JPS63502550A

JPS63502550A - 回線網トラヒックの径路指定方法

Info

Publication number: JPS63502550A
Application number: JP61505542A
Authority: JP
Inventors: クリシナン・コマンドゥール・ラム; オットー・チュニス・ジャン
Original assignee: ベル　コミュニケ−ションズ・リサ−チ・インコ−ポレ−テッド
Priority date: 1985-12-05
Filing date: 1986-10-14
Publication date: 1988-09-22
Also published as: WO1987003763A1; US4704724A; EP0288462B1; EP0288462A1; CA1253242A

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】回線網トラヒックの径路指定方法発明の技術分野この発明は一般に電気通信システムのような複雑な回線網を通すトラヒックの径路指定（ｒｏｕｔｉｎｇ）に関連し、そしてさらに特定すれば、蓄積プログラム制御環境にあるトラヒックの状態従属径路指定の方法論および関連回線網配列に関係している。

発明の背景典型的な通信回路網に要求される基本機能は、回線網を通すサービス要求を径路指定し、ついで選択された径路に従って発呼点（ｏｒｉｇｉｎａｔｉｎｇ　ｐｏｉｎｔ）と宛先点（ｄｅｓｔ　１ｎａｔ　１ｏｎｐｏｉｎｔ）との間に接続を設定する機能である。電話の術語では、このアクティビティは発呼者が被呼者に呼びを与えるとしてしばしば記述されている。この呼びは径路と示された回線網を通して通路に設定される。径路は１つあるいはそれ以上のリンクか、サーバーあるいはトランクを具えるトランクグループによって他のノードに相互接続されている１つあるいはそれ以上の中間点やノード（ノード径由［ｖ　１ａ−ｎｏｄｅ］と示されている）を具えている。そのような回線網は局内ＬＡＴＡ（Ｌｏｃａｌ　Ａｃｃｅｓｓ　ａｎｄ　Ｔｒａｎｓｐｏｒｔ　Ａｒｅａ：局内アクセス・伝送区域）電話回線網および局間ＬＡＴＡ　（すなわち長距離）電話回線網である。

例えば呼びのようなトラヒックが強制的（ｉｎｖｏｌｕｎｔａｒｉｌｙ）あるいは自発的（ｖｏｌｕｎｔａｒｉｌｙ）のいずれかでブロックされることがたまたま起る。すべてのトランクグループで少なくとも１つの空きトランクを有する径路が回線網を通して発見できない場合に強制的ブロッキングが起る。

たとえ利用可能な径路が発見できても、呼びが将来の呼びの試み（ｃａｌｌ　ａｔｔｅｍｐｔ）を防ぐためにブロックされる場合に自発的ブロッキングが起る。

一つ余計な呼びの伝達が近い将来に多重呼びブロッキングを導くというかなり大きいリスクを伴って、利用可能な径路のみがすべて２つあるいはそれ以上のトランクグループにわたって進む場合に自発的ブロッキングは示されよう。

トラヒック径路指定は時間不変、階層体系から時間従属、非階層体系に進展される。第１の体系では、ノードの階層階位（ｈｉｅｒａｒｃｈｉｃａｌ　ｒａｎｋｉｎｇ）を持つ径路指定計画が使用されている。電話の環境では、これらのノードはそれらが交換機を具えるという理由からまた交換局（ｓｗｉｔｃｈｉｎｇ　ｃｅｎｔｅｒ）として考えてもよい。最高の階位局は、総括的（ＳＣ：５ｅｃｔｉｏ−ｎａｌ　ｃｅｎｔｅｒ）　、中心局（ＰＣ：ｐｒｉｍａｒｙ　ｃｅｎｔｅｒ）　、集中局（ＴＣ：ｔｏｌｌ　ｃｅｎｔｅｒ）の階位順序を伴う大総括局（ＲＣ：ｒｅｇｉｏｎａｌ　ｃｅｎｔｅｒ）と示されている。各ＲＣはそれに伴う１つあるいはそれ以上のＳＣを有し、各ＰＣはＲＣあるいはＳＣに従い、かつそれに従う１つあるいはそれ以上のＴＣを有している。この計画の下では、任意の局は同じ帯域内でもっと高い階位の他の局に従うが、しかしもっと低い階位の局には従わない。そのような回線網を通す時間不変、階層径路指定は逐次径路指定（ＰＲ：ｐｒｏｇｒｅｓｓｉｖｅ　ｒｏｕｔｉｎｇ）によって実行される。

逐次径路指定および通常の体系を簡単に説明するために、簡単化された階層回線網が考察されている。この実例の回線網において、第１　ＰＣ（ＰＣＩ）と第２　ＰＣ（ＰＣ２）が直結されている。同様に、第１　ＴＣ（ＴＣＩ）が第２　ＴＣ（ＴＣ２）を接続している。さらに、ＴＣＩはＰＣＩに従い、そしてＴＣ２はＰＣ２に従っている。ＴＣＩは直通トランクグループによってＰＣ２にまた接続され、同様にＴＣ２は直通トランクグループによってＰＣＩに接続されている。

種々の局を相互接続するトランクグループ（ＴＧ）は次のように示されている。

すなわち、ＴＧＩはＴＣ２をリンクし、ＴＣ２はＴＣＩとＰＣ２をリンクし、ＴＣ３はＴＣ２とＰＣ２をリンクし、ＴＣ４はＴＣＩとＰＣｌをリンクし、ＴＣ５はＴＣ２とＰＣＩをリンクし、そしてＴＣ６はＰＣＩとＰＣ２をリンクしている。考慮中の呼びはＴＣＩからＴＣ２に径路指定されるものである。

以下に規定されるようにＴＣＩとＴＣ２の間に４つの可能な径路が存在する。すなわち、第４径路Ｔ１はＴＧＩで構成され、Ｒ２はＴＣ２とＴＣ３で構成され、Ｒ３はＴＣ４とＴＣ５で構成され、Ｒ４はＴＣ４，ＴＣ６，ＴＣ３で構成されている。この逐次径路指定例において、考慮された第１径路は階層階位によって要求されたようにＲ１である。もしＴＧＩが非ブロツキング状態なら、呼びはＴＧＩにわたって設定される。しかし、もしＴＧＩがブロックされると、Ｒ２が次に考慮される。もしＴＣ２が空いていると、Ｒ２の次のリンクで、ＴＣ３のブロッキング状態を考慮すること無く、径路指定制御はＴＣＩからＰＣ２に移る。もしＴＣ３がブロックされると、発呼者にブロックされた径路を示す回線網輻較信号が与えられる。逐次径路指定により、もしＲ２のＴＣ２が空いているなら、Ｒ３あるいはＲ４は決して試験されない。この例では、もしＲ２中の各トランクグループの状態がＴＣＩに知られていると、Ｒ３にわたる呼びを径路指定することは可能であろう。逐次径路指定によって、発呼点と宛先点との間の径路は大局的に考察されず、むしろ局所的、ステップバイステップに基づいて取扱われる。局所基準に基く考慮はノードに課せられた通信と信号制限によって指示される。

蓄積プログラム制御（ＳＰＣ）システムといわゆる共通線信号（ＣＣ３）システムの現在の利用可能性によって、種々の局の間の通信は階層を考慮すること無く実行できよう。ＳＰＣとＣＣ８の性質を有利に利用する１つのそのような径路指定方法は、１９８２年８月１７日発行の米国特許第４．３４５．１１６号に開示されている。ダイナミックな非階層径路指定（ＤＮＨＲ：ｄｙｎａｍｉｃ　ｎｏｎ−ｈｉｅｒａｒｃｈｉｃａｌ　ｒｏｕｔｉｎｇ）体系として記述されているこの参照文献の主題は、時間従属、非階層技術の１つの例である。

この参考文献で開示されているように、この方法論はソースノードあるいは交換点と終端ノードあるいは交換点との間の一連の径路の発生を抑制し、各径路選択は回線網階層を何ら考慮すること無しに発生されている。しかし、各径路は所定の間隔のトラヒック要求に応じて発生され、かつサービス制約の等級（ｇｒａｄｅ）に従っている。すなわち、選択されたシーケンスは時間に敏感であり、かつ特定の時間間隔の間のその使用がサービスの等級に適合するために規定されなくてはならぬ回線網のコストを低減するよう選ばれている。前出の実例の記法において、第１期間に対するＴＣＩとＰＣ２の間の一連の径路は（ＴＧＩ　＋ＴＧ３；ＴＧ２　；ＴＧ４＋ＴＧ６　）であり、一方別の期間ではそのシーケンス（ＴＣ４十ＴＧ６；ＴＧＩ　＋ＴＧ３　）である。もし第４期間の間にＴＣＩからＰＣ２に呼びを設定することが要求されるなら、この期間に対するソースノード（ＴＣＩ）と終端ノード（ＰＣ２）に関連するシーケンスはＴＣＩによってアクセスされ、かつ連続的に処理される。このように、ＴＧＩとＴＣ３を具える径路が最初に選択され、中間ノードＴＣ２で終端する関連トランクグループＴＧ３のブロッキング状態を考慮して、ノードＴＣ２からＣＣ８回路網を介してＴＣＩは情報を要求する。もしＴＧＩが空いているがＴＣ３がブロックされていると想定されるなら、シーケンス中の次の径路、するわちＴＣ２が選択されるようにいわゆるクランクバック信号（ｃｒａｎｋｂａｃｋ　ｓｉｇｎａｌ）がソースノードＴＣ’ｌに送信される。もしＴＣ２がブロックされないと、呼びはそれに応じて径路指定されよう。この結果は逐次径路指定体系に対比すべきである。もし逐次径路指定が考慮中の径路のシーケスで使用されているなら、呼びはブロックされてしまうであろう。

広い意味で、ノードペアー間の一連の径路を発生する前述の技術は、径路決定が日あるいは週という時間に依存していることでダイナミックと言えよう。しかし、この技術は眞に状態従属ではない。状態従属径路指定体系は、呼びが試みられる度毎に、呼びの時間のみならず種々のトランクグループの空き塞り（ｂｕｓｙ　ａｎｄ　１ｄｌｅ）　）ランクの数に基く凝った径路決定を行なうことにより呼びブロッキングを最小化するよう試みる。

そのような状態従属、ダイナミック、非階層径路指定（ＳＳＤ；５ｔａｔｅ−ｄｅｐｅｎｄｅｎｔ、ｄｙｎａｍｉｃ、ｎｏｎ−ｈｉｅｒａｒｃｈｉｃａｌ　ｒｏｕｔｉｎｇ）体系の１例は、ダブりニー・エッチ・カメロン（Ｗ、　Ｈ，Ｃａｍｅｒ−ｏｎ）　、ジェー・レニイア−（Ｊ、Ｒｅｇｎｉｅｒ）　、ピー・ガロイ（Ｐ、　Ｇａ１ｌｏｙ）、ニー・エム・サボイ（Ａ、　Ｍ、　５ａｖｏｉｅ）によって著わされた、「都市間電話回線網のダイナミック径路指定（Ｄ−ｙｎａｍｉｃ　Ｒｏｕｔｉｎｇ　Ｆｏｒ　Ｉｎｔｅｒｃｉｔｙ　Ｔｅ１ｅｐｈｏｎｅ　Ｎｅｔｗｏｒｋｓ）　」、プロシーデインダス・オブ・ザ・テンス・インターナショナル−テレトラヒックコンブレス（Ｐｅｏｃｅｅｄｉｎｇｓ　ｏｆ　ｔｈｅＴｅｎｔｈ　Ｉｎｔｅｒｎａｔｉｏｎａｌ　Ｔｅ１ｅｔｒａｆｆｉｃ　Ｃｏｎｇｒｅｓｓ）　、１９８３年６月発行の論文に開示されている。この基本ＳＯＤ技術の拡張はアール・ハバーマン（ＲｏＨｕｂｅｒｍａｎ）、ニス・ハーツビーセ（Ｓ−Ｈｕｒｔｕｂｉｓｅ）、ニー・レニール（Ａ、ＬｅＮｉｒ）　、ティー・ドルウィーガ（Ｔ、　Ｄｒｗｉｅｇａ）によって著わされた、「ダイナミックに径路指定された回線網の冬時間ディメンジョニング（Ｍｕｌｔｉｈｏｕｒ　Ｄｉｍｅｎｓｉｏｎｉｎｇ　Ｆｏｒ　Ａ　Ｄｙｎａｍｉｃａｌｌｙ　Ｒｏｕｔｅｄ　Ｎｅｔ−ｗｏｒｋ）　Ｊ　、プロシーデインダス・フォー・ザ・エレブンス・インターナショナル・テレトラヒックコンブレス（Ｐｒｏｃｃｅｄｉｎｇｓ　ｆｏｒ　ｔｈｅ　Ｂｌｅｖｅｎｔｈ　Ｉｎｔｅｒｎａｔｉｏｎａｌ　Ｔｅ１ｅｔｒａ− ｆｆｉｃ　Ｃｏｎｇｒｅｓｓ）、１９８５年９月発行の論文に記載されている。

Ｓ００体系の他の実例は、ジー・アール・アシュ（Ｇ、　Ｒ，Ａｓｈ）によって著わされた、「実時間ＤＮＨＲに対するトランク状態７ツプの使用（Ｅｌｓｅ　ｏｆ　Ａ　Ｔｒｕｎｋ　５ｔａｔｕｓ　Ｍａｐ　Ｆｏｒ　Ｒｅａｌ　ＴｉｍｅＤＮＨＲ）Ｊ　、７’ロシーデインダス・フォー・ザ・エレブンス・インターナショナル・テレトラヒックコンブレス（Ｐｒｏｃ−ｅｅｄｉｎｇｓ　ｆｏｒ　ｔｈｅ　Ｅｌｅｖｅｎｔｈ　Ｉｎｔｅｒｎａｔｉｏｎａｌ　ＴｅｌｅｔｒａｆｆｉｃＣｏｎｇｒｅｓｓ）　、１９８５年９月発行の論文に記載されている。

ＳＤＤ技術をＤＮＨＲと対比するため、前の例がＳＤＤコンチクストで考察されている。第１期間の間に、シーケンス（ＴＧＩ＋ＴＧ３；ＴＧ２　；ＴＧ４＋ＴＧ６　）が発生されたことが想起されている。さて、連続順序の径路選択よりもむしろ、組から選ばれる径路は呼びの試みの開始における最大数の空きトランクを含んでいる径路である。例えば、もしＴＧ２とＴＧ３が同じ瞬間に最小数の空きトランクを有するなら、選ばれた径路はＴＧ３とＴＧ６を含んでいる。基本技術に基く他の変形が可能である。しかし本質的に、ＳＯＤは呼びの試みの開始において回線網の過去と現在の状態を考慮するのみである。

前に議論されたすべての技術は巨大な状態空間を持つ非常に複雑な最適制御問題に対する取扱いやすい解を表わしている。理解は回線網についてのある情報とある近似、すなわち最適解からずれている近似に基礎を置いている。解がＰＲからＤＮＨＲ，ＳＯＤに進行するにつれて、もっと多くの回線網情報が使用される。

しかしどの解もこの点に関して過去および現在の状態が与えられた回線網の未来の状態を考慮していない。

発明の概要本発明によると、回線網構成（ｎｅｔｗｏｒｋ　ｃｏｎｆｉｇｕｒａｔｉｏｎ）によって決定され、かつ、過去および現在のトラヒックならびに、もし現在与えられたトラヒックが径路指定されているなら、将来トラヒックブロッキングの評価に応じて回線網を通るトラヒック径路の選択を制御する方法によって、これらおよび他の技術の限界と欠点は除かれる。

広く言うと、全回線網はサーバーを具えるリンクによって相互接続されている複数の知能ノード（ｉｎｔｅｌｌｉｇｅｎｔ　ｎｏｄｅ）として構成されている。

各ノードはすべてのノードに結合された回線網処理装置を介して例示されているように他のノードと通信をする。直通リンクのほかに、ノードペアー間の２つあるいはそれ以上のリンクを具える径路が許容されている。予め選ばれた時間間隔を使用して、ノードペアー間の径路の組が回線網構成および過去と現在のトラヒックとトラヒック予想によって決定されたものとして発生される。さらに、所定の時間間隔で、占有因子（ｏｃｃｕｐａｎｃｙｆａｃｔｏｒ）が回線網構成によって決定され、かつトラヒック情報に応じて各リンクに対して計算される。回線網を通して径路の設定を要求するサービス要求に基いて、要求の開始におけるサーバーの空き塞り状態に対応する占有因子がその時のサービス要求に許容できると示された各径路に関連する占有値（ｏｃｃｕｐａｎｃｙ　ｖａｌｕｅ）を計算するために使用されている。サービス要求に関連した径路の組の最少値径路が候補径路（ｃａｎｄｉｄａｔｅ　ｒｏｕｔｅ）として選ばれている。もし最少値が予め選ばれたしきい値を越えないなら、サービスはこの候補径路を具える回線網リンクにわたって径路指定される。さもなければ、サービス要求は拒否される。

もしすべての径路が精々２つのリンクを具えるなら、回線網処理装置による処理はノードについて無負荷（ｏｆｆ−１ｏａｄｅｄ）にされよう。この状況の下で、占有因子と個々のノードに関連する径路の組はノードに蓄積される。サービス要求に基いて、発信ノードは現在の呼びの径路指定に適切なサーバー上の現在の空き塞り状態に適用可能な占有因子を要求する宛先ノードにメツセージを送る。

これらのメツセージは回線網処理装置によって使えるようにされている。応答メツセージを受取ると、発信ノードは占有値を計算するのに必要なすべての情報を獲得し、そしてもししきい値比較が満足されるなら呼びを径路指定する。

本発明の構成と動作は添付図面と共に以下の例示的実施例とその方法論の詳細な説明の考察からよく理解されよう９図面の簡単な説明第１図はノードと、ノードを相互接続するリンク、およびノードに結合された回線網処理装置とを描くブロック線図であり、この回線網は本発明の方法論によって制御された回線網配列のタイプの例示である。

第２図は一般回線網を通すサービス要求の径路指定を制御するステップを例示する流れ線図である。

第３図は１つおよび２つのリンク径路のみが許容されると仮定して一般回線網を通してサービス要求の径路指定を制御するステップを例示する流れ線図である。

詳細な説明例示的実施例の説明において、第１図に描かれた特定の回線網を考察して本発明の原理を伝えることは役に立つことである。この回線網は実際に遭遇するものより複雑ではないとはいえ、小規模の回線網は一般性を損なうことなく説明を簡単化している。

第１図を参照すると、回線網１００は６つのリンク２０１−２０６によって相互接続された４つのノード１０１−１０４　（Ｎｌ−Ｎ４）　ヲ具えている。考慮中の回線網において、各ノードはリンクを介して他のノードに相互接続されているものと考えられている。しかし、若干のリンクは（破線で示された）リンク２０２によって例示されているように実際には具えられていない。一般に、Ｎノードの回線網は（Ｎ）　（Ｎ−１）／２リンクによって相互接続されている。ノード・リンク構成のほかに、回線網処理装置１５０がチャンネル１５１−１５４を介してそれぞれノード１０１−１０４に結合されている。しばしば、チャンネル１５１−１５４は専用の高速データ線によって実現されている。

電気通信技術において、各ノード１０１．１０２．１０３．１０４はベル　システム　テクニカル　ジャーナル（Ｔｈｅ　ＢｅｌｌＳｙｓｔｅｍ　Ｔｅｃｈｎｉｃａｌ　Ｊｏｕｒｎａｌ）　、第５６巻、第７号、１９７７年９月、頁１０１５ −１３３６で開示されたＮα４　ＥＳＳのような電子的蓄積ブログム制御局を具える制御交換点として実現されよう。

回線網処理装置１５０とチャンネル１５１−１５４の一部分は、ベル　システム　テクニカル　ジャーナル（Ｔｈｅ　Ｂｅ１ｌ　ＳｙｓｔｅｍＴｅｃｈｎｉｃａｌ　Ｊｏｕｒｎａｌ）　、第５７巻、第２号、１９７８年２月、頁２２１−４４７の記事で開示された共通線局間制御システム（Ｃｏｍｍｏｎ　Ｃｈａｎｎｅｌ　ＩｎｔｅｒｏｆｆｉｃｅＳｉｇｎａｌｉｎｇ　Ｓｙｓｔｅｍ）を備えよう。このように、これらの参考文献は制御交換点ならびにこれらの点の間の信号の詳細な理解に考慮されよう。そのような配列は公開されており、かつ以下に説明されているように、このような配列は本発明の原理の具体化のために修正されよう。

さらに、電話技術において、リンクノード、リンクおよびサーバー（複数のサーバーを具えるリンク）のようないくつかの述語は異なる述語によって規定されている。このように、ノードは交換点であり、リンクはトランクグループであり、そしてサーバーはトランクである。電話関連の主題が議論される場合に、これらの述語は置き換え可能に使用されよう。

本発明の経路指定過程を簡潔に説明するために、１つの記法が導入されている。

この過程はこの記法を参照して説明され、そしてパラメータは表１によって示されている。

考慮中の回線網はＮノードとに＝　（Ｎ）　（Ｎ−１）　／２１Ｊンクを有している。各リンクｋ　（ｋ＝１からｋまで）はＳｋ′のサーバーを具え、ここでＳｋ≧０である。

１≦に≦に、０≦ｊ≦ＳｋＯ≦Δ（ｋ、ｈ）≦１．　Δ（ｋ、Ｓ、）＝１である占有因子Δ（ｋ、ｊ）はＮ、　ｋ、Ｓｋ　（ｋ＝１からＫまで）、日の時間（ｔｈｅ　ｔｉｍｅ　ｏｆ　ｄａｙ）　、週の日（ｔｈｅ　ｄａｙ　ｏｆ　ｗｅｅｋ）、トラヒック測定、そして重要なことだがトラヒック予想に基づいて計算される。これらの因子は以下の解釈を有している。すなわち、各Δ（ｋ、ｊ）は、将来の呼びブロッキングの条件の下におけるｊからｊ＋１までのリンクに中の話中サーバーの数を増大するコストを近似している。この因子の計算の処置はあとで議論する。

第１図ではＮ＝４　、Ｋ＝６である。リンク１はノード１０１と１０２に相互接続され、かつ参照記号２０１で識別され、リンク１はまたトランクグループ１　（ＴＧＩ）として規定されている。描かれているように、Ｓ、＝２である。ノード１０１と１０３を相互接続していると示されたリンク２は５２＝０という理由から呼びを経路指定するのには実際に利用できない。

残りのリンクは同様に説明されよう。

回線網１００に対する完全リンクおよびサーバー情報の概要はそれぞれ表１の第１および第２列によって与えられている。

表　■ その上、第４列は各リンクに対するｊ＝０からＳｋまでの種々の状態ｊを示し、第５列は各リンクおよび状態に対する対応因子Δ（ｋ、ｊ）をリストしている。

（「負荷」と示された中央列の数は因子の計算についての議論の間でカバーされよう。それは関連するΔ（ｋ、ｊ）因子とのコこの処置はまたノードの各ペアー間の一組の径路が利用可能であることを要求している。典型的には、これらの径路は所定の間隔で発生され、かつアップデートされるまで蓄積される。この発生は一般に処理装置１５０のオフラインで実行されている。実例として、回線網１００の長さ１あるいは２のリンクが考慮されている。次に、例えばノード１０】と１０２は２つの可能な相互接続経路、すなわちリンク２０１（ＴＧＩ）およびリンク２０３と２０５　（ＴＧ３とＴＧ５）の縦属接続を有している。Ｓ、と示されたノード１０１と１０２の間の径路の組は要素（Ｒ，、、Ｒ，２）を有し、ここでＲ，、＝ＴＧ１であり、かつ直列相互接続を意味するプラス演算子によってＲｌ　２＝ＴＧ３＋ＴＧ５となっている。一般に、れ＝　（Ｒ１１ｍ＋　ｍ＝１からＭ）で、ＭはＳｋに関連するノードペアー間の１リンク径路あるいは２リンク径路の数である。回線網１００に対する１リンク径路あるいは２リンク径路の概要は表■によって与えられている（　Ｒ（ｋ、　ｍ）はＲｋｍと同等である）。

表　■ 例えばノードＩからノードｊまで（Ｉ　＝Ｎ１．　Ｎ２．　Ｎ３．　Ｎ４、Ｊ　＝　Ｎｌ、　Ｎ２．　Ｎ３．　Ｎ４．　Ｉｆ−Ｊ　）の径路指定を要求する回線網に呼びが与えられると、ノードペアーに関連する組がアクセスされる。アクセスされた組のＲと記号の付けられた各径路に対して、占有値Ｖ　（Ｒ）は次のように計算される。

ここで和は径路Ｒ中のにリンクにわたっており、ｘｋは呼びの試みの時点におけるリンクにの話中トランクの数であ最終ステップとして、最少値を示すノード■ とＪの間の径路は一層の精密調査のために選択される。もし最少値がしきい値より小さいと、最少値に関連した径路にわたって呼びは径路指定される。さもなければ、呼びはブロックされる。

占有値の計算を説明するために、第１図の回線網が利用され、そして例示の目的で、精々２リンクの径路によって許容されるという制限が存在する。回線網を通して呼びが径路指定されるべき時点で、回線網の状態は表■に要約されたようになっている。

表　■ 表■の中央列（「話中」）によって表されたように、リンク６を除くすべてのリンクはすべて１つのサーバー話中を有し、リンク６は空いている。この瞬時の回線網状態に対する表Ｉからの適当な因子は表■の第３列で各リンクに対して繰返されている。表■に示されたデータおよび表■有値Ｖ　（Ｒ）は計算されよう。

例えば、第１の組に対して次のようになる。

Ｖ（Ｒ１１）　”　Δ（１，Ｘ、）　＝　Δ（１，１）　＝　０．４８５　（１）Ｖ　（ＲＩ　２）　＝　Δ（３，Ｎ３））　＝　Δ（５，ｘｓ）＝　Δ（３，２）＋Δ（５，３）　＝　１．０６１　（２＞他の例として、第５の組の第２径路はＶ（Ｒ５２）　＝　Δ（１，ＸＩ）　＋　Δ（３，Ｎ３）＝　Δ（１，１）＋Δ （３，２）　＝　１．０４４となる。各組の各径路に対する値Ｖ　（Ｒ）の概要は表■に示されている。

表　■ もし入り呼び（ｉｎｃｏｍｉｎｇ　ｃａｌｌ）がＮ１からＮ２まで径路指定されるべきものと仮定されると、この呼びに関連した径路の組はＳ＋　＝　（Ｒ１１，Ｒ１２）である。ここで対応する占有値の組（０，４８５，１，０６１）が存在する。この時点で最少占有値を持つ径路はＲ１１である。これは予め選ばれたしきい値と比較されるべきである。このしきい値は正規化されないΔ（ｋ、ｊ）因子について一般に１．０である。最少占有値（すなわち０．４８５）はしきい値より小さいから、呼びはこの最少占有値に対応する径路にわたって径路指定される。ここで、Ｎ１からＮ２までの呼びはＲＩＩ＝ＴＧ１であるから、リンク１すなわちＴＧＩにわたって径路指定される。　（ブロッキングを例示するために、もしＸ、＝２なら、この組は（１，０００，１，０６１）となり、そして呼びはブロックされよう）用語法として、最少占有値を有する所与の組の径路はその組の候補径路と呼ばれている。空き塞り条件に応する径路の連続的変化特性が候補径路の概念に埋め込まれている。

−組の径路はいくらかスタティックであり、一方、候補径路はダイナミックである。もちろん、径路の組はアップデートされるが、しかしこれは一般に回線網ダイナミックスに比べてかなりゆっくりした速度でオフラインで生起する。

第２図は所与の回線網を通してサービスを要求する径路指定を制御する上述のステップを例示する流れ線図である。

ブロック３００は、ノード、リンク、サーバーの数のような回線網構成についてのある情報および日の時間、週の日および過去と現在のトラヒックのようなトラヒック情報が処理に利用可能であることを示している。構成およびトラヒック情報から、径路の組がブロック３１０によって示されるように発生される。これらの組は週あるいは月で測定される予め選ばれた時間間隔に対して有効である。ブロック３２０は、所定の時間間隔に対して、Δ（ｋ、ｊ）因子が設定されかつ評価されたトラヒックを参照して計算されることを示している。サービス要求に基づいて、ブロック３３０の処理が呼出される。サービス要求の開始における回線網の状態はΔ（ｋ、Ｘｋ）因子を与えるために用いられ、そして順番に、対応径路の占有値の評価から候補径路を与えるのに用いられる。最後に、ブロック３４０に描かれているように、もし最少占有値が予め選ばれたしきい値より小さいなら、トラヒックはノードペアー間の候補径路で径路指定される。

もししきい値を超過すると、サービス要求はブロックされる。

説明中のこの点について、たとえ特定の回線網が基本原理を例証するために用いられていても、議論は外観的なやり方で方法論に集中している。

説明の焦点は種々の回線網成分間の処理ステップの割当てに移行している。２つのケースが区別されている。しかし双方のケースとも、すべてのノードが蓄積プログラム制御タイプの装置を具え、かつ、一般的には実時間であるが、しかし例えば３０分から２時間毎に相対的にまれに回線網処理装置が係数Δ（ｋ、ｊ）をアップデートすることを要求して第１のケースでは、長さ１リンクあるいは２リンクの径路のみが許され、かつすべてのノードが回線網処理装置を介してお互にメツセージを送、ることができる。第１図の回線網がこの状態を描くために再び用いられている。各ノード１０１−１０４は因子Δ（ｋ、ｊ）の表を維持しているが、しかしこれは所与のノードに終端するリンクについてのみである。

これらの因子は回線網処理装置１５０によってまれにアップデートされ、かつチャンネル１５１−１５４を介してそれぞれノード１０１−１０４に負荷されている（ｄｏｗｎ　１ｏａｄｅｄ）。各ノード１０１、１０２．１０３．１０４はそのノードに終端する各リンクｋに対してｘｋの現行の値（ｃｕｒｒｅｎｔ　ｖａｌｕｅ）を蓄積し、従って径路のその部分に因子Δ（ｋ、Ｌ）を与えることができる。

呼びが例えばノードＩのような発信ノードに到着すると、例えばノードＪのような宛先ノードが識別されるようにノードＩは被呼番号翻訳を実行する。ノードＩは処理装置１５０および対応チャンネルを介してこのメツセージをノードＪに送る。このメツセージはノードＩを識別し、呼びの試みを報告する。ノードＪからの標準応答は、ノードＩとＪの間のすべての径路に対して、ノードＪ上で終端するリンクのΔ（ｋ、ｘｋ）因子を含むメツセージである。　（ノード■が既にその情報を有しているから、１リンク径路に対するΔ（ｊ、ｘｋ）は送る必要が無い）１リンクあるいは２リンクのみが任意の径路で許容されているから、ノードＩは必要な付加を完了するすべての情報を有し、候補径路を決定する最少占有値を見出し、かつ径路決定を行う。もし呼びが受入れられると、処理装置１５０とチャンネル１５１−１５４を用いる既知の信号技術のいずれによっても設定されよう。

初めの説明では、表■によって要約された回線網で与えられたようにノード１０１からノード１０２まで呼びが径路指定されるべきであった。このケースの方法論を例示するために、ノード１０１は式（１）と（２）によって描かれたように占有値を評価することを要求される。ノード１０１はリンク２０３についての利用可能な情報を有している。と言うのは、これらのリンクがノード１０１から発出しているからである。

計算を完了するためには、ノード１０１はノード１０２上に終端するリンク２０５に関する情報を要求する。要求メツセージの受信に基づいて、ノード１０２は因子Δ（５，Ｘ、）を含むメツセージに応答する。候補径路は計算され、それに応じて決定がなされよう。

この方法の効率は呼びの試み毎に１つのメツセージ処理（ｍｅｓｓａｇｅ　ｔｒａｎｓａｃｔｉｏｎ）のみが発生されるという事実にあり、かつこの処理は処理装置１５０と発信ノードと宛先ノードのみをインパクトする。そのようにして処理装置１５０上の負荷は軽減される。

第３図は所与の回線網を通してサービス要求の径路指定を制御するためにケース１に関して説明されたステップを例示する流れ線図である。第２図のブロック３００と本質的に同じであるブロック４００は、ノード、リンクおよびサーバーの数、ならびに日および週の時間ならびに過去と現在のトラヒックのようなある情報が一般に回線網処理装置１５０でアクセスし処理するのに利用可能であることを示している。ブロック４１０と４２０は、それぞれ予め規定された間隔での径路の組とΔ（ｋ、ｊ）因子の発生が処理装置１５０で実行されることを描いている。ブロック４３０によって示されたように、特定のノードに関連する径路の組と因子が一般に低い頻度で各ノードに負荷されている。ブロック４４０と４５０はサービスの要求に基づくノードＩとノードＪとの間のメツセージ交換ステップを表わしている。メツセージの交換の本来の目的はノードＩにΔ（ｋ、ｘｋ）因子がその蓄積された表の中に無いことを示すことである。示された因子Δ（ｋ、ｘｋ）に基づいて、径路の占有値はブロック４６０に描かれたように候補ルートを生成するために評価されよう。

最後に、基本的には第２図のブロック３４０と同じ機能を実行するブロック４７０は候補値をしきい値と比較し、そして比較の結果に従ってサービス要求を処理する。

ケース１の基本技術に基づく多くの変形は当業者によって予測できる。例えば、ノード■からノードＪに送られた要求メツセージは、例えば被呼者ディジットのようなサービス要求についての情報を含んでいる。このように、ノードＪは出通信通路（ｏｕｔｇｏｉｎｇ　ｔｅｌｅｃｏｍｍｕｎｉｃａｔｉｏｎ　ｐａｔｈ）をチェックし、それが利用可能であるかどうかを決定する。

もしそれが利用可能でないと、応答メツセージはこの付加的情報を示し、かつ話中音はノード■によって発呼者に戻される。

また、ノードＪに送信するメツセージ中でΔ（ｋ、Ｘｂ）因子を示すことはノードＩにとっても有利であろう。このアプローチにおいて、ノードＪは必要な評価を行い、かつ径路決定を行う。このアプローチにより、応答メツセージがノードＩに戻されるのと同時に呼び設定がノードＪによって開始され、それによって呼び設定遅延を減少する。

ケース２この第２のケースでは、任意の長さの径路が許容されている。Δ（ｋ、ｊ）因子はまれにしかアップデートされないが（例えば３０分から２時間毎に）、シかし因子は回線網処理装置１５０に存続し、すなわち何の負荷も生じない。しばしば、例えば１０秒毎に、ノード１０１〜１０４は処理装置１５０に個々のノードで終端するすべてのリンクの状態を報告する。

（実際には、サーバーアクティブティが変化するリンクのみが報告される必要がある。）ノードの各ペアーに対して、回線網処理装置１５０は候補径路に到着する径路の組の占有値を計算する。最少占有値を持つこれらの径路は蓄積され、そして相互接続通路を要求する任意のノードペアーは占有値情報をアクセスしよう。再び、もし径路に関連する最少占有値がしきい値より小さいときのみ径路が選択される。

第２図の流れ線図はこのケースのステップを表わしている。

基本的には、このケースに対して、この計算は回線網処理装置１５０で完了され、これは前のケースのようないくつかの計算をノードに割当てることに対比される。

この基本技術の変形はまた当業者によって評価されよう。

例えば、占有値の計算のあと、しきい値を越える値を持つそれらの径路は除かれよう。次に、ノードの各ペアーに対し、処理装置１５０は残りの径路の各々に確率を割当て、ここで低い占有値径路はもっと高い確率を与えられる。確率は各ノードに負荷される。

占有値の計算の間の間隔において、もし呼び要求がノードＩからノードＪになされると、ノードＩは割当てられた確率に基づいて利用可能なリストからランダムに径路を選択しよう。呼び設定が開始され、そしてもし選ばれた径路が利用可能であるなら、呼び通路が設定される。さもなければ、同じ確率を用いるが古い径路を除外して新しい径路がランダムに選ばれる。この処置はリストが使いつくされるまで続く。

Δ（ｋ、ｊ）因子の決定最初、近い将来において（次の３０分から２時間）リンクに上のトラックは密度 λ６を持つポアソン過程のように振舞う独立に与えられた負荷からあたかもそれが出て来るように振舞うであろう。この仮定を与え、かつ保持時間すべてが同じ平均長ｋを持つ指数的分布をしていると言う付加この簡単化された系ではとなり、ここでＢはアーランＢ関数である。

Δ（ｋ、ｊ）因子は以下の考察から出て来る。すなわち、ｔ：Ｏにおいて、ｊの話中サーバーが存在し、次いで１人の顧客が追加され、話中サーバーの数はｊ＋１に増大する。

Δ（ｋ、ｊ）は少なくとも１つの呼びブロッキングが丁度追加された顧客の寿命の長さの間に起こる確率である。

異なるリンクが従属であり、かつ「与えられた負荷（ｏｆｆｅｒｅｄ　１ｏａｄｓ）　Ｊがポアソン分布でないかあるいは明白に規定されていない状態に対しても、式（３）はこの状態をカバーする近似としてなお使用される。どんな値を式（３）のλアに使うかという問題はアドレスすべきものとして残っている。

適当なλ３を決めるために、非線形プログラミング問題を解かねばならない。この問題は以下の情報に基づいてこの分野の通常の知識を有する人により設定され、解かれている。ノードＩとＪの間で元来与えられた負荷は密度λを有するポアソン過程であると仮定され、ここではλはトラヒック予測過程から生じている。

もしノードＩからＪに、あるいはノードＪからＩに径路指定されるべき呼びが到着すると、確率Ｐ　ＩＩＪＩＩＩを持つ径路Ｒにそれは割当てられる。

もし径路Ｒが利用可能なら径路Ｒを使用する。もし径路Ｒが利用可能でないなら呼びはブロックされ、すなわち、別の径路は許容されない。次に、この径路指定体系のスルーブツトを最少にする確率ＲＩｔ　Ｊ＋　Ｒが得られる。この最少化ではノードＩＩｌ！：Ｊ）の与えられた予測負荷であり、一方、λ３がリンク（このケースではリンクｋ）に対する与えられた予測負荷であるというものである。λをλ５に変換する過程は所与の径路中のリンクの数に無関係である。

第１図の回線網に対するこのような非線形プログラミング問題を解いた結果は、１リンク径路および２リンク径路のケースに対して表■に与えられている。

表　Ｖ表■の中の最初の２つの列は調べているノードベアーをリストしている。第３列はノード間のアーランで表わされた元来の負荷をリストしている。ノードペアー間で１リンク径路および２リンク径路に対するスループットを最大にする確率は次の３つの列に示されている。これらの径路は表■に描かれたものである。例えば、ノード１と２に対する径路１と２はそれぞれＴＧＩとＴＧ３＋ＴＧ５に、すなわちリンク２０１とリンク２０３プラスリンク２０５に対応している。非線形プログラミング問題の解から生じるトランクグループ負荷λ３は表■の最後の列に示されている。これらは表Ｉの真中の列に示された同じ因子であり、表１の最後の列のΔ（ｋ、ｊ）因子を計算するために式（３）で使用されている。

λからＰ　ＩＩＪＩＲに進み、次にλ３に、そして最後にΔ（ｋ、ｊ）因子に進む過程は証明され、実行可能な方法が表わされている。ケース１と２によって例示された分離可能な径路指定方法論ならびに関連回線網配列は、ここに説明されたように実例と例示によって開示された特定の形に限定されず、添付のクレームの範囲によってのみ限定された他の実施例と方法を仮定できることを理解すべきである。

第１図第２図第３図１ｍ拳Ｍ＠Ｉ４−＾ｔｅ＋ｔｔｍ呻、Ｎ、、ＰＣつコ／ＧＢ８６１０２１５４

Claims

【特許請求の範囲】

１．各ノードが他の各ソードと通信をするよう適応されているノードを具える回線網を通してトラヒックを径路指定する方法であって、上記の方法が回線網階層構成にかかわらず、１つのノードペアー間で一組の径路を発生するステップを含み、かつここで径路が特定のノードを相互接続するリンクを含むものにおいて、回線網状態に応じて組の中の径路を評価することよって径路の組から、かつ、もしトラヒックが径路指定されるなら将来のトラヒックブロッキングの評価からノードペアー間でトラヒック径路の選択を制御するステップによって特徴付けられた方法。
２．各ノードが他の各ノードと通信をするよう適応されているノードを具える回線網を通してトラヒックを径路指定する方法であって、上記の方法が回線網階層構成にかかわらず、複数のノードペアー間で径路の複数の組を発生するステップを含み、かつここで径路が特定のノードを相互接続するリンクを含むものにおいて、回線網状態に応じて複数の組の中の径路を評価することによって径路の対応する複数の組から、かつ、もしトラヒックか径路指定されるなら将来のトラヒックブロッキングの評価から複数の各ノードペアー間で複数のトラヒック径路の選択を制御するステップによって特徴付けられた上記の方法。
３．評価された場合に、径路の各組が関連占有値を有する候補径路を与え、かつもし上記の関連値が所定のしきい値より小さい場合にのみ、制御ステップが上記の候補径路にわたってトラヒックを径路指定するステップを含む請求の範囲第２項に記載の方法。
４．各交換機が他の各交換機と通信するよう配列されている複数の知能交換機を具える交換系を通して呼びを径路指定する方法であって、上記の方法が系の階層構成にかかわらず一対の交換機間で一組の径路を発生するステップを含み、かつここで径路が特定交換機を相互接続するトランクグループを具えるものにおいて、系の状態に応じて決定された径路選択から，かつ、もし現在の呼びが径路指定されるなら将来の呼びブロッキングの評価から交換機のペアー間で呼び径路の選択を制御するステップによって特徴付けられた方法。
５．予め選ばれたパターンに従ってリンクによって相互接続された複数のノードを具える回線網を通してトラヒックを径路指定する方法であって、ここで各ノードは他のノードと通信するよう配列されているものにおいて、予め選ばれた間隔の使用に対して、回線網階層構成にかかわらず径路の組を発生し、各径路は少なくとも１つのリンクから構成され、かつ各組が各ノードペアー間で少なくとも１つの径路を含むこと、予め選ばれた間隔で、回線網構成、過去および現在のトラヒック情報および、もし現在与えられたトラヒックが径路指定されるなら将来のトラヒックブロッキングの評価によって決定されたものとして占有因子を発生ること、特定ノードペアー間のサービスの要求に基づいて、ノードペアーに関連する組の中に径路を具えるリンクの空き塞り状態に対応する占有因子から占有値を計算すること、もし最少の占有値が予め選はれたしきい値より小さいなら、最少値を有する径路にわたって要求を径路指定し、さもなければサービス要求をブロックすること、のステップを具える方法。
６．占有因子を発生するステップが、関係式 Δ（ｋ，ｊ）＝（Ｂ（ｓｋ，ｈλｋ）／Ｂ（ｊ，ｈλｋ））から得られたΔ（ｋ，ｊ）因子に上記の占有因子を等しくし、ここでＢはアーランＢ公式であり、Ｓｋはリンクｋ中のサーバーの数であり、０≦ｊ≦Ｓｋであり、ｈは平均保持時間であり、かつλｋは回線網のトランクグループ負荷であること、のステップを含む請求の範囲第５項に記載の方法。
７．占有値を計算するステップが、上記の関連する組の中の各径路に対して量▲数式、化学式、表等があります▼ を計算し、ここでＲは１つの径路であり、Δ（ｋ，Ｘｋ）はｊ＝Ｘｋであるように評価された占有因子であり、Ｘｋはサービス要求の開始においてリンクｋ中の話中サーバーの数であり、かつ和は各径路Ｒを含むすべてのリンクｋにわたっていること、およびＶ（Ｒ）なる量を持つ組の中の径路に対し上記の占有値を等しくすること、の各ステップを含む請求の範囲第６項に記載の方法。
８．回線網を通してトラヒックを径路指定する方法であって、回線網は複数の交換機および所定のパターンに従って予め選ばれた交換機を相互接続する複数のトランクグループを具え、各交換機は他の各交換機と通信するように配列されるものにおいて、各交換機内で、交換機と他の各交換機との間で精々２つのトランクグループを具える上記の各径路を持つ径路の表を維持すること、各交換機内で、その交換機に終端するすべてのトランクグループに対する占有因子を維持すること、発信交換機によって受信された呼びに基づいて、呼び翻訳から宛先交換機を識別すること、上記の発信交換機と宛先交換機の間で上記の径路の対応するものに関連する上記の占有因子の選ばれたものを上記の発信交換機に送信するために上記の宛先交換機を要求すること、上記の径路の上記の対応するものの各々に対して、上記の因子の上記の選択されたものから占有値を計算すること、および最少値が予め選はれたしきい値より小さい時には何時でも上記の値の最少値に関連する上記の径路の１つにわたって上記の呼びを径路指定し、さもなければ上記の呼びをブロッキングすること、の各ステップを具える方法。