JPS63174446A - ネツトワ−クの経路選択方法 - Google Patents

Abstract

(57)【要約】本公報は電子出願前の出願データであるた
め要約のデータは記録されません。

Description

【発明の詳細な説明】 （産業上の利用分野） 本発明は、ネットワークにおける経路の選択方法に関す
る。

（従来技術とその問題点） ネットワークにおける経路を求める手法は、その制御形
態の観点からは大きく２つに分類される。１つは集中型
制御によるものであり、唯一の制御部がネットワークの
全ノード対の経路を経路行列に従い、一元的に決定する
ものである。もう１つの手法は、分散型制御で経路を決
定するもので、各ノードが独立に相手ノードまでの経路
を選択する。さらに、経路選択の時刻依存性から経路行
列が時間とともに変化する動的経路選択と変化しない静
的経路選択の２通りに分類される。

本発明の経路選択方法は、上記分類の集中型制御の静的
経路選択手法に関するものである。本発明の経路選択手
法及び経路行列生成方法の従来技術としては、マクミラ
ン（Ｍａｃｍｉ　ｌ　ｆａｎ）から出版されたウィリア
ム・ストーリングズ（ＷｉｌｌｉａｍＳｔａｌ　Ｉ　ｉ
ｎｇｓ）著のデータ・アンド・コンピユーラダコミュニ
ケーションズ（Ｄａｔａ’ａｎｄ　ＣｏｍｐｕｔｅｒＣ
ｏｒｎｒｎ　ｕｎｉｃａｔｉｏｎｓ）の２５８頁から２
６１頁に記載されている。この参考文献によると、第２
図（ａ）に示すようなネッＩ〜ワーク例に対して、経路
ホップ数最小の意味で第２図（ｂ）に示すような経路行
列の１例が得られる。ここで、ホップ数とはあるノード
からあるノードに至るまでの経由リンク数をいい、例え
ば第２図（ａ）のノード１からノード５までのホップ数
は２となる。第２図（ｂ）の経路行列のたて軸はソース
ノードを示し、横軸はデスティネーションノードを示す
。例えばノー１〜１からノード５に到達するにはこの経
路行列の第１行、第５列を参照すればノード２にまず行
けばよいことがわかり、続いてノード２からは経路行列
の第２行、第５列を参照すれば直接ノード５に到達でき
ることがわかる。よって、ノード１からノード５へはノ
ード１、ノード２、ノード５の経路が選択される。

全ノード対が最小ホップ数で到達するための経路行列を
生成する従来方法として、１９５９年にニューメリカル
・マスマティックス（Ｎｕｍｅｒｉｃａｌ　Ｍａｔｈｅ
ｍａｔ、１ｃｓ）　、ボリューム１　（Ｖｏｌ、１）　
、ｐｐ、２６９−２７１に記載された、イー・ダブリュ
ー・ダイクストラ（Ｅ、Ｗ、Ｄｉｊｋｓｔｒａ）が著し
た、ア・ノード・オン・Ｉ・ウー・プロブレムス・イン
・コネクション・ウイズグラフズ（八Ｎｏｔｅ　ｏｎ　
Ｔｗｏ　Ｐｒｏｔ＋１ｅｒｎｓ　１ｎＣｏｎｎｅｃｔｉ
ｏｎ　ｗｉｔ、ｈ　Ｇｒａｐｈｓ）　”がラベル法とい
う名称で知られている。これは、任意の２ノ一ド間の経
路を、隣接ノードから順に相手ノードに向かって部分的
に最短経路をとることでのばしていく手法で、全てのノ
ードに対してこのラベル法を適用することで経路行列が
求まる。しかし、この手法はノードの数が増えると処理
量が幾何級数的に増加し、現実的ではなくなる。

さらに、ホップ数最小という条件だけで経路を定めると
、あるノードからあるノードまで同じ最小ホップ数で到
達できる複数の経路が存在する場合には、どの経路を選
択すればよいかの評価尺度がない。この場合には、最初
に検出した最小ホップ数の経路を選択したり、あるいは
ランダムに複数の経路から１つを選択する手法が通常用
いられる。しかし、この従来の手法によると、例えば第
６図（ａ）のネットワーク例では第６図（ｂ）のような
経路行列が得られることがあり、第６図（ｃ）に示すよ
うに各リンクの使用頻度に大きな片寄りが見られること
になる。第６図（ｃ）にて、各行、各列はノード番号に
対応し、第ｉ行第ｊ列要素はノードｉ、ノード５間のリ
ンクが、第６図（ｂ）の経路行列に従った経路選択で、
全てのノード対の経路にて何回使用されたかを示す量で
ある。図にて、要素の値が０は、対応するノード間のリ
ンクが存在しないことを示す。例えば、ノード２とノー
ド３の間のリンクは１０回使用されており、実稼働状態
では非常に高い負荷が予想され、ノード８とノード９の
間のリンクは２回しか使用されておらず、低い負荷が予
想される。このようなリンク使用頻度のアンバランスは
、例えば各リンクの容量を同一とすると、通信リンクや
各ノードの交換装置の非効率な使用につながり、静的経
路選択ではサービス面からは呼損の増大をもたらす。

（発明の目的） 本発明の目的は、従来方法による経路行列の生成方法及
び経路選択方法の欠点を除去せしめ、少ない処理量で効
率的に経路行列をもとめること、及びリンクの使用頻度
を平滑化すること、より一般的に述べると各リンクの容
量に従ったリンク使用頻度を実現するような、ネットワ
ーク資源の効率的な使用を可能にする高速な経路選択方
法を提−６−＋ 供することを目的とする。

（発明の構成） 本発明によると、複数のノードと該ノード間を接続する
リンクで構成されるネットワークにて任意のノードから
任意のノードまで最小ホップ数で到達するための経路を
全てのノード対に対して求める経路選択方法において、
あるノードからｍホップで到達できるノード及びそのノ
ードまでの経路を、前記あるノードから１ホップで到達
できるノード及び該１ホップで到達できるノードから（
ｍ−１）ホップで到達できるノードへの経路を結合する
方法１で求め、該方法１をネットワーク中の全ソードに
対して適用して全てのノードからＩｎホップで到達でき
るノード及びそのノードまての経路を求め、ホップ数ｍ
を１から順に増加させていき全てのノード対に対する経
路が求まるまで続け、前記全てのノード対に対する経路
選択をしたときに最も使用頻度の高いリンクに対し、該
リンクを使用する全ての経路中にホップ数が同じで該リ
ンクを使用しない別経路が存在しないと処理を終了し、
該別経路が存在すると、該別経路に変更したときに最も
使用頻度の高いリンクのリンク使用度が該別経路変更前
に比べて下がれば該別経路に経路変更する方法２を実行
し、該方法２を前記別経路に経路変更したときに前記数
も使用頻度の高いリンクのリンク使用度が全ての前記別
経路を選ぶことによっても変化しないかあるいは増加す
るまで繰り返すことを特徴とするネットワークの経路選
択方法が得られる。

（実施例） 第１図（ａＨｂ）に、本発明における経路行列作成方法
を実現する１フローチヤートを示す。第１図＜ａ）にお
いて、１（１０のブロックでホップ数を１に初期化し、
１０１のブロックでノード番号ｉを１に初期化する。続
＜１０２のブロックでノードｉがら１ホップで到達でき
る全てのノード、即ち全隣接ノードを捜し、このノード
集合をｊとする。この処理が終了すると、１０３のブロ
ックで前記ノード集合ｊからホップ数ｍで到達できる全
てのノード集合を捜し、もし１つ以上のノードが見つか
れば１０４のブロックにてノードｉからホップ数ｍで到
達するノードに対する経路行列を生成する。１０４のブ
ロックで表現されているり、、（ｉ、ｋ）は、ノードｉ
からｍホップで到達するノードにへの経路を示す。また
、ｌｌ＋ｗ−＋（Ｊ”、ｋ）は（ｍ−１）ホップでノー
ドｋに到達できるノード集合ｊの中の１つのノードｊ８
から、ノードにへ至る経路である。例えば、ｍ＝１の場
合をまず考えてみる。この時、ノードｉから１ホップで
到達できるノードの１つ、即ち隣接ノードの１つをノー
ドｐとすると、ノードｐから（ｍ−１）ホップ、即ちこ
の場合には０ホップで到達できるノードはノードル自身
だけであるので、ノードｉから１ホップで到達できるノ
ードはノードｐとなり、その経路は Ｊ＜ｉ　、ｐ）＝（ｉ　、ｐ） となる。第２図（ｂ）の経路行列の例と同様に、経路行
列の行はソースノードを示し、列はデスティネーション
ノードを示すものとすると、経路行列の１行、ｐ列のｐ
を入れるとともにｐ行、ｉ列にはｉを入れる。次に、１
以上の任意のホップ数ｍ＝９− に対して考えてみる。ｍ＝１の場合と同じくノードｉの
隣接ノードの１つをノードｐとする。ノードｐから（ｍ
−１＞ホップで到達できる全てのノード及びそれらノー
ドへの経路は既に求まっている。なぜなら、本発明によ
るとｍを１から順に大きくしていき、各ｍに対して全ノ
ードがらｍホップで到達できるノードへの経路行列を決
定するからである。即ち、ホップ数ｍの経路を求めると
きには、ホップ数（ｍ−１＞の経路は既に求まっている
わけである。よって、ノードｐがら（ｍ−１）ホップで
到達できるノードの１つを９とすると、ｈｍ−＋（Ｐ、
Ｑ）は既に求まっており、ノードｉがらノードｑへの経
路ｈｍ（＋、ｑ）は、ｈｍ（ｉ、ｑ）−＜ｉ、ｈ□−１
（ｐ　、　（＋　＞　）となる。経路行列の１行、ｑ列
にはｐを入れるとともに、ノードｐからノードｊへの経
路をノードｉからノードｐへの経路の逆にするような条
件を入れると、経路行列のｑ行、ｊ列にはノードｑがら
ノードｐに到達するなめの次のノード（これは（ｍ−１
）ホップで到達するので既に求まってい−’３　０　−
− る。）、即ち経路行列のｑ行、ｐ列の値を入れればよい
。ここで、１０３のブロックにてノード集合ｊから（ｍ
−１）ホップで到達するノードｋがあるかを調べる際の
効率を上げるため、経路が決ったノード対に対してホッ
プ数を格納するための距離行列を用意する。第３図（ａ
）に、第２図（ａ）のネットワーク例における距離行列
を示す。行列の行、列はノード番号に対応する。この距
離行列はホップ数ｍに対して順次作成され、ｍ＝１の場
合には第３図（ｂ）に示す数値が決定され、続＜ｍ−２
で第３図（ｃ）に示す数値が決定される。第２図（ａ）
のネットワーク例では、任意の２ノ一ド間のホップ数の
最大値が２であるので、ｍ＝２の段階で距離行列の全て
の要求が決定される。図の距離行列の要素で、ωは対応
するノード対のホップ数が未だ決定されていないことを
示ず。

１０４のブロックでノードｊがらｍホップで到達する全
てのノードに対しての経路行列を作成すると、１０３の
ブロックに戻る。１０３のブロックでノード集合ｊから
ホップ数（ｍ−１）で到達するノードがなければ、１０
５のブロックへとぶ。１０５のブロックでは全ノードに
対してホップ数ｍの経路を捜したかを判定する。もし、
全ノードに対して捜していなければ、捜していないノー
ドを選択してそのノードに対するホップ数ｍの経路を決
定すべく１０２のブロックに戻る。１０５のブロックで
全ノードに対してホップ数ｍの経路を捜していれば、１
０６のブロックへ行く。１０６のブロックでは、全ての
ノード対に対する経路行列が生成されたかの判定を行い
、もしされていなければ、１０７のブロックへ行きホッ
プ数を１つ増加させ１０１のブロックへ戻り、処理を続
ける。１０６のブロックの判定で、全てのノード対に対
する経路行列が生成されたことがわかると、１０９のブ
ロックへ行く。

第４図（ａ）（ｂ）に第２図＜ａ）のネッＩ〜ワーク例
に基づいた、１０６までのブロックでの処理で得られる
経路行列の生成の様子を示す。第４図＜ａ）はホップ数
ｍ＝１の処理が終了したときの生成された経路行列をし
めず。図において、（１）は未だ決定していない（つま
りホップ数ｍ＝１では到達できないノード対に対する）
ことを示す。第４図（ａ＞では全てのノード対に対する
経路が決定されていないので、本発明の方法に従いホッ
プ数を１つ増加させて処理を続行する。第４図（１））
はホップ数ｍ−２の処理が終了したときの生成経路行列
の１例を示す。図において全てのノード対に対する経路
が決定されているので、経路行列作成処理は終了する。

以上の手続きにて、経路行列が作成されるが、各ノード
対の経路が最小ホップ数で実現されていることは、本発
明がホップ数１から順にホップ数を増加させて経路を決
定していくことがら自明である。

１０９のブロックでは、得られた経路行列に基づいた経
路選択での各リンクの使用度を平滑化するために、経路
の更新処理を行う。１０９のブロックは、第１図（ｂ）
に示すような処理ブロックに分割される。以下、第２図
（ａ）のネットワーク例を用いながら各ブロックの動作
を説明する。まず１１０のブロックで、第１図（ａ）の
処理ブロック１０９までで求まった経路行列に対して各
リンクの使用頻度を算出し、最大使用頻度のリンク及び
そのリンクの使用頻度を求める。経路行列が第２図（ｂ
）のように求まっているものとすると、各リンクの使用
頻度は第５図（ａ）のようになる。よって、最大使用頻
度のリンク１□８はノード２とノード３の間のリンクで
あり、リンク使用頻度Ｃｍａｘは４となる。次に、１１
１のブロックでリンク１　ｆｆ１ａｘを使用する経路で
別経路があるかどうかを判定し、あれば１１２のブロッ
クに進み、なければ処理を終了する。第２図（ａ）のネ
ッ１ヘワーク例では、ノード２とノード３の間のリンク
を使用する経路の別経路が存在するので（例えばノード
３とノード４間の経路で、経路１：ノード３→ノード２
→ノード４のかわりに、経路２：ノード３→ノード５→
ノード４）、１１２のブロックへ進む。１１２のブロッ
クでは別経路を用いた場合の経路行列を求める（ただし
、この段階ではまだ最終的な経路行列は更新せず、一時
的に求めているだけである。）。続く１１３のブロック
で、ブロック１１２で求めた経路行列に対するリンク使
用頻度を算出し、最大使用度リンク１□８及びそのリン
クのリンク使用頻度Ｃ□８を求める。第２図（ａ）のネ
ットワーク例で先程の経路１のかわりに経路２を用いて
経路行列を計算すると、第５図（ｂ）のようになり、こ
の経路行列からリンク使用度行列を求めると第５図（ｃ
）のようになる。第５図（ｃ）から１□８は複数存在す
るが（ノード２とノード３間、ノード３とノード５間、
ノード４とノード５間）、いずれにせよＣｍａｘは３と
なる。次に１１４のブロックにて０□８とＣｍａｘの比
較を行い、もしＣ，、、ａＸが０□８よりも大きければ
１１５のブロックへ行き、小さければ１１７のブロック
へ進む。１１７のブロックでは、別経路を選択すること
で最大のリンク使用度が減少しなかったということなの
で、さらに別の経路を捜す。もしさらに別の経路が存在
すれば、１１２のブロックへ戻り同様の処理を繰り返す
ことで、リンク最大使用度を減少させるべき処理を行う
。１１７のブロックにてさらに別の経路が存在しないと
処理を終了する。１１５のブロックでは、別経路を選択
することで最大のリンク使用度が減少したことなので、
一時的に求めていた経路行列を新たな経路行列とする。

さらに１１６のブロックにて新たな１□８を１ｍａｘで
おきかえるとともに、新たなＣｍａｘを０□８でおきか
える。１１６のブロックの処理が終ると、１１１のブロ
ックに戻り、新たな経路行列に基づいた経路選択にて、
さらに最大のリンク使用度を減少させるべく処理を続け
る。第２図（ａ）のネットワーク例では、別経路を選ん
だときの０□８が３であり、別経路を選ぶ前の０□８が
４であるので、１１４のブロックで効果ありと判定され
１１５のブロックへ進み経路行列が更新される。この例
では２度目のブロック１１１からブロック１１４の一連
の処理において、さらにリンク使用度を減少させる別経
路が見つからないので処理は終了し、最終的な経路行列
は第５図（Ｉ））のようになり、最大リンク使用度は４
から３に改善された。

（発明の効果） 本発明による経路行列生成方法によると、あるノードか
ら最短経路のホップ数ｍで到達できるノード対及び経路
を決定する際に、該あるノードがらホップ数１で到達で
きるノードとそのノードから最短経路のホップ数（ｍ−
１）で到達できるノードを経路行列のテーブルから捜す
だけでよく、即ち２回の検索ですみ、しかもｍを１から
順に大きくして再帰的に経路を求めて行くので上記最短
経路のホップ数（ｍ−１＞で到達できるノードは既に求
まっており、従来方法のように隣接ノードを順に結合し
ていきながら最短経路をみつけていく方法と比べてテー
ブル参照回数、比較処理回数等、処理効率が著しく向上
する。またプログラムを作成する観点からも再帰的な手
法を用いることができ、簡単化が図れる。

さらに、第２図（ａ）のネットワーク例を用いて説明し
たように、従来方法によるリンク使用度と比べ、最大回
数使用されているリンクの使用度を減少させることがで
き、各リンクの使用頻度が平滑化される。また、リンク
容量を考慮して、リンク使用度をリンク容量で割ったも
のを新たにリンク使用度と定義することで、リンク容量
に見合った経路選択も容易に可能となる。このように、
ネツトワーク資源の効率的な使用が可能となり本発明の
効果は絶大である。

【図面の簡単な説明】

第１図（ａ）（ｂ）は本発明の方法を実現するための１
アルゴリズムを示すフローチャートの図、第２図（ａ）
はネットワークの１例を示す図で第２図（ｂ）は第２図
（ａ）のネットワークに対応する経路行列の１例を示す
図、第３図（ａ）（ｂ）（ｃ）は距離行列の１例を示す
図、第４図（ａ）（ｂ）は第２図（ａ）のネットワーク
例を用いた本発明による経路行列が生成されていく過程
を示す図、第５図（ａ＞（ｂ）（ｃ）は本発明によるリ
ンク使用度平滑化を説明する図、第６図（ａ）はネッ）
・ワークの他の１例を示す図、第６図（ｂ）は第６図（
ａ）のネットワーク例に対応する従来技術による経路行
列の生成例を示す図、第６図（ｃ）は第６図（ｂ）の経
路行列に従った経路選択での各リンクの使用頻度を示す
図である。 図において、１〜１４：ノード、１００：ホップ数の初
期化ブロック、１吋゛ノード番号の初期化プロッり、１
０２：ノードｉからホップ数１の全てのノードｊを捜す
ブロック、１０３：ノードｊからホップ数（ｍ−１）の
ノードｋがあるかどうかを判定するブロック、１０４：
ホップ数ｍの経路行列を作成するブロック、１０５：全
ノードに対してホップ数ｍの経路を捜したかを判定する
ブロック、１０６：全ノード対に対する経路が選択され
たかを判定するブロック＝　１０７＋ホップ数を１つ増
加させるブロック、１０８：別のノードを選択するブロ
ック、１０９：経路更新処理を行うブロック、１１０：
リンク使用頻度を算出最大使用度リンク１□、とそのリ
ンクのリンク使用度Ｃ，，、ａＸを求めるブロック、１
１１：リンクｉ　ｍ　ａ　ｘを使用するブロックで１□
８Ｘを用いない別経路があるかを判定するブロック、１
１２：別経路を選択した場合の経路行列を作成するブロ
ック、１１３ニブロツク１１２で求めた経路行列に対し
て、最大使用度リンク１゜ａＸとそのリンクのリンク使
用度Ｃｍａｘを求めるブロック、］、　１４　：　Ｃｍ
　、、とＣｎ＋ａｘを比較するブロック、１１５：経路
行列を更新するブロック、１１６：新たな１　、、ａｘ
及びＣｍａｘを更新するブロック、１１７：今まで選択
した以外の別経路があるかどうかを判定するブ第１図（
ｂ） 第２図 （ａ） （ｂ） ソースノード 第３図 （ａ） ＋２３４５（ノード番号） （ｂ）　　　　　　　　　（ｃ） 第４図 ソースノード （ｂ） 第５図 （ｂ）　　結路行列 第５図 （Ｃ） （Ｃ）　　リンク使用度行列　■ 第６図 ソースノード 第６図 ′−ド番号

Claims (1)

【特許請求の範囲】
1. 複数のノードと該ノード間を接続するリンクで構成され
   るネットワークにて任意のノードから任意のノードまで
   最小ホップ数で到達するための経路を全てのノード対に
   対して求める経路選択方法において、あるノードからｍ
   ホップで到達できるノード及びそのノードまでの経路を
   、前記あるノードから１ホップで到達できるノード及び
   該１ホップで到達できるノードから（ｍ−１）ホップで
   到達できるノードへの経路を結合する方法１で求め、該
   方法１をネットワーク中の全ノードに対して適用して全
   てのノードからｍホップで到達できるノード及びそのノ
   ードまでの経路を求め、ホップ数ｍを１から順に増加さ
   せていき全てのノード対に対する経路が求まるまで続け
   、前記全てのノード対に対する経路選択をしたときに最
   も使用頻度の高いリンクに対し、該リンクを使用する全
   ての経路中にホップ数が同じで該リンクを使用しない別
   経路が存在しないと処理を終了し、該別経路が存在する
   と、該別経路に変更したときに最も使用頻度の高いリン
   クのリンク使用度が該別経路変更前に比べて下がれば該
   別経路に経路変更する方法２を実行し、該方法２を前記
   別経路に経路変更したときに前記最も使用頻度の高いリ
   ンクのリンク使用度が全ての前記別経路を選ぶことによ
   っても変化しないかあるいは増加するまで繰り返すこと
   を特徴とするネットワークの経路選択方法。