する。ノードＳが目的地方向の次のノードへの
通路を選択しようとした場合、それは適切な候補リンク
を発見するために基準Ｃに関してノードＤに対して順序
付けされた１次および２次通路情報を使用しなければな
らない。
【００８９】ＲD を、ノードＤへの通路選択時に使用さ
れるべきノードＳにおける基準コストの順序付けされた
リンクの集合とする。ＺをＲD におけるエントリィの数
とする。最後に、Ｅz およびｅz を、それぞれＲD のｚ
番目のエントリィ（１≦ｚ≦Ｚ）に対するリンク最小評
価基準コストおよびリンク複合制約コストとする。
【００９０】最大呼計量が１≦ｚ≦Ｚに対して、個々の
コスト要素のそれぞれに対して最大呼マトリクスＭi ≧
（Ｅz ）i が成立するものである場合、呼によって要求
される分だけのマルチコスト計量を有するノードＳから
ノードＤへの通路が存在する。したがって、所望される
計量の範囲内で呼をサポートすることのできるＥz に対
応したリンクを使用する通路が少なくとも１つ存在す
る。
【００９１】呼計量が各１≦ｚ≦Ｚに対して、少なくと
も１つの個々のコスト要素に対してＭi ＜（Ｅz ）i が
成立するが、１≦ｚ0 ≦Ｚである少なくとも１つの指数
ｚ0が存在するため、個々のコスト関数のそれぞれに対
してＭi ≧（ｅz0）i になると仮定する。コスト要素を
満たす一方で、依然として別のコスト要素の別の計量を
満足させることのできる通路を有する可能性のある、ま
たは可能性のない呼のコスト要素が少なくとも１つ存在
する。個々のコスト要素は異なる通路に沿ってそれらの
個々の制約値を獲得することができるため、対応したリ
ンクに向かって経路設定される呼が成功的に終了すると
いう保証はない。その結果、Ｍi ≧（Ｅz0）i である通
路が存在しないか、或は成功しない場合、ノードＳは、
個々のコスト関数のそれぞれに対してＭi ≧（ｅz ）i
であるようにリンクを選択しなければならない。
【００９２】最後に、各１≦ｚ≦Ｚに対して、少なくと
も１つの個々のコスト要素に対して条件Ｍi ＜（ｅz ）
i が保持される場合、ノードＳからノードＤへの呼に対
する成功的な通路は存在しない可能性がある。これは、
ｅz が対応したリンクの最低コスト通路を基準Ｃに関し
て表しているためである。したがって、もっと小さい計
量を有する呼が、Ｃに関するネットワークのトポロジー
を保持しながらそのリンクを使用して終了する可能性は
非常に低い。絶対制約コストは、少なくとも１つのコス
ト要素に対してａｅi ≦Ｍi ＜（ｅz ）i が成立するも
のである。この場合、呼の計量を満足させる通路が存在
する可能性は非常に低い。しかしながら、２つの理由の
ために、この状況はどう考えても起こりそうにない。第
１に、絶対制約コストに対して使用されるＣＭトポロジ
ーは、基準Ｃに対して使用されるトポロジーとは異なっ
て（ノード間のリンクコストの点で）いるはずである。
第２に、所定のコスト要素を最小にするリンクの単一コ
スト要素だけが絶対制約コストを計算する時に使用され
るが、通路選択アルゴリズムは所定のリンクに関連した
マルチコストを割当てなければならない。
【００９３】したがって、絶対制約コストに基づいた呼
の経路設定の試みは、希にしか成功的な通路選択は行な
われない。しかし、典型的にほとんどの場合、このよう
な通路選択の試みは、ネットワークリソースを無駄に使
用した望ましくない付加的な影響を伴って利益がない。
したがって、全ての可能性のある通路に対し、呼が評価
基準に関して対応した制約コストより小さいその計量の
１つを有している場合、絶対制約コスト計量に基づいて
通路選択を検討するのではなく、（例えば）最も重要な
コスト要素を最小にする“最も有益な結果の”通路を検
討することが好ましい。
【００９４】通路選択に対して２つのコスト関数しか考
えられない場合、特別な事項を考慮しなければならな
い。ｃ1 およびｃ2 がマルチコスト関数を含む２つのコ
スト要素であると仮定すると、ｃ1 がｃ2 より重要か、
或はｃ2 がｃ1 より重要であるいずれかの２つの基準し
か考えられない。この場合、Ｃが基準の一方である場
合、その基準およびＣに関する複合制約コストが上述さ
れた基準の範囲内で呼を経路設定する境界として機能す
る。Ｃに関する評価基準コストは、Ｃに関して２つのコ
スト要素のうち“重要なほう”を最小にする。残りの基
準である評価基準コストＣ´は、第２のコスト要素を効
果的に最小にする。それは、“重要性の低いほうの計
量”が基準Ｃの範囲内にないために、所定の呼の計量が
経路を生成できない場合、それが“最も有益な結果の”
経路設定を行う手段として使用されることができる。こ
れらの評価基準コスト計量を使用することによって、
“重要なほうの計量”に対する計量を（局所最適に）満
たす一方で“重要性の低いほうの計量”を満たす潜在的
な通路が求められる。
【００９５】この技術は、依然として通路を発見できる
ことを保証するものではないことを強調しなければなら
ない。図８は、このような状況を示している。ここで
は、順序付けされた対が２つのコストを表している。基
準Ｃが第１のコストをより重要であるとみなした場合、
基準コストはノードＡからノードＢまで（６，１３）に
なる。Ｃ´に対する基準コストは、（１０，１１）であ
ることが認められる。これら２つの基準コストから、絶
対制約コストは（６，１１）であると結論される。しか
し、これらのコスト計量を達成する通路はない。事実、
呼が関連したコスト計量（７，１２）でリンクＡからリ
ンクＢまで経路設定される場合、その呼を経路設定する
ことのできる通路は存在しない。ノードＡは、“最も有
益な結果の”サービスを使用してこのような呼の経路設
定を試みることになる。ノードＩにおける通路選択の処
理に応じて、コスト計量の少なくとも１つを満たすため
に（５，１２）または（９，１０）のいずれかのリンク
が選択されることができる。
【００９６】一般に、この方法は２以上のコスト要素の
マルチコスト関数に及ぶものではないことを認識すべき
である。
【００９７】経路設定の選択は、通路選択プロセスにお
いて有効に使用されることができる。ソースネットワー
クノードに呼リクエストが存在する場合、要求された明
白なマルチコストが存在するか、或は絶対的なデフォル
ト値マルチコストが存在しているかのいずれかである。
いずれにしても、呼設定リクエストは、成功的な呼終了
を可能にするように満足されなければならない（最大）
マルチコスト値Ｍを常に含んでいると考えられる。さら
に、ソースノードは呼の目的地ネットワークノードの識
別子を知っており、また通路選択に関与する各中間ノー
ドには、呼リクエストに対する合計最大許容コストおよ
び通路選択プロセスにおいてその時点まで累算されたマ
ルチコストが分かっていると考えられる。
【００９８】例えば、｛Ｎ（ｋ）｝，ｋ＝１，…，ｍ
は、ソースノードＳ＝Ｎ（１）から目的地ノードＤ＝Ｎ
（ｍ）までの通路中の連続したノードのシーケンスであ
ると仮定する。中間ノードは、サービスリクエスト時に
マルチコスト制約Ｍを満足させるように決定される。
【００９９】Ｑ（ｋ−１）はソースノードＳからノード
Ｎ（ｋ）までの通路の累算されたマルチコストではない
とし、Ｐ（ｋ）をマルチコストＴ（ｋ）によるノードＮ
（ｋ）からノードＤまでの通路であると定めた場合、各
ノードＮ（ｋ）は、
【数１５】 ・ＭがＸ以上であり、 ・Ｐ´（ｋ）が他の可能性のある選択肢である場合、
（ａ）それが“最良の適合”である通路を選択する規則
ならば、ＹがＸ以下であるように通路が選択されなけれ
ばならず、（ｂ）それが“最高の可能性のある”通路を
選択する規則ならば、ＹがＸ以上であるように通路が選
択されなければならないという規則に基づいて通路Ｐ
（ｋ）を選択する。
【０１００】ここにおいて、以下さらに詳細に説明する
ように、“最良の適合”の通路とは呼の要求に最も近い
性能を提供する通路であり、“最高の可能性のある”通
路は、呼に対して可能な“最高の”性能を提供する通路
であると定義される。
【０１０１】Ｑ（０）が０マルチコスト値であると定め
た場合、ｋ＝２，…，ｍに対して値Ｑ（ｋ−１）は、
【数１６】 であり、ここでＬ［ｉ(k-1) ，ｊ(k) ］はノードＮ（ｋ
−１）からノードＮ（ｋ）までの選択されたリンクのマ
ルチコストである。Ｔ（ｋ）の値は、
【数１７】 であり、ここでＷ［ｉ(k+1) ，ｊ(D) ］は、選択された
隣接したノードＮ（ｋ＋１）から経路選択情報から決定
された目的地ノードＤまでのノードＮ（ｋ）におけるマ
ルチコスト値である。
【０１０２】最良の適合の経路設定について、ノードＮ
（ｋ）がノードＮ（ｋ＋１）へのリンクを選択するため
に、目的地Ｄまでの経路選択肢の評価基準コストは、最
悪のものから最良のものまで調査されなければならな
い。見出だされた第１のエントリィに対応するリンクが
もし存在するならば、それは呼の残りの最大マルチコス
ト、すなわちＭ−Ｑ（ｋ−１）が個々の要素コストのそ
れぞれに対して基準コスト以上であるという条件を満た
し、ノードＮ（ｋ＋１）に経路設定するために使用され
るものである。基準コストがこの条件を満たすエントリ
ィが存在しない場合、Ｍ−Ｑ（ｋ−１）のそれぞれ個々
のコスト要素が複合制約コストのそれぞれ個々のコスト
要素以上であるように見出だされた第１のエントリィを
選択するために、経路設定の選択肢が最悪のものから最
良のものまで再度調査される。探索中、ｅ1 がエントリ
ィに対する複合制約コストの第１の要素であるとき、Ｍ
1 ＜ｅ1 により、任意の時点でエントリィが見出だされ
た場合、呼に対して可能な通路は存在せず、探索は終了
される。探索条件を満たす経路選択肢が発見された場
合、この選択肢に対応した通路は成功的に呼を終了でき
る候補である。この選択肢を使用して呼を経路設定する
試みが不成功だった場合、付加的な可能性のある選択肢
の探索が続けられる。
【０１０３】この最良の適合アルゴリズムの効果は、呼
リクエストのマルチコスト要求に最も近く適合する通路
を選択することである。この通路選択方法には種々の利
点がある。第１に、ネットワークリソースが効率的に使
用される。利用できる可能性のある通路選択肢に対して
呼リクエストが評価されて、可能性のあるどのような条
件においてでもコスト関数を満たすために最少の要求さ
れるリソースが選択によって使用される。このようにし
て、この能力に対する料金を支払う準備のできている呼
のために割増金性能を要求するリクエストが予約される
ことができる。低い性能を許容することのできる呼リク
エストは、選択の評価基準としてそれらのリソースを使
用する。低い性能のリソースが利用できない場合にの
み、高い性能のリソースが使用される。
【０１０４】最高の可能性のある経路設定のために、呼
要求を満たす利用可能な最小コスト通路が選択される。
これは、直感的に認識される通路選択方法である。目的
地への経路選択の基準コストは、最初に割増金通路を使
用して最悪のものから最良のものまで調査される。この
方法には、基準が満足される高度の確実性を依然として
有している状態で通路内の中間ノードが准最適通路を選
ぶことを可能にするという利点がある。しかしながら、
この方法では要求されるものよりはるかに良好な経路設
定用のリソースが使用されてもよい。さらに厳しい要求
を伴う後者の経路設定リクエストがある場合、リクエス
トの要求を満たすために利用できる割増金リソースは存
在しない。
【０１０５】最高の可能性のある、また最良適合の経路
設定のいずれが使用されても、通路選択方法は明白な通
路知識なしに通路マルチコスト情報を保存する。隣接お
よびローカル最短路のマルチコスト情報と共に累算コス
ト情報は全て、ノードでの許容可能な通路評価を可能に
するために必要とされるものである。最後に、この通路
選択方法は代りの通路選択を容易にする。呼設定用の通
路に沿ったある点において、次のノードの最も望ましい
選択が実現できない場合、代りの選択肢を発見すること
ができるか（アルゴリズム的な２番目に最良の選択肢に
したがって）、或はノードに局部的に知られているマル
チコストを減算するだけで通路選択を前のノードに戻す
ことができる。
【０１０６】以上、本発明の例示的な実施形態を説明お
よび図示してきたが、本発明の技術的範囲を逸脱するこ
となく上記および種々の他の変更、除去および付加を行
なうことができる。
【図面の簡単な説明】
【図１】本発明による接続マトリックスベースのマルチ
コスト経路設定を使用するバーチュアル私設ネットワー
クの概略図。
【図２】接続マトリックスベースのマルチコスト経路設
定を使用する図１のバーチュアル私設ネットワークに対
する最短経路決定の論理的フロー図。
【図３】本発明による接続マトリックスベースのマルチ
コスト経路設定を使用する、３つのコスト関数を含む第
２の実施形態のネットワークの概略図。
【図４】所望の機能性を定めるマスク関数（Ｍ）の使用
を示す、本発明による接続マトリックスベースのマルチ
コスト経路設定を使用する第３の実施形態のネットワー
クの概略図。
【図５】所定の呼びに適合する経路を発見する対応する
方法を示す、本発明による接続マトリックスベースのマ
ルチコスト経路設定を使用する第４の実施形態のネット
ワークの概略図。
【図６】ノードの異なる対間の異なるリンクにおいて異
なるコスト関数がどのように最小になるか、および同じ
２つのノード間の異なるリンクにおいて異なるコスト関
数がどのように最小になるかを示す概略図。
【図７】ソースノードから目的地ノードへの概念的な経
路表の決定を示す第５の実施形態のネットワークの概略
図。
【図８】個々の呼びが合致するときであっても２つのノ
ード間で呼びにより要求されたマルチコスト計量が必要
性を満足されない状態を示す概略図。

Claims (20)

    【特許請求の範囲】
  1. 【請求項１】 経路を選択するとき考慮するコスト関数
    を決定し、 互いに関する前記コスト関数のそれぞれの優先順位を与
    えて優先順位における前記コスト関数を含む複合マルチ
    コスト関数を生成し、 順序を与えられたｎ個の要素からなる組を含むネットワ
    ークに対する接続マトリックスを決定し、ｎ個の要素か
    らなる組はそれぞれネットワーク中のノードの各対間の
    マルチコストを直接表しており、各ｎ個の要素からなる
    組の前記要素の１つはネットワーク中の前記ノードの対
    のそれぞれの間の前記コスト関数の１つを直接表し、こ
    こでｎは前記コスト関数の数であり、 前記順序を与えられたｎ個の要素からなる組は、 分配特性および交換特性が前記コスト関数の値の一般的
    な加算合計に適用可能であるように一般的加算演算子を
    定め、各要素の前記コスト関数値を比較することにより
    前記ｎ個の要素からなる組の対間の順序を定め、前記一
    般的加算演算子および前記順序を使用して接続マトリッ
    クスに前記複合マルチコスト関数を適用することにより
    最短の経路マトリックスを導出するステップにより設定
    された前記優先順位で整列された前記コスト関数を含ん
    でおり、 前記最短の経路マトリックスは、各ノード対間の最短の
    通路上で前記コスト関数値の一般的加算合計に等しいマ
    ルチコストを有する合計された順序を定められたｎの要
    素からなる組を含んでいることを特徴とするネットワー
    クのノード間のネットワーク経路設定方法。
  2. 【請求項２】 ノードの対間の経路設定要求を満足させ
    るために必要とされる前記コスト関数のマルチコストを
    示すマルチコスト要求を決定し、 前記マルチコスト要求を前記ノードの対間の前記合計さ
    れた順序を定められたｎ個の要素からなる組と比較し、 前記ノード対間の前記合計された順序を定められたｎ個
    の要素からなる組が前記マルチコスト要求を満足する場
    合には前記ノード対間の経路設定のための経路が存在し
    ていることを決定する請求項１記載の方法。
  3. 【請求項３】 ノードはリンクにより相互接続され、 各ノードおよび、またはリンクはネットワークに対して
    一般的に利用可能な機能を支持してもしなくてもよく、 前記コスト関数を決定するステップは、前記ノードの各
    対間のネットワークにより支持されたブール関数表示で
    あるコスト関数の決定を含み、 前記接続マトリックスの各ｎ個の要素からなる組は前記
    ノードの各対間で直接利用可能な前記機能の順序でその
    機能を示す要素を含んでいる請求項１記載の方法。
  4. 【請求項４】 前記コスト関数のそれぞれの優先順位を
    定めるステップは、ネットワーク能力の所望の機能性の
    マスクとした前記コスト関数の１つを決定を含み、前記
    所望の機能性はノードの対間の所望の機能を示してお
    り、 前記一般的な加算演算子を決定するステップは、前記ブ
    ール関数表示に対する演算子ＭＡＮＤの割当てを含み、 前記最短の経路のマトリックスを導出するステップは、
    各合計のｎ個の要素からなる組が前記各ノード対間の前
    記最短の通路上で利用可能な前記所望の機能性の達成度
    を示す要素を含んでいる請求項３記載の方法。
  5. 【請求項５】 前記最短の経路のマトリックスを導出す
    るステップは、フロイドのアルゴリズムを使用して各ノ
    ード対間の前記最短の経路上で前記コスト関数の一般的
    な加算合計を行うステップを含んでいる請求項１記載の
    方法。
  6. 【請求項６】 前記最短の経路マトリックスを導出する
    ステップは、ダイクストラのアルゴリズムを使用して各
    ノード対間の最短の通路上で前記コスト関数の一般的な
    加算合計を行うステップを含んでいる請求項１記載の方
    法。
  7. 【請求項７】 さらに、ノードの対間の経路設定要求を
    満足させるために必要とされるマルチコストを示すマル
    チコスト要求を決定し、 少なくとも１つの１次通路と、前記マルチコスト要求を
    満足させるために使用される前記ノードの対間の任意の
    ２次通路とを決定する請求項１記載の方法。
  8. 【請求項８】 前記少なくとも１つの１次通路と任意の
    ２次通路とを決定するステップは、 ソースノードおよび目的地ノードを含む前記ノードの対
    を決定し、 前記ソースノードに直接接続されるネットワーク中にお
    ける各隣接ノードを決定し、 前記ソースノードを除くネットワーク中の各ノード対間
    のマルチコストを直接表す順序を定められたｎ個の要素
    からなる組を含むソースから隔離された接続マトリック
    スを定め、 前記一般的加算演算子および前記順序を使用してソース
    から隔離された接続マトリックスに前記複合マルチコス
    ト関数を適用することにより前記複合マルチコスト関数
    に関する前記各隣接ノードと前記目的地ノードとの間の
    最短通路として評価基準コストを導出し、 前記一般的加算演算子および前記個々のコスト関数の前
    記順序を使用してソースから隔離された接続マトリック
    スに対して各個々のコスト関数を適用することにより各
    個々のコスト関数に関する各隣接ノードと前記目的地ノ
    ードとの間の最短通路として複合制約コストを導出し、 前記ソースノードと前記目的地ノードの間のリンク最小
    評価基準コストを定め、それぞれは前記ソースノードか
    ら前記隣接するノードのそれぞれのものへの各リンクの
    前記コスト関数と前記隣接ノードのそれぞれから前記目
    的地ノードへの前記評価基準コストとの一般的な加算合
    計であり、 前記ソースノードと前記目的地ノードの間のリンク複合
    制約コストを定め、それぞれは前記ソースノードから前
    記隣接するノードのそれぞれ１つへの各リンクの前記コ
    スト関数と前記隣接ノードのそれぞれから前記目的地ノ
    ードへの複合制約コストとの一般的な加算合計であり、 前記リンク最小評価基準コストの順序を定め、 最小のマルチコストを有する前記リンク最小評価基準コ
    ストを有する前記ソースノードと前記目的地ノードの間
    の通路として少なくとも１つの１次通路を定め、 前記ソースノードと前記目的地ノードの間の残りの通路
    として前記２次通路を定めることを特徴とする請求項７
    記載の方法。
  9. 【請求項９】 ２次通路は、各２次通路に関係する前記
    リンク最小評価基準コストのマルチコストに関して逆の
    順序で優先順位が与えられる請求項８記載の方法。
  10. 【請求項１０】 前記リンク最小評価基準コストの順序
    を定めるステップにおいて、前記リンク最小評価基準コ
    ストが２つの通路に対して同じである場合に関係したリ
    ンク複合制約コストを比較することにより前記順序を決
    定する請求項８記載の方法。
  11. 【請求項１１】 さらに、前記マルチコスト要求を前記
    リンク最小評価基準コストと比較し、前記マルチコスト
    要求が各個々のコスト成分に対する前記リンク最小評価
    基準コスト以上である場合には前記マルチコスト要求を
    満足させる前記ソースノードから前記目的地ノードへの
    経路が存在することを決定する請求項８記載の方法。
  12. 【請求項１２】 前記マルチコスト要求を前記リンク最
    小評価基準コストと比較するステップはさらに、前記マ
    ルチコスト要求の少なくとも１つの要素が各経路に対す
    る前記リンク最小評価基準コストの対応するものよりも
    少ないが、前記マルチコスト要求が各個々のコスト関数
    に対する前記リンク複合制約コストの１つ以上である少
    なくとも１つの通路が存在する場合には、前記少なくと
    も１つの要素に対する前記マルチコスト要求を満足させ
    る通路が存在してもしなくてもよいが、前記マルチコス
    ト要求の他の全ての要素を依然として満足させる請求項
    １１記載の方法。
  13. 【請求項１３】 前記マルチコスト要求を前記リンク最
    小評価基準コストと比較するステップはさらに、前記マ
    ルチコスト要求が各通路に対する少なくとも１つの要素
    に対する前記リンク複合制約コストの１つよりも小さい
    場合には前記ソースノードと前記目的地ノードとの間に
    前記マルチコスト要求を満足させることを成功させる経
    路が存在しない請求項１２記載の方法。
  14. 【請求項１４】 経路設定ステップにおいて前記マルチ
    コスト要求を満足させる最低の優先順位の２次通路で導
    かれる請求項９記載の方法。
  15. 【請求項１５】 ノードはリンクにより相互接続され、 各ノードおよび、またはリンクはネットワークに対して
    一般的に利用可能なサービス形式を支持してもしなくて
    もよく、 前記コスト関数を決定するステップは、前記ノードの対
    間の前記サービス形式のそれぞれに関する前記サービス
    形式の順序であるコスト関数の決定を含み、 前記接続マトリックスを定めるステップはそれぞれ前記
    サービス形式の所望の１つに対応している複数の接続マ
    トリックスを定めるステップを含み、前記接続マトリッ
    クスの各ｎ個の要素からなる組は前記ノード対間で利用
    可能な前記サービス形式を示す要素を含んでいる請求項
    １記載の方法。
  16. 【請求項１６】 前記サービス形式のそれぞれに関する
    前記サービス形式の優先順位であるコスト関数を定める
    ステップは、前記１つのサービス形式に関する前記サー
    ビス形式の所望度に直接関係する大きさの値の割当てを
    含み、 前記一般的な加算演算子を決定するステップは、前記サ
    ービス形式のコスト関数に対する演算子ＭＡＸの割当て
    を含み、 前記最短の経路マトリックスを導出するステップは、各
    合計のｎ個の要素からなる組が前記各ノード対間の前記
    最短の通路上で利用可能な前記サービス形式の前記１つ
    に関する前記サービス形式の最も所望されるものを示す
    要素を含んでいる請求項１５記載の方法。
  17. 【請求項１７】 前記コスト関数を定めるステップはノ
    ードの対間を横切るリンクの数を示すコスト関数の限定
    を含み、 前記接続マトリックスを定めるステップは、前記サービ
    ス形式の１つにそれぞれ対応する複数の接続マトリック
    スの限定を含み、サービス形式の数をｍとして前記接続
    マトリックスのそれぞれｎ個の要素からなる組は前記ノ
    ードの対のそれぞれの間のサービス形式に関する通過す
    るリンクの数を示す要素を含んでおり、各通過するリン
    クは前記サービス形式の前記順序に関して１，Ｈ＋１，
    （Ｈ＋１）2 ，…，（Ｈ＋１）m-1 の加重されたサービ
    ス関係値を割当てられ、ここで、Ｈはソースノードと前
    記目的地ノードとの間の全ての形式の通過するリンクの
    許容された最大数である請求項１６記載の方法。
  18. 【請求項１８】 ノードはリンクにより相互接続され、 各ノードおよび、またはリンクはバーチァル私設ネット
    ワークの一部であっても、一部でなくてもよく、 前記コスト関数を決定するステップは、前記バーチァル
    私設ネットワークと関連するトラィックを導く能力を示
    すコスト関数の決定を含み、 前記接続マトリックスの各ｎ個の要素からなる組は、前
    記ノード対間で直接前記バーチァル私設ネットワークと
    関連するトラィックを導く能力を示す要素を含んでいる
    請求項１記載の方法。
  19. 【請求項１９】 前記最短の経路のマトリックスを導出
    するステップは、各合計されたｎ個の要素からなる組が
    前記ノード対間の前記最短の通路で前記バーチァル私設
    ネットワークと関連するトラィックを導く能力を示す要
    素を含むように前記合計されたｎ個の要素からなる組を
    導出するステップを含んでいる請求項１８記載の方法。
  20. 【請求項２０】 前記経路設定を行うステップにおい
    て、少なくとも１つの１次通路または前記マルチコスト
    要求を満足する最高の優先順位の２次通路による経路設
    定を行う請求項９記載の方法。
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