JPH1032594A - 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Info
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- Computer Networks & Wireless Communication (AREA)
- Signal Processing (AREA)
- Data Exchanges In Wide-Area Networks (AREA)
Abstract
(57)【要約】
【課題】 本発明は、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に関し、特に、AT
M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
の拡張に関する。 【解決手段】 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
ィングする本発明は、通信ネットワークをピアグループ
の階層的な構造に分割する段階と、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と、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。
的マルチキャストルーティング機構に関し、特に、AT
M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
の拡張に関する。 【解決手段】 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
ィングする本発明は、通信ネットワークをピアグループ
の階層的な構造に分割する段階と、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と、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。
Description
【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。
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。
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。
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。
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。
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。
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。
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。
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。
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。
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。
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。
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。
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。
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。
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。
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。
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。
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。
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。
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。
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。
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。
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。
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。
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。
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。
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。
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。
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。
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。
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。
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。
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。
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
上に存在していないので、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。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。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。
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
上に存在していないので、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。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。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。
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。
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。
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。
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。
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。
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。
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。
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。
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。
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。
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。
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。
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。
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。
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。
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。
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。
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。
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。
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。
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。
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。
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。
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。
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。
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。
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。
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。
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。
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。
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。
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。
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。
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。
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。
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。
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。
である。
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
Claims (23)
- 【請求項1】 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、 通信ネットワークをピアグループの階層的な構造に分割
する段階からなり、該ピアグループはその内部に少なく
とも一つのノードを含んでおり、該方法は更に、 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、該接続ノードが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方法において、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
しさているのみであり、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。 - 【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。 - 【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。 - 【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。 - 【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。 - 【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。 - 【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。 - 【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。 - 【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。 - 【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。 - 【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
「RETRACE」 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。 - 【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。 - 【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。 - 【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。 - 【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。 - 【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。 - 【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。 - 【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」 メッセージをへ転
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。 - 【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。 - 【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。 - 【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。 - 【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階層
構成からなり、該ピアグループがその中に該ノードの少
なくとも一つを含んでおり、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のみであり、
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。 - 【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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