JPH11205331A - ネットワークの制御装置 - Google Patents

Abstract

(57)【要約】 【課題】ルーティング処理の負担軽減を図りルーティン
グをより早く行うことができるネットワークの制御装置
を提供すること。 【解決手段】制御装置は、起点ノードが属するピアグル
ープと当該ピアグループの上位に該当するピアグループ
とのトポロジー情報を保有し、トポロジー情報に基づい
て、起点ノードから下位ボーダーノードまでのメトリッ
クが最小となる最適ルートをショーテストパスファース
ト処理によって求め、最適ルートのデータとこの最適ル
ートに係るメトリックに前記アップリンクのメトリック
を加算し、起点ノードから当該下位ボーダーノードとア
ップリンクを介して接続された上位ボーダーノードまで
のルートを加算結果を有するリンクと仮定して前記ショ
ーテストパスファースト処理を実行することによって、
この上位ボーダーノードが属するピアグループにおける
前記目的地ノードへ向かう最適ルートを求める。

Description

【発明の詳細な説明】

【０００１】

【発明の属する技術分野】本発明は、ＡＴＭ(Asynchron
ous Transfer Mode：非同期転送モード)フォーラムにて
規定されているＰＮＮＩ(Private Network Network Int
erface specification)をベースとした階層型のネット
ワークにおいて、データ伝送経路の起点ノードから目的
地ノードまでの最適ルートを決定する制御装置に関す
る。

【０００２】

【従来の技術】従来、公衆網では、データの伝送経路の
選択処理(ルーティング処理)について、スタティックル
ーティングと呼ばれるルーティング方式が採用されてい
る。スタティックルーティングは、例えば公衆網の管理
者(電話会社等)が公衆網のネットワーク構成とそのトラ
フィック予測とに基づいてルーティングデータを作成
し、公衆網を構成する各スイッチ(ノード)に設定し、各
スイッチがこのルーティングデータを用いてルーティン
グ処理を実行するルーティング方式である。

【０００３】従って、スタティックルーティングを採用
した場合には、公衆網の管理者は、公衆網のネットワー
ク構成の変更に伴って、ルーティング計算とデータ設定
とを再度行う，即ちルーティングデータを再度作成する
必要があった。

【０００４】一方、分散型のネットワーク(例えば、イ
ンターネット等)では、ネットワークの全体を管理する
主体が存在しない。このため、上記したスタティックル
ーティングは適用できない。従って、ネットワークを構
成する各ノードが、隣接ノード間でトポロジー情報を周
期的に交換し、このトポロジー情報に基づいてルーティ
ング計算を行うルーティング方式が採用されている。こ
のルーティング方式は、ダイナミックルーティングと呼
ばれている。ダイナミックルーティングには、コネクシ
ョンの要求時に逐一ルーティング計算が行われるオンデ
マンドカリキュレーション(on-demand calculation)
と、予め全てのノードに対するルーティング計算が行わ
れ、所定時間はそのルーティング計算の結果が使用され
るプレカリキュレーション(pre calculation)とがあ
る。

【０００５】ダイナミックルーティングを採用した場合
には、上記したオンデマンドカリキュレーションとプレ
カリキュレーションとの何れの方式であっても、ネット
ワークの規模の拡大(ルーティングの対象となるノード
数の増加)に伴って計算量が増加し、ルーティング計算
に要する負荷が増大する。このことは、ダイナミックル
ーティングを採用したネットワークのスケーラビリティ
を抑制する要因の一つとなっていた。

【０００６】この問題に対する有効な方法として、ネッ
トワークのトポロジーに階層化の概念を導入し、複数の
ノードやリンクを一つに集約することでルーティングに
要する計算量を削減する試みが提案されている。ここ
に、プライベートＡＴＭネットワークのための仕様とし
てＡＴＭフォーラムで規定されているＰＮＮＩ(Private
Network Network Interface specification)も階層化の
概念を導入しており、現時点にて大規模なネットワーク
に最も適したルーティング仕様と評価されている。

【０００７】ところで、ネットワークをグラフとみな
し、グラフ上のメトリック(コスト)を最小にするような
ルートを選択するアルゴリズムとして、ダイクストラに
よって紹介されたショーテストパスファーストアルゴリ
ズム(Shortest Path First Algorithm：以下、「ＳＰ
Ｆ」という)が知られている。ＳＰＦは、ＰＮＮＩに適
用可能であり、ＰＮＮＩの仕様書では、付録(appendix)
としてＳＰＦを用いたＰＮＮＩルーティングアルゴリズ
ムが紹介されている。

【０００８】

【発明が解決しようとする課題】しかしながら、ＰＮＮ
Ｉの階層ネットワークについて、その仕様書に紹介され
ているＳＰＦを用いたＰＮＮＩルーティングアルゴリズ
ムをそのまま用いてデータ伝送経路の出発点から到着点
までのルーティング計算を行うと、計算量が多大となっ
てルーティング計算を実行する装置に過度の負荷がかか
る。このため、ルーティング処理が遅延し、これによっ
てデータ伝送の遅延等の障害が発生する可能性があっ
た。

【０００９】ここで、ＰＮＮＩの階層ネットワークトポ
ロジーをグラフ論的に考察すると、以下の点で一般のグ
ラフと異なっている。即ち、(１)グラフは複数のノード
(交換点)をグループ化したピアグループによって構成さ
れ、ピアグループ内グラフとピアグループ間グラフの二
重構造を持つ。(２)グループ化の主旨から、ピアグルー
プ内とピアグループ間の密度(ノードとリンクとの比率)
に差があると予想される。(３)ルート選択の出発点(起
点)であるソースノード(source node)と到着点(目的地)
であるデスティネーションノード(destination node)が
どのピアグループに属しているか既知である。

【００１０】本発明は、上述した点に鑑みなされたもの
であり、ＰＮＮＩをベースとしたネットワークにおい
て、一般のグラフとの相違点を考慮したデータ伝送経路
のルーティング処理を実行することによって、従来と比
べてルーティング計算の負荷を軽減し高速なルーティン
グ処理を実現するネットワークの制御装置を提供するこ
とを目的とする。

【００１１】

【課題を解決するための手段】本発明は、上述した目的
を達成するため、以下の構成を採用する。すなわち、請
求項１の発明は、複数個の論理ノードで夫々構成される
複数個のピアグループが階層的に配置され各ピアグルー
プにおける何れかの論理ノードが下位ボーダーノードと
して当該ピアグループの上位に該当するピアグループに
属する何れかの論理ノードである上位ボーダーノードと
アップリンクを介して接続されたプライベートネットワ
ークネットワークインターフェイスをベースとしたネッ
トワークにおいて、最下層に存する何れかのピアグルー
プに属しデータ伝送経路の起点をなす論理ノードたる起
点ノードからデータ伝送経路の終点をなす論理ノードた
る目的地ノードまでの最適ルートの決定処理を実行する
制御装置である。この制御装置は、前記起点ノードが属
するピアグループと当該ピアグループの上位に該当する
ピアグループとのトポロジー情報が格納された記憶装置
を有し、前記記憶装置に格納されたトポロジー情報に基
づいて、前記起点ノードからこの起点ノードと同一のピ
アグループに属する下位ボーダーノードまでのメトリッ
クが最小となる最適ルートをショーテストパスファース
ト処理を実行することによって求め、前記最適ルートの
データとこの最適ルートに係るメトリックに前記アップ
リンクのメトリックを加算し、前記起点ノードから当該
下位ボーダーノードとアップリンクを介して接続された
上位ボーダーノードまでのルートを前記加算結果を有す
るリンクと仮定して前記ショーテストパスファースト処
理を実行することによって、この上位ボーダーノードが
属するピアグループにおける前記目的地ノードへ向かう
最適ルートを求めることを特徴とする。

【００１２】請求項１の発明によれば、ネットワークの
制御装置が起点ノードからその起点ノードが属するピア
グループの上位に該当するピアグループの上位ボーダー
ノードまでの最適ルートをリンクと仮定するので、下位
のピアグループと上位のピアグループとを一つのピアグ
ループとしてグラフに表すことが可能である。そして、
この一つと考えられるピアグループについてショーテス
トパスファースト処理を実行するので、二つのピアグル
ープについてショーテストパスファースト処理を実行す
る場合に比べて処理負担の軽減を図ることができる。

【００１３】請求項２の発明は、請求項１記載の制御装
置が、前記目的地ノードと同一のピアグループに属し前
記起点ノードと前記目的地ノードとの最適ルートを構成
する上位ボーダーノードから前記目的地ノードまでのメ
トリックが最小となる最適ルートを、前記目的地ノード
を起点として前記ショーテストパスファースト処理を実
行することによって求めることで特定したものである。

【００１４】請求項３の発明は、複数個の論理ノードで
夫々構成される複数個のピアグループが２階層に配置さ
れ下位の各ピアグループにおける何れかの論理ノードが
下位ボーダーノードとして当該ピアグループの上位に該
当するピアグループに属する何れかの論理ノードである
上位ボーダーノードとアップリンクを介して接続された
プライベートネットワークネットワークインターフェイ
スをベースとしたネットワークにおいて、下位に存する
何れかのピアグループに属しデータ伝送経路の起点をな
す論理ノードたる起点ノードからその上位に存するピア
グループに属しデータ伝送経路の終点をなす論理ノード
たる目的地ノードまでの最適ルート決定処理を実行する
制御装置である。この制御装置は、前記起点ノードが属
するピアグループと当該ピアグループの上位に存するピ
アグループとのトポロジー情報が格納された記憶装置を
有し、前記記憶装置に格納されたトポロジー情報に基づ
いて、前記起点ノードからこの起点ノードと同一のピア
グループに属する下位ボーダーノードまでの最適ルート
をショーテストパスファースト処理を実行することによ
って求め、前記目的地ノードと同一のピアグループに属
し前記起点ノードと前記目的地ノードとの最適ルートを
構成する上位ボーダーノードから前記目的地ノードまで
の最適ルートを前記ショーテストパスファースト処理を
実行することによって求め、決定した下位のピアグルー
プにおける最適ルートと上位のピアグループにおける最
適ルートに前記下位ボーダーノードと前記上位ボーダー
ノードとを結ぶアップリンクを加えることによって、前
記起点ノードから前記目的地ノードまでの最適ルートを
決定することを特徴とする。

【００１５】請求項４の発明は、請求項１又は３記載の
制御装置が、前記起点ノードがデータ伝送用のコネクシ
ョンの設定要求を受信した場合に、前記起点ノードから
目的地ノードまでの最適ルートの決定処理を実行するこ
とで特定したものである。

【００１６】請求項５の発明は、請求項１記載の制御装
置が、前記起点ノードから目的地ノードまでの最適ルー
トの決定処理によって得られた最適ルートデータを予め
保有し、前記起点ノードがデータ伝送用のコネクション
の設定要求を受信した場合に、前記制御装置に保有され
た最適ルートデータに従ってコネクションが設定される
ことで特定したものである。

【００１７】請求項６の発明は、請求項５記載の制御装
置が、前記起点ノードから前記トポロジー情報を受け取
るようになっており、このトポロジー情報を受け取った
場合に前記起点ノードから目的地ノードまでの最適ルー
トの決定処理を実行し、この決定処理の結果をもって前
記最適ルートデータを更新することで特定したものであ
る。

【００１８】請求項７の発明は、請求項５記載の制御装
置が、所定の周期で前記起点ノードから目的地ノードま
での最適ルートの決定処理を実行し、この決定処理の結
果をもって前記最適ルートデータを更新することで特定
したものである。

【００１９】

【発明の実施の形態】以下、本発明の実施形態を説明す
る。 〔ＰＮＮＩ階層ネットワークの構成〕実施形態の説明に
あたり、前提としてＰＮＮＩ階層ネットワーク構成の概
要を説明する。このネットワーク構造は、「The ATM Te
cchnical Committee "Private Network-Network Specif
ication Interface v1.0" March 1996」に詳細に記載さ
れている。 〈ロジカルノード(logical node)，ピアグループ(peer
group)〉図１は、本実施形態によるネットワークシステ
ムの構成図である。図１には、ネットワークシステムの
例として、ＰＮＮＩベースの階層的なトポロジー(網構
成)を有するＡＴＭネットワークが示されている。この
ＡＴＭネットワークは、１１個のＡＴＭスイッチ(以
下、「スイッチ」という)Ａ１１〜Ａ１５,Ａ２１〜Ａ２
４,Ｂ１,Ｂ２と、３階層且つ５個のピアグループＰＧ
(Ａ１),ＰＧ(Ａ２),ＰＧ(Ｂ),ＰＧ(Ａ),ＰＧ(ＡＢ)とか
らなる。

【００２０】ＰＮＮＩでは、ＡＴＭネットワークを構成
する複数のスイッチがピアグループと呼ばれる単位で階
層的にグルーピングされる。各ピアグループは、そのレ
ベル(階層)対応のロジカルノード(論理ノード)の集合で
あり、再起的な階層構造によってＰＮＮＩのルーティン
グヒエラルキーを形成する。

【００２１】ロジカルノードは、ＰＮＮＩにおけるルー
ティングの基本単位(スイッチングポイント)であり、ス
イッチの抽象表現であるローエストレベルノード(lowes
t level node)と、下位に存するピアグループの抽象表
現であるロジカルグループノード(logical group node)
とからなる。

【００２２】図１に示す例では、スイッチＡ１１〜Ａ１
５,Ａ２１〜Ａ２４,Ｂ１,Ｂ２が、上記したローエスト
レベルノードに相当し、最下層(第３層)のピアグループ
ＰＧ(Ａ１),ＰＧ(Ａ２),ＰＧ(Ｂ)としてグルーピングさ
れている。即ち、スイッチＡ１１〜Ａ１５によってピア
グループＰＧ(Ａ１)が形成され、スイッチＡ２１〜Ａ２
４によってピアグループＰＧ(Ａ２)が形成され、スイッ
チＢ１,Ｂ２によってピアグループＰＧ(Ｂ)が形成され
ている。

【００２３】下層に存する各ピアグループは、その上位
に存する任意の階層のピアグループに含まれるロジカル
グループノードを構成する。即ち、図１に示す例では、
第３層に存するピアグループＰＧ(Ａ１)が、第２層に存
するピアグループＰＧ(Ａ)に含まれるロジカルグループ
ノードＡ１を構成し、ピアグループＰＧ(Ａ２)が、ピア
グループＰＧ(Ａ)に含まれるロジカルグループノードＡ
２を構成する。また、第２層に存するピアグループＰＧ
(Ａ)が、第１層に存するピアグループＰＧ(ＡＢ)のロジ
カルグループノードを構成する。そして、第３層に存す
るビアグループＰＧ(Ｂ)が、最上層(第１層)に存するピ
アグループＰＧ(ＡＢ)のロジカルグループノードを構成
する。

【００２４】一つのピアグループを形成する各ロジカル
ノード(ローエストレベルノード及びロジカルグループ
ノード)は、後述するフラッディング(flooding)によっ
て、当該ピアグループのトポロジーに関して同じビュー
を持つ。各ロジカルノードはロジカルリンク(logical l
ink)で接続される。各ロジカルリンクは、そのリンクを
使用する際に必要となるメトリック(コスト)を有する。
メトリックには、例えば、必要帯域等のサービス品質(Q
uarity of Service)や、ネットワークの運用上における
制約等が含まれる。

【００２５】各ピアグループを形成する複数のロジカル
ノードのうち、他のピアグループに属するロジカルノー
ドと接続されるロジカルリンクを有するロジカルノード
は、ボーダーノード(border node)と呼ばれる。図１に
示す例では、例えば、最下層におけるスイッチ(ローエ
ストレベルノード)Ａ１４,Ａ１５,Ａ２１,Ａ２２,Ｂ１
が、ボーダーノードを構成する。

【００２６】また、二つのピアグループに跨るロジカル
リンクは、下位のピアグループから上位のピアグループ
へ向かって見た場合には、下位から上位へのアップリン
ク(uplink)を構成する。図１に示す例では、例えば、ス
イッチＡ１４とスイッチＡ２２とを接続するロジカルリ
ンクは、ローエストレベルノードＡ１４(下位ボーダー
ノードに相当)とロジカルグループノードＡ２(上位ボー
ダーノードに相当)とを接続するアップリンクを構成す
る。

【００２７】また、各ピアグループを構成するロジカル
ノードのうち、何れか１つのロジカルノードは、ピアグ
ループリーダ(peer group leader)として選択される。
図１に示す例では、例えば、ピアグループＰＧ(Ａ１)の
スイッチＡ１３，ピアグループＰＧ(Ａ２)のスイッチＡ
２３，ピアグループＰＧ(Ｂ)のスイッチＢ２等が、ピア
グループリーダとして選択されている。

【００２８】各ピアグループリーダは、当該ピアグルー
プにおけるロジカルノードとして機能するとともに、そ
の上位に存するピアグループのロジカルノードとしても
機能する。即ち、例えば、ピアグループＰＧ(Ａ１)のス
イッチＡ１３は、ピアグループＰＧ(Ａ)のロジカルグル
ープノードＡ１として機能し、ピアグループＰＧ(Ａ)の
ロジカルグループノードＡ２(スイッチＡ２３)は、ピア
グループＰＧ(ＡＢ)のロジカルグループノードＡとして
機能する。 〈トポロジーアグリゲーション(topology aggregatio
n)〉ＰＮＮＩでは、ネットワークの複雑性を軽減するこ
とによって、ネットワーク規模の拡大に伴うルーティン
グ処理の負荷上昇を抑止すべく、トポロジーアグリゲー
ションと呼ばれる処理が規定されている。トポロジーア
グリゲーションとは、上位のピアグループにてその下位
のピアグループを抽象化する処理，及び各ピアグループ
内のトポロジーを外部(他のピアグループ)に対して隠蔽
する処理である。トポロジーアグリゲーションには、リ
ンクアグリゲーション(link aggregation)と、ノードア
グリゲーション(node aggregation)とがある。

【００２９】リンクアグリゲーションは、下位に存する
ピアグループのロジカルノードとその上位に存するピア
グループ内における同一のロジカルノードとを接続する
アップリンクを１つのロジカルリンクに集約する。例え
ば、図１において、ピアグループＰＧ(Ａ１)とピアグル
ープＰＧ(Ａ２)とを結ぶ二つのロジカルリンク(スイッ
チＡ１４とスイッチＡ２１とを結ぶロジカルリンク，及
びスイッチＡ１５とスイッチＡ２１とを結ぶロジカルリ
ンク)は、ピアグループＰＧ(Ａ)において、ロジカルグ
ループノードＡ１とロジカルグループノードＡ２とを結
ぶ１つのロジカルリンクに集約される。

【００３０】一方、ノードアグリゲーションは、下位の
ピアグループの構成を集約することによって簡略化す
る。ノードアグリゲーションには、ピアグループを１つ
のロジカルノードに集約するシンプルノードリプレゼン
テーション(simple node representation)と、コンプレ
ックスノードリプレゼンテーション(complex node repr
esentation)とがある。コンプレックスノードリプレゼ
ンテーションは、ピアグループの内部を論理的に示すニ
ュークリアス(nucleus)，ニュークリアスと外部への出
入口であるポート(port)との間の論理的なコネクティビ
ティ(connectivity)を示すスポーク(spork)，及びポー
ト間を直接結ぶバイパス(bypass)を用いてピアグループ
を表現することによって、ピアグループの構成を簡略化
する。

【００３１】図２は、図１に示したピアグループＰＧ
(Ａ１)を、コンプレックスノードリプレゼンテーション
によって簡略化した例を示す図である。図２に示すよう
に、スイッチＡ１１〜Ａ１５がニュークリアスとして表
現され、外部と接続されたロジカルリンクを有するスイ
ッチＡ１４,Ａ１５がポートとして表現される。そし
て、各ポートとニュークリアスとの間がスポークで夫々
接続され、ポート間がバイパスで接続される。また、コ
ンプレックスノードリプレゼンテーションでは、スポー
クやバイパスが有するメトリックス(コスト)の集約も行
われる。

【００３２】ノードアグリゲーションの方式は、各ピア
グループ毎に任意に選択されるが、シンプルノードリプ
レゼンテーションを採用した場合には、当該ピアグルー
プの内部が他のピアグループから認識できない状態とな
る。このため、当該ピアグループ内での最適ルートが選
択されなかったり、ブロックが発生したりする可能性が
増える。 〈フラッディング〉フラッディングは、ピアグループ内
のトポロジー情報の伝搬メカニズム(機能)である。フラ
ッディングは、以下の処理によって実現される。最初
に、ピアグループを構成する各ロジカルノードは、自身
と隣接するロジカルノード(隣接ノード)との間でロジカ
ルリンク情報(リンク情報：リンク上のメトリックを含
む)を交換する。これは、各ロジカルノードがその隣接
ノードとの間で“ＨＥＬＬＯ”パケットを交換すること
によって行われる。これによって、各ロジカルノード
は、自身と隣接ノードとがどのロジカルリンクによって
接続されているかを知ることができる。

【００３３】次に、各ロジカルノードは、自身と隣接ノ
ードとを接続するリンク情報の全てを含むメッセージ
“ＰＴＳＥ(PNNI Topology State Element)”を、自身
と接続された全ての隣接ノードに対して送出する。各ロ
ジカルノードは、他のロジカルノードから“ＰＴＳＥ”
を受信した場合には、その“ＰＴＳＥ”を送出したロジ
カルノード以外の隣接ノードに対し、その“ＰＴＳＥ”
を送出する。このとき、各ロジカルノードは、同一のロ
ジカルノードに係る“ＰＴＳＥ”を２以上受け取った場
合には、後から受信した“ＰＴＳＥ”を廃棄する。この
処理が繰り返し行われることによって、最終的には、ピ
アグループ内の全てのロジカルノードが、当該ピアグル
ープに属する全てのロジカルノードについてのリンク情
報を取得する。これによって、ピアグループ内の全ての
ロジカルノードが、当該ピアグループのトポロジー(各
ロジカルノードの隣接情報)を把握可能となる。

【００３４】次に、各ピアグループにおけるピアグルー
プリーダは、上述したトポロジーアグリゲーション(そ
の方式を問わない)を実行する。これによって、ピアグ
ループリーダは、自身が統括する下位ピアグループのノ
ードリプレゼンテーションを含む上位ピアグループとし
ての“ＰＴＳＥ”を作成する。そして、ピアグループリ
ーダは、作成した“ＰＴＳＥ”を上位のピアグループを
構成する他のロジカルノードに送出する。この上位のピ
アグループにおける他のロジカルノードは、上位ピアグ
ループにおける“ＰＴＳＥ”を受信した場合には、下位
のピアグループにおけるピアグループリーダとして、自
身が統括する下位のピアグループにおける他のロジカル
ノードに当該“ＰＴＳＥ”を与える。

【００３５】上述したトポロジーアグリゲーションやフ
ラッディングの結果、最下層に存する各ピアグループの
ロジカルノードは、自身が属するピアグループの詳細な
トポロジー，自身が属するピアグループを含む上位のピ
アグループのリンクアグリケイトされたトポロジー，上
位のピアグループに含まれるロジカルノードのノードア
グリゲイトされたトポロジー，及び階層間のアップリン
クについての各データを保有することが可能となる。 〈パスセレクション(path selection)〉データ伝送経路
のルーティング手法には、大きく分類してホップバイホ
ップルーティング(hop by hop routing)と、ソースルー
ティング(source routing)とがある。ホップバイホップ
ルーティングは、ルーティング経路に存する各ノードに
おいて独立してルート選択処理を実行する手法である。
公衆網は、ループの発生を避けるルーティングデータを
作成することが容易である。このため、公衆網には、ホ
ップバイホップルーティングが一般的に用いられる。

【００３６】一方、ソースルーティングは、データの出
発点となる発側のノード(ソースノード：起点ノード)で
エンド(データの着側(送信先)のノード：デスティネー
ションノード：目的地ノード)までのルートを決定する
手法である。ＰＮＮＩは、ソースルーティングを採用し
ている。但し、ＰＮＮＩによるネットワークのトポロジ
ーが上述した階層構造を有するため、ＰＮＮＩでは、ネ
ットワークにおける全ての経路をソースノードが決定す
る単純なソースルーティングは行わない。

【００３７】即ち、ソースノードは、自身が保有するト
ポロジー情報(上述したフラッディングによって得られ
たトポロジー情報)に基づき、自ピアグループ内のルー
トについては詳細に、自身が属する上位のピアグループ
内のルートはアグリゲイトされたトポロジー情報の範囲
で決定する。そして、他ピアグループにおける詳細なル
ートは、該当する他ピアグループの入口に存するロジカ
ルノード(ボーダーノード)において決定される。

【００３８】ＰＮＮＩでは、具体的なルートの決定方法
は規定しておらず、インプリメントを行う側に委ねる姿
勢を採っている。但し、ＰＮＮＩの仕様書の付録には、
自ピアグループ内のロジカルノードと上位のピアグルー
プ内でアグリゲイトされたロジカルノードを対象とし、
ＳＰＦを実行することによってルートを決定する手法が
示されている。 〈ＳＰＦ(Shortest Pass First algorithm)〉上述した
ように、ソースルーティングが採用される場合には、ソ
ースノードからデスティネーションノードまでの最適な
ルートを決定する処理が行われる。この処理において、
ルート決定アルゴリズムが実行される。

【００３９】ソースルーティングを実行する各ロジカル
ノード(ソースノード)は、上述したフラッディングによ
って、自身が属するピアグループ及び上位ピアグループ
内のロジカルノードの情報と、各ロジカルリンク及びそ
のロジカルリンクに関するメトリックの情報とを保有す
る。さらに、上位ピアグループ内のロジカルグループノ
ードがコンプレックスノードリプレゼンテーションを採
用している場合には、そのトポロジー情報とメトリック
の情報とを保有する。これらの情報は、各ロジカルノー
ドから定期的に上述したメッセージ“ＰＴＳＥ”が送出
されることによって更新される。これらの情報に基づい
て、最適なルートが決定される。

【００４０】ここに、代表的なルート選択アルゴリズム
として、ダイクストラ(Dijkstra)によって紹介されたＳ
ＰＦがある。このＳＰＦは、以下に説明する手順によっ
て実現される。

【００４１】複数のノードのうち、最適ルート(最短ル
ート)が決定されていないノードの集合が“Ｕ”と設定
され、既に最適ルートが決定されているノードの集合が
“Ｖ”と設定される。初期状態では、“Ｖ”にはソース
ノードのみが含まれており、“Ｕ”には、その他の全て
のノードが含まれる。各ノードは、上述したフラッディ
ングによって、隣接ノードの番号，隣接ノードとの間の
メトリックを保有する。また、各ノードは、ソースノー
ドと自身との間のルートとそのディスタンス(当該ルー
トを選択した場合に要するメトリックの値)とが設定さ
れた際には、ソースノード側へ向かって当該ルートを辿
った場合における隣接ノードの番号(リバースパス)を保
有する。

【００４２】次に、“Ｖ”に属する各ノードについて、
“Ｕ”に属する隣接ノードとの間におけるディスタンス
が算出される。ここで求められるディスタンスは、
“Ｖ”に属するノードが保有するディスタンス(この
“Ｖ”に属するノードとソースノードとの間におけるデ
ィスタンス)に、この“Ｖ”に属するノードと“Ｕ”に
属する隣接ノードとを結ぶリンク上のメトリックを加え
た値である。この値が“Ｕ”に属する隣接ノードのディ
スタンスとして設定される。

【００４３】但し、“Ｕ”に属する隣接ノードについて
既にディスタンスが設定されている場合には、算出され
たディスタンスが既設定のディスタンスよりも小さいと
きにのみ、その“Ｕ”に属する隣接ノードのディスタン
スが再設定され、リバースパスが変更される。このよう
な処理が“Ｖ”に属する全てのノードについて実行され
る。

【００４４】次に、“Ｕ”に属するノードのうち、ディ
スタンスが設定されたものの中からディスタンスが最も
小さいノードが選択され、このノードの所属が“Ｖ”に
変更される。その後、全てのノードの所属が“Ｖ”に変
更されるまで、上述した処理が繰り返し行われる。

【００４５】図３は、上述したＳＰＦによるルート選択
処理の例を示す説明図である。図３(ａ)には、６つのノ
ードｎ１〜ｎ６が示され、ノードｎ１がソースノードと
され、各ノードｎ４〜ｎ６が夫々デスティネーションノ
ードとされた場合における最適ルートの決定処理が示さ
れている。

【００４６】処理がスタートすると、最初に、“Ｖ”に
属するノードｎ１と“Ｕ”に属する隣接ノードの関係を
有するノードｎ２及びノードｎ３について、ディスタン
スが夫々算出される。このとき、ノードｎ１のディスタ
ンスは“０”であるため、ノードｎ２には、ノードｎ１
のディスタンス“０”にノードｎ１−ノードｎ２間のメ
トリック“３”を加えた“３”がディスタンスとして設
定される。同様に、ノードｎ３には、ディスタンスとし
て“４”が設定される(図３(ｂ)参照)。

【００４７】そして、ノードｎ１のノード番号がノード
ｎ２のリバースパスとして設定される。その後、“Ｕ”
に属するノードのうち、設定されたディスタンス値が最
も小さいノードとしてノードｎ２が選択され、その所属
が“Ｖ”に変更される。これによって、ソースノードか
らノードｎ２までの最適ルートが“ノードｎ１→ノード
ｎ２”と決定される(図３(ｃ)参照)。

【００４８】続いて、“Ｕ”に属するノードのうち、
“Ｖ”に属するノードｎ１,ｎ２の隣接ノードに該当す
るノードｎ３〜ｎ５について、ディスタンスが夫々設定
される。即ち、ノードｎ３には、ノードｎ１のディスタ
ンス“０”にノードｎ１−ノードｎ３間のメトリック
“４”を加えた“４”がディスタンスとして設定され
る。また、ノードｎ４には、ノードｎ３のディスタンス
“３”にノードｎ３−ノードｎ４間のメトリック“６”
を加えた“９”がディスタンスとして設定される。ま
た、ノードｎ５には、ノードｎ３のディスタンス“３”
にノードｎ３−ノードｎ５間のメトリック“７”を加え
た“１０”がディスタンスとして設定される(図３(ｃ)
参照)。

【００４９】そして、ノードｎ１のノード番号が、ノー
ドｎ３のリバースパスとして設定される。その後、ノー
ドｎ３〜ｎ４のうち、ディスタンスが最も小さいノード
ｎ３の所属が“Ｖ”に変更される。これによって、ソー
スノードからノードｎ３までの最適ルートが“ノードｎ
１→ノードｎ３”と決定される(図３(ｄ)参照)。

【００５０】続いて、“Ｕ”に属するノードのうち、
“Ｖ”に属するノードｎ１〜ｎ３の隣接ノードに該当す
るノードｎ４〜ｎ６について、ディスタンスが夫々設定
される。即ち、ノードｎ３の隣接ノードのディスタンス
として、ノードｎ４に“９”が設定され、ノードｎ５に
“１０”が設定される。次に、ノードｎ４の隣接ノード
のディスタンスとして、ノードｎ５について“９”が算
出され、ノードｎ６について“６”が算出される。この
とき、ノードｎ５について算出されたディスタンス
“９”は、既にノードｎ５に設定されている“１０”よ
り小さいので、ノードｎ５のディスタンスが“９”に再
設定される。そして、ノードｎ６には、そのまま“６”
がディスタンスとして設定される。

【００５１】上述したディスタンスの設定に従って、ノ
ードｎ３のノード番号がノードｎ４のリバースパスとし
て設定され、ノードｎ４のノード番号がノードｎ５のリ
バースパスとして再設定され、ノードｎ４のノード番号
がノードｎ６のリバースパスとして設定される。そし
て、ノードｎ４〜ｎ６のうち、ディスタンスが最も小さ
いノードｎ６の所属が“Ｖ”に変更され、ソースノード
からデスティネーションノードたるノードｎ６までの最
適ルートが“ノードｎ１→ノードｎ４→ノードｎ６”と
して決定される(図３(ｅ)参照)。

【００５２】その後、同様の処理がノードｎ５,ｎ６に
対して行われ(図３(ｅ)(ｆ)参照)、最終的には、ノード
ｎ１〜ｎ６の全ての所属が“Ｖ”に変更される(図３
(ｇ)参照)。これによって、ノードｎ５のディスタンス
が“８”に設定され、ノードｎ６のノード番号がノード
ｎ５のリバーパスとして設定され、ソースノードからデ
スティネーションノードたるノードｎ５までの最適ルー
トが“ノードｎ１→ノードｎ３→ノードｎ６→ノードｎ
５”として決定される。また、ノードｎ４のディスタン
スが“９”に設定され、ノードｎ２のノード番号がノー
ドｎ４のリバースパスとして設定され、ソースノードか
らデスティネーションノードたるノードｎ４までの最適
ルートが“ノードｎ１→ノードｎ２→ノードｎ４”とし
て決定される。

【００５３】上述したＳＰＦでは、“Ｕ”に属する隣接
ノードのディスタンスを算出する処理，及びディスタン
スの最も小さい隣接ノードを選択する処理によって、デ
ィスタンスが小さいノードの順で最適ルートとディスタ
ンスとが決定される。このＳＰＦを上述したプレカリキ
ュレーションに用いる場合には、ピアグループに属する
全てのノードについてルーティング計算(最適ルートの
決定)が行われる。

【００５４】一方、ＳＰＦを上述したオンデマンドカリ
キュレーションに用いる場合には、デスティネーション
ノードとなるノードへの最適ルートが決定すれば、ルー
ティング計算を終了する。例えば、図３に示す例におい
て、デスティネーションノードがノードｎ６である場合
には、ノードｎ６の所属が“Ｖ”に変更され、ノードｎ
１からノードｎ６までの最適ルートが決定された時点
で、ＳＰＦによる処理が終了する。

【００５５】以上の説明が、ＡＴＭフォーラムにて規定
されたＰＮＮＩのネットワーク構造であり、従来技術で
ある。 〔ネットワークの制御装置〕次に、上述したＡＴＭネッ
トワークにおける制御装置を説明する。図１に示したＡ
ＴＭネットワークにおいて、各スイッチＡ１１〜Ａ１
５,Ａ２１〜Ａ２４,Ｂ１,Ｂ２には、ＡＴＭネットワー
クのユーザによって使用される端末装置(例えば、パー
ソナルコンピュータ，ワークステーション，サーバ装置
等)，或いは端末装置が集合してなるＬＡＮ(Local Area
Network)等が接続されている(但し、図１には、スイッ
チＡ１１に接続された端末装置Ｔ１,Ｔ２と、スイッチ
Ｂ２に接続された端末装置Ｔ３を図示)。そして、端末
装置同士の間におけるデータ伝送がＡＴＭネットワーク
を経由して行われる。

【００５６】そして、このデータ伝送が円滑に行われる
ようにすべく、各スイッチＡ１１〜Ａ１５,Ａ２１〜Ａ
２４,Ｂ１,Ｂ２には、自身に対応するスイッチがソース
ノードとなった際における最適ルートを決定するワーク
ステーション(コンピュータ：ネットワークの制御装置
に相当)が、例えば光ケーブルを介して１：１の関係で
接続されている(但し、図１には、スイッチＡ１１に接
続されたワークステーションＷＳ１のみを図示)。各ワ
ークステーションは、同じ構成を有しているので、例と
して、ワークステーションＷＳ１について説明する。

【００５７】図４は、図１に示したワークステーション
ＷＳ１の説明図である。ワークステーションＷＳ１は、
図示はしないが、各種の制御プログラム(ソフトウェア)
が格納されたＲＯＭ(Read Only Memory)，ＲＯＭに格納
された各制御プログラムを実行するＣＰＵ，ＣＰＵの作
業領域をなすＲＡＭ(Rundom Access Memory)，スイッチ
との間の通信処理を司る通信インターフェイス，ＡＴＭ
ネットワークのトポロジー情報を格納する記憶装置(例
えば、ＲＡＭ,ハードディスク,フロッピーディスク,光
磁気ディスク,光ディスク,磁気テープ等)等からなる。

【００５８】そして、図示せぬＣＰＵが図示せぬＲＯＭ
に記録された制御プログラムを実行することによって、
図４に示すように、記憶装置１１，リソース管理部１
２，プロトコル制御部１３，及びルーティング制御部１
４を備えた装置として機能する。

【００５９】ここに、リソース管理部１２は、スイッチ
Ａ１１の空きリソース(回線，スイッチのメモリ容量，
帯域等)を管理しており、ルーティング制御部１４から
のリソース確保要求に対し、当該リソースが確保できる
か否かを判定する処理等を行う。プロトコル制御部１３
は、通信プロトコルを管理しており、スイッチＡ１１か
ら受信したメッセージの解析処理や、そのメッセージに
対する応答メッセージの編集処理等を行う。ルーティン
グ制御部１４は、プロトコル制御部１３に管理されてい
るプロトコルに従って、ＡＴＭネットワークのトポロジ
ー情報を記憶装置１０に格納する処理，記憶装置１０に
格納されたトポロジー情報に基づいて最適ルートを決定
する処理，及びコネクションの設定要求に係る処理等を
行う。

【００６０】また、ワークステーションＷＳ１は、管理
者による設定に応じて上述したオンデマンドカリキュレ
ーションとプレカリキュレーションを選択して実行可能
となっている。さらに、プレカリキュレーションとし
て、(１)上述したメッセージ“ＰＴＳＥ”を受信した場
合に最適ルート決定処理を行う即時型、(２)所定時間が
経過する毎に(周期的に)最適ルート決定処理を行う周期
型、(３)周期的に最適ルート決定処理を行い、且つ“Ｐ
ＴＳＥ”を受信した場合にその“ＰＴＳＥ”に含まれた
トポロジー情報(ネットワーク構成等の固定的な情報)を
解析し、その内容に変更があるときには直ちに最適ルー
ト決定処理を行い、“ＰＴＳＥ”に含まれた動的な情報
(例えば、空き容量等)のみに変更があるときには最適ル
ート決定処理を行わない折衷型、の何れかのモードを選
択可能となっている。

【００６１】ワークステーションＷＳ１は、上述した４
つのモードのフラグの何れが“ＯＮ”となっているかを
判定し、“ＯＮ”となっているモードに従って最適ルー
ト決定処理を実行する。

【００６２】ワークステーションＷＳ１によるコネクシ
ョン設定処理の概要は、以下の通りである。即ち、例え
ば端末装置Ｔ１から送出されたコネクション設定要求
(発アドレス，着アドレス，ＱＯＳ(サービス品質)を含
む)がスイッチＡ１１に受信されたとする。このコネク
ション設定要求はワークステーションＷＳ１に与えられ
る。すると、ワークステーションＷＳ１のプロトコル制
御部１３が、スイッチＡ１１から受信したコネクション
設定要求を分析し、発アドレス，着アドレス，及びＱＯ
Ｓをルーティング制御部１４に与える。

【００６３】すると、ルーティング制御部１４は、ソー
スノード(スイッチＡ１１)からデスティネーションノー
ド(着アドレスに対応する端末装置を収容したスイッチ)
までの最適ルートを決定する。このとき、モードがオン
デマンドカリキュレーションである場合には、ルーティ
ング制御部１４は、記憶装置１０のＰＴＳＥ登録テーブ
ル１１ａに格納されたトポロジー情報に基づいて、実際
にソースノードからデスティネーションノードまでの最
適ルートを選択・決定する。

【００６４】これに対し、モードがプレカリキュレーシ
ョンである場合には、記憶装置１０のルーティングテー
ブル１１ｂに格納された複数の最適ルートのデータのう
ち着アドレスと対応するデスティネーションノードにつ
いての最適ルートのデータを検出し、このデータに係る
最適ルートを選択・決定する。

【００６５】続いて、ルーティング制御部１４は、決定
された最適ルートに従ってコネクションを設定するに必
要なリソースの使用要求をリソース管理部１２に与え
る。すると、リソース管理部１２は、使用要求に応じた
リソースが確保できるか否かを判定し、確保できる場合
には、その旨(“ＯＫ”)をルーティング制御部１４に返
し、そうでない場合には、コネクション設定処理を終了
させる。

【００６６】続いて、リソース管理部１２は、スイッチ
Ａ１１に対し、端末装置Ｔ１とスイッチＡ１１との間の
回線の接続命令(入回線番号，出回線番号を含む)を送出
する。これによって、端末装置Ｔ１とスイッチＡ１１と
のコネクションが設定される。一方、ルーティング制御
部１４は、リソース管理部１２から“ＯＫ”を受け取っ
た場合には、プロトコル制御部１４に対し、自身が選択
した最適ルートのデータを与える。

【００６７】すると、プロトコル制御部１４は、自身が
管理するプロトコルに従って、コネクション設定要求の
メッセージ(最適ルートデータ(Ａ１３,Ａ１５・・)，着
アドレス，ＱＯＳを含む)を編集し、スイッチＡ１１へ
向けて送出する。このメッセージは、最適ルートデータ
に従って、次のスイッチ(ノード：ここでは、スイッチ
Ａ１３)に接続されたワークステーションＷＳ２に与え
られる。

【００６８】ワークステーションＷ２では、最適ルート
の決定処理は行われず、メッセージに含まれた最適ルー
トデータに従って、スイッチＡ１１とスイッチＡ１３と
の間のコネクションが設定されるとともに、次のスイッ
チ(ここでは、スイッチＡ１５)に対してコネクション設
定要求メッセージが転送される。

【００６９】このような動作(処理)がデスティネーショ
ンノードに該当するスイッチに至るまで行われ、最終的
には、ソースノードからデスティネーションノードまで
の間及びデスティネーションノードと着アドレスに対応
する端末装置との間のコネクションが設定される。従っ
て、発側の端末装置と着側の端末装置との間で最適ルー
トを経たコネクション(呼)が確立する。その後、両端末
装置間でデータ通信が行われる。 〈トポロジー情報作成処理〉ここで、ワークステーショ
ンＷＳ１が最適ルート決定処理を行うための前提とし
て、ワークステーションＷＳ１によるＡＴＭネットワー
クのトポロジー情報作成処理について説明する。但し、
説明のため、ＡＴＭネットワークが、図５に示すよう
に、下位のピアグループＰＧ(Ｘ,Ｙ)と上位のピアグル
ープＰＧ(Ｘ)を３つのアップリンク(Ｄ−Ｈ，Ｅ−Ｉ，
Ｆ−Ｇ)で結んだトポロジーを有しており、図５に示す
ロジカルノードＡが図１に示したスイッチＡ１１に相当
するものとする。

【００７０】ワークステーションＷＳ１は、上述したフ
ラッディングによって、他のスイッチから送信された
“ＰＴＳＥ”をスイッチＡを介して受信する。この“Ｐ
ＴＳＥ”が受信された場合には、ルーティング制御部１
４が、“ＰＴＳＥ”からトポロジー情報(“ＰＴＳＥ”
の送信ノード，ピアグループ内の隣接ノード，ピアグル
ープ外の隣接ノードの各データ)を抽出し、記憶装置１
０内に作成されたＰＴＳＥ登録テーブル１１ａに格納す
る。

【００７１】図６は、図５に示したワークステーション
ＷＳ１の記憶装置１０に作成されたＰＴＳＥ登録テーブ
ル１１ａを示す図である。図６に示すように、各送信ノ
ードに係るピアグループ内の隣接ノード又はピアグルー
プ外の隣接ノードのデータが、各送信ノードからのディ
スタンス(メトリック)とともに格納される。

【００７２】なお、各送信ノードからの“ＰＴＳＥ”
は、ワークステーションＷＳ１に非同期で受信される。
そして、ワークステーションＷＳ１では、“ＰＴＳＥ”
が受信される毎に、ＰＴＳＥ登録テーブル１１ａの内容
が更新される。 〔最適ルート決定処理〕次に、ワークステーションＷＳ
１による最適ルート決定処理を説明する。ワークステー
ションＷＳ１のルーティング制御部１４は、最適ルート
決定処理の際には、以下に説明する処理を実行する。 〈オンデマンドカリキュレーションの場合〉まず、オン
デマンドカリキュレーションにおける最適ルート決定処
理を説明する。但し、説明を簡単にするため、例とし
て、図５に示すネットワークについての最適ルート選択
処理について説明する。

【００７３】図５に示すワークステーションＷＳ１のル
ーティング制御部１４(図４参照)は、例えばソースノー
ドをロジカルノード(以下、単に「ノード」という)Ａと
し、デスティネーションノードをノードＬとするコネク
ション設定要求を受け取る。

【００７４】すると、ルーティング制御部１４は、記憶
装置１０のＰＴＳＥ登録テーブル１４に格納されたトポ
ロジー情報に基づいて、ノードＡを起点ノード(ソース
ノード)とし、この起点ノードからピアグループＰＧ
(Ｘ,Ｙ)の各ボーダーノード(ノードＤ〜Ｆ)までの各最
適ルート及びそのディスタンス(コスト：メトリック)
を、上述したＳＰＦを実行することによって求める。

【００７５】続いて、ルーティング制御部１４は、ノー
ドＡから各ノードＤ〜Ｆの最適ルート及びそのディスタ
ンスに該当するアップリンクのメトリックを加える。こ
れによって、ノードＡからノードＧまで，ノードＡから
ノードＨまで，及びノードＡからノードＩまでの最適ル
ート及びそのディスタンスが求められる。ルーティング
制御部１４は、求めた最適ルートの中から、最もディス
タンスの値が小さいものを選択する。図５に示す例で
は、ノードＡからノードＩまでの最適ルートが選択され
る。

【００７６】続いて、ルーティング制御部１４は、図７
に示すように、デスティネーションノードであるノード
Ｌを起点とし、この起点からピアグループＰＧ(Ｘ)に属
するノードＩまでの最適ルート及びそのディスタンスを
ＳＰＦを実行することによって求める。そして、ルーテ
ィング制御部１４は、ＳＰＦの実行中にノードＬからノ
ードＩまでの最適ルートが決定された場合には、ＳＰＦ
を終了する。

【００７７】そして、ノードＡからノードＩまでの最適
ルートとノードＩからノードＬまでの最適ルートを結合
することによって、ノードＡからノードＬまでの最適ル
ートを決定する。図５に示す例では、図８に示すよう
に、“ノードＡ→ノードＣ→ノードＦ→ノードＥ→ノー
ドＩ→ノードＫ→ノードＬ”のルートが最適ルートとし
て決定される。以上の処理を、ＤＲＣ(Dijkstra's algo
rithm and Reverse Concatenation)と称する。その後、
決定された最適ルートに従って、ノードＡからノードＬ
までのコネクションが設定される。

【００７８】このように、ルーティング制御部１４は、
ソースノードから上位ピアグループＰＧ(Ｘ)における上
位ボーダーノードまでの最適ルート(ノードＡ−ノード
Ｉ)を決定することによって、この最適ルートを構成す
る上位ボーダーノード(図５に示す例ではノードＩ)を決
定する。すると、ルーティング制御部１４は、デスティ
ネーションノードたるノードＬを起点とし、ノードＬか
らノードＩまで最適ルートをＳＰＦを用いて求め、当該
最適ルートが決定した時点でＳＰＦを終了する。

【００７９】即ち、ルーティング制御部１４は、上位ピ
アグループＰＧ(Ｘ)では、ノードＡからノードＬまでの
最適ルートが求められれば、ノードＬを起点とした他の
ノード(ノードＧ,Ｈ,Ｊ,Ｋ)についての各最適ルートを
求めない。従って、ノードＡからノードＬまでの最適ル
ートの計算量を減少することができ、高速にノードＡか
らノードＬまでの最適ルートを求めることができる。

【００８０】また、ルーティング制御部１４は、図５に
示したノードＡからノードＬの最適ルート決定に当た
り、設定に応じて以下の処理を行う。即ち、ルーティン
グ制御部１４は、ＰＴＳＥ登録テーブル１１ａに格納さ
れたトポロジー情報に基づいて、ノードＡを起点ノード
とし、この起点ノードからピアグループＰＧ(Ｘ,Ｙ)の
各ボーダーノード(ノードＤ〜Ｆ)までの各最適ルート及
びそのディスタンスを、上述したＳＰＦを実行すること
によって求める。

【００８１】次に、ルーティング制御部１４は、ＰＴＳ
Ｅ登録テーブル１１ａに格納されたトポロジー情報に基
づいて、決定した各最適ルートのディスタンスに該当す
るアップリンクのメトリックを加算した値を求める。即
ち、ルーティング制御部１４は、ノードＡからノードＤ
までの最適ルートのディスタンスにアップリンクＤ−Ｈ
のメトリックを加算した値を求め、ノードＡからノード
Ｅまでの最適ルートのディスタンスにアップリンクＥ−
Ｉのメトリックを加算した値を求める。また、ルーティ
ング制御部１４は、ノードＡからノードＦ間での最適ル
ートのディスタンスにアップリンクＦ−Ｇのメトリック
を加算し、ノードＡからノードＦ間での最適ルートのデ
ィスタンスにアップリンクＦ−Ｇのメトリックを加算し
た値を求める。

【００８２】次に、ルーティング制御部１４は、ノード
ＡからノードＧまでの最適ルート，ノードＡからノード
Ｈまでの最適ルート，ノードＡからルートＩまでの最適
ルートを、上記処理にて求めた値のメトリックを有する
リンクと夫々仮定する。これによって、図１０に示すよ
うに、ピアグループＰＧ(Ｘ,Ｙ)とピアグループＰＧ
(Ｘ)とを一つのピアグループと考えることができる。

【００８３】従って、ルーティング制御部１４は、図１
０に示すピアグループについて、ノードＡをソースノー
ドとし、ノードＬをデスティネーションノードとするＳ
ＰＦを実行する。これによって、ノードＡからノードＬ
まで最適ルート及びそのディスタンスが求められる。以
上の処理を、ＤＯＣ(Dijkstra's algorithm and Overri
ding Concatenation)と称する。

【００８４】このＤＯＣによれば、上位ピアグループに
おけるルート選択を行う場合に、この上位ピアグループ
とその下位に存するピアグループとを、簡略化された一
つのピアグループと仮定して最適ルートの決定処理を行
うので、最適ルート決定に要する計算量を減少すること
ができ、高速にルーティング処理を行うことができる。

【００８５】以上の説明は、ピアグループが２階層の場
合であるが、ピアグループが３階層以上である場合に
は、以下の処理が行われる。例えば、図１１(ａ)に示す
ように、ＡＴＭネットワークがピアグループＰＧ(Ｘ,
Ｙ,Ｘ,Ｗ)，ＰＧ(Ｘ,Ｙ,Ｚ)，ＰＧ(Ｘ,Ｙ),ＰＧ(Ｘ)か
らなる４階層構造を有するものとする。そして、最下層
のピアグループＰＧ(Ｘ,Ｙ,Ｚ,Ｗ)に属するソースノー
ドから最上層のピアグループＰＧ(Ｘ)に属するデスティ
ネーションノードまでの最適ルートを求めるものとす
る。

【００８６】この場合には、ルーティング制御部１４
は、最初に、上記と同様にＤＯＣを実行する。これによ
って、ピアグループＰＧ(Ｘ,Ｙ,Ｚ,Ｗ)に属するソース
ノードからピアグループＰＧ(Ｘ,Ｙ,Ｚ)の各上位ボーダ
ーノード(下位に存するピアグループとアップリンクを
介して接続されたボーダーノード)までのリンクが仮定
され(図１１(ｂ)参照)、ピアグループＰＧ(Ｘ,Ｙ,Ｚ,
Ｗ)とピアグループＰＧ(Ｘ,Ｙ,Ｚ)とが一つのピアグル
ープと考えられる。

【００８７】ルーティング制御部１４は、この一つと考
えられるピアグループについてソースノードを起点とし
たＳＰＦを実行する。これによって、ソースノードから
ピアグループＰＧ(Ｘ,Ｙ,Ｚ)に属する各下位ボーダーノ
ード(上位ピアグループとアップリンクを介して接続さ
れたボーダーノード)までの最適ルート及びそのディス
タンスが求められる(図１２(ａ)参照)。

【００８８】上述した処理を図１２(ａ)に示すピアグル
ープＰＧ(Ｘ,Ｙ)についても実行すると、図１２(ｂ)に
示すように、ピアグループＰＧ(Ｘ,Ｙ,Ｚ,Ｗ)，ＰＧ
(Ｘ,Ｙ,Ｚ),ＰＧ(Ｘ,Ｙ)は、ピアグループＰＧ(Ｘ,Ｙ,
Ｚ,Ｗ)に属するソースノードとピアグループＰＧ(Ｘ,
Ｙ)に属する二つの下位ボーダーノードからなり、且つ
各下位ボーダーノードとソースノードとがここまでの最
適ルートのディスタンスを有するリンクで夫々接続され
た一つのピアグループと考えることができる。即ち、図
１１(ａ)に示したＡＴＭネットワークを二つのピアグル
ープからなるものと考えることができる。

【００８９】そこで、ルーティング制御部１４は、この
二つのピアグループについて、上述したＤＲＣを実行す
る。これによって、ソースノードとピアグループＰＧ
(Ｘ)に属するデスティネーションノードまでの最適ルー
トが求められる。このように、ピアグループが二つとな
るまでＤＯＣを行い、ピアグループが二つとなった場合
にＤＲＣを行う処理を“ＤＯＣ＋ＤＲＣ”と表記する。

【００９０】なお、図１１(ａ)に示すピアグループが二
つと考えられるようになった場合において、ピアグルー
プＰＧ(Ｘ)に対してＤＯＣを実行することによって、ソ
ースノードからデスティネーションノードまでの最適ル
ートを求めるようになっていても良い。〈プレカリキュ
レーションの場合〉次に、プレカリキュレーションにお
ける最適ルート決定処理について説明する。ワークステ
ーションＷＳ１のルーティング制御部１４は、“ＰＴＳ
Ｅ”を受信した場合(即時型，折衷型)，或いは図示せぬ
タイマが所定時間を計時した場合(周期型，折衷型)に、
最適ルート決定処理を開始する。但し、“ＰＴＳＥ”を
受信することで決定処理を開始する場合には、“ＰＴＳ
Ｅ”に含まれたトポロジー情報をもってＰＴＳＥ登録テ
ーブル１１ａを更新した後に決定処理が開始される。

【００９１】プレカリキュレーションの場合には、ルー
ティング制御部１４は、ピアグループの階層数に拘わら
ず、ＤＯＣを用いて最適ルート決定処理を行う。例とし
て、図５に示したネットワークにおいて、ワークステー
ションＷＳ１のルーティング制御部１４がノードＡをソ
ースノードとする最適ルート決定処理を行う場合につい
て説明する。

【００９２】最初に、ルーティング制御部１４は、ピア
グループＰＧ(Ｘ,Ｙ)についてノードＡを起点とするＳ
ＰＦを実行する。このＳＰＦの実行によって、ノードＡ
から各ノードＢ〜Ｆまでの最適ルート及びそのディスタ
ンスが求められる。

【００９３】次に、ルーティング制御部１４は、ＳＰＦ
の実行によって得られたノードＡから各ノードＢ〜Ｆま
での各最適ルート及びディスタンスを、記憶装置１０に
作成されたプレカリキュレーション用ルーティングテー
ブル(以下、「ルーティングテーブル」という)１１ｂに
夫々格納する(図９参照)。

【００９４】次に、ルーティング制御部１４は、ＰＴＳ
Ｅ登録テーブル１１ａに格納されたトポロジー情報に基
づいて、ノードＡ−ノードＤ間，ノードＡ−ノードＥ
間，及びノードＡ−ノードＦ間における各最適ルートの
ディスタンスに、該当するアップリンクのメトリックを
加算した値を求める。

【００９５】即ち、ルーティング制御部１４は、ノード
Ａ−ノードＤ間における最適ルートのディスタンスにア
ップリンクＤ−Ｈのメトリックを加算した値を求め、ノ
ードＡ−ノードＥ間における最適ルートのディスタンス
にアップリンクＥ−Ｉのメトリックを加算した値を求
め、ノードＡ−ノードＦ間における最適ルートのディス
タンスにアップリンクＦ−Ｇのメトリックを加算した値
を求める。

【００９６】次に、ルーティング制御部１４は、ノード
ＡからノードＧまでの最適ルート，ノードＡからノード
Ｈまでの最適ルート，ノードＡからルートＩまでの最適
ルートを、上記処理にて求めた値のメトリックを有する
リンクと夫々仮定する。これによって、図１０に示すよ
うに、ピアグループＰＧ(Ｘ,Ｙ)とピアグループＰＧ
(Ｘ)とが、簡略化された一つのピアグループと擬制され
る。

【００９７】従って、ルーティング制御部１４は、図１
０に示すピアグループについて、ノードＡを起点とした
ＳＰＦを実行する。これによって、ノードＡからノード
Ｇ〜Ｌまで間における各最適ルート及びそのディスタン
スが求められる。

【００９８】そして、ルーティング制御部１４は、上記
処理によって求めた最適ルート及びそのディスタンスを
ルーティングテーブル１１ｂに格納する(図９参照)。こ
れによって、ルーティングテーブル１１ｂには、ノード
Ａをソースノードとした場合における他の全てのノード
Ｂ〜Ｌへの最適ルートのデータが格納される。

【００９９】その後、ワークステーションＷＳ１がノー
ドＡをソースノードとするコネクションの設定要求を受
け取った場合には、ルーティング制御部１４が、その設
定要求に含まれた着アドレスに基づいてデスティネーシ
ョンノードを特定し、ルーティングテーブル１１ｂから
デスティネーションノードに対応する最適ルートを読み
出す。そして、この最適ルートに従ってコネクションが
設定される。〔ＡＴＭネットワークにおける具体的処
理〕次に、図１に示したＡＴＭネットワークにおいて、
スイッチＡ１１をソースノードとするコネクション設定
処理を説明する。但し、前提として、ワークステーショ
ンＷＳ１の記憶装置１０のＰＴＳＥ登録テーブル１１ａ
には、ピアグループＰＧ(Ａ１),ＰＧ(Ａ),ＰＧ(ＡＢ)の
トポロジー情報が格納されており、これによって、ピア
グループＰＧ(Ａ１)の各スイッチ(ノード)Ａ１１〜Ａ１
５は、夫々図１３に示すビューを有している。

【０１００】まず、モードがオンデマンドカリキュレー
ションである場合について説明する。例えば、端末装置
Ｔ１からスイッチＡ１１に対して、データ伝送のための
コネクション設定要求が送出されたとする。このコネク
ション設定要求には、例えば、発アドレスである端末装
置Ｔ１のアドレス，着アドレスである端末装置Ｔ３のア
ドレス，及びＱＯＳが含まれているものとする。

【０１０１】端末装置Ｔ１から送出されたコネクション
設定要求は、スイッチＡ１１を介してワークステーショ
ンＷＳ１に受信される。すると、ルーティング制御部１
４が、ＰＴＳＥ登録テーブル１３に格納されたトポロジ
ー情報(ピアグループＰＧ(Ａ１),ＰＧ(Ａ),ＰＧ(ＡＢ)
のトポロジー情報)に基づいて、最適ルート決定処理を
行う。 即ち、ルーティング制御部１４は、着アドレス
に従って、デスティネーションノードをＰＧ(ＡＢ)に属
するノードＢと設定し、ソースノードたるスイッチＡ１
１からノードＢまでの最適ルートを求める。

【０１０２】最初に、ルーティング制御部１４は、ピア
グループＰＧ(Ａ１)について、スイッチＡ１１をソース
ノードとしてＳＰＦを実行することによって、スイッチ
Ａ１１から下位ボーダーノードであるスイッチＡ１４,
Ａ１５までの各最適ルート及びそのディスタンスを求め
る。

【０１０３】続いて、ルーティング制御部１４は、スイ
ッチＡ１１からスイッチＡ１４までの最適ルート及びそ
のディスタンスにスイッチＡ１４とノードＡ２(スイッ
チＡ２３)とを結ぶアップリンクのメトリックを加算す
ることによって、ソースノードたるスイッチＡ１１から
ノードＡ２までの最適ルートを求める。

【０１０４】続いて、ルーティング制御部１４は、スイ
ッチＡ１１からスイッチＡ１５までの最適ルート及びそ
のディスタンスにスイッチＡ１５とノードＡ２とを結ぶ
アップリンクのメトリックを加算することによって、ソ
ースノードたるスイッチＡ１１からノードＡ２までの最
適ルートを求める。

【０１０５】続いて、ルーティング制御部１４は、ピア
グループＰＧ(Ａ)における最適ルートをＰＴＳＥ登録テ
ーブル１１ａの格納内容(トポロジー情報)のみから特定
可能か否かを判定する。このとき、ルーティング制御部
１４は、最適ルートを特定できない場合には、ピアグル
ープＰＧ(Ａ１)とピアグループＰＧ(Ａ)とをまとめたピ
アグループについてＳＰＦを実行，即ちＤＯＣを実行
し、そうでない場合にはＤＯＣを実行しない。

【０１０６】ここで、図１に示すノードＡ２は、ピアグ
ループＰＧ(Ａ)にて最適ルートの起点となるノードであ
り且つ上位ボーダーノードである。この情報は、ＰＴＳ
Ｅ登録テーブル１１ａの格納内容より特定可能である。
このため、ルーティング制御部１４はＤＯＣを実行しな
い。

【０１０７】続いて、ルーティング制御部１４は、スイ
ッチＡ１１からノードＡ２までの各最適ルート及びディ
スタンスにノードＡ２とノードＢとを結ぶアップリンク
のメトリックを加算する。これによってスイッチＡ１１
からノードＢまでの最適ルートが決定される。

【０１０８】最上層(Top)のピアグループＰＧ(ＡＢ)に
ついては、起点となるノードＢがデスティネーションノ
ードであるので、トポロジー情報から最適ルートを特定
可能である。このため、ピアグループＰＧ(ＡＢ)内にお
けるルーティング処理は行われない。但し、ピアグルー
プＰＧ(ＡＢ)に多数のノードが属し複雑なトポロジーを
形成している場合には、ルーティング制御部１４は、上
述したＤＯＣ又はＤＲＣを実行することによって、ピア
グループＰＧ(ＡＢ)内のルーティングを行う。

【０１０９】そして、ルーティング制御部１４は、ここ
までの処理によって得られた二つの最適ルート(スイッ
チＡ１４を経るルートとスイッチＡ１５を経るルート)
のうち、ディスタンスが小さいものを最適ルートとして
選択する。これによって、例えば、“スイッチＡ１１→
スイッチＡ１３→スイッチＡ１４→ノードＡ２→ノード
Ｂ”のルートが最適ルートとして決定される。

【０１１０】その後、ワークステーションＷＳ１から
は、プロトコル制御部１３によって、最適ルートのデー
タ，着アドレス，及びＱＯＳを含むコネクション設定要
求がスイッチＡ１１を経てスイッチＡ１３へ送信され
る。

【０１１１】スイッチＡ１３に割り当てられたワークス
テーションＷＳ２(図４参照)は、最適ルートのデータに
従って、コネクション設定要求をスイッチＡ１４に送信
する。スイッチＡ１４に接続されたワークステーション
(図示せず)は、設定要求に含まれた最適ルートのデータ
に従って、コネクション設定要求をスイッチＡ２２に送
信する。

【０１１２】スイッチＡ２２に割り当てられたワークス
テーション(図示せず)は、コネクション設定要求を受け
取ると、スイッチＡ２２をソースノードとし、ピアグル
ープＰＧ(Ａ２)のボーダーノードであるスイッチＡ２３
をデスティネーションノードとしてＳＰＦを実行する。
これによって、スイッチＡ２２からスイッチＡ２３への
最適ルート(例えば、“スイッチＡ２２→スイッチＡ２
３”)が決定される。すると、当該ワークステーション
は、決定した最適ルートに従って、コネクション設定要
求を送信する。即ち、スイッチＡ２３にコネクション設
定要求を送信する。

【０１１３】スイッチＡ２３に割り当てられたワークス
テーション(図示せず)は、コネクション設定要求を受け
取ると、最適ルートデータに従って、コネクション設定
要求をスイッチＢ１に送信する。すると、スイッチＢ１
に割り当てられたワークステーション(図示せず)は、ピ
アグループＰＧ(Ｂ)内にてＳＰＦを実行する。これによ
って、最適ルートが“スイッチＢ１→スイッチＢ２”と
決定される。

【０１１４】その後、コネクション設定要求がスイッチ
Ｂ１からスイッチＢ２へ送信される。そして、スイッチ
Ｂ２に割り当てられたワークステーション(図示せず)
は、設定要求に含まれた着アドレスより、スイッチＢ２
が端末装置Ｔ３を収容していると認識し、これに従っ
て、コネクション設定要求を端末装置Ｔ３に与える。

【０１１５】このように、コネクション設定要求がスイ
ッチＡ１１に割り当てられたワークステーションＷＳ１
にて決定された最適ルートを経て各スイッチ間を転送さ
れる。そして、コネクション設定要求を送受信したスイ
ッチ間でコネクションの設定が行われ、最終的には、端
末装置Ｔ１と端末装置Ｔ３との間で最適ルートを経るコ
ネクションが設定される。

【０１１６】なお、プレカリキュレーション(即時型，
周期型，折衷型の別を問わない)の場合には、ワークス
テーションＷＳ１がルーティングテーブル１１ｂに格納
されたスイッチＡ１１からノードＢまでの最適ルートデ
ータを検出し、このデータによるルートを最適ルートと
して決定する点のみ異なり、その他の処理はオンデマン
ドカリキュレーションと同様である。このため、説明を
省略する。 〔ＰＮＮＩのネットワーク階層構造のグラフ論的考察〕
ピアグループによって階層化されたネットワークは、ピ
アグループ内のネットワークは密に、ピアグループ間の
ネットワークは疎に構成するのが自然であると考えられ
る。そこで、以下の説明では、ピアグループ内のトポロ
ジーはメッシュ(mesh)、即ちリンク数ｍ＝Ｏ(ｎ²)であ
り、ピアグループ間のリンク数はｍ＝Ｏ(ｎ)で構成され
ているものと仮定する。また、各階層のＰＧ内のロジカ
ルノード数ｎが均等に分布していると仮定する。

【０１１７】以下、各ピアグループ内のロジカルノード
数をｎ，階層内のリンク数をｍ，階層間のアップリンク
数をｍ_uで示す。ソースノードから見えるネットワーク
全体のトポロジーは、ｍ＝Ｏ(ｎ²)の複雑さを持つ各階
層のネットワークが、隣接する階層のｍ_u＝Ｏ(ｎ)本の
アップリンクで結ばれており、さらに少数の階層に跨る
アップリンクが存在する形態である。

【０１１８】上記したＡＴＭネットワークでは、各アッ
プリンクを下位のピアグループから上位のピアグループ
への一方向のリンクとして扱っている。これは、同一の
ピアグループ内における２点間のルートは、そのピアグ
ループ内で解決するという制約を設けるためになされた
ものである。なぜなら、ピアグループは、ノードの管理
単位に基づいているので、ピアグループ間を迂回するよ
うなトラフィックは最小となるように制御することが望
ましいからである。

【０１１９】以下、計算のオーダーでは捉えきれないア
ルゴリズムの計算量を評価するために絶対的な計算量を
τ(Ａ,Ｎ,Ｐ)で表す。ここに、“Ａ”はアルゴリズムの
種類、“Ｎ”は各階層におけるピアグループ内のノード
数、“Ｐ”はネットワークの階層数を示し、τ(Ａ,Ｎ,
Ｐ)はアルゴリズムを用いてＮ個のノードのＰ階層のグ
ラフ(ネットワークトポロジーを平面に展開したもの)に
対してルート計算を行った場合の計算時間(最悪値)であ
る。

【０１２０】Ｐ階層のＡＴＭネットワーク(図１に示し
たＡＴＭネットワークと異なる)についてオンデマンド
カリキュレーションを用いた場合における計算時間(最
悪値)は、以下の通りである。

【０１２１】 τ(SPF,N,P) ＝ ap²n² τ(DOC+DRC,N,P)＝ an²+(p-2)cm_u+a(p-2)(n+1)²+an²+bm_u ＝ apn²+(2ap-4a)n+pcm_u-2cm_u+ap-2a+bm_u τ(DOC,N,P) ＝ an²+(p-1)cm_u+a(p-1)(n+1)² ＝ apn²+(2ap-2a)n+ap-a+pcm_u-cm_u 但し、上記式でのａ,ｂ,ｃは比例定数である。

【０１２２】ここで、例えば、ｍ_u＝０.２ｎ,ｂ＝４ａ,
ｃ＝４ａと仮定すると、 τ(DOC+DRC,N,P)＝ apn²+(2.8ap-4.8a)n+ap-2a τ(DOC,N,P) ＝ apn²+(2.8ap-2.8a)n+ap-a 従って、ｎ＝５,ｐ＝５のとき、 τ(SPF,N,P) ＝ ６２５ａ τ(DOC+DRC,N,P)＝ １７４ａ τ(DOC,N,P) ＝ １８５ａ となる。これより、ＤＯＣ＋ＤＲＣを用いた場合には、
その最悪値がＳＰＦを用いて異なるピアグループに属す
るソースノードとデスティネーションノードとの最適ル
ートを求めた場合の２７.８％となり、ＤＯＣを用いた
場合には、その最悪値がＳＰＦを用いて異なるピアグル
ープに属するソースノードとデスティネーションノード
との最適ルートを求めた場合の２９．６％となる。ま
た、ｎ＝１０,ｐ＝１０のとき、 τ(SPF,N,P) ＝ １００００ａ τ(DOC+DRC,N,P)＝ １２４０ａ τ(DOC,N,P) ＝ １２６１ａ となる。これより、ＤＯＣ＋ＤＲＣを用いた場合には、
その最悪値がＳＰＦを用いて異なるピアグループに属す
るソースノードとデスティネーションノードとの最適ル
ートを求めた場合の最悪値の１２.４％となり、ＤＯＣ
を用いた場合には、その最悪値がＳＰＦを用いて異なる
ピアグループに属するソースノードとデスティネーショ
ンノードとの最適ルートを求めた場合の最悪値の１２.
６％となる。従って、ノード数ｎ及び階層数ｐが多くな
ればなるほど、ＤＯＣ＋ＤＲＣ又はＤＯＣの計算効率が
高まる。

【０１２３】一方、プレカリキュレーションを用いた場
合であるが、この場合におけるτ(SPF,N,P)，τ(DOC,N,
P)の各最悪値は、上記した値と同じである。従って、Ｄ
ＯＣを用いれば、オンデマンドカリキュレーションとプ
レカリキュレーションの別を問わず、最適ルートの計算
時間を短縮できる。

【０１２４】なお、本発明は、本考察にて採用した二つ
の仮定を満たさないＰＮＮＩネットワークについて適用
可能であるが、ネットワークが二つの仮定を満たす場合
に望ましい計算効率が得られる。

【０１２５】以上説明したように、本実施形態における
ワークステーションＷＳ１(図１,図４参照)は、ソース
ノードからデスティネーションノードまでの最適ルート
の決定処理(算出処理)にあたり、オンデマンドカリキュ
レーションの場合には、ＤＲＣ，ＤＯＣ，又はＤＯＣ＋
ＤＲＣを用い、プレカリキュレーションの場合にはＤＯ
Ｃを用いる。このため、最適ルートの決定処理に要する
計算量を減少し、その計算時間を短縮することができ
る。

【０１２６】これによって、ワークステーションＷＳ１
のＣＰＵに過度の負荷がかかるのを回避できるので、円
滑にＡＴＭネットワークにおけるルーティング処理を行
うことができる。従って、ワークステーションＷＳ１に
おける処理遅延を原因とする障害(データの遅延等)を回
避することができ、ＡＴＭネットワークにおけるデータ
伝送を適正に行うことができる。

【０１２７】

【発明の効果】本発明によるネットワークの制御装置に
よれば、従来に比べてルーティング処理に要する時間を
短縮できるので、ルーティング処理をより早く行うこと
ができる。このため、ルーティング処理の遅延に基づく
障害を排除して、ネットワークにおけるデータ伝送を適
正に行うことができる。

【図面の簡単な説明】

【図１】ＰＮＮＩによるＡＴＭネットワークの構成例を
示す図

【図２】トポロジーアグリゲーションの説明図

【図３】ＳＰＦの説明図

【図４】本実施形態によるネットワークの制御装置の構
成図

【図５】最適ルート決定処理の説明図

【図６】図４に示したＰＴＳＥ登録テーブルの説明図

【図７】最適ルート決定処理の説明図

【図８】最適ルート決定処理の説明図

【図９】ルーティングテーブルの説明図

【図１０】最適ルート決定処理の説明図

【図１１】最適ルート決定処理の説明図

【図１２】最適ルート決定処理の説明図

【図１３】コネクション設定処理の説明図

【符号の説明】

Ａ,Ａ１,Ａ２ ロジカルノード Ａ１１〜Ａ１５ ＡＴＭスイッチ(ロジカルノード) ＰＧ ピアグループ ＷＳ１ ワークステーション １０ 記憶装置 １１ａ ＰＴＳＥ登録テーブル １１ｂ プレカリキュレーション用ルーティングテーブ
ル １４ ルーティング制御部

Claims (7)

【特許請求の範囲】
1. 【請求項１】複数個の論理ノードで夫々構成される複数
   個のピアグループが階層的に配置され各ピアグループに
   おける何れかの論理ノードが下位ボーダーノードとして
   当該ピアグループの上位に該当するピアグループに属す
   る何れかの論理ノードである上位ボーダーノードとアッ
   プリンクを介して接続されたプライベートネットワーク
   ネットワークインターフェイスをベースとしたネットワ
   ークにおいて、最下層に存する何れかのピアグループに
   属しデータ伝送経路の起点をなす論理ノードたる起点ノ
   ードからデータ伝送経路の終点をなす論理ノードたる目
   的地ノードまでの最適ルートの決定処理を実行する制御
   装置であって、 前記起点ノードが属するピアグループと当該ピアグルー
   プの上位に該当するピアグループとのトポロジー情報が
   格納された記憶装置を有し、 前記記憶装置に格納されたトポロジー情報に基づいて、
   前記起点ノードからこの起点ノードと同一のピアグルー
   プに属する下位ボーダーノードまでのメトリックが最小
   となる最適ルートをショーテストパスファースト処理を
   実行することによって求め、 前記最適ルートのデータとこの最適ルートに係るメトリ
   ックに前記アップリンクのメトリックを加算し、 前記起点ノードから当該下位ボーダーノードとアップリ
   ンクを介して接続された上位ボーダーノードまでのルー
   トを前記加算結果を有するリンクと仮定して前記ショー
   テストパスファースト処理を実行することによって、こ
   の上位ボーダーノードが属するピアグループにおける前
   記目的地ノードへ向かう最適ルートを求めることを特徴
   とするネットワークの制御装置。
2. 【請求項２】前記制御装置が、前記目的地ノードと同一
   のピアグループに属し前記起点ノードと前記目的地ノー
   ドとの最適ルートを構成する上位ボーダーノードから前
   記目的地ノードまでのメトリックが最小となる最適ルー
   トを、前記目的地ノードを起点として前記ショーテスト
   パスファースト処理を実行することによって求めること
   を特徴とする請求項１記載のネットワークの制御装置。
3. 【請求項３】複数個の論理ノードで夫々構成される複数
   個のピアグループが２階層に配置され下位の各ピアグル
   ープにおける何れかの論理ノードが下位ボーダーノード
   として当該ピアグループの上位に該当するピアグループ
   に属する何れかの論理ノードである上位ボーダーノード
   とアップリンクを介して接続されたプライベートネット
   ワークネットワークインターフェイスをベースとしたネ
   ットワークにおいて、下位に存する何れかのピアグルー
   プに属しデータ伝送経路の起点をなす論理ノードたる起
   点ノードからその上位に存するピアグループに属しデー
   タ伝送経路の終点をなす論理ノードたる目的地ノードま
   での最適ルート決定処理を実行する制御装置であって、 前記起点ノードが属するピアグループと当該ピアグルー
   プの上位に存するピアグループとのトポロジー情報が格
   納された記憶装置を有し、 前記記憶装置に格納されたトポロジー情報に基づいて、
   前記起点ノードからこの起点ノードと同一のピアグルー
   プに属する下位ボーダーノードまでの最適ルートをショ
   ーテストパスファースト処理を実行することによって求
   め、 前記目的地ノードと同一のピアグループに属し前記起点
   ノードと前記目的地ノードとの最適ルートを構成する上
   位ボーダーノードから前記目的地ノードまでの最適ルー
   トを前記ショーテストパスファースト処理を実行するこ
   とによって求め、 決定した下位のピアグループにおける最適ルートと上位
   のピアグループにおける最適ルートに前記下位ボーダー
   ノードと前記上位ボーダーノードとを結ぶアップリンク
   を加えることによって、前記起点ノードから前記目的地
   ノードまでの最適ルートを決定することを特徴とするネ
   ットワークの制御装置。
4. 【請求項４】前記制御装置は、前記起点ノードがデータ
   伝送用のコネクションの設定要求を受信した場合に、前
   記起点ノードから目的地ノードまでの最適ルートの決定
   処理を実行することを特徴とする請求項１又は３記載の
   ネットワークの制御装置。
5. 【請求項５】前記制御装置が、前記起点ノードから目的
   地ノードまでの最適ルートの決定処理によって得られた
   最適ルートデータを予め保有し、 前記起点ノードがデータ伝送用のコネクションの設定要
   求を受信した場合に、前記制御装置に保有された最適ル
   ートデータに従ってコネクションが設定されることを特
   徴とする請求項１記載のネットワークの制御装置。
6. 【請求項６】前記制御装置は、前記起点ノードから前記
   トポロジー情報を受け取るようになっており、このトポ
   ロジー情報を受け取った場合に前記起点ノードから目的
   地ノードまでの最適ルートの決定処理を実行し、この決
   定処理の結果をもって前記最適ルートデータを更新する
   ことを特徴とする請求項５記載のネットワークの制御装
   置。
7. 【請求項７】前記制御装置は、所定の周期で前記起点ノ
   ードから目的地ノードまでの最適ルートの決定処理を実
   行し、この決定処理の結果をもって前記最適ルートデー
   タを更新することを特徴とする請求項５記載のネットワ
   ークの制御装置。