JP3319972B2 - Ａｔｍネットワークにおける階層的マルチキャストルーティング用システムおよび方法 - Google Patents

Ａｔｍネットワークにおける階層的マルチキャストルーティング用システムおよび方法

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Description

【発明の詳細な説明】
【０００１】
【発明の属する技術分野】本発明は、一般的に通信ネッ
トワークでのマルチキャスト動作(Multicast Operatio
n) に関し、特にＡＴＭネットワークでの階層的マルチ
キャストルーティング機構(Scheme)に関する。
【０００２】
【発明の背景】非同期ルーティングモード（ＡＴＭ）ネ
ットワークでのマルチキャスティング（一地点対多重地
点間ルーティング）は、一つの接続を使用してあるソー
ス（源）から複数の目的の相手方へＡＴＭセルを送信す
る機構である。マルチキャスティングの簡単な方法は、
あるソースから目的の各相手方へ二地点間接続を行う方
法であり、ＡＴＭセルはこの接続により目的の各相手方
へ送られる。しかし、この方法は、ビデオ会議のような
用途の場合にはうまく作動しない。何故なら、このよう
な用途には非常に広い帯域幅が必要だからである。さら
に、一つの接続に対するマルチキャストの用途の数や目
的の相手方の数が増大した場合、この方法はうまく対応
できない。広い帯域幅を必要とすることや遅延等の種々
の要因の絡みに対しても効率的な、マルチキャスティン
グ用の非常に拡張性の高い機構を開発することはかなり
困難なことである。各接続に対してある程度のサービス
品質（Quality-of-service：ＱｏＳ）を保証することも
また困難なことである。
【０００３】マルチキャスティングに対する効率的な機
構を開発するための最初の段階は、問題のモデルを定義
することである。ネットワークは、通常、無指向の加重
グラフ(Weighted, undirected graphs) としてモデル化
される。上記グラフの各ノードは交換システムおよびホ
ストを表す。一方、縁部は物理的リンクを表す。一つの
縁部に関連する加重は、ある方法で、（遅延、必要とす
る帯域幅または距離による）リンク使用費用を反映して
いる。マルチキャスティング用の機構を発見する問題
は、ある特性を満足させるネットワークのグラフのサブ
グラフを発見することである。このサブグラフはソース
を根（ルート）とし、目的の相手方を内部ノード、即ち
葉とする木構造の形となる。当業者なら理解できるよう
に、この木構造は、一定のソースおよび目的の相手方ノ
ードに対するグラフのスタイナ木構造(Steiner Tree)と
呼ばれる。ＱｏＳの拘束要因を満足させながらスタイナ
木構造の費用を最小にすれば、効率的なマルチキャステ
ィングを行うことができる。スタイナ木構造の費用は、
木構造の一部である個々のリンクの合計であることに留
意されたい。最適なスタイナ木構造を発見することは、
複雑な問題であることが分かっている。しかし、その解
を、最適の解の費用の２倍の要因により得ることができ
る優れた教授法がある。効率的な木構造を発見するとい
う問題は、マルチキャスティングのルーティング問題と
呼ばれる。接続指向のネットワークの場合には、ＡＴＭ
セルを送信する前に接続を確立しておかなければならな
い。これは信号法を使用して達成される。効率的な接続
を確立するという問題は、ＡＴＭネットワークの信号法
問題と呼ばれる。
【０００４】マルチキャスティングという用途は、その
複雑さの程度に従って、いくつかの方法でモデル化する
ことができる。本明細書でモデル１と呼ぶ最も簡単なモ
デルは、ＡＴＭセルを一定の組の目的の相手方に送るた
めの一つソースを持つ。この場合、スタイナ木構造は、
接続が設定され、ＡＴＭセルがスタイナ木構造の縁部に
対応するリンクに沿って送信することができるようにな
る前に、静的に計算することができる。
【０００５】モデル２と呼ぶもう少し複雑なモデルは、
マルチキャスティング中に上記組の目的の相手方に対す
る動的な変化を処理することができる。目的地は、マル
チキャストグループアドレスによりまとめてアドレスす
ることができる。上記のグループアドレス宛のＡＴＭセ
ルは、上記グループアドレスへの登録会員の資格を持つ
すべての目的の相手方に転送される。目的地の組を変更
すると、スタイナ木構造の計算をやり直さなければなら
ないことになる。
【０００６】上記モデルの場合は、マルチキャストグル
ープに対してデータを送るユーザは一人だけである。
（多重地点対多重地点接続とも呼ばれる）一つのマルチ
キャストグループに対して数人の送り手がいる場合に
は、マルチキャストはさらに複雑になる。この場合に
は、各送り手に対して別々のスタイナ木構造がある場合
もある。しかし、この方法は選択できない。何故なら、
各スタイナ木構造に関する情報を維持するための複雑さ
が増大するからである。この問題を克服する一つの手段
は、一つの木構造をマルチキャストグループに関連づけ
ることである。中心ノード(Core Node) と呼ばれる木構
造の一つのノードが、すべての送り手からのＡＴＭセル
を受信するために選択される。その後、この中心ノード
は木構造のすべての目的の相手方にセルを送信する役目
を行う。この機構は使用可能であるが、この機構の主な
問題は上記の中心ノードが過負荷になり、その結果性能
が低下することである。
【０００７】＜インターネットでのマルチキャストルー
ティング＞インターネットのような接続部分を持たない
ネットワークにおいては、マルチキャスティング問題は
すこし簡単になる。何故なら、接続の設定および管理に
関する追加のオーバヘッドが生じないからである。しか
し、ＱｏＳ要件を保証するのは困難である。何故なら、
接続部分のないネットワークは最善の努力による業務だ
けを提供するからである。ＲＳＶＰ（Resource reSerVa
tion Protocol:リソース予約プロトコル）のようなプロ
トコルは、リソースを予約する手段を提供するが、その
ような機構の実行は現在のところ実用的ではない。
【０００８】インターネットのような接続部分を持たな
いネットワークに対して、マルチキャスティング用のい
くつかの方法が従来技術により提案されてきた。最も簡
単な方法は、フラッディングまたは切り縮め放送(flood
ing or truncated broadcast) と呼ばれる。この場合、
パケットはネットワークのすべてのルータに同時に送信
され、ルータは自分のローカルサブネットにパケットを
マルチキャストしなければならない。各ルータは重複し
たパケットを捨てる。どのパケットを同時送信するの
か、またどのパケットを捨てるのかを決定するために
「最短経路」基準が使用される場合には、その結果得ら
れる機構は、予約経路フラッディング（Reverse-Path F
looding:ＲＰＦ）と呼ばれる。フラッディング機構は、
本来接続部分を持たないインターネットでのホップバイ
ホップルーティング機構(Hop-by-Hoprouting cheme)に
基づいている。フラッディングの主な欠点は、リンク上
を数個の冗長パケットが送信されるということである。
高帯域幅ビデオ用途の場合、上記欠点によりネットワー
クに通信渋滞が起こる恐れがある。特にルータがマルチ
キャストグループの各送り手に対して別々の木構造を維
持しなければならない場合には、この通信渋滞が起こる
おそれがある。
【０００９】コアをベースとする木構造（Core-Based T
ree:ＣＢＴ）の思想の場合には、各マルチキャストグル
ープに対してただ一つだけの木構造を維持するようにし
なければならない。各マルチキャストグループは、それ
に関連する中心ノードを持つ。このノードは、何時で
も、そのグループに対するマルチキャストの木構造の一
部である。そのグループに送信されたパケットを受信し
たいあるノードは、中心ノードに登録しなければならな
い。この中心ノードは、すべての目的の相手方のノード
と共にマルチキャストの木構造を形成する。ソースがそ
のグループにパケットを送信したい場合には、まず中心
ノードに向けてパケットを送信する。すべての中間ノー
ドがマルチキャストの木構造に含まれている場合には、
上記ソースはそのパケットをマルチキャストの木構造の
リンクを通して転送する。この方法の主な利点は、各マ
ルチキャストグループ毎に一つの木構造だけを維持すれ
ばよいことであり、そのためこの方法は非常に人気があ
る。一方、送り手が多く、そのすべてが中心ノードにパ
ケットを送信する場合には、中心ノードが障害になる恐
れがある。中心ノードは、また故障を起こすただ一つの
場所であり、そのためこのアルゴリズムはフォルトトレ
ラント（故障許容）ではない。
【００１０】マルチキャスティング用の従来技術の多く
の機構は、インターネットの接続箇所のないモデル用と
して設計された。今後は、インターネットは接続指向の
本来のＡＴＭネットワークに基づくものと思われる。従
って、ＡＴＭネットワークのマルチキャスティング機構
は、開発する必要がある。いくつかのより高い層のマル
チキャスティング用途が、ＡＴＭネットワークに基づい
て構想されている。ＩＥＴＦのＡＴＭによるＩＰ作業グ
ループ（ＩＰＡＴＭ）による、上記用途の一つは、本来
のＡＴＭネットワークによる接続箇所のないＩＰマルチ
キャスティング業務を計画している。この機構はマルチ
キャストアドレス・レゾリューションサーバ（ＭＡＲ
Ｓ）の考え方を使用する。特定のグループのメンバーに
なりたいすべてのノードは、ＭＡＲＳに登録する。マル
チキャストグループにデータを送信するために二つの機
構が提案されてきた。マルチキャストサーバ機構の場合
には、各マルチキャストグループに関連するマルチキャ
ストサーバと、負荷のバランスを取りフォルトトレラン
トを行うための一つ以上のサーバが存在する場合があ
る。マルチキャストサーバも、またＭＡＲＳに登録す
る。送り手はＭＡＲＳに連絡し、サーバの身元を確認
し、その後でＭＡＲＳはサーバとの接続を行う。サーバ
はすべての目的の相手方と一地点対多重地点間接続を持
ち、すべての目的地にデータを送信しなければならな
い。新しい目的の相手方も、またＭＡＲＳと連絡し、サ
ーバの一地点対多重地点間接続に接続する。マルチキャ
ストサーバがいない場合には、ＭＡＲＳはすべての目的
の相手方のリストを送り手に返送する。その後、送り手
はすべての目的の相手方と、一地点対多重地点間接続を
設定する。この機構は、本来のＡＴＭネットワーク用の
基礎となる一地点対多重地点プロトコルの存在を前提に
している。
【００１１】ビデオ会議のような他の用途は、一定の帯
域幅、境界遅延(Bounded Delay) および境界遅延ジッタ
(Bounded Delay-jitter)のような一定の質の業務を保証
しながら、マルチキャスティングを支持するための基礎
となるシステムを必要とする。ホップバイホップルーテ
ィング機構が使用されている場合には、サービス品質の
終端間保証を行うのは容易なことではない。このこと
が、ＡＴＭネットワークでマルチキャスティング用のプ
ロトコルを開発するための主な動機要因である。
【００１２】＜ＡＴＭネットワークのルーティングおよ
び信号法＞ルーティングおよび信号法は、接続指向プロ
トコル(Connection-Oriented Protocol)の設計の際の二
つの主要な構成要素である。ルーティングプロトコル
は、特定の接続に対する効率的な経路を計算する際に役
に立つ。信号法プロトコルは、接続の効率的な確立およ
び管理を行う際に役に立つ。
【００１３】信号法機構は、ソースと可能性ある一つ以
上の目的の相手方との間の接続の設定、維持および解消
を行う。接続の設定中、リンク上のリソースも、接続に
対するサービス品質（ＱｏＳ）が保証されるように予約
される。ＡＴＭフォーラムは、ユーザネットワークイン
ターフェースでのＡＴＭ ＵＮＩ信号法機構を提案して
きた。
【００１４】基本的な二地点間信号法プロトコルは、二
方向ハンドシェイク機構(Two-Way Hand-shaking mechan
ism)である。ある種の信号法メッセージは、グローバル
なものである。すなわち、上記メッセージはソースから
目的の相手方へ送られる。ローカル受信通知メッセージ
は、グローバルメッセージが、ネットワークのあるノー
ドから他のノードはへ送られる時、そのメッセージの受
信を通知するために使用される。（ＡＴＭの末端システ
ムである）ソースは、ユーザネットワークインターフェ
ースを通して、交換システムへ「SETUP (設定)」メッセ
ージを送る。このメッセージは、目的の相手方のアドレ
スおよびＱｏＳ要件のような情報を含む。ネットワーク
は、目的の相手方の末端システムが接続している交換シ
ステムへ「SETUP」 メッセージを転送する。途中で、リ
ソースはＱｏＳ要件を保証するために予約される。
【００１５】「SETUP」 メッセージが目的の相手方の到
着すると、種々の理由の一つにより、目的の相手方は接
続を受け入れることもできるし、拒否することもでき
る。例えば、ＱｏＳの保証を行なうことができないこと
も、一つの重要な原因である。接続が拒否された場合に
は、「RELEASE (解放)」メッセージが目的の相手方から
送られ、ソースへと返送される。この場合、すでに予約
済みのすべてのリソースは解放される。接続が受け入れ
られた場合には、「CONNECT (接続)」メッセージが目的
の相手方から送られ、ネットワークを通してソースへ送
られる。これにより、信号法機構の接続確立段階が終了
する。その後、この接続を持続するには、別の信号法メ
ッセージが必要になる。信号法プロトコルの全体を、プ
ロトコルの各接続者に対する状態図により表すことがで
きる。ノードがメッセージを送信または受信した場合に
は何時でも、ある状態から他の状態への移動が行われ
る。
【００１６】基本的な一地点対多重地点間接続は、ルー
トといくつかの葉を持つ木構造に基づくモデルである。
接続は、ルートから葉の一つへの二地点間接続が行われ
た時点でスタートする。ルートノードのアドレスは、接
続識別の一部を形成する。他の葉への別の接続は、各葉
に「ADD-PARTY」 信号メッセージを送ることによって行
われる。動的な会員資格は二つの方法でサポートされ
る。ルートから開始した接合機構の場合には、ルートは
「ADD-PARTY」 メッセージを、マルチキャスティング接
続に接続を希望している葉に送る。葉は接続が成功した
ことを知らせるために、「CONNECT」 メッセージにより
応答する。
【００１７】葉開始接合（Leaf-initiated Join:ＬＩ
Ｊ）機構の場合には、ルートはＬＩＪオプションにより
接続を開始する。葉は「LEAF-SETUP-REQUEST(葉設定要
求)」メッセージをネットワークに送ることによって、
マルチキャスティング接続に接続したい旨を知らせる。
ネットワークはＬＩＪ接続を意識しいているので、葉に
「SETUP」 メッセージを送る。葉がネットワークに「CO
NNECT」 メッセージを送信すると、接続が成功した旨の
表示が行われる。プロトコルに従って、ネットワークは
ルートに接続した葉の識別を通知することができる場合
と、できない場合とがある。特定の接続から葉ノードを
切り離すための類似の機構も使用することができる。
【００１８】しかし、現在のＵＮＩ信号法機構は、多重
地点対多重地点間接続の確立の問題を取り扱ってはいな
い。このタイプの接続を実行する一つの方法は、ピアツ
ウピア(Peer-to-Peer)モデルを使用する方法である。こ
のモデルの場合には、ルートノードはなく、すべての接
続ノードは同一の機能を持つ。ある種の接続者は送信ま
たは受信の一方しか行わないが、一方他の接続者は送信
と受信の両方を行う。その後、このグループはマルチキ
ャストグループアドレスにより、論理的に識別される。
【００１９】＜私設ノード−ネットワークインターフェ
ース（ＰＮＮＩ）＞ＡＴＭ交換機間での信号法メッセー
ジのルーティングの場合には、ＮＮＩ（ノードネットワ
ークインターフェース）プロトコルが使用される。ＵＮ
ＩとＮＮＩとの間の主な違いは、ＮＮＩプロトコルの場
合には、ルーティングと信号法の両方を内蔵しなければ
ならないことである。ＮＮＩプロトコルの信号法構成要
素は、ＡＴＭネットワークを通して、接続要求を中継す
るために使用される。ＮＮＩのルーティング構成要素
は、ＡＴＭネットワークを通して送るために信号法メッ
セージによって使用されるルートを決定する。接続は、
またこのルート上で行われ、その後データもこのルート
を通って流れる。信号法メッセージのルーティングは、
接続箇所がないルーティングプロトコルに類似してい
る。何故なら、接続の設定が行われる前には接続が行わ
れないからである。
【００２０】異なる販売業者により開発された種々のＡ
ＴＭ交換機の間で、必ず相互間で動作できるようにする
ために、ＡＴＭフォーラムは、私設ノードネットワーク
インターフェースプロトコルという名前の、ＮＮＩプロ
トコルを提案してきた。ＰＮＮＩプロトコルは、ＯＳＰ
Ｆプロトコルのようなリンク状態ルーティングプロトコ
ルに基づいている。このプロトコルモデルは、ＡＴＭネ
ットワークの階層的な見方を提供する。このモデルの場
合には、階層的グラフはノードとリンクからなる。図１
にＰＮＮＩアーキテクチャ１０の一例を示す。階層の最
も低いレベル１０４のグラフのノード１２は、物理的交
換システムである。最も低いレベル１０４のリンク１４
は、種々の交換システムを接続している物理的リンクで
ある。より高いレベル８０、６４のノード１６、１８は
論理ノードである。各論理ノード１６、１８は階層のよ
り低いレベルのノードの集合である。同様に、二つの論
理ノードの間のリンクは、論理ノードにより表わされる
ノードの各組の間の接続性を示す論理リンクである。各
レベルのノードは、一緒になって（図１に楕円で示す）
ピアグループ２２、２４、２６を形成する。各ピアグル
ープは、ピアグループリーダー（ＰＧＬ）を持つ。図１
の黒いノード３２、３４、３６が、ピアグループ２２、
２４、２６のＰＧＬである。ＰＧＬは、ピアグループを
階層のより高いレベルの論理ノードとして表す追加機能
を持つ。最も低いレベル１０４において、異なるピアグ
ループに属するノードを接続するリンク２８は、境界リ
ンクと呼ばれる。境界リンクの両側のノードは境界ノー
ドと呼ばれる。例えば、図１の場合には、ノードA.2.4
およびA.3.2 は境界ノードである。
【００２１】ＯＳＰＦの場合と同様に、効率的なルート
は、ネットワークのノードおよびリンクの状態に関する
情報を収集することによってのみ計算することができ
る。この情報は、ネットワークのトポロジー情報であ
る。リンク状態は使用可能な帯域幅、リンク上での平均
遅れ、そのリンクがサポートすることができる最高セル
速度のような情報を含む。ノード状態は、交換システム
に接続しているピアグループおよび末端システムについ
ての集合情報である。各ノードは、周期的にそのピアグ
ループ内でトポロジー状態情報を全体に同時に供給す
る。ピアグループに属する他のノードは、この情報によ
りそのデータベースを更新する。それ故、ピアグループ
の各ノードは、ピアグループ内のすべてのトポロジー要
素のノード状態、およびリンク状態に関する正確な情報
を含む。ＰＧＬは、ピアグループの情報を集合し、より
高いレベルのピアグループにこの集合した情報を全体に
同時に供給する。同様に、ＰＧＬは、またその各ＰＧＬ
を通して、他のピアグループについての集合した情報を
収集する。ＰＧＬは、レベルのより低いピアグループの
この収集した情報を全体に同時に供給する。それ故、よ
りレベルの低いピアグループの各ノードは、他のピアグ
ループのノードに関する集合情報により、そのデータベ
ースを更新する。ネットワークの規模が大きくても、上
記情報を維持するのはそれほど困難ではない。何故な
ら、集合情報だけがノードに記憶されるからである。そ
れ故、ＰＮＮＩプロトコルは、規模の大きいネットワー
クに対しても非常に高度な拡張性を持つ。階層の各レイ
ヤーでは、同じプロトコルの次にノードがくる。それ
故、このプロトコルは反復的であるといわれる。
【００２２】現在指定されている二地点間ルーティング
プロトコルは、ソースをベースとするルーティングであ
る。ソースはピアグループのすべてのノードおよびリン
クに関する完全な情報を含むが、他のピアグループのノ
ードおよびリンクに関しては集合情報だけしか持ってい
ない。ソースは目的のノードへの正確なルートを決定す
ることはできない。自分が利用することができる情報に
基づいて、ソースは目的のノードへの論理経路を計算す
る。この経路は階層のより高いレベルからの論理ノード
を含むことができる。階層の各レベルの実際のルート
は、接続の設定中に決定される。このルートは接続のＱ
ｏＳ要件によって異なる。信号法メッセージは、接続を
行い、ＱｏＳ要件との折り合いをつけるために使用され
る。
【００２３】＜ＰＮＮＩ信号法＞信号法は接続指向のプ
ロトコルで接続を行う機構である。信号法は、リソース
予約、仮想チャネル／経路確立およびＱｏＳの折り合い
のような機能を含む。ＰＮＮＩの場合には、信号法機構
はＡＴＭ ＵＮＩ信号法に類似しているが、ＰＮＮＩは
接続を設定するための近似ルートを表す指定中継リスト
（ＤＴＬ）のような追加情報を含む。ＤＴＬは、それぞ
れが階層の各レベルに対応する一組の経路である。階層
の一番低いレベルにおいては、経路はピアグループの二
つのノード間の物理的経路である。階層のより高いレベ
ルにおいては、経路は論理経路である。ピアグループに
おいては、「SETUP」 メッセージは、境界ノードに到着
するまで、指定の経路に沿って送られる。この境界ノー
ドは出口境界ノードまたは出口ノードと呼ばれる。二つ
のピアグループの境界ノードをリンクする縁部は、より
高いレイヤーの論理リンクとして表される。この論理リ
ンクがＤＴＬに存在する場合には、「SETUP」 メッセー
ジは、境界リンクを横切って隣接ピアグループへ送られ
る。隣接ピアグループの境界ノードは、入り口境界ノー
ドまたは入り口ノードと呼ばれる。目的ノードがこのピ
アグループに存在する場合には、入り口ノードは、目的
ノードへの経路を計算し、それをＤＴＬに追加する。そ
うでない場合には、入り口ノードは、目的ノードへの経
路上のピアグループに対してリンクを持つ境界ノードへ
の経路を計算する。この計算された経路はＤＴＬに追加
される。入り口ノードは、また接続が設定されるまでこ
の経路情報を記憶する。ソースノードと入り口ノードだ
けが、ＤＴＬに経路を追加することができる。このこと
はクランクバック(Crankback) の間、重要なことであ
る。何故なら、それによりループの形成や、欠陥のある
経路の不必要な探査が繰り返して行われることを防止す
ることができるからである。
【００２４】所定のルート上のノードが、ピアグループ
を通る経路を発見できない場合に、クランクバックが起
こる。このクランクバックは、ノードまたはリンクの故
障またはＱｏＳ要件が厳しい場合に起こる可能性があ
る。その後、このノードは、ピアグループの入り口ノー
ドに、経路を発見できないことを報告する。その後で、
入り口ノードは、目的の相手方に到達するための別のル
ートを発見しようとする。目的の相手方に到達した場
合、または経路が使用できない場合には、信号法機構は
一旦停止する。経路が使用できない場合には、それまで
の接続設定がクリアされる。目的ノードが接続を受け入
れた場合には、「CONNECT」 メッセージが（反対方向
へ）確立した経路に沿って、目的の相手方からソースへ
と送られる。これにより、すべての入り口ノードは、そ
れまでクランクバックを助けるために記憶してきたすべ
てのルート情報をクリアすることができる。
【００２５】ＰＮＮＩプロトコルの段階１は、主として
二地点間ルーティングおよび信号法を処理する。ＰＮＮ
Ｉプロトコルの段階２は、一地点対多重地点間ルーティ
ングを処理する。「アーキテクチャ概観(Architecture
Overview) 」掲載の、ＡＴＭフォーラム草稿９４−０９
９５、１９９４、「ＡＴＭグループマルチキャストルー
ティングおよび信号法プロトコル(ATM Group Multicast
Routing and Signaling Protocol)」にあるように、
Ｆ．Ｃ．リアウがこの分野を従来技術の段階で研究をし
ている。この草稿中には、多重中心ノードを持つ、コア
をベースとする木構造の思想が記載されている。本明細
書に多重中心ノードの思想が記載されているが、本明細
書は階層的枠組みのルーティングおよび信号法機構の詳
細を記述するためのものではない。従って、各接続に対
して或程度のサービス品質ＱｏＳを保証しながら、必要
とする帯域幅や遅延のような要因の組み合わせに関して
も効率的な、階層的枠組みのマルチキャスティングに対
する高度に拡張可能な機構を開発する必要がある。
【００２６】
【発明の概要】本発明は、ＡＴＭネットワーク用の階層
的マルチキャストルーティングおよび信号法をサポート
するためのＰＮＮＩプロトコルを拡張する。本発明は、
コアをベースとする木構造アルゴリズムへの拡張を使用
する。単一の中心ノードの代わりに、複数の中心ノード
が、階層の各ピアグループおよび各レベルで維持され
る。その利点は単一の中心ノードが過負荷にならないと
いうことである。さらに、こうすることによりフォルト
トレランスが改善される。何故なら、故障を起こす箇所
が１箇所ではなくなるからである。理解していただける
と思うが、ＰＮＮＩが階層的になっているために、本発
明の拡張性は非常に高い。さらに、この機構は複数の送
り手をサポートし、動的なメンバーの資格がマルチキャ
ストグループに対して変化する。接続の設定中に、サー
ビス品質の要件の折り合いをつけることができ、接続が
行われている間保証される。効率的なマルチキャストル
ートを計算するには、ピアグループにある種の追加トポ
ロジー情報を全体に同時に流してやる必要があるが、接
続管理へのオーバーヘッドは最低ですむ。マルチキャス
トの木構造は増やしていくことができ、木構造の費用
は、ある種の標準の教授法(Heuristics)を使用して計算
したスタイナ木構造の費用とほぼ同じである。
【００２７】本発明の一実施例には、通信ネットワーク
でセルをマルチキャスティングするための方法が説明し
てある。通信ネットワークは、リンクにより相互に接続
された複数のノードを含み、下記の段階からなる。すな
わち、ピアグループがその内部に少なくとも一つのノー
ドを含む場合に、通信ネットワークをピアグループの階
層的な装置に分割する段階と、接続ノードが、マルチキ
ャストグループに対して送り手または受け手である場合
に、すべての接続ノードを含むマルチキャストグループ
に対するマルチキャストの木構造を形成する段階であ
る。このマルチキャストの木構造を形成する段階は、マ
ルチキャストグループの一部となることを希望するノー
ドが、そのピアグループの中心ノードに登録しなければ
ならない場合に、マルチキャストグループの各ピアグル
ープに対する中心ノードを選択する段階と、ピアグルー
プのノードが、直接上位のピアグループの中心ノードに
ついての情報を維持しさえすればよい場合に、各ピアグ
ループで中心ノード情報を局部的に全体に同時に供給す
る段階とを含む。セルは、上記マルチキャストの木構造
を通して、上記のピアグループの上記ノードへ効率的に
マルチキャストすることができる。直接上位のピアグル
ープの論理中心ノードのリストが、各ピアグループリー
ダーにより、ピアグループで全体に同時に供給される場
合に、ピアグループのノードに関するトポロジ情報を集
合し、よりレベルの高いピアグループにこのトポロジー
報を全体に同時に供給するために、ネットワークの各ピ
アグループに対して、ピアグループリーダーが選択され
る。
【００２８】
【発明の詳細な記述】本発明は、ＰＮＮＩ枠組み(PNNI
Framework)のマルチキャストルーティングの方法に関す
る。この機構は規模の大きいネットワークに対する拡張
性が非常に高い。何故なら、ルータは一つのマルチキャ
ストグループに対して、一本の木構造だけを維持すれば
よいからである。この方法は、マルチキャストグループ
の動的メンバー資格をサポートするので、ノードはマル
チキャストが行われている間でも、マルチキャストグル
ープに接続することもできるし、離脱することもでき
る。マルチキャストグループに対する複数の送り手も同
様にサポートされ、それにより真の意味の多重地点対多
重地点間接続を実現することができる。さらに、マルチ
キャストの木構造を、ノードおよびリンク状態の変化を
反映するように動的に変更することもできる。本発明
は、また待ち時間が非常に短い、すなわち、新しいノー
ドの接続に要する時間が有意に短い。
【００２９】本発明は、マルチキャストルーティングを
行うために、コアをベースとする木構造（Core based T
ree:ＣＢＴ）方法を使用する。従来技術のＣＢＴアルゴ
リズムの欠点の一つは、中心ノードがボトルネックにな
り、故障を起こす箇所が１箇所だけであることである。
この欠点を克服するために、本発明は一つのマルチキャ
ストグループに対して一つ以上の中心ノードを使用す
る。ＰＮＮＩ枠組みにおいては、マルチキャスト範囲内
の各ピアグループに中心ノードを導入すると、高度のモ
ジュラアルゴリズム(Modular Algorithm) になる。論理
中心ノード(Logical Core nodes)も、階層のより高いレ
ベルに導入される。これらの中心ノードを使用すると、
すべての接続ノードを含むマルチキャストの木構造がで
きあがる。この場合、接続ノードはマルチキャストグル
ープに対するデータの送り手または受け手のいずれかで
ある。中心ノードの選択は非常に重要である。何故な
ら、中心ノードの望ましくない組を選択すると、アルゴ
リズムの性能に悪影響を与える恐れがあるからである。
中心ノードの選択に対する種々の機構の検討は、本発明
の範囲には入らないが、中心ノードの好ましい候補を決
定する際に役に立つと思われるいくつかの基準を記載す
る。
【００３０】＜中心ノードの選択＞マルチキャストグル
ープを選択する場合、そのグループに対する中心ノード
も選択される。この場合、各グループはそれ自身の中心
ノードの組を持つ。効率的なマルチキャストの木構造を
計算するためには、正しい中心ノードの組を使用するこ
とが重要である。境界ノードは、中心ノードに対する好
ましい候補ノードである。このことはすぐに理解できる
だろう。何故なら、境界ノードはマルチキャストの木構
造の一部となっている可能性がより高いからである。よ
り高いレベルをもつノードは、より好ましいノードであ
る。中心ノードは高い帯域幅を取り扱わなければならな
いので、十分な帯域幅を持たないノードを中心ノードと
して選択するのは好ましくない。上記基準の中の一つが
他のものより重要であることを証明することはできな
い。しかし、レベルが高く、十分な帯域幅を持つ境界ノ
ードは、最も好ましい中心ノードであるように思われ
る。理解していただけると思うが、いくつかのマルチキ
ャストグループに対して、同じノードを中心ノードとし
て選択しないように注意する必要がある。何故なら、中
心ノードに対して過負荷が掛かると、性能に悪影響があ
るからである。
【００３１】中心ノードが選択されると、中心ノード情
報が各ピアグループで局部的に全体に同時に供給され
る。上位のピアグループの論理中心ノードのリストも、
ピアグループリーダー（ＰＧＬ）により全体に同時に供
給される。全体に同時に供給される情報の量は、最低量
ですむ。何故なら、ピアグループのノードは、直接上位
のピアグループではないピアグループの中心ノードに関
する情報を維持する必要がないからである。この全体に
対して同時に行われる情報の供給は、トポロジー情報の
全体に対する全体への同時供給と一緒に行うことができ
る。いったん選択されると、中心ノードの変更はないも
のと見なされる。しかし、理解していただけると思う
が、この制約は拘束的なものではない。
【００３２】本発明の場合には、中心ノードは、その中
心ノードが属する同じピアグループに接続ノードがない
場合には、アクティブであると定義される。本発明の場
合には、下記の条件をすべて満足させる必要がある。す
べてのアクティブなノードは同じマルチキャストの木構
造に存在しなければならない。特定のピアグループに属
する中間ノード（マルチキャストの木構造上の非接続ノ
ード）が存在する場合には、対応する中心ノードはマル
チキャストの木構造上に存在していなければならない。
特定のピアグループに接続ノードが存在しない場合に
は、もしそのノードが木構造から離脱していない場合、
そのピアグループの対応する中心ノードおよび中間中心
ノードを、マルチキャストの木構造から離脱させなけれ
ばならない。上記条件を満足させれば、バランスのよく
とれた木構造が得られ、最短の待ち時間で接続ノードの
追加および削除を行うことができる。
【００３３】＜接続者始動の接続（ＰＩＪ）＞接続者始
動の接続（Paticipant-initiated join:ＰＩＪ）機構の
場合には、あるノードが（接続ノードと呼ぶ）マルチキ
ャストグループに接続したい場合には、接続ノードは、
そのピアグループ内の中心ノードに接続しようとする。
その中心ノードへの最短経路は容易に決定することがで
きる。何故なら、そのピアグループのノードおよびリン
ク状態は、そのピアグループのすべてのノードに完全に
知られているからである。設定メッセージは、この最短
経路を通して中心ノードに送られる。途中で、メッセー
ジがすでにマルチキャストの木構造上に存在しているノ
ードに到着した場合には、接続ノードはこの特定のノー
ドに接続し、マルチキャストの木構造の一部となる。
【００３４】接続ノードのピアグループの中心ノード
が、現在マルチキャストの木構造に存在しないこともあ
りうる。その場合、中心ノードは親のピアグループの中
心ノードに接続しようとする。このルーティングは、ア
クティブな中心ノードまたは最も高いレベルのピアグル
ープの中心ノードに到着するまで、各レベルにおいて反
復して行われる。その結果、アクティブな中心ノードか
らなる木構造の背骨の部分ができあがる。その後、接続
ノードは、すべての関連中心ノードと共に、マルチキャ
ストの木構造の一部になる。
【００３５】本発明のＰＩＪ機構を図１を参照しながら
さらに説明することにする。図１は、本発明の階層的ネ
ットワーク１０である。この図においては、黒いノード
は中心ノードである。このマルチキャストの木構造の場
合、最初のノードはA、A.2 およびA.2.1 である。ノード
A.3.5 がマルチキャストの木構造に接続したい場合に
は、最初そのピアグループ２３、すなわち、A.3.1 に接
続する。A.3.1 はそれ自身は、マルチキャストの木構造
上に存在しないときには、アルゴリズムが次に高いレベ
ル８０で繰り返し実行され、その結果、ノードA.3 が中
心ノードA.2 に接続することになる。図２は、その結果
得られた木構造４０である。図２に示されているよう
に、結果得られた木構造４０は、マルチキャストグルー
プにおけるノードA.3.5をサポートする中心ノードへそ
の状態が変化したことを示す、中心ノードとしての黒い
ノードA.3を含んでいる。ノードB.2.5 が、マルチキャ
ストグループに接続したい場合には、最初ノードB.2.1
に接続する。レベル８０において、B.2 はB.1 に接続す
る。論理リンク(B.2--B.1)を物理リンク（４２）(B.2.2
--B.1.4)で表すことにしよう。レベル１０４において
は、物理的経路(B.2.1、B.2.2、B.1.4、B.1.1)が、マル
チキャストの木構造に追加される。B.1 自身は木構造上
に存在していないので、レベル６４のノードＢは、ノー
ドＡに接続する。論理リンク(B--A)を論理リンクB.1.2-
-A.3.4で表すとしよう。その結果、経路(B.1.1、B.1.
2、A.3.4) がマルチキャストの木構造に追加される。図
３は、その結果得られた木構造５０である。図３に示さ
れているように、結果得られた木構造５０は、マルチキ
ャストグループにおけるノードB.2.5をサポートする中
心ノードへその状態が変化したことを示す、中心ノード
としての黒いノードB.2を含んでいる。ノードB.1.3 お
よびB.1.5 は、ノードB.1.2 およびB.1.4 にそれぞれ接
続することにより、容易に接続することができる。それ
故、このアルゴリズムにおいては、接続の待ち時間が有
意に短縮される。
【００３６】＜ノードの削除＞マルチキャストグループ
からノードを削除する方法を説明するが、すべての接続
ノードおよびアクティブな中心ノードを接続しているマ
ルチキャストの木構造をグラフと見なす。そのレベルが
１以上の接続ノードが、マルチキャストグループから離
脱しようとする場合には、その接続ノードは中間ノード
として依然としてマルチキャストの木構造上に存在して
いる。そのレベルが１である接続ノードが、マルチキャ
ストグループから脱退しようとする場合には、もしそれ
が中心ノードでなければ、その接続ノードは自分自身を
木構造から離脱させる。その後、隣接ノードが中心ノー
ドでもなければ、接続ノードでもない場合には、その隣
接ノードは自分自身を離脱させる。このプロセスは反復
して行われ、その結果、離脱が上から下に向かって順次
行われる。このプロセスは、接続ノードまたは中心ノー
ドまたはレベルが１以上のノードに到着するまで、継続
して行われる。
【００３７】接続ノードがマルチキャストの木構造から
離脱する場合には、何時でもそのピアグループの中心ノ
ードにもそのことを通知しなければならない。中心ノー
ドがそのピアグループに接続ノードがもうないことを知
った場合には、木構造から削除されてない場合、その中
心ノードは自分自身をマルチキャストの木構造から削除
する。この削除は論理レベルでも行われる。論理リンク
が削除されると、その結果、ある物理的ノードも同様に
削除される。このような削除により、木構造の費用は合
理的な限界内に維持される。特に、接続ノードの数が数
個ある場合には上記のように維持される。
【００３８】図４について説明すると、この図はネット
ワーク１０のマルチキャストのノードを削除する場合の
接続ノードB.2.5、B.1.3、B.1.5 およびA.3.5 である。
図を見れば分かるように、ノードB.2.5 がマルチキャス
トグループから脱退したい場合には、ノードB.2.5 およ
びB.2.4 が削除される。レベル８０においては、ノード
B.2 は、それが表すピアグループには接続ノードが存在
しないことを知る。それ故、ノードB.2 は自分自身を離
脱させ、その結果、ノードB.2.1 およびB.2.2が自分自
身をマルチキャスト木構造から離脱させる。図４は、そ
の結果得られた木構造６０である。B.2.5 がマルチキャ
ストグループに再び接続を希望し、リンク状態が変化し
ている場合には、現在の木構造に異なる経路が追加され
る。この木構造の動的な生成により、ノードおよびリン
ク状態が変化している場合に、接続のＱｏＳ要件を容易
に満足させることができる。
【００３９】＜信号法機構＞すでに存在するマルチキャ
ストの木構造にノードを追加するには、ある種の信号法
機構が必要である。本発明の一実施例の場合には、ピア
ツウピアインプレメントについて説明する。しかし、当
業者なら理解できると思うが、瞬時ルーティングアルゴ
リズムを実行するための他の方法も使用することができ
る。ピアツウピア機構の場合には、マルチキャストグル
ープは論理マルチキャストアドレスにより表される。こ
のマルチキャストグループに関連するすべてのノード
は、接続ノードである。ルートノードも葉ノードも存在
しない。マルチキャストグループに接続したいノード
は、そのピアグループの中心ノードに対して、「SETU
P」 メッセージを送信する。中心ノードへの経路は、当
業者なら理解できると思うが、ＰＮＮＩ信号法のところ
で説明したように、指定中継リスト（Designated Trans
it List:ＤＴＬ）で表される。これは、一つのブランチ
が通常現在のマルチキャストの木構造に追加されるとい
う点からみて、二地点間接続機構である。中心ノードが
関連しているので、中心ノードも追加ブランチに追加さ
れることもありうる。一つのノードに一つ以上のブラン
チが追加できるということが、本発明のハッキリした特
徴である。
【００４０】本発明の信号法機構に対するメッセージの
基本的タイプは、「SETUP」 メッセージ、「RETRACE
(リトレース)」メッセージ、「CONNECT」 メッセージお
よび「RELEASE」 メッセージである。「SETUP」 メッセ
ージは、接続を行うために接続ノードから送られる。こ
のメッセージの目的の相手方は、マルチキャストの木構
造上のノードか、ピアグループの中心ノードである。こ
のメッセージがあるノードから他のノードへのリンクを
通過すると、接続用のリソースがそのリンク上で予約さ
れる。このメッセージは、信号法メッセージが通る近似
経路である、指定中継リスト（ＤＴＬ）を運ぶ。この経
路は、ソースをベースとするルーティング中に、メッセ
ージのソースにより計算される。本発明の場合には、ソ
ースにより生成されたＤＴＬは、ピアグループへの入り
口ノード、ピアグループへの出口ノード、およびピアグ
ループの中心ノードにより修正される。この点が、ソー
スと入り口ノードだけがＤＴＬを修正することができる
ＰＮＮＩ信号法とは非常に異なっていることに留意され
たい。
【００４１】「RETRACE」 メッセージは、「SETUP」 メ
ッセージ類似の情報を含む新しいタイプのメッセージで
ある。しかし、重要な違いは、リンク上でリソースが予
約されないことである。さらに、「RETRACE」 メッセー
ジは、すでに「SETUP」 メッセージが通ったリンク上だ
けを、反対方向に移動する。
【００４２】「CONNECT」 メッセージは、接続ノードが
接続しているノードによって送られる。このノードはす
でにマルチキャストの木構造の一部でなければならない
ことに留意されたい。メッセージは、リソースが予約さ
れているすべてのリンク上を通る。ノードが「CONNEC
T」 メッセージを受信すると、このノードは接続の設定
が行われたことを示すためにルーティングテーブルを更
新する。
【００４３】「RELEASE」 メッセージは、接続が設定で
きない場合、または接続が終了している場合に、任意の
中間ノードにより送ることができる。このメッセージ
も、リソースが予約されているすべてのリンク上を通
る。このメッセージを受信したとき、リソースは解放さ
れる。
【００４４】特定のメッセージを受信した場合には、ノ
ードが行う行動はメッセージのタイプにより異なる。例
えば、「SETUP」 メッセージの場合には、ノードが木構
造上にすでに存在している場合には、そのノードは、設
定が承認されたか／拒否されたかによって、接続ノード
に「CONNECT」 ／「RELEASE」 メッセージを送る。この
メッセージは、接続ノードへの逆の経路を通る。
【００４５】ノードがマルチキャストの木構造上に存在
しない場合には、そのノードはＤＴＬをチェックし、メ
ッセージをＤＴＬの次のノードに転送し、またポインタ
も転送する。ノードが出口境界ノードである場合には、
そのノードは「SETUP」 メッセージが送られたノードの
リストをセーブし、メッセージを境界リンクを横切って
転送する。ノードが入り口ノードである場合には、その
ノードはピアグループの中心ノードへの経路を計算す
る。この経路はＤＴＬフォーマットに変換され、スタッ
ク上に積み上げられる。その後、「SETUP」 メッセージ
は、新しいＤＴＬに従って（中心ノードの方へ）転送さ
れる。
【００４６】ノードが中心ノードである場合には、最初
にそのノードがアクティブであるかどうかがチェックさ
れる。もしアクティブである場合には、すでに説明した
ように、そのノードは木構造上に存在しなければならな
い。もしアクティブでない場合には、中心ノードはＤＴ
Ｌの次のピアグループへの経路を計算する。この経路上
の任意のノードにすでに「SETUP」 メッセージが送られ
ている場合には（このことはメッセージの送付を受けた
ノードのリストにより知ることができる）、「SETUP」
メッセージは、「RETRACE」 メッセージに変更される。
ＤＴＬへの登録は、一番上の最初の登録がメッセージの
送付を受けたノードであり、ＤＴＬに他にメッセージの
送付を受けたノードがなくなるまで削除される。「RETR
ACE」 メッセージは、そこから「SETUP」 メッセージを
受信したノードへと転送される。計算した経路にメッセ
ージの送付を受けたノードが存在しない場合には、「SE
TUP」 メッセージは新しいＤＴＬにより転送される。
【００４７】中心ノードがアクティブでなく、ＤＴＬス
タックが空である場合には、中心ノードは、「SETUP」
メッセージを親のピアグループの中心ノードに転送す
る。この中心ノードおよび対応するＤＴＬへの経路が計
算される。再び、メッセージの送付を受けたノードに対
するチェックが行われる。メッセージの送付を受けたノ
ードが発見された場合には、メッセージは「RETRACE」
メッセージに変換され、すでに説明したように、ＤＴＬ
が修正される。メッセージの送付を受けたノードが見つ
からない場合には、「SETUP」 メッセージは新しいＤＴ
Ｌにより転送される。
【００４８】「RETRACE」 メッセージの場合には、ＤＴ
Ｌスタックの一番上の第一の登録が、ノードＩＤまたは
その上位のＩＤと一致しない場合には、「RETRACE」 メ
ッセージは、そこから「SETUP」 メッセージを受信した
ノードへ転送される。
【００４９】登録が一致した場合には、次の登録への経
路（および新しいＤＴＬ）が、ＤＴＬにより計算され
る。再び、メッセージの送付を受けたノードに対するチ
ェックが行われる。メッセージの送付を受けたノードが
発見された場合には、すでに説明したように、ＤＴＬが
修正され、「RETRACE」 メッセージが、そこから「SETU
P」 メッセージを受信したノードへ転送される。メッセ
ージの送付を受けたノードが見つからない場合には、
「RETRACE」 メッセージは「SETUP」 メッセージに変換
され、新しいＤＴＬにより次のノードに転送される。
【００５０】「CONNECT」／「RETRACE」メッセージの場
合には、リンク上で予約されたリソースは解除／解放さ
れる。ノードはこのメッセージを、「CONNECT」／「RET
RACE」メッセージを受信しているリンクを除く、その上
で「SETUP」 メッセージが受信／送信されたすべてのリ
ンクを通して転送する。このメッセージは、方向は反対
であるが、「SETUP」 メッセージが通ったすべてのリン
クを通ることに留意されたい。
【００５１】＜信号法の例＞図５について説明すると、
この図はネットワーク２００を使用する本発明の信号法
機構の一例である。図５に示すように、黒いノードは中
心ノードである。この例においては、ノードB.1.1 はす
でにマルチキャストの木構造上に存在していると仮定す
る。ノードA.3.4 がマルチキャストグループに接続した
い場合には、このノードは最初にそのピアグループの中
心ノード（ノードA.3.1） に「SETUP」メッセージを送
る。「SETUP」 メッセージはノードA.3.1 に転送され
る。ノードA.3.1 はアクティブではなく、ＤＴＬスタッ
クは空であるので、このノードは現在のピアグループの
中心ノードA.1 に接続しようとする。中心ノードA.1 へ
の経路がピアグループA.4 を通ると仮定しよう。この経
路に対するＤＴＬは下記のようになる。
【００５２】(A.3.1、A.3.2)ポインタ１ (A.3、A.4、A.1)ポインタ１
【００５３】ＤＴＬと共に、現在ピアグループの「SETU
P」メッセージの送付を受けたノードのリストも送られ
る。このリストは、ループのない経路を決定するため
に、入り口ノード、出口ノードおよび中心ノードにより
使用される。
【００５４】「SETUP」 メッセージは、ノードA.3.2 へ
転送される。ノードA.3.2 は出口ノードであるので、こ
のノードはメッセージの送付を受けたノード（すなわ
ち、ノードA.3.4、A.3.1およびA.3.2)を記憶している。
その後、このノードは境界リンク２０４を横切って「SE
TUP」 メッセージをノードA.4.4 に送る。A.4.4 は入り
口ノードであるので、このノードはその中心ノード(A.
4.2) への経路を計算する。この経路はA.4.1 を通ると
仮定しよう。この場合、ＤＴＬは下記のようになる。
【００５５】(A.4.4、A.4.1、A.4.2)ポインタ１ (A.3、A.4、A.1)ポインタ２
【００５６】「SETUP」 メッセージは、A.4.1 を通し
て、ノードA.4.2 に転送される。A.4.2 はアクティブで
はない中心ノードであり、ＤＴＬスタックは空でないの
で、このノードはピアグループA.1 への経路を計算す
る。この経路はノードA.4.3 を通ると仮定しよう。この
場合、ＤＴＬは下記のようになる。
【００５７】(A.4.2、A.4.3、A.4.4)ポインタ１ (A.3、A.4、A.1)ポインタ２
【００５８】A.4.4 はすでに「SETUP」 メッセージの送
付を受けているので、メッセージタイプは「RETRACE」
メッセージに変わり、ＤＴＬは下記のように変わる。
【００５９】(A.4.4)ポインタ１ (A.3、A.4、A.1)ポインタ２
【００６０】「RETRACE」 メッセージは、そこから「SE
TUP」 メッセージを受信したノード(A.4.1) からそのノ
ードへと転送され、さらにA.4.4 へ転送される。スタッ
クの一番上の登録は、ノードＩＤと一致する。従って、
ピアグループA.1 への経路が計算される。ノードA.4.4
それ自身は出口境界ノードであるので、この経路にはメ
ッセージの送付を受けたノードは存在しない。それ故、
「RETRACE」 メッセージは「SETUP」 メッセージに変わ
り、境界リンクを通して、ノードA.1.4 へ転送される。
A.1.4 は入り口ノードであるので、このノードはその中
心ノードへの経路を発見する。この場合、ＤＴＬは下記
のようになる。
【００６１】(A.1.4、A.1.1)ポインタ１ (A.3、A.4、A.1)ポインタ３
【００６２】A.1.1 が「SETUP」 メッセージを受信する
と、ＤＴＬスタックは空になる。ノードA.1.1 は、アク
ティブではないので、このノードは、「SETUP」 メッセ
ージをその親のピアグループの中心ノード（ノードA.
1） へ転送する。すでにピアグループA.1 にいるので、
「SETUP」 メッセージはその親のピアグループの中心ノ
ード（ノードＢ）へ転送される。ピアグループＢへの経
路が計算される。この経路はピアグループA.2、A.3およ
びA.5 を通ると仮定しよう。この経路に対するＤＴＬは
下記のようになる。
【００６３】(A.1.1、A.1.2)ポインタ１ (A.1、A.2、A.3、A.5)ポインタ１ (A、B)ポインタ１
【００６４】しかし、ノードA.3 はすでに「SETUP」 メ
ッセージの送付を受けていることがわかっている（ノー
ドA.1 のそれを知っている。）。 「SETUP」 メッセー
ジは「RETRACE」 メッセージへ変わり、ＤＴＬは下記の
ように変化する。
【００６５】(A.3、A.5)ポインタ１ (A、B)ポインタ１
【００６６】「RETRACE」 メッセージは、A.1.4 へ、さ
らにそこからA.4.4 へ、そこからさらにA.3.2 へ転送さ
れる。スタックの一番上の登録は、ノードA.3.2 の上位
のＩＤと一致する。ピアグループA.5 への経路が計算さ
れる。この例の場合、この経路はA.3.1 およびA.3.4 を
通ると仮定しよう。この経路に対するＤＴＬは下記のよ
うになる。
【００６７】(A.3.2、A.3.1、A.3.4)ポインタ１ (A.3、A.5)ポインタ１ (A、B)ポインタ１
【００６８】A.3.4 はすでに「SETUP」 メッセージの送
付を受けているので、設定メッセージは「RETRACE」 メ
ッセージに変わり、ＤＴＬは下記のように変わる。
【００６９】(A.3.4)ポインタ１ (A.3、A.5)ポインタ１ (A、B)ポインタ１
【００７０】「RETRACE」 メッセージは、そこからA.3.
2 が「SETUP」 メッセージを受信したノード（A.3.1）
へ転送される。ノードA.3.1 から、「RETRACE」 メッセ
ージはA.3.4 に転送される。スタックの一番上の登録
は、ノードＩＤと一致する。従って、ピアグループA.5
への経路が計算される。メッセージは「SETUP」 メッセ
ージに変わる。何故なら、メッセージの送付を受けたノ
ードがもう存在しないからである。「SETUP」 メッセー
ジはノードA.5.1 へと転送される。A.5.1 は中心ノード
であり、ＤＴＬスタックは空である。それ故、ピアグル
ープＢへの経路が計算される。その後、「SETUP」 メッ
セージはノードA.5.4 へ、それからノードB.1.3 へ転送
される。
【００７１】ノードB.1.3 は入り口ノードであるので、
このノードはその中心ノード（ノードB.1.1） への経路
を計算する。B.1.1 が「SETUP」 メッセージを受信する
とき、このノードはすでに、（マルチキャストの木構造
上で）アクティブになっている。それ故、このノード
は、ノードA.3.4 へ「CONNECT」 メッセージを送信す
る。このメッセージは、リソースが予約されているすべ
てのリンクを通る。メッセージがノードA.3.4 に到着す
ると、接続が行われる。
【００７２】本発明の信号法機構の利点は、新しいノー
ドがマルチキャストの木構造に接続すると、ループのな
い接続が生成することである。簡単に説明するために、
最も低いレベルの特定のピアグループを考えてみよう。
下記の状況の場合のみに、経路がＤＴＬに追加される。
【００７３】(i)「SETUP」メッセージが入り口ノードに
到着した場合。 入り口ノードは、この段階ではメッセージの送付を受け
た唯一のノードであるので、ＤＴＬに追加されたどの経
路もループを形成することはできない。 (ii)「SETUP」 メッセージが中心ノードに到着した場
合。 追加された経路が、メッセージの送付を受けたノードを
持つ場合には、「RETRACE」 メッセージが、メッセージ
の送付を受けたノードに到着するまで、逆方向の経路上
を転送される。これにより、ループが形成される可能性
がなくなる。 (iii)「RETRACE」メッセージが出口ノードに到着した場
合。 追加された経路が、メッセージの送付を受けたノードを
持つ場合には、「RETRACE」 メッセージが、メッセージ
の送付を受けたノードに到着するまで、逆方向の経路上
を転送される。これにより、ループが形成される可能性
がなくなる。
【００７４】すでに理解していただけたと思うが、上記
条件のいずれもループを形成しない。この事実は、階層
のすべてのレベルへ繰り返して適用することができるの
で、信号法機構の場合には、行われた接続はどのような
場合でもループを持たない。理解していただけると思う
が、マルチキャストの木構造からノードを除去するため
に、類似の機構を使用することができる。
【００７５】本発明のマルチキャストルーティング機構
の優れた特徴は、その簡単な構造である。各レベルのノ
ードが同じアルゴリズムに従うので、本発明は実行する
のが非常に簡単である。経路を決定する際に必要なマル
チキャストグループの会員の資格に関する情報が非常に
少なくてすむ。ピアグループの中心ノード、およびその
上位グループの中心ノードのリストがピアグループ全体
に同時に供給される。それ故、実行に関するオーバーヘ
ッドは最小限度ですむ。
【００７６】本発明の明らかな欠点は、信号法機構が異
なるタイプのメッセージを含み、幾分複雑に見えること
である。また、アクティブな中心ノードがマルチキャス
トの木構造の一部でなければならないという条件によ
り、木構造がゆがむ恐れがある。木構造がゆがむと、帯
域幅が無駄に使用される結果になる。この現象は、木構
造の接続ノードの数が非常に少なく、中心ノードが接続
ノードから遠く離れている場合に起こる。しかし、本発
明の信号法は、ノードがすでに存在しているマルチキャ
ストの木構造に接続する場合は、どんな場合でも必ずル
ープは形成されない。さらに、このアルゴリズムにより
生成された木構造の費用は、スタイナ木構造により生成
された疑似最適木構造の費用と大差がなく、この木構造
はレベルが１のすべてのノードが、目的ノードまたは中
心ノードのいづれかであるという特性を満足させる。
【００７７】上記説明から、図面を参照しながら説明し
た実施例は、単に例示としてのものに過ぎず、当業者で
あれば本発明の精神および範囲から逸脱しないで、上記
実施例に種々の変更および修正を行うことができること
を理解されたい。上記すべての変更および修正は、添付
の特許請求の範囲に定義した本発明の範囲に含まれる。
【図面の簡単な説明】
【図１】本発明に従った、ＰＮＮＩアーキテクチャのマ
ルチキャスト木構造を示す図である。
【図２】本発明に従った、一つのノードがマルチキャス
トの木構造に接続した後のマルチキャスト木構造であ
る。
【図３】第一および第二のノードが接続した後のマルチ
キャストの木構造である。
【図４】ノードがマルチキャストの木構造から離脱した
後のマルチキャストの木構造である。
【図５】本発明の信号法の例示としてのアーキテクチャ
である。
【符号の説明】
１０ ＰＮＮＩアーキテクチャ １２ ノード ２２ ピアグループ ２４ ピアグループ ３２ ノード
───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (72)発明者 ヴィジェイ ポチャンパリ クマー アメリカ合衆国 07728 ニュージャー シィ，フリーホールド，タワー ロード ３ (72)発明者 カーリギ スリニヴァサ ラグハヴェン ドラ アメリカ合衆国 99163 ワシントン, プルマン，エス．イー．エッジ クノー ル ドライヴ 829 (72)発明者 ラマナザン ヴェンカテスワラン アメリカ合衆国 07733 ニュージャー シィ，ホルムデル，サウス ホルムデル ロード 14ビー (56)参考文献 Ａ．Ｄ．Ｒａｇｈａｖｅｎｄｒａ ｅ ｔ ａｌ，Ｍｕｌｔｉｃａｓｔ ｒｏｕ ｔｉｎｇ ｉｎ ｉｎｔｅｒｎｅｔｗｏ ｒｋｓ ｕｓｉｎｇ ｄｙｎａｍｉｃ ｃｏｒｅ ｂａｓｅｄ ｔｒｅｅｓ, 1996ＩＥＥＥ Ｆｉｆｔｅｅｎｔｈ Ａ ｎｎｕａｌ Ｉｎｔｅｒｎａｔｉｏｎａ ｌ Ｃｏｎｆｅｒｅｎｃｅ ｏｎ Ｃｏ ｍｐｕｔｅｒｓ ａｎｄ Ｃｏｍｍｕｎ ｉｃａｔｉｏｎｓ，米国，ＩＥＥＥ, 232−238 酒井康晴他，ＳＳＥ92−124 ＡＴＭ 網における放送型トラヒック収容技術に 関する一考察，信学技報 ＳＳＥ，日 本，電子情報通信学会，67−72 高畠由彰，ＳＳＥ95−99 ＡＴＭ−Ｆ ｏｒｕｍ Ｐ−ＮＮＩルーティングアル ゴリズムのシュミレーション評価，信学 技報 ＳＳＥ，日本，電子情報通信学 会，1996年 ３月15日，161−166 (58)調査した分野(Int.Cl.7，ＤＢ名) H04L 12/00

Claims (23)

    (57)【特許請求の範囲】
  1. 【請求項１】 通信ネットワークをピアグループの複数
    レベルの階層構造に分割する段階からなり、該ピアグル
    ープは、該階層構造の各々のレベルで中心ノードとして
    動作する少なくとも一つのノードを、その内部に含んで
    おり、更に、 すべての参加者ノードを含むマルチキャストグループに
    対するマルチキャストの木構造を形成する段階からな
    り、該接続ノードは該マルチキャストグループに対して
    送り手または受け手のいずれかである、リンクにより相
    互に接続している複数のノードを含む通信ネットワーク
    でセルをマルチキャスティングする方法であって、該形
    成する段階は、 該マルチキャストグループの該ピアグループの各々に対
    する中心ノードを選択する段階からなり、該マルチキャ
    ストグループの一部となることを待っているノードはそ
    のピアグループの中心ノードに登録しなければならず、
    該段階は更に、 該ピアグループの各々で中心ノード情報を局部的に供給
    する段階からなり、該ピアグループのノードが、直接上
    位のピアグループの該中心ノードについての情報を維持
    することのみが必要であり、そして該セルが該マルチキ
    ャストの木構造により、該マルチキャストグループの該
    ノードへ効率的にマルチキャストすることができること
    を特徴とする方法。
  2. 【請求項２】 請求項１に記載の方法において、さら
    に、 該ピアグループのノードに関するトポロジー情報を集合
    させ、そして上位のピアグループの該トポロジー情報を
    供給するために、該ネットワークの該ピアグループの各
    々に対するピアグループリーダーを選択する段階からな
    り、原型ピアグループの論理中心ノードのリストが該ピ
    アグループリーダーの各々によってピアグループに供給
    されることを特徴とする方法。
  3. 【請求項３】 請求項１に記載の方法において、中心ノ
    ードが属する同じピアグループに存在する場合に中心ノ
    ードがアクティブであり、さらに、特定のマルチキャス
    トグループに対する該マルチキャスト木構造の一部でな
    ければならないことを該特定のマルチキャストグループ
    に要求する段階を含むことを特徴とする方法。
  4. 【請求項４】 請求項３に記載の方法において、さら
    に、マルチキャスト木構造上の中間非接続ノードが同じ
    ピアグループに属するときに、該マルチキャスト木構造
    の一部でなければならないことを中心ノードに要求する
    段階を含むことを特徴とする方法。
  5. 【請求項５】 請求項４に記載の方法において、さら
    に、対応するピアグループに接続ノードが存在しないと
    きに、対応する中心ノードと対応する中間ノードとを該
    マルチキャスト木構造から除去する段階を含むことを特
    徴とする方法。
  6. 【請求項６】 請求項２に記載の方法において、該トポ
    ロジー情報が、ノードおよびリンク状態情報を含むこと
    を特徴とする方法。
  7. 【請求項７】 請求項１に記載の方法において、さら
    に、該マルチキャストグループをそのピアグループにあ
    る中心ノードへ結合することを待っている秘中心ノード
    にアタッチする段階を含み、該中心ノードは、該コアノ
    ードが該マルチキャスト木構造の一部でないときに該マ
    ルチキャスト木構造上に親ピアグループの中心ノードを
    接続することを特徴とする方法。
  8. 【請求項８】 請求項１に記載の方法において、該マル
    チキャスト木構造を残す非中心ノードが自分自身を除去
    し、そして該非中心ノードとその近隣のノードとの間の
    縁部ノードを除去し、該マルチキャスト木構造を残すそ
    のピアグループに宛先ノードを有さない中心ノードが、
    自分自身を該木構造から除去しなければならないことを
    特徴とする方法。
  9. 【請求項９】 請求項１に記載の方法において、さら
    に、 該マルチキャストグループに接続することを待っている
    ノードから、そのピアグループの中心ノードへ「SETU
    P」メッセージを送る段階と、 「SETUP」メッセージが該リンク上をあるノードから他
    のノードへ送られるときに、接続のためのリンク上でリ
    ソースを予約する段階とを含み、該中心ノードへの経路
    が指定中継リスト（ＤＴＬ）で表され、そして、該ＤＴ
    Ｌは信号法メッセージが送られる近似経路であることを
    特徴とする方法。
  10. 【請求項１０】 請求項９に記載の方法において、ソー
    スにより生成された該ＤＴＬが、ピアグループへの入り
    口ノードと、ピアグループへの出口ノードと、ピアグル
    ープの中心ノードにより修正され得ることを特徴とする
    方法。
  11. 【請求項１１】 請求項９に記載の方法において、さら
    に、「RETRACE」メッセーを送信する段階を含み、該「R
    ETRACE」メッセージは「SETUP」メッセージによってす
    でに横切ったリンク上だけを反対方向に通ることを特徴
    とする方法。
  12. 【請求項１２】 請求項９に記載の方法において、さら
    に、「CONNECT」メッセージを送信する段階を含み、該
    「CONNECT」メッセージが、接続ノードが接続している
    ノードによって送信され、該「CONNECT」メッセージが
    リソースが予約されているすべてのリンク上を通ること
    を特徴とする方法。
  13. 【請求項１３】 請求項９に記載の方法において、さら
    に、「RELEASE」メッセージを送信する段階を含み、接
    続ができない場合に該「RELEASE」メッセージを任意の
    中間ノードによって送信することができ、該「RELEAS
    E」メッセージは接続を終了するために送信するもので
    あり、そして、該「RELASE」メッセージがリソースが予
    約されているすべてのリンク上を通ることを特徴とする
    方法。
  14. 【請求項１４】 請求項９に記載の方法において、該
    「SETUP」メッセージの受信に応動して、ノードがマル
    チキャスト木構造上に存在しないときには、該ノードが
    ＤＴＬをチェックして該ＤＴＬの次のノードへポインタ
    と共にメッセージを転送し、該ノードが出口境界ノード
    であるときには、該ノードが該「SETUP」メッセージの
    送付を受けたノードのリストを保存して該リストを境界
    リンクを通して転送し、また該ノードが入り口境界ノー
    ドであるときには、該ノードがピアグループの中心ノー
    ドへの経路を計算し、該経路が新しいＤＴＬに変換され
    てスタック上に記載され、その後、該「SETUP」メッセ
    ージが新しいＤＴＬに従って中心ノードへ転送されるこ
    とを特徴とする方法。
  15. 【請求項１５】 請求項９に記載の方法において、該
    「SETUP」メッセージの受信に応動して、ノードが中心
    ノードであるときには、該中心ノードが最初にそのノー
    ドがアクティブであるかどうかを検査し、アクティブで
    ないときには、該中心ノードがＤＴＬの次のピアグルー
    プへの経路を計算して、該経路が新しいＤＴＬに変換さ
    れてスタック上に記載され、また該経路上の任意のノー
    ドがすでに該「SETUP」メッセージの送付を受けている
    ときには、該「SETUP」メッセージが「RETRACE」メッセ
    ージに変換されることを特徴とする方法。
  16. 【請求項１６】 請求項１５に記載の方法において、該
    スタックの一番上の最初の登録がメッセージの送付を受
    けたノードとなりＤＴＬの他の登録がメッセージの送付
    を受けたノードとなるまでＤＴＬへの登録が削除され、
    該「RETRACE」メッセージが、該「SETUP」メッセージを
    受信したところからノードへ転送され、該経路にメッセ
    ージの送付を受けたノードが存在しないときには、該
    「SETUP」メッセージが該新しいＤＴＬによって転送さ
    れることを特徴とする方法。
  17. 【請求項１７】 請求項９に記載の方法において、該
    「SETUP」メッセージの受信に応動して、中心ノードが
    アクティブでなくＤＴＬスタックが空のときには、該中
    心ノードが該の「SETUP」メッセージを親のピアグルー
    プの中心ノードへ転送し、また該親のピアグループおよ
    び対応する新しいＤＴＬの中心ノードへの経路が計算さ
    れ、メッセージの送付を受けたノードがチェックされ、
    またメッセージの送付を受けたノードが発見されたとき
    には、該「SETUP」メッセージが「RETRACE」メッセージ
    へ変化し、ＤＴＬが修正され、またメッセージの送付を
    受けたノードが発見されなかったときには、該「SETU
    P」メッセージが新しいＤＴＬによって転送されること
    を特徴とする方法。
  18. 【請求項１８】 請求項１１に記載の方法において、
    「RETRACE」メッセージの受信に応動して、ＤＴＬスタ
    ックの一番上の第一の登録がノードＩＤまたは上位ＩＤ
    と一致しないときには、該「SETUP」メッセージを受信
    したところからノードへ「RETRACE」メッセージを転送
    し、また登録が一致したときには、ＤＴＬによる次の登
    録への経路が計算され、メッセージの送付を受けたノー
    ドがチェックされ、またメッセージの送付を受けたノー
    ドが存在するときには、ＤＴＬが修正され、そこから
    「SETUP」メッセージを受信したところからノードへ該
    「RETRACE」メッセージが転送され、メッセージの送付
    を受けたノードが存在しないときには、「RETRACE」メ
    ッセージが「SETUP」メッセージに変更されて新しいＤ
    ＴＬによって次のノードへ転送されることを特徴とする
    方法。
  19. 【請求項１９】 請求項１２に記載の方法において、該
    「CONNECT」メッセージに対し、リンク上に予約されて
    いるリソースが解放され、該ノードは、該「CONNECT」
    メッセージが受信されたリンクを除き、「SETUP」メッ
    セージが受信されたすべてのリンクを通して該メッセー
    ジを転送することを特徴とする方法。
  20. 【請求項２０】 請求項１３に記載の方法において、該
    「RELEASE」メッセージに対し、リンク上に予約されて
    いるリソースが解放され、該ノードは、該「RELEASE」
    メッセージの受信が行われるリンクを除いて、「SETU
    P」メッセージを受信又は送信したすべてのリンクを通
    して該メッセージを転送ことを特徴とする方法。
  21. 【請求項２１】 請求項１に記載の方法において、該通
    信ネットワークがＡＴＭネットワークであり、該セルが
    ＡＴＭセルであることを特徴とする方法。
  22. 【請求項２２】 リンクにより相互に結合する複数のノ
    ードを含む、セルをマルチキャスティングするための共
    有通信ネットワークにおいて、該ネットワークは、 該通信ネットワークを構成しているピアグループの複数
    レベルの階層構造からなり、該ピアグループは、該階層
    構造の各々のレベルで中心ノードとして動作する、該ノ
    ードの少なくとも一つをその内部に含んでおり、該ネッ
    トワークは更に、 該階層的構成に含まれるマルチキャストグループに対す
    る一又はそれ以上のマルチキャスト木構造からなり、該
    マルチキャスト木構造は全接続ノードを有しており、該
    接続ノードは該マルチキャストグループに対するデータ
    の送り手または受け手のいずれかであり、該ネットワー
    クは更に、 該マルチキャストグループの該ピアグループの各々に対
    して選択された中心ノードからなり、該マルチキャスト
    グループの一部になることを待っているノードはそのピ
    アグループの中心ノードに登録しなければならず、そし
    て該ピアグループの該ノードが、直接の上位ピアグルー
    プの該中心ノードに関する情報を維持することのみが必
    要であり、そして該セルは、該マルチキャストグループ
    の該ノードに該マルチキャスト木構造の方法によって効
    率的にマルチキャストすることができることを特徴とす
    るネットワーク。
  23. 【請求項２３】 請求項２２に記載のネットワークにお
    いて、さらに、 該ピアグループのノードに関するトポロジー情報を集合
    し、そしてより高いレベルのピアグループ全体に該トポ
    ロジー情報を供給する、該ネットワークの該ピアグルー
    プの各々に対するピアグループリーダーを含み、上位の
    ピアグループの論理中心ノードのリストが、各ピアグル
    ープリーダーによってピアグループに供給されることを
    特徴とするネットワーク。
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