JP2001308927A - Ｐｎｎｉ系マルチリンク最短経路サービスクラスルーティング - Google Patents
Ｐｎｎｉ系マルチリンク最短経路サービスクラスルーティングInfo
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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
- H04L2012/5621—Virtual private network [VPN]; Private-network - network-interface (P-NNI)
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- Engineering & Computer Science (AREA)
- Computer Networks & Wireless Communication (AREA)
- Signal Processing (AREA)
- Data Exchanges In Wide-Area Networks (AREA)
Abstract
(57)【要約】
【課題】 プライベートネットワーク間インターフェー
ス（ＰＮＮＩ）プロトコルを用いるＡＴＭネットワーク
においてサービスクラスルーティングを実現する。 【解決手段】 呼を着信先ノードにルーティングするた
めの経路を探す発信元ノードは、最初にその間の最短経
路を選択することにより経路探索を行う。選択された経
路上の連続した各リンクは、その呼のサービスクラスに
対して十分に利用可能な帯域幅があるか否かを検査され
る。全てのリンクが十分に利用可能な帯域幅を有する場
合には、選択された経路上で呼が渡される。そうではな
く、選択された経路上のあるリンクが十分な帯域幅を持
たない場合には、発信元ノードにクランクバックメッセ
ージが送出され、発信元ノードは次の最短経路を選択す
る。その後、各リンクに対して十分な帯域幅を有するか
否かの検査のプロセスが繰り返される、経路が見当たら
ない場合には、最終的にブロッキングされる。
ス（ＰＮＮＩ）プロトコルを用いるＡＴＭネットワーク
においてサービスクラスルーティングを実現する。 【解決手段】 呼を着信先ノードにルーティングするた
めの経路を探す発信元ノードは、最初にその間の最短経
路を選択することにより経路探索を行う。選択された経
路上の連続した各リンクは、その呼のサービスクラスに
対して十分に利用可能な帯域幅があるか否かを検査され
る。全てのリンクが十分に利用可能な帯域幅を有する場
合には、選択された経路上で呼が渡される。そうではな
く、選択された経路上のあるリンクが十分な帯域幅を持
たない場合には、発信元ノードにクランクバックメッセ
ージが送出され、発信元ノードは次の最短経路を選択す
る。その後、各リンクに対して十分な帯域幅を有するか
否かの検査のプロセスが繰り返される、経路が見当たら
ない場合には、最終的にブロッキングされる。
Description
【０００１】
【発明の属する技術分野】本発明は、プライベートネッ
トワーク間インターフェースプロトコルを用いるデータ
通信ネットワークにおいて呼をルーティングするための
技術に関する。
トワーク間インターフェースプロトコルを用いるデータ
通信ネットワークにおいて呼をルーティングするための
技術に関する。
【０００２】
【従来の技術】ルーティングは、呼あるいは他の接続要
求が、発信元から着信先まで進む（接続される）ネット
ワークプロセスである。あらゆるネットワークのアーキ
テクチャ、設計および動作の中心的な部分において、ル
ーティングは関心を集めている。時分割多重（ＴＤ
Ｍ）、非同期転送モード（ＡＴＭ）およびインターネッ
トプロトコル（ＩＰ）上で、多数の音声／ＩＳＤＮサー
ビスおよびパケットデータサービスを搬送するために、
現在および将来に向けて準備されているネットワークが
急速に発展している。長い間待ち望まれたデータ通信の
変化が生じつつあり、フレームリレー、ＩＰマルチメデ
ィアおよびＢ−ＩＳＤＮ ＡＴＭサービスのようなデー
タサービスを急速に成長させている。ＴＤＭ、ＡＴＭお
よびＩＰプロトコルによってサポートされるサービスの
ために異なるルーティング方法が発展してきた。これら
のプロトコルは同時に存在し続けており、それゆえ、大
部分のネットワークにおいて、引き続き相互に動作する
必要がある。言い換えると、現段階で同種でないだけで
なく、おそらく将来にわたっても同種ではない、汎用の
ネットワークソリューションが存在することになる。
求が、発信元から着信先まで進む（接続される）ネット
ワークプロセスである。あらゆるネットワークのアーキ
テクチャ、設計および動作の中心的な部分において、ル
ーティングは関心を集めている。時分割多重（ＴＤ
Ｍ）、非同期転送モード（ＡＴＭ）およびインターネッ
トプロトコル（ＩＰ）上で、多数の音声／ＩＳＤＮサー
ビスおよびパケットデータサービスを搬送するために、
現在および将来に向けて準備されているネットワークが
急速に発展している。長い間待ち望まれたデータ通信の
変化が生じつつあり、フレームリレー、ＩＰマルチメデ
ィアおよびＢ−ＩＳＤＮ ＡＴＭサービスのようなデー
タサービスを急速に成長させている。ＴＤＭ、ＡＴＭお
よびＩＰプロトコルによってサポートされるサービスの
ために異なるルーティング方法が発展してきた。これら
のプロトコルは同時に存在し続けており、それゆえ、大
部分のネットワークにおいて、引き続き相互に動作する
必要がある。言い換えると、現段階で同種でないだけで
なく、おそらく将来にわたっても同種ではない、汎用の
ネットワークソリューションが存在することになる。
【０００３】ＡＴＭネットワークに対して用いられる種
々のルーティング技術の中には、ＡＴＭフォーラムによ
って採択されたプライベートネットワーク間インターフ
ェース（ＰＮＮＩ）方式がある。ＰＮＮＩルーティング
方式は、異なるベンダの要件の中でのインターオペラビ
リティと、非常の大きなネットワークへのスケーリング
を提供する。スケーリングは、階層的なピアグループ構
造によって提供され、それにより、ピアグループのトポ
ロジーの詳細が、階層構造内の種々のレベルにおいて、
フレキシブルに隠れたり、現れたりできるようになる。
ピアグループリーダは、次に高いレベルにおいてルーテ
ィングプロトコル交換を行うための、ピアグループ内の
スイッチを表す。境界スイッチは、呼設定においてレベ
ル間インタラクションを取り扱う。ＰＮＮＩルーティン
グは、２つの構成要素、すなわちａ）トポロジー分散プ
ロトコルと、ｂ）経路選択およびクランクバック手順と
を含む。トポロジー分散プロトコルは、ピアグループ内
に情報をフラッディングする。ピアグループリーダは、
ピアグループ内から情報を抽出し、集合化された到達可
能なアドレス情報を含む、抽出されたトポロジー情報
を、階層内で次に高いレベルにフラッディングする。ピ
アグループリーダが次に高いレベルにおいて情報を取得
するとき、ピアグループリーダは適宜、その情報を階層
内の、より低いレベルにフラッディングする。このよう
に全てのスイッチは、ネットワークの及ぶ範囲およびト
ポロジーを習得する。
々のルーティング技術の中には、ＡＴＭフォーラムによ
って採択されたプライベートネットワーク間インターフ
ェース（ＰＮＮＩ）方式がある。ＰＮＮＩルーティング
方式は、異なるベンダの要件の中でのインターオペラビ
リティと、非常の大きなネットワークへのスケーリング
を提供する。スケーリングは、階層的なピアグループ構
造によって提供され、それにより、ピアグループのトポ
ロジーの詳細が、階層構造内の種々のレベルにおいて、
フレキシブルに隠れたり、現れたりできるようになる。
ピアグループリーダは、次に高いレベルにおいてルーテ
ィングプロトコル交換を行うための、ピアグループ内の
スイッチを表す。境界スイッチは、呼設定においてレベ
ル間インタラクションを取り扱う。ＰＮＮＩルーティン
グは、２つの構成要素、すなわちａ）トポロジー分散プ
ロトコルと、ｂ）経路選択およびクランクバック手順と
を含む。トポロジー分散プロトコルは、ピアグループ内
に情報をフラッディングする。ピアグループリーダは、
ピアグループ内から情報を抽出し、集合化された到達可
能なアドレス情報を含む、抽出されたトポロジー情報
を、階層内で次に高いレベルにフラッディングする。ピ
アグループリーダが次に高いレベルにおいて情報を取得
するとき、ピアグループリーダは適宜、その情報を階層
内の、より低いレベルにフラッディングする。このよう
に全てのスイッチは、ネットワークの及ぶ範囲およびト
ポロジーを習得する。
【０００４】従来では、電気通信サービスのプロバイダ
は、顧客の要求に基づく種々のグレードあるいはサービ
スクラス（ＣＯＳ）を提供していた。そのような種々の
サービスのグレードの品質目標を満足するために、ＡＴ
＆Ｔのような電気通信プロバイダは、従来の回線交換ネ
ットワークにおいて、サービスクラス（Ｃｌａｓｓ−ｏ
ｆ−Ｓｅｒｖｉｃｅ）ルーティング技術を用いてきた。
Gerald R. Ash等に１９９５年２月２１日に付与され、
ＡＴ＆Ｔに譲渡された米国特許第５，３９２，３４４号
（参照して本明細書に援用している）は、そのようなサ
ービスクラスルーティング技術を記載し、請求する。問
題となるのは、サービスクラスルーティングが、今日の
ＰＮＮＩネットワークでは用いられていないことであ
る。従って、ＰＮＮＩサービスクラスルーティング技術
が必要とされる。
は、顧客の要求に基づく種々のグレードあるいはサービ
スクラス（ＣＯＳ）を提供していた。そのような種々の
サービスのグレードの品質目標を満足するために、ＡＴ
＆Ｔのような電気通信プロバイダは、従来の回線交換ネ
ットワークにおいて、サービスクラス（Ｃｌａｓｓ−ｏ
ｆ−Ｓｅｒｖｉｃｅ）ルーティング技術を用いてきた。
Gerald R. Ash等に１９９５年２月２１日に付与され、
ＡＴ＆Ｔに譲渡された米国特許第５，３９２，３４４号
（参照して本明細書に援用している）は、そのようなサ
ービスクラスルーティング技術を記載し、請求する。問
題となるのは、サービスクラスルーティングが、今日の
ＰＮＮＩネットワークでは用いられていないことであ
る。従って、ＰＮＮＩサービスクラスルーティング技術
が必要とされる。
【０００５】
【発明が解決しようとする課題】従って本発明の目的
は、プライベートネットワーク間インターフェース（Ｐ
ＮＮＩ）プロトコルを用いるＡＴＭネットワークにおい
てサービスクラスルーティングを実現することである。
は、プライベートネットワーク間インターフェース（Ｐ
ＮＮＩ）プロトコルを用いるＡＴＭネットワークにおい
てサービスクラスルーティングを実現することである。
【０００６】
【課題を解決するための手段】簡単に述べると、本方法
は、ＰＮＮＩプロトコルを用いるマルチリンクネットワ
ークにおいて、発信元ノードから着信先ノードへの呼あ
るいは他の接続要求のためのサービスクラスルーティン
グを提供する。好ましい実施形態によれば、発信元と着
信先との間の最短リンク経路をサーチすることにより開
始される。そのような経路を見つけると、その経路内の
各リンクが、その接続要求に関連するサービスクラスの
ために利用できる帯域幅を有するか否かが検査される。
各リンクが十分に利用可能な帯域幅を有する場合には、
その呼は、発信元から着信先まで最短のリンク経路を経
由してルーティングされる。そうではなく、経路内のリ
ンクのうちの任意のリンクが、その呼に関連するサービ
スクラスに対する利用可能な帯域幅を持たない場合に
は、典型的にはクランクバックメッセージの形をとるメ
ッセージが発信元のノードに返送され、ノードに最短経
路を選択するプロセスを繰り返すためのサーチを行うよ
うに促し、その経路内の各リンクが利用可能な帯域幅を
有するか否かを検査する。
は、ＰＮＮＩプロトコルを用いるマルチリンクネットワ
ークにおいて、発信元ノードから着信先ノードへの呼あ
るいは他の接続要求のためのサービスクラスルーティン
グを提供する。好ましい実施形態によれば、発信元と着
信先との間の最短リンク経路をサーチすることにより開
始される。そのような経路を見つけると、その経路内の
各リンクが、その接続要求に関連するサービスクラスの
ために利用できる帯域幅を有するか否かが検査される。
各リンクが十分に利用可能な帯域幅を有する場合には、
その呼は、発信元から着信先まで最短のリンク経路を経
由してルーティングされる。そうではなく、経路内のリ
ンクのうちの任意のリンクが、その呼に関連するサービ
スクラスに対する利用可能な帯域幅を持たない場合に
は、典型的にはクランクバックメッセージの形をとるメ
ッセージが発信元のノードに返送され、ノードに最短経
路を選択するプロセスを繰り返すためのサーチを行うよ
うに促し、その経路内の各リンクが利用可能な帯域幅を
有するか否かを検査する。
【０００７】
【発明の実施の形態】図１は、ＰＮＮＩプロトコルを用
いる従来技術によるネットワーク１０を示す。例示され
る実施形態では、そのネットワークは、例示的にＡＴＭ
スイッチ１２ 1、１２2、１２3および１２4によって示さ
れる複数のＡＴＭスイッチからなる。ＡＴＭスイッチは
それぞれ、例えばルーセントおよびノーテルのような製
造メーカによって製造されるＡＴＭスイッチを備える。
例示的にリンク１４1、１４2および１４3として示され
る複数のリンクが、選択されたスイッチをリンクする。
実際には、リンク１４1〜１４3のうちの少なくとも一部
がＯＣ３／１２／４８データ伝送能力を有し、散在する
ネットワークトポロジーを生成する。図１に示されるよ
うに、ネットワーク１０は、スイッチ１６1および１６2
によって例示的に示される、複数のＴＤＭスイッチも備
える。スイッチ１６1および１６2はそれぞれ、典型的に
はそれぞれＤＳ３データ伝送能力を有するリンク１８1
および１８2を経由して、ＡＴＭスイッチ１２1、１２3
および１２4のうちの最も近いスイッチにリンクあるい
は「ホームとして接続」される。
いる従来技術によるネットワーク１０を示す。例示され
る実施形態では、そのネットワークは、例示的にＡＴＭ
スイッチ１２ 1、１２2、１２3および１２4によって示さ
れる複数のＡＴＭスイッチからなる。ＡＴＭスイッチは
それぞれ、例えばルーセントおよびノーテルのような製
造メーカによって製造されるＡＴＭスイッチを備える。
例示的にリンク１４1、１４2および１４3として示され
る複数のリンクが、選択されたスイッチをリンクする。
実際には、リンク１４1〜１４3のうちの少なくとも一部
がＯＣ３／１２／４８データ伝送能力を有し、散在する
ネットワークトポロジーを生成する。図１に示されるよ
うに、ネットワーク１０は、スイッチ１６1および１６2
によって例示的に示される、複数のＴＤＭスイッチも備
える。スイッチ１６1および１６2はそれぞれ、典型的に
はそれぞれＤＳ３データ伝送能力を有するリンク１８1
および１８2を経由して、ＡＴＭスイッチ１２1、１２3
および１２4のうちの最も近いスイッチにリンクあるい
は「ホームとして接続」される。
【０００８】本発明によれば、呼あるいは他の接続要求
（以降、集合的に呼と呼ぶ）は、その呼のサービスクラ
スを考慮する新規のルーティング方式を用いて、発信元
ノードから着信先ノードまでルーティングされる。実際
には、種々の呼が、優先順位に基づく種々のサービスク
ラスを有する場合がある。例えば、呼の優先順位はキ
ー、標準あるいはベストエフォート（best effort）で
ある。呼の優先順位は、着信番号、ＴＣＡＰシグナリン
グ情報、呼の発信元および着信先のタイプ、および典型
的には、固定伝送速度（ＣＢＲ）、実時間可変伝送速度
（ＶＢＲ）および無指定伝送速度（ＵＢＲ）に関して定
義されるＡＴＭサービスクラスを含む種々の要因から決
定される。一旦優先順位（サービスクラス）が決定され
たなら、発信元スイッチは、以下に説明するような、呼
の優先順位に対して許容されるサーチの深さ（ＤＯＳ）
と、ネットワークの負荷状態とに基づいて、１つあるい
は複数のリンク１４1、１４2および１４3に沿ってネッ
トワーク内を通る経路を選択する。一旦発信元スイッチ
が、その呼がネットワークに対して許可されるものと判
定する場合には、着信先への経路に沿って次に存在する
スイッチが、必要とされる帯域幅および許容されるＤＯ
Ｓを検査する。
（以降、集合的に呼と呼ぶ）は、その呼のサービスクラ
スを考慮する新規のルーティング方式を用いて、発信元
ノードから着信先ノードまでルーティングされる。実際
には、種々の呼が、優先順位に基づく種々のサービスク
ラスを有する場合がある。例えば、呼の優先順位はキ
ー、標準あるいはベストエフォート（best effort）で
ある。呼の優先順位は、着信番号、ＴＣＡＰシグナリン
グ情報、呼の発信元および着信先のタイプ、および典型
的には、固定伝送速度（ＣＢＲ）、実時間可変伝送速度
（ＶＢＲ）および無指定伝送速度（ＵＢＲ）に関して定
義されるＡＴＭサービスクラスを含む種々の要因から決
定される。一旦優先順位（サービスクラス）が決定され
たなら、発信元スイッチは、以下に説明するような、呼
の優先順位に対して許容されるサーチの深さ（ＤＯＳ）
と、ネットワークの負荷状態とに基づいて、１つあるい
は複数のリンク１４1、１４2および１４3に沿ってネッ
トワーク内を通る経路を選択する。一旦発信元スイッチ
が、その呼がネットワークに対して許可されるものと判
定する場合には、着信先への経路に沿って次に存在する
スイッチが、必要とされる帯域幅および許容されるＤＯ
Ｓを検査する。
【０００９】図２は、本発明のサービスクラスルーティ
ング技術を用いるネットワーク１０内の呼制御フローを
図式的に示す。説明の目的上、呼はノード１で発呼さ
れ、ノード４に向かうものと仮定する。ＰＮＮＩプロト
コルによれば、発信元ノード１は、ほとんどの場合に最
短のホップ経路である、最短経路を確立するであろう。
最短のホップ経路が１つのホップ経路（図２には示され
ない）である場合には、本発明により、その呼のサービ
スクラスを判定するための検査が行われる。呼のサービ
スクラスがわかることにより、この直接経路に対して以
下に説明されるサービスクラス判定基準を用いて、利用
可能な帯域幅の検査が行われる。直接経路内に利用可能
な帯域幅が存在する場合には、その呼はこの経路上を伝
送される。
ング技術を用いるネットワーク１０内の呼制御フローを
図式的に示す。説明の目的上、呼はノード１で発呼さ
れ、ノード４に向かうものと仮定する。ＰＮＮＩプロト
コルによれば、発信元ノード１は、ほとんどの場合に最
短のホップ経路である、最短経路を確立するであろう。
最短のホップ経路が１つのホップ経路（図２には示され
ない）である場合には、本発明により、その呼のサービ
スクラスを判定するための検査が行われる。呼のサービ
スクラスがわかることにより、この直接経路に対して以
下に説明されるサービスクラス判定基準を用いて、利用
可能な帯域幅の検査が行われる。直接経路内に利用可能
な帯域幅が存在する場合には、その呼はこの経路上を伝
送される。
【００１０】図２に示されるように直接経路が存在しな
い場合には、最短マルチホップ経路が選択され、それは
図２に示されるように、ノード６および５を経由して、
着信先ノード４に到達するようにネットワークを通過す
る経路Ａを含む。経路Ａを選択するとき、発信元ノード
は、ノード６へのリンク上に呼のサービスクラスのため
の利用可能な帯域幅が存在するか否かを検査する。利用
可能な帯域幅が存在する場合には、ノード６が同様にし
てノード５へのリンク上に利用可能な帯域幅を探す。順
にノード５を介して同様に着信先ノード４へのリンク上
で利用可能な帯域幅を探す。サーチの深さは、初期アド
レスメッセージ（ＩＡＭ）あるいは開始メッセージにお
いて、各ノードから下流の経路に順次渡される。選択さ
れた経路に沿った任意のノードが、中間のリンク、例え
ばノード５と４との間のリンクが十分な帯域幅を持たな
いことを確認する場合には、別の経路を選択するため
に、発信元ノード１にクランクバックが返送される。そ
の後、発信元ノード１は、次の最短経路、例えば図２で
は経路Ｂを選択し、上記のプロセスを繰り返す。
い場合には、最短マルチホップ経路が選択され、それは
図２に示されるように、ノード６および５を経由して、
着信先ノード４に到達するようにネットワークを通過す
る経路Ａを含む。経路Ａを選択するとき、発信元ノード
は、ノード６へのリンク上に呼のサービスクラスのため
の利用可能な帯域幅が存在するか否かを検査する。利用
可能な帯域幅が存在する場合には、ノード６が同様にし
てノード５へのリンク上に利用可能な帯域幅を探す。順
にノード５を介して同様に着信先ノード４へのリンク上
で利用可能な帯域幅を探す。サーチの深さは、初期アド
レスメッセージ（ＩＡＭ）あるいは開始メッセージにお
いて、各ノードから下流の経路に順次渡される。選択さ
れた経路に沿った任意のノードが、中間のリンク、例え
ばノード５と４との間のリンクが十分な帯域幅を持たな
いことを確認する場合には、別の経路を選択するため
に、発信元ノード１にクランクバックが返送される。そ
の後、発信元ノード１は、次の最短経路、例えば図２で
は経路Ｂを選択し、上記のプロセスを繰り返す。
【００１１】図３は、図２よりも詳細に経路選択プロセ
スを示す。先に説明したように、ノード１がノード４に
向かう呼を受信するとき、ノード１は最短経路をサーチ
する。経路ＡおよびＢが最短である（それぞれ１つの管
理上の重みを有する）場合には、発信元ノードは、次の
経路に関して、決められた順序で順次経路（例えば、経
路Ａ）を選択するであろう。従って、発信元ノードは経
路Ａを選択することになるが、任意のリンクが十分な帯
域幅を持たない場合には、発信元ノード１は経路Ｂを選
択する。経路Ｂ内の任意のリンクが十分な帯域幅を持た
ない場合には、発信元ノード１は経路Ｃを選択し、以降
同様に繰り返される。同じ長さからなる経路間の場合の
ように、最も低い管理上の重みを有する経路が選択され
る。
スを示す。先に説明したように、ノード１がノード４に
向かう呼を受信するとき、ノード１は最短経路をサーチ
する。経路ＡおよびＢが最短である（それぞれ１つの管
理上の重みを有する）場合には、発信元ノードは、次の
経路に関して、決められた順序で順次経路（例えば、経
路Ａ）を選択するであろう。従って、発信元ノードは経
路Ａを選択することになるが、任意のリンクが十分な帯
域幅を持たない場合には、発信元ノード１は経路Ｂを選
択する。経路Ｂ内の任意のリンクが十分な帯域幅を持た
ない場合には、発信元ノード１は経路Ｃを選択し、以降
同様に繰り返される。同じ長さからなる経路間の場合の
ように、最も低い管理上の重みを有する経路が選択され
る。
【００１２】必要な深さを判定するために、進行中帯域
幅（Bandwidth in Progress：ＢＷＩＰ）指示が、呼あ
るいは他の接続要求の開始時に確立される。その終了ま
で、２つの量、すなわち帯域幅等級数（Bandwidth Peg
Count：ＢＷＰＣ）および帯域幅オーバーフロー数（Ban
dwidth Overflow Count：ＢＷＯＶ）が、各仮想パス
（ＶＰ）、あるいは発信元／着信先スイッチ対を接続す
るリンクのために保持される。Ｘ分の所与のインターバ
ルの間、各スイッチは、別のスイッチに対する各リンク
のために、以下の量を追跡する。 ＢＷＰＣ（ＶＰ）：その第１の選択経路上の呼に対する
各仮想チャネル（ＶＣ）設定のために必要とされる全て
の帯域幅（ＢＷ）の合計値 ＢＷＯＶ（ＶＰ）：ブロッキングされたＢＷＰＣ内に含
まれる、ブロッキングされたＶＣ設定それぞれのために
必要とされるＢＷの合計値 規定された時間、典型的には３分の終了時に、リンクブ
ロッキング（ＬＢＬ）が計算される。 ＬＢＬ（ＶＰ）＝ＯＶ（ＶＰ）／ＰＣ（ＶＰ） また各スイッチは、各ＶＰのために以下の２つの深さパ
ラメータも保持する。 ＢＷａｖｇν k：平均進行中帯域幅（ＢＷＩＰν k）を搬
送するために、各仮想ネットワークν（ＶＮν）に対し
て必要とされる帯域幅［＝アーラン負荷ν k×平均ＢＷ
ν k／仮想パスν k］ ＢＷｍａｘν k：ブロッキング確率サービスグレード目
標を満足するために必要とされる帯域幅［＝ＴＲＥＢＳ
（アーラン負荷ν k，サービスグレード（ＧＯＳ））×
平均ＢＷν k／ＶＣν k］
幅（Bandwidth in Progress：ＢＷＩＰ）指示が、呼あ
るいは他の接続要求の開始時に確立される。その終了ま
で、２つの量、すなわち帯域幅等級数（Bandwidth Peg
Count：ＢＷＰＣ）および帯域幅オーバーフロー数（Ban
dwidth Overflow Count：ＢＷＯＶ）が、各仮想パス
（ＶＰ）、あるいは発信元／着信先スイッチ対を接続す
るリンクのために保持される。Ｘ分の所与のインターバ
ルの間、各スイッチは、別のスイッチに対する各リンク
のために、以下の量を追跡する。 ＢＷＰＣ（ＶＰ）：その第１の選択経路上の呼に対する
各仮想チャネル（ＶＣ）設定のために必要とされる全て
の帯域幅（ＢＷ）の合計値 ＢＷＯＶ（ＶＰ）：ブロッキングされたＢＷＰＣ内に含
まれる、ブロッキングされたＶＣ設定それぞれのために
必要とされるＢＷの合計値 規定された時間、典型的には３分の終了時に、リンクブ
ロッキング（ＬＢＬ）が計算される。 ＬＢＬ（ＶＰ）＝ＯＶ（ＶＰ）／ＰＣ（ＶＰ） また各スイッチは、各ＶＰのために以下の２つの深さパ
ラメータも保持する。 ＢＷａｖｇν k：平均進行中帯域幅（ＢＷＩＰν k）を搬
送するために、各仮想ネットワークν（ＶＮν）に対し
て必要とされる帯域幅［＝アーラン負荷ν k×平均ＢＷ
ν k／仮想パスν k］ ＢＷｍａｘν k：ブロッキング確率サービスグレード目
標を満足するために必要とされる帯域幅［＝ＴＲＥＢＳ
（アーラン負荷ν k，サービスグレード（ＧＯＳ））×
平均ＢＷν k／ＶＣν k］
【００１３】実際には、ＢＷａｖｇν kおよびＢＷｍａ
ｘν kは、所定のインターバル、典型的には一週間毎に
計算される。ＢＷａｖｇν kおよびＢＷｍａｘν kの種々
の値が、その一日の異なる時間帯（ビジネスピーク時、
在宅ピーク時）のために用いられる場合がある。
ｘν kは、所定のインターバル、典型的には一週間毎に
計算される。ＢＷａｖｇν kおよびＢＷｍａｘν kの種々
の値が、その一日の異なる時間帯（ビジネスピーク時、
在宅ピーク時）のために用いられる場合がある。
【００１４】４つの異なるブロッキング予約閾値（ＢＲ
１、ＢＲ２、ＢＲ３、ＢＲ４）が用いられ、その関係
は、０％≦ＢＲ１≦ＢＲ２≦ＢＲ３≦ＢＲ４≦１００％
である。ＢＲ１を越えない場合には、予約レベルＮは０
であり、ＢＲ１を越えるが、ＢＲ２を越えない場合に
は、Ｎ＝１であり、ＢＲ２を越えるが、ＢＲ３を越えな
い場合には、Ｎ＝２であり、ＢＲ３を越えるが、ＢＲ４
を越えない場合には、Ｎ＝３であり、ＢＲ４を越える場
合には、Ｎ＝４である。この関係が表１に示される。
１、ＢＲ２、ＢＲ３、ＢＲ４）が用いられ、その関係
は、０％≦ＢＲ１≦ＢＲ２≦ＢＲ３≦ＢＲ４≦１００％
である。ＢＲ１を越えない場合には、予約レベルＮは０
であり、ＢＲ１を越えるが、ＢＲ２を越えない場合に
は、Ｎ＝１であり、ＢＲ２を越えるが、ＢＲ３を越えな
い場合には、Ｎ＝２であり、ＢＲ３を越えるが、ＢＲ４
を越えない場合には、Ｎ＝３であり、ＢＲ４を越える場
合には、Ｎ＝４である。この関係が表１に示される。
【表１】
【００１５】その第１の選択経路ＢＷｍａｘの呼のため
のブロッキング確率サービスグレード（ＧＯＳ）を満足
するために仮想パスにおいて必要される全帯域幅（ＴＢ
Ｗｍａｘ）は典型的には、以下の近似により１分毎に計
算される。 ＴＢＷｍａｘｔ＋１（ＶＰ）＝ｒｏｕｎｄ（０.５×Ｔ
ＢＷｍａｘｔ（ＶＰ）＋.５×（1.1×ＴＢＷＩＰ（Ｖ
Ｐ）＋ＴＢＷＯＶ（ＶＰ））） ただしＴＷＩＰ（ＶＰ）は、ＶＰ上の全仮想ネットワー
クに対する全ＢＷＩＰνの合計値であり、ＴＷＢＯＶ
（ＶＰ）はＶＰ上の全仮想ネットワークに対する全ＢＷ
ＯＶνの合計値であり、ｒｏｕｎｄは（×＋０．５）の
整数部分である。
のブロッキング確率サービスグレード（ＧＯＳ）を満足
するために仮想パスにおいて必要される全帯域幅（ＴＢ
Ｗｍａｘ）は典型的には、以下の近似により１分毎に計
算される。 ＴＢＷｍａｘｔ＋１（ＶＰ）＝ｒｏｕｎｄ（０.５×Ｔ
ＢＷｍａｘｔ（ＶＰ）＋.５×（1.1×ＴＢＷＩＰ（Ｖ
Ｐ）＋ＴＢＷＯＶ（ＶＰ））） ただしＴＷＩＰ（ＶＰ）は、ＶＰ上の全仮想ネットワー
クに対する全ＢＷＩＰνの合計値であり、ＴＷＢＯＶ
（ＶＰ）はＶＰ上の全仮想ネットワークに対する全ＢＷ
ＯＶνの合計値であり、ｒｏｕｎｄは（×＋０．５）の
整数部分である。
【００１６】アイドル帯域幅（ＩＬＢＷ）が、以下に記
載するような、予約閾値（Ｒｔｈｒ）以下である場合に
は、ＶＰは予約（Ｒ）状態にあるものと見なされる。ア
イドル帯域幅が、そのリンクのための高負荷閾値（ＨＬ
ｔｈｒ）以下であるが、ＲＴＨＲより大きい場合には、
ＶＰは高負荷（ＨＬ）状態にあるものと見なされる。逆
に、その経路の各リンクのためのアイドル帯域幅が、各
リンクのためのＨＬｔｈｒより大きい場合には、ＶＰは
低負荷（ＬＬ）状態にあるものと見なされる。この関係
が、表ＩＩに最もわかりやすく示される（ここで、簡略
化するために、各変数のためのノード対を示す下付き文
字ｋを省略している）。
載するような、予約閾値（Ｒｔｈｒ）以下である場合に
は、ＶＰは予約（Ｒ）状態にあるものと見なされる。ア
イドル帯域幅が、そのリンクのための高負荷閾値（ＨＬ
ｔｈｒ）以下であるが、ＲＴＨＲより大きい場合には、
ＶＰは高負荷（ＨＬ）状態にあるものと見なされる。逆
に、その経路の各リンクのためのアイドル帯域幅が、各
リンクのためのＨＬｔｈｒより大きい場合には、ＶＰは
低負荷（ＬＬ）状態にあるものと見なされる。この関係
が、表ＩＩに最もわかりやすく示される（ここで、簡略
化するために、各変数のためのノード対を示す下付き文
字ｋを省略している）。
【表２】
【００１７】予約閾値Ｒｔｈｒおよび高負荷閾値ＨＬｔ
ｈｒは、以下の関係によって与えられる。 Ｒｔｈｒ（ＶＰ）＝Ｎ×.０５×ＴＢＷｍａｘＨＬｔｈ
ｒ（ＶＰ）＝Ｒｔｈｒ（ＶＰ）＋.０５×ＴＢＷｍａｘ
ν ただしＮは、ブロッキング予約閾値（ＢＲ１、ＢＲ２、
ＢＲ３、ＢＲ４）に基づく予約レベルである。
ｈｒは、以下の関係によって与えられる。 Ｒｔｈｒ（ＶＰ）＝Ｎ×.０５×ＴＢＷｍａｘＨＬｔｈ
ｒ（ＶＰ）＝Ｒｔｈｒ（ＶＰ）＋.０５×ＴＢＷｍａｘ
ν ただしＮは、ブロッキング予約閾値（ＢＲ１、ＢＲ２、
ＢＲ３、ＢＲ４）に基づく予約レベルである。
【００１８】種々の負荷状態を用いるためのフローに対
するサーチの深さ（ＤｏＳ）は、表ＩＩＩに示されるよ
うに、進行中帯域幅（ＢＷＩＰ）、ＢＷａｖｇνおよび
ＢＷｍａｘν、閾値、呼あるいは他の接続の優先順位、
および経路内のリンクの数に依存する（ここで、簡略化
するために、各変数のためのノード対を示す下付き文字
ｋを省略している）。
するサーチの深さ（ＤｏＳ）は、表ＩＩＩに示されるよ
うに、進行中帯域幅（ＢＷＩＰ）、ＢＷａｖｇνおよび
ＢＷｍａｘν、閾値、呼あるいは他の接続の優先順位、
および経路内のリンクの数に依存する（ここで、簡略化
するために、各変数のためのノード対を示す下付き文字
ｋを省略している）。
【表３】
【００１９】発信元ルータは、表ＩＩＩに従って、呼あ
るいは他の接続に対して許容されるＤｏＳを判定する。
発信元ルータは最初に、着信先ルータへの最短経路上で
呼をルーティングすることを試みる。 ・キーサービスフローの場合 ・ＢＷＩＰν≦２×ＢＷｍａｘνの場合には、全負荷状
態が許容される。発信元スイッチは、各リンクの重みに
基づいて、ネットワーク内を通る最短経路を計算し、所
定の順序で次のノードを順次選択する。ＢＷＩＰν＞２
×ＢＷｍａｘνの場合には、ＬＬ状態のみが許容され
る。発信元スイッチは、各リンクの重みに基づいて、ネ
ットワーク内を通る最短経路を計算し、所定の順序で最
初のリンクがＬＬ状態である次のノードを順次選択す
る。 ・標準サービスフローの場合 ・ＢＷＩＰν≦ＢＷａｖｇνの場合には、全負荷状態が
許容される。発信元スイッチは、各リンクの重みに基づ
いて、ネットワーク内を通る最短経路を計算し、所定の
順序で次のノードを順次選択する。 ・ＢＷａｖｇν＜ＢＷＩＰν≦ＢＷｍａｘνの場合に
は、ＨＬおよびＬＬ状態のみが許容される。発信元スイ
ッチは、各リンクの重みに基づいて、ネットワーク内を
通る最短経路を計算し、その後、所定の順序で最初のリ
ンクがＬＬあるいはＨＬ状態である次のノードを順次選
択する。 ・ＢＷＩＰν＞ＢＷｍａｘνの場合には、ＬＬ状態のみ
が許容される。発信元スイッチは、各リンクの重みに基
づいて、ネットワーク内を通る最短経路を計算し、その
後、所定の順序で最初のリンクがＬＬ状態である次のノ
ードを順次選択する。 ・ベストエフォートサービス呼の場合、ＬＬ状態のみが
許容される。発信元スイッチは、各リンクの重みに基づ
いて、ネットワーク内を通る最短経路を計算し、所定の
順序で最初のリンクがＬＬ状態である次のノードを順次
選択する。
るいは他の接続に対して許容されるＤｏＳを判定する。
発信元ルータは最初に、着信先ルータへの最短経路上で
呼をルーティングすることを試みる。 ・キーサービスフローの場合 ・ＢＷＩＰν≦２×ＢＷｍａｘνの場合には、全負荷状
態が許容される。発信元スイッチは、各リンクの重みに
基づいて、ネットワーク内を通る最短経路を計算し、所
定の順序で次のノードを順次選択する。ＢＷＩＰν＞２
×ＢＷｍａｘνの場合には、ＬＬ状態のみが許容され
る。発信元スイッチは、各リンクの重みに基づいて、ネ
ットワーク内を通る最短経路を計算し、所定の順序で最
初のリンクがＬＬ状態である次のノードを順次選択す
る。 ・標準サービスフローの場合 ・ＢＷＩＰν≦ＢＷａｖｇνの場合には、全負荷状態が
許容される。発信元スイッチは、各リンクの重みに基づ
いて、ネットワーク内を通る最短経路を計算し、所定の
順序で次のノードを順次選択する。 ・ＢＷａｖｇν＜ＢＷＩＰν≦ＢＷｍａｘνの場合に
は、ＨＬおよびＬＬ状態のみが許容される。発信元スイ
ッチは、各リンクの重みに基づいて、ネットワーク内を
通る最短経路を計算し、その後、所定の順序で最初のリ
ンクがＬＬあるいはＨＬ状態である次のノードを順次選
択する。 ・ＢＷＩＰν＞ＢＷｍａｘνの場合には、ＬＬ状態のみ
が許容される。発信元スイッチは、各リンクの重みに基
づいて、ネットワーク内を通る最短経路を計算し、その
後、所定の順序で最初のリンクがＬＬ状態である次のノ
ードを順次選択する。 ・ベストエフォートサービス呼の場合、ＬＬ状態のみが
許容される。発信元スイッチは、各リンクの重みに基づ
いて、ネットワーク内を通る最短経路を計算し、所定の
順序で最初のリンクがＬＬ状態である次のノードを順次
選択する。
【００２０】発信元スイッチが、その着信先スイッチへ
の経路を見つけ損ない、その呼を完了することができる
他の着信先スイッチが存在する場合には、発信元スイッ
チは同じＰＮＮＩ系方法を用いて、その呼を、次の着信
先スイッチにルーティングする。他の着信先スイッチが
存在しない場合には、その呼はブロッキングされる。
の経路を見つけ損ない、その呼を完了することができる
他の着信先スイッチが存在する場合には、発信元スイッ
チは同じＰＮＮＩ系方法を用いて、その呼を、次の着信
先スイッチにルーティングする。他の着信先スイッチが
存在しない場合には、その呼はブロッキングされる。
【００２１】発信元スイッチが着信先スイッチへの経路
を見つける場合には、計算された経路において、パケッ
トが次のホップに送出される。発信先スイッチはその呼
を中間スイッチにルーティングし、ＩＡＭあるいは呼設
定シグナリングメッセージにおいて、帯域幅要件と、サ
ーチの深さとをその中間スイッチに渡す。必要とされる
帯域幅が利用可能であり、中間スイッチから着信先スイ
ッチあるいは次の中間スイッチまでのリンクの負荷状態
が許容されるなら、その中間スイッチはその呼を、着信
先スイッチあるいは次の中間スイッチにルーティングす
る。要求される条件が満たされない場合には、中間スイ
ッチは、クランクバックメッセージを用いて、発信元ス
イッチに呼制御を戻す。クランクバックメッセージの受
信時に、発信元スイッチは、他の適当な経路へのルーテ
ィングを開始することができる。
を見つける場合には、計算された経路において、パケッ
トが次のホップに送出される。発信先スイッチはその呼
を中間スイッチにルーティングし、ＩＡＭあるいは呼設
定シグナリングメッセージにおいて、帯域幅要件と、サ
ーチの深さとをその中間スイッチに渡す。必要とされる
帯域幅が利用可能であり、中間スイッチから着信先スイ
ッチあるいは次の中間スイッチまでのリンクの負荷状態
が許容されるなら、その中間スイッチはその呼を、着信
先スイッチあるいは次の中間スイッチにルーティングす
る。要求される条件が満たされない場合には、中間スイ
ッチは、クランクバックメッセージを用いて、発信元ス
イッチに呼制御を戻す。クランクバックメッセージの受
信時に、発信元スイッチは、他の適当な経路へのルーテ
ィングを開始することができる。
【００２２】典型的には、ＰＮＮＩプロトコルネットワ
ークでは、リンク帯域幅は、初期経路選択判定基準の中
にはないのに対して、経路長はそのような１つの判定基
準である。それゆえ、利用可能セル速度比例乗数（Avai
lable Cell Rate Proportional Multiplier）のような
閾値は、リンク帯域幅の変化に基づく、ノードへの呼の
過剰な集中を最小限にするように設定することができ
る。このようにして、任意の２つのスイッチ対間の最短
経路ルーティングは、所定の経路のリストの順序のまま
実行される。
ークでは、リンク帯域幅は、初期経路選択判定基準の中
にはないのに対して、経路長はそのような１つの判定基
準である。それゆえ、利用可能セル速度比例乗数（Avai
lable Cell Rate Proportional Multiplier）のような
閾値は、リンク帯域幅の変化に基づく、ノードへの呼の
過剰な集中を最小限にするように設定することができ
る。このようにして、任意の２つのスイッチ対間の最短
経路ルーティングは、所定の経路のリストの順序のまま
実行される。
【００２３】上記の実施形態は、本発明の原理を説明す
るための単なる例示にすぎない。当業者は、本発明の原
理を具現し、本発明の精神および範囲内にある種々の変
更および改変を行うことができる。
るための単なる例示にすぎない。当業者は、本発明の原
理を具現し、本発明の精神および範囲内にある種々の変
更および改変を行うことができる。
【００２４】
【発明の効果】上記のように本発明によれば、プライベ
ートネットワーク間インターフェース（ＰＮＮＩ）プロ
トコルを用いるＡＴＭネットワークにおいてサービスク
ラスルーティングを実現することができる。
ートネットワーク間インターフェース（ＰＮＮＩ）プロ
トコルを用いるＡＴＭネットワークにおいてサービスク
ラスルーティングを実現することができる。
【図１】ＡＴＭおよびＴＤＭスイッチからなる、従来技
術によるネットワークの概略的なブロック図である。
術によるネットワークの概略的なブロック図である。
【図２】本発明のサービスクラスルーティング技術を用
いるネットワーク１内の呼制御フローを示す図である。
いるネットワーク１内の呼制御フローを示す図である。
【図３】ノード間の最短リンク経路を確立するための方
法とともに、本発明のサービスクラスルーティング方法
を用いるネットワーク内の呼制御フローを示す図であ
る。
法とともに、本発明のサービスクラスルーティング方法
を用いるネットワーク内の呼制御フローを示す図であ
る。
１０ ネットワーク １２ ＡＴＭスイッチ １４ リンク １６ ＴＤＭスイッチ １８ リンク
───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (72)発明者 ジアユ チェン アメリカ合衆国 07751 ニュージャーシ ィ，モーガンヴィル，ラムスゲイト ドラ イヴ 10 (72)発明者 ソウル ダニエル フィッシュマン アメリカ合衆国 08820 ニュージャーシ ィ，エジソン，シンダー ロード 616 (72)発明者 アニュラグ エス．マウンダー アメリカ合衆国 07076 ニュージャーシ ィ，スコッチ プレーンズ，カントリー クラブ レーン 20
Claims (14)
- 【請求項１】 プライベートネットワーク間インターフ
ェース（ＰＮＮＩ）プロトコルを用いるマルチリンクネ
ットワークにおいて、発信元ノードと着信先ノードとの
間で呼あるいは接続要求（呼）のサービスクラス（ＣＯ
Ｓ）ルーティングを実現するための方法であって、 （ａ）前記発信元ノードと前記着信先ノードとの間の最
短経路をサーチするステップと、 （ｂ）前記呼のサービスクラスを判定するステップと、 （ｃ）前記経路内の各リンクに対して、前記各リンクが
前記呼に対する前記サービスクラスのために利用可能な
帯域幅を有するか否かを判定し、前記最短経路内の前記
各リンクが十分な帯域幅を有する場合には、前記最短経
路間で前記呼を前記発信元ノードからルーティングする
ステップと、 （ｄ）そうではなく、前記リンクのうちの任意のリンク
において十分な帯域幅を利用できない場合には、前記発
信元ノードにクランクバックメッセージを送出し、その
後、次の最短経路をサーチし、ステップ（ｃ）を繰り返
すステップとを有する方法。 - 【請求項２】 前記最短経路をサーチするステップは、
所定の最短経路のリストを順次サーチするステップを含
む請求項１に記載の方法。 - 【請求項３】 前記リンクが利用可能な帯域幅を有する
か否かを判定するステップは、 （ａ）所定のインターバルにわたって前記リンク上で実
際の帯域幅を測定するステップと、 （ｂ）前記実際の帯域幅に従って、ノード間ブロッキン
グを判定するステップと、 （ｃ）前記ノード間ブロッキングに従って、帯域幅予約
閾値を確立するステップと、 （ｄ）前記帯域幅予約閾値に従って、前記経路の負荷状
態を判定するステップと、 （ｅ）前記接続要求の前記サービスクラスと、前記経路
の前記負荷状態と、前記接続要求サービスクラスに対し
て必要とされる帯域幅とに従って、前記経路の利用可能
性を確立するステップとを含む請求項１に記載の方法。 - 【請求項４】 前記サービスクラスに対して前記必要と
される帯域幅は、週毎に確立される請求項３に記載の方
法。 - 【請求項５】 前記呼接続サービスクラスはキーサービ
ス、標準サービスおよびベストエフォートサービスを含
む請求項４に記載の方法。 - 【請求項６】 前記サービスクラスは、（ａ）着信電話
番号、（ｂ）ＴＣＡＰシグナリング情報、（ｃ）前記呼
の発信元および着信先のタイプ、（ｄ）ＡＴＭサービス
クラス、のうちの少なくとも１つから判定される請求項
５に記載の方法。 - 【請求項７】 前記各リンクは、予約許容負荷状態、低
負荷許容負荷状態あるいは高負荷許容負荷状態のうちの
１つを有する場合がある請求項１に記載の方法。 - 【請求項８】 前記キーサービスの場合、実際の進行中
帯域幅（ＢＷＩＰν）≦２×ＢＷｍａｘνの場合には、
全負荷状態が許容され、その場合に、 ＢＷａｖｇν kは、平均進行中帯域幅（ＢＷＩＰν k）を
搬送するために、各仮想ネットワークν（ＶＮν）とノ
ード対ｋのための必要とされる帯域幅［＝アーラン負荷
ν k×平均ＢＷν k／仮想パスν k］であり、 ＢＷｍａｘν kは、ブロッキング確率サービスグレード
目標を満足するために必要とされる帯域幅［＝ＴＲＥＢ
Ｓ（アーラン負荷ν k，サービスグレード（ＧＯＳ））
×平均ＢＷν k／ＶＣν k］である請求項７に記載の方
法。 - 【請求項９】 前記キーサービスの場合、ＢＷＩＰν＞
２×ＢＷｍａｘνの場合には、低負荷リンクのみが許容
される請求項８に記載の方法。 - 【請求項１０】 前記標準サービスの場合、実際の進行
中帯域幅（ＢＷＩＰ ν）≦ＢＷｍａｘνの場合には、全
負荷状態が許容され、その場合に、 ＢＷａｖｇν kは、平均進行中帯域幅（ＢＷＩＰν k）を
搬送するために、各仮想ネットワークν（ＶＮν）とノ
ード対ｋのために必要とされる帯域幅［＝アーラン負荷
ν k×平均ＢＷν k／仮想パスν k］であり、 ＢＷｍａｘν kは、ブロッキング確率サービスグレード
目標を満足するために必要とされる帯域幅［＝ＴＲＥＢ
Ｓ（アーラン負荷ν k，サービスグレード（ＧＯＳ））
×平均ＢＷν k／ＶＣν k］である請求項８に記載の方
法。 - 【請求項１１】 前記標準サービス呼の場合、ＢＷａｖ
ｇν k＜ＢＷＩＰν≦ＢＷｍａｘν kの場合には、高負荷
状態および低負荷状態のみが許容される請求項９に記載
の方法。 - 【請求項１２】 前記標準サービス呼の場合、ＢＷＩＰ
ν＞ＢＷｍａｘν kの場合には、低負荷状態のみが許容
される請求項９に記載の方法。 - 【請求項１３】 前記ベストエフォートサービスの場
合、低負荷状態のみが許容される請求項６に記載の方
法。 - 【請求項１４】 各仮想パスの前記負荷状態は、ＢＷＰ
Ｃ（ＶＰ）／ＢＷＯＶ（ＶＰ）の比に従って判定される
予約閾値に従って判定され、その場合に、 ＢＷＰＣ（ＶＰ）は、その最初の選択経路上の呼のため
の各仮想チャネル（ＶＣ）設定のために必要とされる全
帯域幅（ＢＷ）の合計値であり、 ＢＷＯＶ（ＶＰ）は、ブロッキングされたＢＷＰＣに含
まれる、ブロッキングされたＶＣ設定それぞれのために
必要とされるＢＷの合計値である請求項７に記載の方
法。
Applications Claiming Priority (2)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| US09/538,007 US6778535B1 (en) | 2000-03-29 | 2000-03-29 | PNNI-based multi-link shortest path Class-of Service routing technique |
| US09/538007 | 2000-03-29 |
Publications (1)
| Publication Number | Publication Date |
|---|---|
| JP2001308927A true JP2001308927A (ja) | 2001-11-02 |
Family
ID=24145039
Family Applications (1)
| Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
|---|---|---|---|
| JP2001094485A Pending JP2001308927A (ja) | 2000-03-29 | 2001-03-29 | Ｐｎｎｉ系マルチリンク最短経路サービスクラスルーティング |
Country Status (4)
| Country | Link |
|---|---|
| US (2) | US6778535B1 (ja) |
| EP (1) | EP1139618A3 (ja) |
| JP (1) | JP2001308927A (ja) |
| CA (1) | CA2337589A1 (ja) |
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|---|---|---|---|---|
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| US7283477B1 (en) * | 2000-08-24 | 2007-10-16 | Nortel Networks Limited | Allocating network resources |
| US7257120B2 (en) * | 2000-11-17 | 2007-08-14 | Altera Corporation | Quality of service (QoS) based supervisory network for optical transport systems |
| US7035938B2 (en) * | 2000-12-07 | 2006-04-25 | Telcordia Technologies, Inc. | Determination of connection links to configure a virtual private network |
| US7787458B2 (en) * | 2001-11-30 | 2010-08-31 | Alcatel-Lucent Canada Inc. | Method and apparatus for communicating data packets according to classes of service |
| US7433964B2 (en) * | 2002-01-20 | 2008-10-07 | Bay Microsystems, Inc. | Coherent provisioning of multiple traffic paths in transport networks |
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| US20070125733A1 (en) * | 2005-12-01 | 2007-06-07 | Artone Manufacturing Co., Inc. | Bedside storage structure |
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| US7583677B1 (en) * | 2006-11-03 | 2009-09-01 | Juniper Networks, Inc. | Dynamic flow-based multi-path load balancing with quality of service assurances |
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