JP3159927B2 - 網動作方法、要求経路方法並びにルーティング及び承認制御する方法 - Google Patents
網動作方法、要求経路方法並びにルーティング及び承認制御する方法Info
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Description
【0001】
【発明の属する技術分野】本発明は、仮想回線の承認制
御及びルーティングの方法に関する。
御及びルーティングの方法に関する。
【0002】
【従来の技術】網は、接続されている端点(ホストマシ
ン、ファックスマシン、端末等)の間で情報(データ、
音響、テキスト、映像等)を交換、即ち転送する手段の
1つである。網は、お互い及び各端点とリンクによって
接続しているノードからなる。各リンクは通常、双方向
性(即ち、順方向及び逆方向で情報が運ばれる)であ
り、各方向に対して帯域幅や容量のようなパラメータに
よって特徴づけられる。ノードはバッファを有すると効
果的であり、リンクがノードにおいて受信した情報を扱
う容量がなければ、リンクが十分な容量を得たときまで
受信した情報をバッファが記憶するのに使われる。
ン、ファックスマシン、端末等)の間で情報(データ、
音響、テキスト、映像等)を交換、即ち転送する手段の
1つである。網は、お互い及び各端点とリンクによって
接続しているノードからなる。各リンクは通常、双方向
性(即ち、順方向及び逆方向で情報が運ばれる)であ
り、各方向に対して帯域幅や容量のようなパラメータに
よって特徴づけられる。ノードはバッファを有すると効
果的であり、リンクがノードにおいて受信した情報を扱
う容量がなければ、リンクが十分な容量を得たときまで
受信した情報をバッファが記憶するのに使われる。
【0003】網は、広範囲にわたる端点の間のディジタ
ルフォーマット情報の、高信頼性で、高速な伝送に使わ
れるようにますますなってきた。このことは、網サービ
ス及びアーキテクチャ/インフラストラクチャー設計に
対して大きな変化をもたらした。特に、ビデオ・オン・
デマンドやビデオ遠隔会議のような新顧客サービスが広
帯域サービス総合ディジタル網(BISDN)において
提供されることが期待されている。BISDNにおける
基本的な技術は、非同期転送モード(ATM)と呼ば
れ、エス・イー・ミンツァー(S.E. Minzer)著の論文、
「BISDN及び非同期転送モード(Broadband ISDN an
d Asynchronous Transfer Mode)」(IEEEComm. Mag.1
989年9月刊、17〜24ページ)を参照するとよ
い。
ルフォーマット情報の、高信頼性で、高速な伝送に使わ
れるようにますますなってきた。このことは、網サービ
ス及びアーキテクチャ/インフラストラクチャー設計に
対して大きな変化をもたらした。特に、ビデオ・オン・
デマンドやビデオ遠隔会議のような新顧客サービスが広
帯域サービス総合ディジタル網(BISDN)において
提供されることが期待されている。BISDNにおける
基本的な技術は、非同期転送モード(ATM)と呼ば
れ、エス・イー・ミンツァー(S.E. Minzer)著の論文、
「BISDN及び非同期転送モード(Broadband ISDN an
d Asynchronous Transfer Mode)」(IEEEComm. Mag.1
989年9月刊、17〜24ページ)を参照するとよ
い。
【0004】情報が2つの端点間(開始端点及びあて先
端点)で交換されるとき、開始端点は網における2つの
端点間で双方向パス(ノード及びリンクからなるコネク
ション)が確立されることを要求する。ATM網におい
ては、確立されたパスは、「仮想回線(VC:virtual c
ircuit)」と呼ばれ、これは、交換を開始する端点は単
にあて先端点を指定して、網はあたかも直接回線に接続
されてあるように開始端点からあて先端点まで情報を運
ぶことをいう。VCのパスにおける「ホップ数」は、パ
スのリンクの数と等しいか、又はパスのノードの数より
も1だけ小さい。
端点)で交換されるとき、開始端点は網における2つの
端点間で双方向パス(ノード及びリンクからなるコネク
ション)が確立されることを要求する。ATM網におい
ては、確立されたパスは、「仮想回線(VC:virtual c
ircuit)」と呼ばれ、これは、交換を開始する端点は単
にあて先端点を指定して、網はあたかも直接回線に接続
されてあるように開始端点からあて先端点まで情報を運
ぶことをいう。VCのパスにおける「ホップ数」は、パ
スのリンクの数と等しいか、又はパスのノードの数より
も1だけ小さい。
【0005】網の運営において考えなければならない重
要なこととして、その網に新しいVCを承認する(アド
ミッションする)かということと、どのようにその承認
されたVCをその網内を経路(ルーティング)させるか
ということがある。承認するかどうか及びこれらの端点
からVCの要求をいかに経路させるかを決めるに際し
て、網の承認及びルーティングスキームを考える際に
は、資源(VCを構成するリンクの帯域幅等)をいかに
確保するかを考えなければならない。この資源の確保
は、網が提供するサービス品質(QOS)保証(情報受
信の際の最大情報損失率や最大遅延等に関係する要求事
項)を満足させるために必要である。このため、資源が
利用可能な資源を超えてリンクやノードにおいて確保さ
れないことを保証するために承認制御が必要となる。
要なこととして、その網に新しいVCを承認する(アド
ミッションする)かということと、どのようにその承認
されたVCをその網内を経路(ルーティング)させるか
ということがある。承認するかどうか及びこれらの端点
からVCの要求をいかに経路させるかを決めるに際し
て、網の承認及びルーティングスキームを考える際に
は、資源(VCを構成するリンクの帯域幅等)をいかに
確保するかを考えなければならない。この資源の確保
は、網が提供するサービス品質(QOS)保証(情報受
信の際の最大情報損失率や最大遅延等に関係する要求事
項)を満足させるために必要である。このため、資源が
利用可能な資源を超えてリンクやノードにおいて確保さ
れないことを保証するために承認制御が必要となる。
【0006】ルーティング及び承認制御方法の目的は一
般的には、いかなるQOS保証や要求事項を満たしなが
ら、資源の制約には反さずに、網資源の利用を最大化す
ることである。多くの因子により、ルーティング及び承
認制御判断は複雑になる。即ち、第1に、判断は「オン
ライン」で行われねばならない。即ち、将来のルーティ
ング需要が網資源にどのように作用するかの知識を持た
ずに行われなければならない。この問題はいわゆる「動
的再経路(ダイナミック・リルーティング)」技術によ
って対処されるが、これらの技術は通常、網のユーザに
提供されるサービスの質に悪影響を与えてしまう。第2
に、網の現在の状態(網トポロジー及び網資源の現在の
割り当て)が利用可能でないことである。例えば、最近
に割り当てた資源の情報が網状態にまだ反映されないと
きである。このような場合、ルーティング及び承認判断
は、静的、即ち不正確な状態情報に基づいて行われてし
まう。第3に、承認及びルーティング判断は、しばしば
実時間で行わなければならない。即ち、VCセットアッ
ププロトコルによって決められた時間間隔の間に行わな
ければならない。このVCセットアッププロトコルは、
VCを確立、即ちセットアップする試みに配分された時
間を指定し、VCをセットアップする幾つの試みまでを
許すかを指定する。
般的には、いかなるQOS保証や要求事項を満たしなが
ら、資源の制約には反さずに、網資源の利用を最大化す
ることである。多くの因子により、ルーティング及び承
認制御判断は複雑になる。即ち、第1に、判断は「オン
ライン」で行われねばならない。即ち、将来のルーティ
ング需要が網資源にどのように作用するかの知識を持た
ずに行われなければならない。この問題はいわゆる「動
的再経路(ダイナミック・リルーティング)」技術によ
って対処されるが、これらの技術は通常、網のユーザに
提供されるサービスの質に悪影響を与えてしまう。第2
に、網の現在の状態(網トポロジー及び網資源の現在の
割り当て)が利用可能でないことである。例えば、最近
に割り当てた資源の情報が網状態にまだ反映されないと
きである。このような場合、ルーティング及び承認判断
は、静的、即ち不正確な状態情報に基づいて行われてし
まう。第3に、承認及びルーティング判断は、しばしば
実時間で行わなければならない。即ち、VCセットアッ
ププロトコルによって決められた時間間隔の間に行わな
ければならない。このVCセットアッププロトコルは、
VCを確立、即ちセットアップする試みに配分された時
間を指定し、VCをセットアップする幾つの試みまでを
許すかを指定する。
【0007】承認制御及びルーティング方法は通常、要
求VCを、選択されたパスが必要とする網資源の量に影
響するある種のコスト関数を最小化するように、承認
し、選択パス上に経路させる。たくさんの種類のコスト
関数を用いることができるが、通常コスト関数は現在の
網状態、網を通しての遅延に関係するパラメータの関数
である。
求VCを、選択されたパスが必要とする網資源の量に影
響するある種のコスト関数を最小化するように、承認
し、選択パス上に経路させる。たくさんの種類のコスト
関数を用いることができるが、通常コスト関数は現在の
網状態、網を通しての遅延に関係するパラメータの関数
である。
【0008】要求された仮想回線の承認及びルーティン
グ問題を解決しようとする方法は通常、ルーティングが
不完全又は完全のいずれの情報によってされたか、及び
VCが永久回線又は交換回線のいずれであるかのような
因子に基づく方法に向けられた。特に、このような因子
は通常、コスト関数のパラメータを指定するのに有用で
ある。不完全な情報によってルーティングするとは、単
に、その網の状態の知識を持たないこと、又はもしその
知識を持っていたとしても状態情報が遅れた情報である
こと、例えば、利用可能な状態情報が最も近時に経路し
たVCに割り当てられた網資源に関する情報を取り入れ
ない場合等を意味する。逆に、完全な情報によってのル
ーティングとは、状態情報が完全な知識を持っていて状
態情報が最新であることを意味する。
グ問題を解決しようとする方法は通常、ルーティングが
不完全又は完全のいずれの情報によってされたか、及び
VCが永久回線又は交換回線のいずれであるかのような
因子に基づく方法に向けられた。特に、このような因子
は通常、コスト関数のパラメータを指定するのに有用で
ある。不完全な情報によってルーティングするとは、単
に、その網の状態の知識を持たないこと、又はもしその
知識を持っていたとしても状態情報が遅れた情報である
こと、例えば、利用可能な状態情報が最も近時に経路し
たVCに割り当てられた網資源に関する情報を取り入れ
ない場合等を意味する。逆に、完全な情報によってのル
ーティングとは、状態情報が完全な知識を持っていて状
態情報が最新であることを意味する。
【0009】大規模網(例えば、全国土ほどの地理面積
で100ほどのノードからなる網)においては、ノード
からノードへのリレー情報の伝搬遅延が原因で、発信端
点に接続された全てのノードで利用可能な正確、即ち完
全な状態情報を有することは期待できない。従って、こ
のような網は、全てのルーティング判断を集中化したサ
イト(全てのノードにアクセス可能なサイト)の完全な
情報に基づいて行うか、さもなければ、静的、即ち不完
全な状態情報に基づいて局所的(ローカル)に(即ち、
分散された方法で)ルーティング判断を行わなければな
らない。永久VCは、例えば何年のオーダーの長期間に
わたって運営され確立され続けるように設計された端点
間の情報転送のためのパスである。交換VCは、何時間
や何日にわたって稼働するように設計されている。
で100ほどのノードからなる網)においては、ノード
からノードへのリレー情報の伝搬遅延が原因で、発信端
点に接続された全てのノードで利用可能な正確、即ち完
全な状態情報を有することは期待できない。従って、こ
のような網は、全てのルーティング判断を集中化したサ
イト(全てのノードにアクセス可能なサイト)の完全な
情報に基づいて行うか、さもなければ、静的、即ち不完
全な状態情報に基づいて局所的(ローカル)に(即ち、
分散された方法で)ルーティング判断を行わなければな
らない。永久VCは、例えば何年のオーダーの長期間に
わたって運営され確立され続けるように設計された端点
間の情報転送のためのパスである。交換VCは、何時間
や何日にわたって稼働するように設計されている。
【0010】永久VC及び交換VC(知られた継続時間
の間に確立される交換VCにおいて)に対して提示され
た承認スキームの1つとして、網内の全てのパスのルー
ティング情報のコストを評価するためにリンクロード
(負荷)の指数関数を用いるものがある。ビー・アワー
ブッチ(B. Awerbuch)ら著の刊行物、「競争力のあるス
ループットのオンラインルーティング(Throughput-Comp
etitive On-Line Routing)」(1993年11月、米国
カルフォルニア州パロアルト、34th Annual Symp. on F
oundations of Comp. Sci.)を参照するとよい。アワー
ブッチらの指数的コストに基づいたアルゴリズム、supr
aは、ここでは、「AAP法」と呼ぶ。
の間に確立される交換VCにおいて)に対して提示され
た承認スキームの1つとして、網内の全てのパスのルー
ティング情報のコストを評価するためにリンクロード
(負荷)の指数関数を用いるものがある。ビー・アワー
ブッチ(B. Awerbuch)ら著の刊行物、「競争力のあるス
ループットのオンラインルーティング(Throughput-Comp
etitive On-Line Routing)」(1993年11月、米国
カルフォルニア州パロアルト、34th Annual Symp. on F
oundations of Comp. Sci.)を参照するとよい。アワー
ブッチらの指数的コストに基づいたアルゴリズム、supr
aは、ここでは、「AAP法」と呼ぶ。
【0011】このAAP法は、網の各リンクに対する承
認しきい値及び指数コスト基準の関数として決められる
しきいコストに基づいている。AAP法は、要求VCに
対して、これがパス群の特定のパスのいずれにおけるリ
ンクへのルーティングのコストをもが、しきいコストを
下回るようなパス群を決める。網を通ってのルーティン
グのコストが、しきいコストよりも高いような要求は拒
否される。
認しきい値及び指数コスト基準の関数として決められる
しきいコストに基づいている。AAP法は、要求VCに
対して、これがパス群の特定のパスのいずれにおけるリ
ンクへのルーティングのコストをもが、しきいコストを
下回るようなパス群を決める。網を通ってのルーティン
グのコストが、しきいコストよりも高いような要求は拒
否される。
【0012】AAP法はしかしながら幾つかの欠点があ
る。第1に、AAP法は要求VCを経路させるためにパ
ス群におけるどの特定のパスを用いるべきであるかを指
定しない。(即ち、AAP法は、承認制御のみを行い、
要求VCに対する特定のパスを選択したり、これを経路
したりはしない。)さらに、アワーブッチらは、確立さ
れる継続時間の知識を持たない交換VCの場合におい
て、どのようにAAP法を用いるかを示していない。A
AP法のある視点から、特に、AAP法の指数コスト関
数に関して、以下において説明する。
る。第1に、AAP法は要求VCを経路させるためにパ
ス群におけるどの特定のパスを用いるべきであるかを指
定しない。(即ち、AAP法は、承認制御のみを行い、
要求VCに対する特定のパスを選択したり、これを経路
したりはしない。)さらに、アワーブッチらは、確立さ
れる継続時間の知識を持たない交換VCの場合におい
て、どのようにAAP法を用いるかを示していない。A
AP法のある視点から、特に、AAP法の指数コスト関
数に関して、以下において説明する。
【0013】第1表には、AAP指数コストに基づく方
法の一部を実装する疑似コードを示してある。第1表の
疑似コードの各行を以下に説明する。nを網におけるノ
ードの数を示すものとする。網において各リンクeに割
り当てられた容量u(e)は、そのリンクで利用可能な
帯域幅を表す。あて先端点へのVCに対する発信端点か
らのj番目の要求、即ち、(sj、tj、Ts j、Tf j、r
j)で表される要求を受信する際(疑似コードの1行
目)、AAP法は、時間Ts jから開始し、時間Tf jで終
了する、発信ノードsj(発信端点に直接に接続されて
いる)からあて先ノードtj(あて先端点に直接に接続
されている)への容量rjの経路、即ちパスを割り当て
ようと試みる。簡明さのため、ルーティングが時間Ts j
で行われるものと仮定する。AAP法の目的は、網のス
ループット(ある時間間隔において網を通って運ばれる
情報の量)を最大化することにある。Tj=Tf j−Ts j
は、回線の保留時間、即ち継続時間を表し、Tは、最大
可能なTjを表し、rは、最大要求帯域幅(率)rjを表
すものとする。AAP法のしきいコストが、n,r及び
Tの積であるとする。
法の一部を実装する疑似コードを示してある。第1表の
疑似コードの各行を以下に説明する。nを網におけるノ
ードの数を示すものとする。網において各リンクeに割
り当てられた容量u(e)は、そのリンクで利用可能な
帯域幅を表す。あて先端点へのVCに対する発信端点か
らのj番目の要求、即ち、(sj、tj、Ts j、Tf j、r
j)で表される要求を受信する際(疑似コードの1行
目)、AAP法は、時間Ts jから開始し、時間Tf jで終
了する、発信ノードsj(発信端点に直接に接続されて
いる)からあて先ノードtj(あて先端点に直接に接続
されている)への容量rjの経路、即ちパスを割り当て
ようと試みる。簡明さのため、ルーティングが時間Ts j
で行われるものと仮定する。AAP法の目的は、網のス
ループット(ある時間間隔において網を通って運ばれる
情報の量)を最大化することにある。Tj=Tf j−Ts j
は、回線の保留時間、即ち継続時間を表し、Tは、最大
可能なTjを表し、rは、最大要求帯域幅(率)rjを表
すものとする。AAP法のしきいコストが、n,r及び
Tの積であるとする。
【0014】
【表1】
【0015】AAP法においては、ルーティング判断は
網のリンク(又はエッジ)上の資源に対する現在のロー
ド(要求)及び将来の要求に関する情報に基づいてい
る。即ち、ルーティング判断は、j番目のVCのホール
ド時間の間に経路しているかもしれないVCの要求に対
する需要を考慮に入れる。ロードは、エッジ容量u
(e)に関連して計られる。Piがi番目の要求を満た
すのに用いられる経路を表すこととする。j番目の回線
を経路させるルーティング法から見た時間τにおけるエ
ッジeのロードは、以下のように定義される。
網のリンク(又はエッジ)上の資源に対する現在のロー
ド(要求)及び将来の要求に関する情報に基づいてい
る。即ち、ルーティング判断は、j番目のVCのホール
ド時間の間に経路しているかもしれないVCの要求に対
する需要を考慮に入れる。ロードは、エッジ容量u
(e)に関連して計られる。Piがi番目の要求を満た
すのに用いられる経路を表すこととする。j番目の回線
を経路させるルーティング法から見た時間τにおけるエ
ッジeのロードは、以下のように定義される。
【数1】
【0016】数式(1)は、リンクeに経路された他の
要求による時間τにおけるリンクeの混雑度、即ちロー
ドを示す。ロードを計算した後、次には第1表の第2行
のように指数コストを計算する。AAP法においては、
時間τ、ce(τ,j)におけるエッジeのコストは、
j番目の回線を経路するときは、
要求による時間τにおけるリンクeの混雑度、即ちロー
ドを示す。ロードを計算した後、次には第1表の第2行
のように指数コストを計算する。AAP法においては、
時間τ、ce(τ,j)におけるエッジeのコストは、
j番目の回線を経路するときは、
【数2】 により定義される。ここで、λeは、j番目のVCを経
路しようと試みる間の時間τにおけるリンクeのロード
(用いられるリンク容量の率)であり、u(e)は、リ
ンクeの容量で、μは、パラメータである。パラメータ
μは、網のノード数nと、rjの最大の可能性がある値
rと、Tjの最大の可能性がある値Tに関係する。パス
群におけるいかなるパス上の要求VCを経路させるコス
トがしきい値よりも小さいようなパス群が存在すれば、
その要求は受容(アクセプト)される(3〜5行)。第
1表の6〜7行において、経路された要求に必要とされ
る資源は、更新された網状態に反映される。もしパス群
が空の群であれば、その要求は拒否(リジェクト)され
る。
路しようと試みる間の時間τにおけるリンクeのロード
(用いられるリンク容量の率)であり、u(e)は、リ
ンクeの容量で、μは、パラメータである。パラメータ
μは、網のノード数nと、rjの最大の可能性がある値
rと、Tjの最大の可能性がある値Tに関係する。パス
群におけるいかなるパス上の要求VCを経路させるコス
トがしきい値よりも小さいようなパス群が存在すれば、
その要求は受容(アクセプト)される(3〜5行)。第
1表の6〜7行において、経路された要求に必要とされ
る資源は、更新された網状態に反映される。もしパス群
が空の群であれば、その要求は拒否(リジェクト)され
る。
【0017】アワーブッチらは、μが、2nTr/(r
min+1)であるように選択することを提示している
(ここで、rminはいかなるVCが要求する帯域幅の中
で最も小さい帯域幅である)。標準的な大きさの網にお
いては、μの値は、100,000のオーダーである。
パラメータμの大きな値を正しく選択することによっ
て、最適化されたオフラインルーティングスキーム、即
ち、前もって全ての要求の情報を得るスキームによって
経路できる要求の数の(logμのオーダーの)係数の範
囲内で、要求VCの総数のルーティングを保証できるよ
うになる。
min+1)であるように選択することを提示している
(ここで、rminはいかなるVCが要求する帯域幅の中
で最も小さい帯域幅である)。標準的な大きさの網にお
いては、μの値は、100,000のオーダーである。
パラメータμの大きな値を正しく選択することによっ
て、最適化されたオフラインルーティングスキーム、即
ち、前もって全ての要求の情報を得るスキームによって
経路できる要求の数の(logμのオーダーの)係数の範
囲内で、要求VCの総数のルーティングを保証できるよ
うになる。
【0018】AAP法は承認されたVC要求に対する十
分な資源を保証するが、この方法は、VCを承認するこ
とに関して過度に消極的で、従って網資源を完全に利用
できないような欠点がある。しかしながら、μの値を単
に減らすことはAAP法が利用可能な網資源を超えて要
求を受容してしまうことになり、網ユーザに保証された
QOS要求事項を満たすことができないことを意味して
しまう。さらに、AAP法は、現在及び将来双方のリン
クロードの知識を必要とする。この知識は、利用可能で
なかったり、遅れた情報に基づいていたり、又は、記憶
するのに過大な記憶装置を要してしまう。
分な資源を保証するが、この方法は、VCを承認するこ
とに関して過度に消極的で、従って網資源を完全に利用
できないような欠点がある。しかしながら、μの値を単
に減らすことはAAP法が利用可能な網資源を超えて要
求を受容してしまうことになり、網ユーザに保証された
QOS要求事項を満たすことができないことを意味して
しまう。さらに、AAP法は、現在及び将来双方のリン
クロードの知識を必要とする。この知識は、利用可能で
なかったり、遅れた情報に基づいていたり、又は、記憶
するのに過大な記憶装置を要してしまう。
【0019】
【発明が解決しようとする課題】従って、QOS要求事
項を満足させながら、網資源の利用を増大させるVCの
ルーティング及び承認制御の方法を改善し、継続時間、
即ち保留時間の知識を持たないような交換VC網におい
て利用できることが所望される。
項を満足させながら、網資源の利用を増大させるVCの
ルーティング及び承認制御の方法を改善し、継続時間、
即ち保留時間の知識を持たないような交換VC網におい
て利用できることが所望される。
【0020】
【課題を解決するための手段】本発明により、リンク群
からなる網を通ってパスのリンク上に要求仮想回線を経
路させるコストは、網において前に確立された全ての仮
想回線群のサブセットにおけるホップ数に関係するパラ
メータに基づいて決められることが認識できた。本発明
の方法は、発信及びあて先ノード間のパス上の仮想回線
を経路させるために要求を受信し、網におけるリンク群
のサブセットの各リンクのロードを決め、そして発信及
びあて先ノード間の網における可能性のある(潜在)パ
ス上に要求を経路させるコストを決めることによって、
網を通るパス上の要求仮想回線を経路させるコストを決
める。ここで、このコストは、網を前に経路した全ての
仮想回線の群のサブセットに対するホップ数に関係する
網状態及びパラメータの関数である。パスは、(1)し
きい値よりも小さいコスト、及び(2)要求を収容でき
る十分な容量を有するリンク、の双方を有するパスの間
で選択される。本発明の方法は、集中化又は分散したシ
ステムのいずれにおいても用いることができ、既知又は
未知の保留時間の永久又は交換いずれの仮想回線を経路
することにも用いることができる。
からなる網を通ってパスのリンク上に要求仮想回線を経
路させるコストは、網において前に確立された全ての仮
想回線群のサブセットにおけるホップ数に関係するパラ
メータに基づいて決められることが認識できた。本発明
の方法は、発信及びあて先ノード間のパス上の仮想回線
を経路させるために要求を受信し、網におけるリンク群
のサブセットの各リンクのロードを決め、そして発信及
びあて先ノード間の網における可能性のある(潜在)パ
ス上に要求を経路させるコストを決めることによって、
網を通るパス上の要求仮想回線を経路させるコストを決
める。ここで、このコストは、網を前に経路した全ての
仮想回線の群のサブセットに対するホップ数に関係する
網状態及びパラメータの関数である。パスは、(1)し
きい値よりも小さいコスト、及び(2)要求を収容でき
る十分な容量を有するリンク、の双方を有するパスの間
で選択される。本発明の方法は、集中化又は分散したシ
ステムのいずれにおいても用いることができ、既知又は
未知の保留時間の永久又は交換いずれの仮想回線を経路
することにも用いることができる。
【0021】
【発明の実施の形態】図1は、本発明を用いることがで
きる網106の構造を示す図である。端点102−i
(i=1,2,...,)は、網106を経由して情報
を交換する。網106は、ノード108−j(j=1,
2,...,)をお互いに及び端点に接続するリンク1
10−k(k=1,2,...,)からなる。ノードの
対は、1又は複数のリンクによって接続される。
きる網106の構造を示す図である。端点102−i
(i=1,2,...,)は、網106を経由して情報
を交換する。網106は、ノード108−j(j=1,
2,...,)をお互いに及び端点に接続するリンク1
10−k(k=1,2,...,)からなる。ノードの
対は、1又は複数のリンクによって接続される。
【0022】図1の網106は、この網が集中化したル
ーティング要求プロセッサ111を用いて経路して通る
ために完全な情報を用いるので、集中化したルーティン
グシステムである。要求プロセッサ111は、ノード1
08−jに接続する。VCに対する全ての要求が要求プ
ロセッサ111で処理されるので、要求プロセッサ11
1は網状態の完全な知識を有する。例えば、要求プロセ
ッサは網における各リンクの容量及び各ノードのバッフ
ァで利用可能なバッファスペースの容量の利用を決め
る。従って、網を通るいかなるパス(いかなるパスによ
って必要とされるさらなる網資源)を正確に決めること
ができる。
ーティング要求プロセッサ111を用いて経路して通る
ために完全な情報を用いるので、集中化したルーティン
グシステムである。要求プロセッサ111は、ノード1
08−jに接続する。VCに対する全ての要求が要求プ
ロセッサ111で処理されるので、要求プロセッサ11
1は網状態の完全な知識を有する。例えば、要求プロセ
ッサは網における各リンクの容量及び各ノードのバッフ
ァで利用可能なバッファスペースの容量の利用を決め
る。従って、網を通るいかなるパス(いかなるパスによ
って必要とされるさらなる網資源)を正確に決めること
ができる。
【0023】図2は、本発明の網を通ってVCを経路さ
せる方法のステップを示し、この方法は、要求プロセッ
サ111によって効果的に用いることができる。ステッ
プ210において、VCの要求(j番目の要求)は、発
信端点から受信される。この要求は通常、発信ノードs
j、あて先ノードtj、要求帯域幅rj、VCの開始時間
(Ts j)、及びVCの終了時間(Tf j)を特定するパラ
メータからなる。この要求は、(sj、tj、rj、
Ts j、Tf j)として特定される。ステップ220は、要
求VCが経路するパス群を決める本発明の方法を示して
いる。ステップ220において示してあるように、パス
群は第1基準(パス群の各パスのコストがしきい値より
も下で、パス群の各パスにおけるリンク及びノードのそ
れぞれが要求を収容するのに十分な資源を有すること)
に従って決められる。
せる方法のステップを示し、この方法は、要求プロセッ
サ111によって効果的に用いることができる。ステッ
プ210において、VCの要求(j番目の要求)は、発
信端点から受信される。この要求は通常、発信ノードs
j、あて先ノードtj、要求帯域幅rj、VCの開始時間
(Ts j)、及びVCの終了時間(Tf j)を特定するパラ
メータからなる。この要求は、(sj、tj、rj、
Ts j、Tf j)として特定される。ステップ220は、要
求VCが経路するパス群を決める本発明の方法を示して
いる。ステップ220において示してあるように、パス
群は第1基準(パス群の各パスのコストがしきい値より
も下で、パス群の各パスにおけるリンク及びノードのそ
れぞれが要求を収容するのに十分な資源を有すること)
に従って決められる。
【0024】図3は、ステップ220をさらに詳細に示
している。ステップ310では、時間τ(Ts j≦τ≦T
f j)における網106の各リンクeのロードλが数式
(1)のsupraのものを用いて効果的に決められてい
る。ステップ320では、時間τにおける網の各リンク
e上へのj番目の要求を経路させるコストが修正された
コスト関数c’e(τ,j)によって決められている。
している。ステップ310では、時間τ(Ts j≦τ≦T
f j)における網106の各リンクeのロードλが数式
(1)のsupraのものを用いて効果的に決められてい
る。ステップ320では、時間τにおける網の各リンク
e上へのj番目の要求を経路させるコストが修正された
コスト関数c’e(τ,j)によって決められている。
【数3】 ここで、ce(τ,j)は、数式(2)のsupraのものを
用いて効果的に決められる。
用いて効果的に決められる。
【0025】数式(2)では、j番目の要求がそのリン
クを通って経路されていたときに、リンクeの容量が超
えてしまうかを決めるために確かめる。もしその容量が
超えていれば、コストは非常に高い値にセットされ、こ
のリンクからなるパスをその要求を経路させるパスとし
て選択しない。もしリンクeの容量が超えていなけれ
ば、コスト関数が効果的に数式(2)を用いて計算され
る。このコスト関数は本発明では、AAP法におけるよ
うに、多数の僅か又はある程度利用されているリンク
と、少数の比較的過度に用いられているリンクからなる
パスに基づいて、網への承認を効果的に交換するように
設計された非線形関数である。しかしながら、以下に述
べるように、本発明においてce(τ,j)を決めるの
に用いられるパラメータμは、AAP法におけるものと
異なるパラメータに基づいて選択される。ステップ34
0では、対応する各可能生のある経路パスにおけるリン
クは、そのリンクが要求VCを収容するのに十分な利用
可能な容量を有することを保証するために確かめられる
(そのリンクが「飽和」していないことを確認するため
に)。パス群からの要求VCのホールディング時間の継
続時間に対して十分な容量を有するリンクを有するこれ
らの潜在経路パスは、ステップ220にある。
クを通って経路されていたときに、リンクeの容量が超
えてしまうかを決めるために確かめる。もしその容量が
超えていれば、コストは非常に高い値にセットされ、こ
のリンクからなるパスをその要求を経路させるパスとし
て選択しない。もしリンクeの容量が超えていなけれ
ば、コスト関数が効果的に数式(2)を用いて計算され
る。このコスト関数は本発明では、AAP法におけるよ
うに、多数の僅か又はある程度利用されているリンク
と、少数の比較的過度に用いられているリンクからなる
パスに基づいて、網への承認を効果的に交換するように
設計された非線形関数である。しかしながら、以下に述
べるように、本発明においてce(τ,j)を決めるの
に用いられるパラメータμは、AAP法におけるものと
異なるパラメータに基づいて選択される。ステップ34
0では、対応する各可能生のある経路パスにおけるリン
クは、そのリンクが要求VCを収容するのに十分な利用
可能な容量を有することを保証するために確かめられる
(そのリンクが「飽和」していないことを確認するため
に)。パス群からの要求VCのホールディング時間の継
続時間に対して十分な容量を有するリンクを有するこれ
らの潜在経路パスは、ステップ220にある。
【0026】ここで、ステップ220の手順は図3のス
テップの順序を変えることによっても達成できることに
留意する。例えば、リンクのロードが最初に決められた
ら、要求を扱うのに容量が十分でないリンクを対象から
外す。次に、残ったリンクに基づいて、発信及びあて先
ノードの間の潜在パスが決められ、その潜在パスを経路
するコストが決められる。十分に低コストなこれらの潜
在パスは従って経路パス群を形成する。
テップの順序を変えることによっても達成できることに
留意する。例えば、リンクのロードが最初に決められた
ら、要求を扱うのに容量が十分でないリンクを対象から
外す。次に、残ったリンクに基づいて、発信及びあて先
ノードの間の潜在パスが決められ、その潜在パスを経路
するコストが決められる。十分に低コストなこれらの潜
在パスは従って経路パス群を形成する。
【0027】図2に戻ると、ステップ225では、経路
パス群が調べられる。もしステップ220で決められた
経路パス群が空の群であれば、要求はステップ230に
て拒否される。代わりに、経路パス群が空の群でなけれ
ば、要求VCが経路するパスは、選択基準に従って経路
パス群からステップ240にて選択される。
パス群が調べられる。もしステップ220で決められた
経路パス群が空の群であれば、要求はステップ230に
て拒否される。代わりに、経路パス群が空の群でなけれ
ば、要求VCが経路するパスは、選択基準に従って経路
パス群からステップ240にて選択される。
【0028】ステップ240の選択基準は、最小ホップ
パス(最小のノード数を通るパス)とするように選ぶ。
また、低コストのパスを選択するような他の基準も使う
ことができる。
パス(最小のノード数を通るパス)とするように選ぶ。
また、低コストのパスを選択するような他の基準も使う
ことができる。
【0029】ステップ250では、要求VCは選択パス
を経路する。ステップ260では、要求プロセッサ11
1は、要求VCによる網資源の利用を反映させるため、
網状態を更新する。
を経路する。ステップ260では、要求プロセッサ11
1は、要求VCによる網資源の利用を反映させるため、
網状態を更新する。
【0030】本発明は指数コストに基づいたアワーブッ
チのアルゴリズム、supraに関するが、幾つかの方法に
よりAAP法を改善する。第1に、本発明は数式(2)
において用いるためのμの値を決める異なったパラメー
タを用いる。特に、パラメータμは、前に網を通って経
路した全てのVC群のサブセットに対するホップ数の関
数である。一般に、μは、Lの関数として選ぶ。ここ
で、Lは、前に網を通って経路した全てのVC群のサブ
セットに対する平均ホップ数又は平均リンク数である。
例えば、選択の例として、logμがlogLのオーダーであ
るような、logμがLの関数である場合がある。μは通
常、だいたい、2ないし4である。従って、μの値は通
常、AAP法に従って、値を減らされる。減らされたμ
の値は、従って、要求VCが経路する潜在経路パスの大
きな群を生み出す。このように、本発明は、潜在経路パ
ス群を生み出すことに関して全く消極的というではな
い。
チのアルゴリズム、supraに関するが、幾つかの方法に
よりAAP法を改善する。第1に、本発明は数式(2)
において用いるためのμの値を決める異なったパラメー
タを用いる。特に、パラメータμは、前に網を通って経
路した全てのVC群のサブセットに対するホップ数の関
数である。一般に、μは、Lの関数として選ぶ。ここ
で、Lは、前に網を通って経路した全てのVC群のサブ
セットに対する平均ホップ数又は平均リンク数である。
例えば、選択の例として、logμがlogLのオーダーであ
るような、logμがLの関数である場合がある。μは通
常、だいたい、2ないし4である。従って、μの値は通
常、AAP法に従って、値を減らされる。減らされたμ
の値は、従って、要求VCが経路する潜在経路パスの大
きな群を生み出す。このように、本発明は、潜在経路パ
ス群を生み出すことに関して全く消極的というではな
い。
【0031】しかしながら、本発明は、消極的でないこ
とによって、潜在経路パス群において、要求を扱うのに
不十分な容量のリンクからなるパスを含むことがある。
よって本発明はAAP法とは違って、潜在経路パス群か
ら要求を収容するのに十分な容量を有するリンクのパス
のみを選択する。これらのパスは従って、図2のステッ
プ220の経路パス群からなる。さらに、本発明はAA
P法とは違って、要求を経路させるパスを選択する選択
基準を用いる。従って、本発明は、経路パス群の各パス
があるコストしきい値よりも少ないコストで要求VCを
経路できるようにする第1基準に適合する経路パス群を
見つける。次に、最小ホップパスのような選択基準に基
づいた群から1つのパスを選択する。ここで、本発明
は、μのいかなる値にも対して合法的ルーティング判断
をする(要求を収容するのに十分な容量がある)。本発
明はこのように、AAP法とは違って、承認制御のタス
ク及びルーティングの両方を行う。
とによって、潜在経路パス群において、要求を扱うのに
不十分な容量のリンクからなるパスを含むことがある。
よって本発明はAAP法とは違って、潜在経路パス群か
ら要求を収容するのに十分な容量を有するリンクのパス
のみを選択する。これらのパスは従って、図2のステッ
プ220の経路パス群からなる。さらに、本発明はAA
P法とは違って、要求を経路させるパスを選択する選択
基準を用いる。従って、本発明は、経路パス群の各パス
があるコストしきい値よりも少ないコストで要求VCを
経路できるようにする第1基準に適合する経路パス群を
見つける。次に、最小ホップパスのような選択基準に基
づいた群から1つのパスを選択する。ここで、本発明
は、μのいかなる値にも対して合法的ルーティング判断
をする(要求を収容するのに十分な容量がある)。本発
明はこのように、AAP法とは違って、承認制御のタス
ク及びルーティングの両方を行う。
【0032】最後に、本発明は要求VCの継続時間、即
ち保留時間を知らないような場合においても用いること
に留意する。例えば、本発明は集中化された網及び分散
した網の両方において、仮想回線の継続時間が前もって
知られることを仮定できる。このことは映画のような多
くの場合に合理的な仮定であるが、電話呼び出しのよう
な合理的ではない場合も多くある。しかし、経路時間を
前もって知らない多くの場合に対して、経路時間の統計
的な説明を利用できる。電話回線はよい例で、要求され
た仮想回線によって搬送される電話の呼に関する統計的
な経路時間情報をルーティング及び承認制御判断をする
ために用いることができる。同様に、VCの要求のパラ
メータTf jを大きな数にセットすることによって、又は
第1表のコードの時間合計をのぞくことによって、永久
VCを経路することに用いることができる。
ち保留時間を知らないような場合においても用いること
に留意する。例えば、本発明は集中化された網及び分散
した網の両方において、仮想回線の継続時間が前もって
知られることを仮定できる。このことは映画のような多
くの場合に合理的な仮定であるが、電話呼び出しのよう
な合理的ではない場合も多くある。しかし、経路時間を
前もって知らない多くの場合に対して、経路時間の統計
的な説明を利用できる。電話回線はよい例で、要求され
た仮想回線によって搬送される電話の呼に関する統計的
な経路時間情報をルーティング及び承認制御判断をする
ために用いることができる。同様に、VCの要求のパラ
メータTf jを大きな数にセットすることによって、又は
第1表のコードの時間合計をのぞくことによって、永久
VCを経路することに用いることができる。
【0033】本発明の方法は、集中化ルーティング判断
ではなく、局所(非集中化)ルーティング判断がされる
システムにおいても用いられる。非集中化システムを用
いる動機は幾つかある。第1に、集中化ルーティングス
キームは、故障するポイント(要求プロセッサ)がある
ので、非集中化システムよりも信頼性の問題に悩まされ
がちである。第2に、集中化ルーティングスキームは、
各システムが通常他方のシステムの状態に関する情報を
有しないので、通常、他の集中化ルーティングシステム
と動作又は通信するのに困難である。従って、集中化し
た網間を仲裁及び通信するさらなるプロトコルが必要と
なる。最後に、集中化ルーティングシステムの各ノード
は最初にデバイス(図1の要求プロセッサ等)と通信し
なければならないので、このようなデバイスと通信する
ための伝搬遅延は、分散システムにおいて通常要求され
る範囲のセットアップ時間を超えて、VCを確立するセ
ットアップ時間を増やす。
ではなく、局所(非集中化)ルーティング判断がされる
システムにおいても用いられる。非集中化システムを用
いる動機は幾つかある。第1に、集中化ルーティングス
キームは、故障するポイント(要求プロセッサ)がある
ので、非集中化システムよりも信頼性の問題に悩まされ
がちである。第2に、集中化ルーティングスキームは、
各システムが通常他方のシステムの状態に関する情報を
有しないので、通常、他の集中化ルーティングシステム
と動作又は通信するのに困難である。従って、集中化し
た網間を仲裁及び通信するさらなるプロトコルが必要と
なる。最後に、集中化ルーティングシステムの各ノード
は最初にデバイス(図1の要求プロセッサ等)と通信し
なければならないので、このようなデバイスと通信する
ための伝搬遅延は、分散システムにおいて通常要求され
る範囲のセットアップ時間を超えて、VCを確立するセ
ットアップ時間を増やす。
【0034】図4には、分散した網416の構造を示
す。これは、本発明の方法を実施することができるノー
ド418−m及びリンク420−nからなる。網416
は、各ノード418−mが隣接ノードと周期的に状態情
報を交換するので、分散ルーティングシステムである。
この状態情報は、利用可能な又はあるノードから全ての
隣接ノードへのリンク上で用いられている網資源の量を
反映する。従って、網を通るいかなるパスのコストはノ
ードによって決めることができる。しかし、VCが確立
及び崩壊する速度と比べて状態情報が速く伝搬しない限
り、情報は不完全(遅れた情報等)になる。従って、各
ノードは、網状態の異なった説明、即ち局所ビューを有
することになる。この説明は、局所網状態と呼ばれる。
す。これは、本発明の方法を実施することができるノー
ド418−m及びリンク420−nからなる。網416
は、各ノード418−mが隣接ノードと周期的に状態情
報を交換するので、分散ルーティングシステムである。
この状態情報は、利用可能な又はあるノードから全ての
隣接ノードへのリンク上で用いられている網資源の量を
反映する。従って、網を通るいかなるパスのコストはノ
ードによって決めることができる。しかし、VCが確立
及び崩壊する速度と比べて状態情報が速く伝搬しない限
り、情報は不完全(遅れた情報等)になる。従って、各
ノードは、網状態の異なった説明、即ち局所ビューを有
することになる。この説明は、局所網状態と呼ばれる。
【0035】図5には、不完全な状態情報を用いる分散
ルーティングシステムにおける本発明の方法の流れ図を
示してある。図4及び5のシステム及び方法では、各ノ
ードは網状態の局所ビューを維持する。そのビューは以
下に説明するようにVCセットアップの間に集めた、各
ノードへ接続されたリンクの状態、及び他のリンクに関
する情報によって構築する。仮想回線要求が到来する
と、本発明の方法が呼び出される。局所情報に基づい
て、本発明の方法は要求を拒否するか、又はパスを選択
するかのいずれかをする。ここでパスを選択した場合、
その選択パスを用いて回線を経路させる試みが行われ
る。この要求が経路するように試みられるにつれて、本
発明の方法はこの選択パス上のリンク及びノードの状態
情報を集める。この集めた状態情報は、このパス上の各
ノード及びリンクで使われた資源に関して正確である。
従って、集めたこの状態情報は、発信ノードにおいて局
所網状態を更新するために使うことができる。この状態
情報をVCセットアップで使われるシグナリングメッセ
ージに取り入れることができ、これによりオーバーヘッ
ドを減らすことができる。
ルーティングシステムにおける本発明の方法の流れ図を
示してある。図4及び5のシステム及び方法では、各ノ
ードは網状態の局所ビューを維持する。そのビューは以
下に説明するようにVCセットアップの間に集めた、各
ノードへ接続されたリンクの状態、及び他のリンクに関
する情報によって構築する。仮想回線要求が到来する
と、本発明の方法が呼び出される。局所情報に基づい
て、本発明の方法は要求を拒否するか、又はパスを選択
するかのいずれかをする。ここでパスを選択した場合、
その選択パスを用いて回線を経路させる試みが行われ
る。この要求が経路するように試みられるにつれて、本
発明の方法はこの選択パス上のリンク及びノードの状態
情報を集める。この集めた状態情報は、このパス上の各
ノード及びリンクで使われた資源に関して正確である。
従って、集めたこの状態情報は、発信ノードにおいて局
所網状態を更新するために使うことができる。この状態
情報をVCセットアップで使われるシグナリングメッセ
ージに取り入れることができ、これによりオーバーヘッ
ドを減らすことができる。
【0036】図5のステップ505では、要求を経路さ
せる試みの数を制限するのに用いられるカウンタを0等
に初期化する。ステップ510では、図4の網の発信端
点からVCの要求を発信ノードで受信する。この要求は
前と同じように、(sj、tj、Ts j、Tf j、rj)で表
され、各要求パラメータは前に定義してある。ステップ
515では、要求VCを経路させる経路パス群を決め
る。このステップ515の動作は、各パスのコストを発
信ノードの局所網状態に基づいて決めることを除いて
は、図2のステップ220と類似している。経路パス群
が空の群であれば、この要求は拒否される(ステップ5
20及び525)。その経路パス群が空でなければ、群
のパスの1つを第2基準に従ってステップ530で選択
する。この第2基準は図2で述べた方法のように最小ホ
ップパス(最小のホップ数のパスを選択する基準)とす
ることができる。しかし、他の基準(最小コストパス
等)も用いることができる。
せる試みの数を制限するのに用いられるカウンタを0等
に初期化する。ステップ510では、図4の網の発信端
点からVCの要求を発信ノードで受信する。この要求は
前と同じように、(sj、tj、Ts j、Tf j、rj)で表
され、各要求パラメータは前に定義してある。ステップ
515では、要求VCを経路させる経路パス群を決め
る。このステップ515の動作は、各パスのコストを発
信ノードの局所網状態に基づいて決めることを除いて
は、図2のステップ220と類似している。経路パス群
が空の群であれば、この要求は拒否される(ステップ5
20及び525)。その経路パス群が空でなければ、群
のパスの1つを第2基準に従ってステップ530で選択
する。この第2基準は図2で述べた方法のように最小ホ
ップパス(最小のホップ数のパスを選択する基準)とす
ることができる。しかし、他の基準(最小コストパス
等)も用いることができる。
【0037】ステップ535では、選択パスに要求を経
路させる試みを行う。即ち、適切なVCセットアッププ
ロトコルを呼び出す。このVCセットアッププロトコル
を呼び出す際に、選択パス上のリンク及びノードの状態
の正確な情報を得る。ようするに、選択パス上のリンク
及びノードが動作する帯域幅容量及びバッファスペース
を正確に知る。次に、随意に発信ノード(ステップ54
0)及び選択パス上の他のノード(ステップ545)に
おける局所網状態を更新する。
路させる試みを行う。即ち、適切なVCセットアッププ
ロトコルを呼び出す。このVCセットアッププロトコル
を呼び出す際に、選択パス上のリンク及びノードの状態
の正確な情報を得る。ようするに、選択パス上のリンク
及びノードが動作する帯域幅容量及びバッファスペース
を正確に知る。次に、随意に発信ノード(ステップ54
0)及び選択パス上の他のノード(ステップ545)に
おける局所網状態を更新する。
【0038】ステップ550では、そのルーティングが
成功したかどうかを確認する。図2の集中化したシステ
ムとは違って、図5の方法のルーティングは必ず成功す
るとは限らない。これは選択パスは局所網状態に基づい
て選ばれるからである。結果的に、局所状態に基づいて
利用可能と期待された資源は実際はルーティングが成功
しないのに利用可能とされることもある。もしルーティ
ングが成功したならば流れは終了する。もしルーティン
グが成功しなかったならば、カウンタをステップ555
においてインクリメントする(1増やす)。もしこのカ
ウンタが(VC経路の試みの許される試行の数に基づい
て)その制限値を超えれば、要求は最終的に拒否され
る。もしカウンタがその制限値を超えなかったら、(図
5の接続子1経由で)ステップ515に戻って、他の経
路パス群を探し、流れ図の以降のステップの実行に続く
か、又は代わりに(図5の接続子1’経由で)ステップ
527に進む。ステップ527では、前に決めた経路パ
ス群から新しく異なったパスを選択し、ステップ535
〜560でその新しく選択したパスを経路させる試みを
する。
成功したかどうかを確認する。図2の集中化したシステ
ムとは違って、図5の方法のルーティングは必ず成功す
るとは限らない。これは選択パスは局所網状態に基づい
て選ばれるからである。結果的に、局所状態に基づいて
利用可能と期待された資源は実際はルーティングが成功
しないのに利用可能とされることもある。もしルーティ
ングが成功したならば流れは終了する。もしルーティン
グが成功しなかったならば、カウンタをステップ555
においてインクリメントする(1増やす)。もしこのカ
ウンタが(VC経路の試みの許される試行の数に基づい
て)その制限値を超えれば、要求は最終的に拒否され
る。もしカウンタがその制限値を超えなかったら、(図
5の接続子1経由で)ステップ515に戻って、他の経
路パス群を探し、流れ図の以降のステップの実行に続く
か、又は代わりに(図5の接続子1’経由で)ステップ
527に進む。ステップ527では、前に決めた経路パ
ス群から新しく異なったパスを選択し、ステップ535
〜560でその新しく選択したパスを経路させる試みを
する。
【0039】VCセットアッププロトコルは、VCが実
際に経路されたかどうかに関わらず、発信ノードに知ら
せるため、及びVCのパス上の各リンクの現在の状態情
報を集めるために、確認パケットを用いることができ
る。この場合、この現在状態情報は発信ノードにおいて
網の局所ビューを更新するのに用いる。利用可能な十分
な容量がなかったので回線が経路されなかったことをも
し確認パケットが指示したら、その回線を新しい要求で
あるかのように再び経路しようと試みる。
際に経路されたかどうかに関わらず、発信ノードに知ら
せるため、及びVCのパス上の各リンクの現在の状態情
報を集めるために、確認パケットを用いることができ
る。この場合、この現在状態情報は発信ノードにおいて
網の局所ビューを更新するのに用いる。利用可能な十分
な容量がなかったので回線が経路されなかったことをも
し確認パケットが指示したら、その回線を新しい要求で
あるかのように再び経路しようと試みる。
【0040】本発明は、特定のハードウェア又はソフト
ウェアによって実施されることを要しなく、また、本発
明はノード間の周期的な状態情報交換をすることを必ず
しも要しなく、より広い領域のシステム環境にて用いる
ことができる。
ウェアによって実施されることを要しなく、また、本発
明はノード間の周期的な状態情報交換をすることを必ず
しも要しなく、より広い領域のシステム環境にて用いる
ことができる。
【0041】
【発明の効果】以上述べたように、本発明の網動作方
法、要求経路方法並びにルーティング及び承認制御する
方法は、網において交換仮想回線の要求を承認及びルー
ティングする方法であり、要求VCを以下の2つのステ
ップのプロセスを用いてルーティングし、経路パス群を
まず探す。即ち、前のVC接続のサブセットのホップ数
に関連するパラメータに基づいてコスト関数を用いて、
あるしきい値以下のコストで経路できるVC上の潜在経
路パスを決めるステップと、どの潜在経路パスが要求を
収容するのに十分な資源を有するリンク及びノードから
なるかを決めるために調べるステップである。これら両
方のステップを満足するパスが経路パス群として出力さ
れ、第2基準を用いて要求を経路させるパスを経路パス
群から選ぶ。分散したルーティングシステムにおいて
は、コスト関数及び経路パス群を決めるために局所網状
態を用いる。この経路パス群から選んだパス上のノード
の局所状態情報を更新し、前に選択したパスが要求を収
容するのに十分な資源を有さないときは、経路パス群か
らの他のパスが要求VCを経路するために選択されるこ
とを許す。これにより、適切なVCが選択され、継続時
間を知らないような交換VC網において利用される網資
源の利用を増大させるルーティング及び承認制御方法を
提供できる。
法、要求経路方法並びにルーティング及び承認制御する
方法は、網において交換仮想回線の要求を承認及びルー
ティングする方法であり、要求VCを以下の2つのステ
ップのプロセスを用いてルーティングし、経路パス群を
まず探す。即ち、前のVC接続のサブセットのホップ数
に関連するパラメータに基づいてコスト関数を用いて、
あるしきい値以下のコストで経路できるVC上の潜在経
路パスを決めるステップと、どの潜在経路パスが要求を
収容するのに十分な資源を有するリンク及びノードから
なるかを決めるために調べるステップである。これら両
方のステップを満足するパスが経路パス群として出力さ
れ、第2基準を用いて要求を経路させるパスを経路パス
群から選ぶ。分散したルーティングシステムにおいて
は、コスト関数及び経路パス群を決めるために局所網状
態を用いる。この経路パス群から選んだパス上のノード
の局所状態情報を更新し、前に選択したパスが要求を収
容するのに十分な資源を有さないときは、経路パス群か
らの他のパスが要求VCを経路するために選択されるこ
とを許す。これにより、適切なVCが選択され、継続時
間を知らないような交換VC網において利用される網資
源の利用を増大させるルーティング及び承認制御方法を
提供できる。
【図1】本発明を用いることができる集中化したルーテ
ィング網を示す図である。
ィング網を示す図である。
【図2】図1の網において用いられる本発明の方法の流
れ図である。
れ図である。
【図3】要求VCが経路するパス群を決める本発明の方
法の流れ図である。
法の流れ図である。
【図4】本発明を用いることができる分散化したルーテ
ィング網を示す図である。
ィング網を示す図である。
【図5】図4の網において用いられる本発明の方法の流
れ図である。
れ図である。
102 端点 106 網 108 ノード 110 リンク 111 要求プロセッサ 210 網を通ってVCを経路させる要求を受信する 220 要求VCに対する経路パス群を決める。ここ
で、(1)パス群の各パスのコストは、しきい値よりも
小さく、(2)パス群の各パスにおける各リンク/ノー
ドは、要求を収容する十分な資源を有する。 225 空の群か? 230 VC要求を拒否する。 240 選択基準に従って経路パス群からパスを選択す
る。 250 選択されたパス上へVCの要求を経路させる。 260 網状態を更新する。 310 時間τにおけるリンクのサブセットの各リンク
のロードλを決める 320 時間τにおけるリンクのサブセットの各リンク
に対して、リンク上を要求VCが経路するコストを決め
る。ここでコストは、網状態と及び前に経路したVCの
ホップ数に関連するパラメータとの関数である 330 発信及びあて先ノードの間の網の潜在パスの中
で、VCの保留時間の間に要求を経路するコストがしき
い値よりも低いパスを、潜在経路パスとして識別する 340 その潜在経路パスの中で、要求を収容するのに
十分な利用可能な資源を有する潜在経路パスを経路パス
群として選択する 402 端点 408 ノード 410 リンク 505 カウンタ=0 510 網を通ってVCを経路させる要求を受信する 515 要求VCに対する経路パス群を局所情報に基づ
いて決める。ここで、(1)パス群の各パスのコスト
は、しきい値よりも小さく、(2)パス群の各パスにお
ける各リンク/ノードは、要求を収容する十分な資源を
有する。 520 空の群か? 525 要求を拒否する 527 パス群の新しい経路パスを選択する 530 選択基準に従ってパス群の経路パスを選択する 535 選択されたパスにVCを経路するように試みる
(VCセットアッププロトコルを呼び出す) 540 パスのリンク/ノードの正確な情報を得て、随
意に発信ノードにおける局所情報を更新する 545 随意に選択パス上のノードにおける局所情報を
更新する 550 ルーティングは成功したか? 555 カウンタをインクリメントする 560 カウンタは制限値を超えたか?
で、(1)パス群の各パスのコストは、しきい値よりも
小さく、(2)パス群の各パスにおける各リンク/ノー
ドは、要求を収容する十分な資源を有する。 225 空の群か? 230 VC要求を拒否する。 240 選択基準に従って経路パス群からパスを選択す
る。 250 選択されたパス上へVCの要求を経路させる。 260 網状態を更新する。 310 時間τにおけるリンクのサブセットの各リンク
のロードλを決める 320 時間τにおけるリンクのサブセットの各リンク
に対して、リンク上を要求VCが経路するコストを決め
る。ここでコストは、網状態と及び前に経路したVCの
ホップ数に関連するパラメータとの関数である 330 発信及びあて先ノードの間の網の潜在パスの中
で、VCの保留時間の間に要求を経路するコストがしき
い値よりも低いパスを、潜在経路パスとして識別する 340 その潜在経路パスの中で、要求を収容するのに
十分な利用可能な資源を有する潜在経路パスを経路パス
群として選択する 402 端点 408 ノード 410 リンク 505 カウンタ=0 510 網を通ってVCを経路させる要求を受信する 515 要求VCに対する経路パス群を局所情報に基づ
いて決める。ここで、(1)パス群の各パスのコスト
は、しきい値よりも小さく、(2)パス群の各パスにお
ける各リンク/ノードは、要求を収容する十分な資源を
有する。 520 空の群か? 525 要求を拒否する 527 パス群の新しい経路パスを選択する 530 選択基準に従ってパス群の経路パスを選択する 535 選択されたパスにVCを経路するように試みる
(VCセットアッププロトコルを呼び出す) 540 パスのリンク/ノードの正確な情報を得て、随
意に発信ノードにおける局所情報を更新する 545 随意に選択パス上のノードにおける局所情報を
更新する 550 ルーティングは成功したか? 555 カウンタをインクリメントする 560 カウンタは制限値を超えたか?
フロントページの続き (73)特許権者 596077259 600 Mountain Avenue, Murray Hill, New J ersey 07974−0636U.S.A. (72)発明者 アニル ピー.カマス アメリカ合衆国,07922 ニュージャー ジー,バークレイ ハイツ,メープル アヴェニュー 146 (72)発明者 セルジュ プロトキン アメリカ合衆国,94025 カリフォルニ ア,メンロ パーク,ケント プレイス 23,アパートメント 5 (72)発明者 カジャマライ ゴパラスワミー ラマク リシュナン アメリカ合衆国,07922 ニュージャー ジー,バークレイ ハイツ,メープル アヴェニュー 146 (56)参考文献 特開 平7−212397(JP,A) 特開 平6−97964(JP,A) 特開 平7−273760(JP,A) 特開 平7−271688(JP,A) 特開 平7−177143(JP,A) IEEE Journal on S elected Areas in C ommunications,Vol. 13 No.6 p.1128−1136 (58)調査した分野(Int.Cl.7,DB名) H04L 12/56 H04L 12/28
Claims (18)
- 【請求項1】 リンク(110)によって接続されたノ
ード(108)からなる網(106)を動作させる方法
において、 この網は網状態により特徴づけられ、 この網を通って幾つかの仮想回線が経路された後に、 a)前記網(106)を通って発信ノード及びあて先ノ
ードの間のパス上に仮想回線を経路させる要求を受信す
るステップ(210)と、 b)前記要求に応じた場合の、前記網内の前記リンクの
少なくとも一部の各リンクに対するロードを決定するス
テップ(310)と、 c)前記発信ノード及び前記あて先ノードの間の潜在パ
ス上に前記要求を経路させるコストを決定するステップ
(320)とからなり、 前記コストは、前記網状態の関数であり、 前記決定するステップc)は、 c1)既に経路された仮想回路の少なくとも一部における
リンクの数に対応する数Lを獲得するステップと、 c2)リンクコストパラメータμを決めるためにLを用い
るステップと、 c3)現在のパスの各リンクに対して、μの関数であるコ
ストファクターを評価するステップとを有することを特
徴とする網動作方法。 - 【請求項2】 各ノード及び各リンクは、対応する資源
を有し、 d)幾つかの潜在経路パスのうち、しきい値よりも少な
いコストを有する潜在パスを選択するステップ(33
0)と、 e)幾つかの経路パスのうち、前記要求を経路させるた
めに十分な資源を有するノード及びリンクからなる潜在
経路パスを選択するステップ(340)とを更に有する
ことを特徴とする請求項1記載の網動作方法。 - 【請求項3】 f)基準に従って、前記幾つかの経路パ
スからパスを選択するステップ(240)を更に有する
ことを特徴とする請求項2記載の網動作方法。 - 【請求項4】 前記基準は、最小ホップルーティング基
準であることを特徴とする請求項3記載の網動作方法。 - 【請求項5】 前記網は、集中化した網(図1)である
ことを特徴とする請求項3記載の網動作方法。 - 【請求項6】 前記要求は、要求プロセッサ(111)
において受信されることを特徴とする請求項3記載の網
動作方法。 - 【請求項7】 g)前記選択されたパス上に前記要求を
経路させるステップ(250)と、 h)前記経路された選択パスに基づいて前記網状態を更
新するステップ(260)とを更に有することを特徴と
する請求項3記載の網動作方法。 - 【請求項8】 前記要求は、前記発信ノードにおいて受
信され、前記網状態は、前記発信ノードにおいてローカ
ル網状態であり、前記網は、非集中化網であることを特
徴とする請求項3記載の網動作方法。 - 【請求項9】 i)前記選択パスのノード及びリンクに
おいて利用可能な資源が前記要求を経路させるために十
分にあるかを決定するステップ(515)を更に有し、 この決定は、前記選択パス上のノードにおけるローカル
状態情報に基づいて決められることを特徴とする請求項
8記載の網動作方法。 - 【請求項10】 j)前記選択パス上のノードにおける
ローカル情報に基づいて、前記発信ノードにおけるロー
カル状態情報を更新するステップ(540)を更に有す
ることを特徴とする請求項9記載の網動作方法。 - 【請求項11】 k)前記選択パス上の他のノードにお
けるローカル情報に基づいて、前記選択パス上のノード
におけるローカル状態情報を更新するステップ(54
5)を更に有することを特徴とする請求項9記載の網動
作方法。 - 【請求項12】 l)十分な資源が利用可能であれば、
前記選択パスに前記要求を経路させるステップ(55
0)と、 m)十分な資源が利用可能でなければ、別の経路パスを
決めるステップ(515)とを更に有することを特徴と
する請求項9記載の網動作方法。 - 【請求項13】 n)十分な資源が利用可能であれば、
前記選択パスに前記要求を経路させるステップ(55
0)と、 o)十分な資源が利用可能でなければ、前記幾つかの経
路パスから異なる経路パスを決めるステップ(527)
とを更に有することを特徴とする請求項9記載の網動作
方法。 - 【請求項14】 仮想回線の前記要求は、交換仮想回線
に対する要求であり、前記要求は、前記要求された仮想
回線の保留時間を特定することを特徴とする請求項1記
載の網動作方法。 - 【請求項15】 前記コスト関数は、前記要求仮想回線
の前記保留時間の関数であることを特徴とする請求項1
4記載の網動作方法。 - 【請求項16】 リンク(110)によって接続された
ノード(108)からなる網(106)においてルーテ
ィング及び承認制御する方法であって、 各ノード及び各リンクは、対応する資源を有し、 この網は、網状態により特徴づけられ、 この網を通って幾つかの仮想回線が経路された後に、 a)前記網(106)を通って発信ノード及びあて先ノ
ードの間のパス上に仮想回線を経路させる要求を受信す
るステップ(210)と、 b)前記要求を満足させた場合に前記リンクの少なくと
も一部のそれぞれにかかるロードを決定するステップ
(310)と、 c)前記発信ノード及び前記あて先ノードの間の潜在パ
ス上に前記要求を経路させるコストを決定するステップ
(320)と、ここで、 この潜在パスは、リンクからなり、 前記コストは、前記網状態の関数であり、 各潜在パスに対して、前記コストには各リンクに対する
コスト成分を有し、 前記コスト成分は、網状態と、及び既に経路された仮想
回路の少なくとも一部におけるリンクの数に関連するパ
ラメータとの非線形関数であり、 d)幾つかの潜在経路パスのうち、しきい値よりも少な
いコストを有する潜在パスを選択するステップ(33
0)と、 e)幾つかの経路パスのうち、前記要求を経路させるた
めに十分な資源を有するノード及びリンクからなる潜在
経路パスを選択するステップ(340)と、 f)基準に従って、前記幾つかの経路パスからパスを選
択するステップ(240)と、 g)選択された前記パス上に前記要求を経路させるステ
ップ(250)とを有することを特徴とするルーティン
グ及び承認制御する方法 - 【請求項17】 前記基準は、最小ホップルーティング
基準であることを特徴とする請求項16記載の方法。 - 【請求項18】 h)前記経路された選択パスに基づい
て前記網状態を更新するステップ(260)とを更に有
することを特徴とする請求項16記載の方法。
Applications Claiming Priority (2)
Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
---|---|---|---|
US08/565,737 US6175870B1 (en) | 1995-11-30 | 1995-11-30 | Method of admission control and routing of virtual circuits |
US565737 | 1995-11-30 |
Publications (2)
Publication Number | Publication Date |
---|---|
JPH09294128A JPH09294128A (ja) | 1997-11-11 |
JP3159927B2 true JP3159927B2 (ja) | 2001-04-23 |
Family
ID=24259901
Family Applications (1)
Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
---|---|---|---|
JP31176996A Expired - Fee Related JP3159927B2 (ja) | 1995-11-30 | 1996-11-22 | 網動作方法、要求経路方法並びにルーティング及び承認制御する方法 |
Country Status (5)
Country | Link |
---|---|
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EP (2) | EP0777362B1 (ja) |
JP (1) | JP3159927B2 (ja) |
CA (1) | CA2187242C (ja) |
DE (2) | DE69626181T2 (ja) |
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US6473404B1 (en) | 1998-11-24 | 2002-10-29 | Connect One, Inc. | Multi-protocol telecommunications routing optimization |
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