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JP2743103B2 - ネットワークトラヒックの最適経路付法 - Google Patents

ネットワークトラヒックの最適経路付法

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Publication number
JP2743103B2
JP2743103B2 JP1508240A JP50824089A JP2743103B2 JP 2743103 B2 JP2743103 B2 JP 2743103B2 JP 1508240 A JP1508240 A JP 1508240A JP 50824089 A JP50824089 A JP 50824089A JP 2743103 B2 JP2743103 B2 JP 2743103B2
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JP
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JP1508240A
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Inventor
クリシュナン、コマンジュール、アール．
Original Assignee
ベル コミュニケーションズ リサーチ インコーポレーテッド
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Publication date
Application filed by ベル コミュニケーションズ リサーチ インコーポレーテッド filed Critical ベル コミュニケーションズ リサーチ インコーポレーテッド
Publication of JPH04502239A publication Critical patent/JPH04502239A/ja
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    • H04Q2213/13141—Hunting for free outlet, circuit or channel
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  • Engineering & Computer Science (AREA)
  • Computer Networks & Wireless Communication (AREA)
  • Data Exchanges In Wide-Area Networks (AREA)
  • Telephonic Communication Services (AREA)
  • Monitoring And Testing Of Exchanges (AREA)

Description

【発明の詳細な説明】 発明の技術分野 この発明は電気通信システムのような複雑なネットワ
ーク中にトラヒック経路を作る方法に関する。より詳細
には、状態依存性の、蓄積プログラム制御環境中にある
トラヒックに適応する経路を作る方法論である。
発明の背景 典型的な通信ネットワークに要求される基本的機能
は、そのネットワークを通る１サービス要求を経路付
け、次にその選択した経路に従い発信地と受信地間の接
続を確立することである。電話用語で言えば、こうした
作業は電話をかける側が呼び出される側に電話回線を接
続する、と説明される。すなわち電話回線は経路が指定
されてネットワークを通る１通路上に確立されるわけで
ある。次に、１つの経路は、サーバーまたはトランク
（中継線）で構成される１または２以上のリンクまたは
トランク群によって相互に接続された１または２以上の
中間点すなわちノードで構成されている。このようなネ
ットワークの例としては、内的ローカルアクセス伝送エ
リア電話ネットワークと間的ローカルアクセス伝送エリ
ア（遠距離）電話ネットワークとがある。
例えば呼びのトラヒックが、意図的または無意図的に
ブロックされることが時々生ずる。無意図的ブロック
は、全トランク群中に少なくとも１つはフリーなトラン
クのある経路がそのネットワーク中に一つも見付からな
いときに生ずる。意図的なブロックは、たとえ利用可能
な経路が見付かっても、将来的な回線の接続を防止する
ためブロックされるものである。意図的ブロックは利用
可能な経路が全部、２またはそれ以上のトランク群を通
るときに初めて明らかになるもので、現時点でのもう一
回の回線接続が近い将来の複数の回線接続をブロックす
ることに結果するという蓋然性が高い場合に行われる。
トラヒックの経路付けは時間的に不変な階層的体系か
ら時間に依存性の無階層的体系へと発展している。初期
の体系に於いては、ノードを階層的に経路作りする経路
付設計が採用された。電話環境に於いては、ノードは交
換機を随伴しているので、これらノードは交換局として
も考えられる。最高位の局は、地域局（RC）から区域局
（SC）、中心局（PC）、集中局（TC）のランク順に続け
られた。各地域局は１または２以上の区域局ホーミング
をその上に持ち、各中心局は１地域局または１区域局上
にホーミングし、その上に１または２以上の集中局ホー
ミングを持っている。この設計によれば、どの局も同一
地域内にある上位の別局上にホーミングするが、下位の
局にはホーミングしない。このようなネットワークを介
しての時間不変時、階層的経路付けはプログレッシブ経
路付法（PR）によって行われる。
このプログレッシブ経路付法につき簡単に説明すると
共に、その他の従来体系につき簡単に説明するため、単
純化した階層ネットワークを考えてみる。この図解的ネ
ットワークに於いては、第１中心局（PC1）と第２中心
局（PC2）は直接つながれている。同様に第１集中局（T
C1）は第２集中局（TC2）につながれている。さらに第
１集中局TC1は第１中心局PC1上にホーミングし、第２集
中局TC2は第２中心局PC2上にホーミングする。第１集中
局TC1はまた第２中心局PC2に直接のトランク群によって
接続されており、また同様に第２集中局TC2は第１中心
局PC1に直接のトランク群によって接続されている。様
々な局を相互接続するトランク群（TG）は、第１トラン
ク群TG1が第１集中局TC1と第２集中局TC2を結合し、第
２トランク群TG2は第１集中局TC1と第２中心局PC2を結
合し、第３トランク群TG3は第２集中局TC2と第２中心局
PC2を結合し、第４トランク群TG4は第１集中局TC1と第
１中心局PC1を結合し、第５トランク群TG5は第２集中局
TC2と第１中心局PC1を結合し、第６トランク群TG6は第
１中心局PC1と第２中心局PC2を結合している。ここに考
察の電話回線は第１集中局TC1から第２集中局TC2へ経路
付される。
第１集中局TC1と第２集中局TC2間には次の４つの経路
があり得る。即ち、第１経路（R1）は第１トランク群TG
1から成るものであり、第２経路R2は第２トランク群TG2
と第３トランク群TG3を有するものであり、第３経路R3
は第４トランク群TG4と第５トランク群TG5を有し、第４
経路R4は第４トランク群TG4と第６トランク群TG6と第３
トランク群TG3を有する。このプログレッシブ経路付例
では、考察されている第１経路は、階層的ランキングに
よって要求されているように、第１経路R1である。もし
第１トランク群TG1が空いている状態なら、電話回線は
第１トランク群TG1上に確立される。しかしもし第１ト
ランク群TG1が塞っているなら、第２経路R2が次に考え
られる。もし第２トランク群TG2が空いているなら、第
２経路R2中の次の接続である第３トランク群TG3が塞っ
ているかどうかに関係なく、経路付制御は第１集中局TC
1から第２中心局PC2へとパスされる。もし第３トランク
群TG3が塞っているなら、電話をかけた者に塞った経路
を知らせるネットワーク混雑信号が送られる。プログレ
ッシブ経路付法ではもし第２経路R2の第２トランク群TG
2が空いているなら、第３経路R3または第４経路R4は決
して試されない。この例に於いて、もし第２経路R2中の
各トランク群の状態が第１集中局TC1に知らされている
なら、その電話回線を第３経路R3に経路付けることは可
能であったろう。プログレッシブ経路付法では発信地と
受信地との間の経路は全体的に考慮されず、地域的なス
テップごとの処理がされる。地域的に考慮することはあ
る程度、ノードに課せられた通信上および信号上の規則
［limitations］によって指示されてきた。
蓄積プログラム制御（SPC）と、いわゆる共通チャネ
ル信号（CCS）方式が現在では利用できるので、今日で
は異局間の通信が階層に左右されずに行われ得る。蓄積
プログラム制御（SPC）や共通チャネル信号（CCS）の特
性を有効に利用したこのような経路付方式は、1982年８
月17日発行の米国特許第4345116号に開示されている。
動的非階層経路付（DNHR）体系と記載されたここに引例
の技術は、時間依存性の非階層的技術の１例である。
この引例中に開示されているように、この方法論はソ
ースノード即ち交換点と、ターミネーティングノード即
ち交換点間の経路の順序を創出制御するもので、各経路
の選択はいかなるネットワーク階層にも無関係に行われ
る。しかし各経路は予め定められた時間間隔内にあるト
ラヒック要求に応答して創出されるもので、サービスの
制約程度に左右される。即ち、選択された順序は時間的
に左右され、特定の時間間隔内のその使用はサービスの
程度に適合するように供給されるべきネットワークのコ
ストをできるだけ節約するべく選択される。上例に於け
る表現に従えば、最初の時間的段階に於ける第１集中局
TC1と第２中心局PC2間の経路順序は｛TG1＋TG3;TG2;TG4
＋TG6｝であろう。一方別の時間的段階では順初は｛TG4
＋TG6;TG1＋TG3｝であろう。例えば最初の時間的段階に
於いて第１集中局TC1から第２中心局PC2へ電話回線をつ
なぐことが必要な場合には、この段階に於けるソース
（第１集中局TC1）と受信地（第２中心局PC2）のノード
に関連付けられた順序にアクセスされ第１集中局TC1に
より順序処理される。このようにして第１トランク群TG
1と第３トランク群TG3から構成される経路がまづ選択さ
れ、次に第１集中局TC1が共通チャネル信号（CCS）ネッ
トワークを介して、中間にあるノード第２集中局TC2で
終了する関与の第３トランク群TG3のブロック情況に関
し第２集中局TC2ノードから情報を要求する。もし第１
トランク群TG1は空いているが第３トランク群TG3が塞っ
ているときは、その順序中の次の経路、即ち第２トラン
ク群TG2が選択されるように、いわゆるクランクバック
信号がソースノード第１集中局TC1に発信される。もし
第２トランク群TG2が塞っていないなら、その電話回線
はそのまま経路付される。その結果につきプログレッシ
ブ経路付体系に対比して考察されるべきである。即ちも
しプログレッシブ経路付法が問題の経路順序で用いられ
たなら、その電話回線は塞ってしまったであろう。
広義には、一対のノード間の経路順序を創出する上記
技術は経路付決定が日あるいは週という時間単位で行わ
れるという点で動的である。しかしこの技術は本当の
所、上体依存性ではない。状態依存経路付体系は、電話
回線を塞ぐことを最小限にしようとするもので、回線が
接続されるたびに単に呼び出し時間だけでなく、様々な
トランク郡中の塞っているが遊んでいるトランクの数に
も依存させて、複雑な経路付決定をさせるものである。
かかる状態依存性の動的、非階層的経路付（SDD）体
系は、W.H.Cameron,J.Regnier,P.GalloyならびにA.M.Sa
voieの著作に係る1983年６月のProceedings of the Ten
th International Teletraffic Congressという書物に
発表された「Dynamic Routing For Intercity Telephon
e Netwarks」と題する論文に開示されている。この基本
的な非階層的経路付（SDD）技術に外延については、R.H
uberman,S.Hurtubise,A.LeNirならびにT.Drwiegaの著作
に係る1985年９月のProceedings of the Tenth Interna
tional Teletraffic Congressに発表された「Multihour
Dimensioning For A Dynamically Routed Network」と
題する別の論文に開示されている。さらに別の非階層的
経路付（SDD）体系の例は、G.R.Ashの著作に係る、やは
り1985年９月のProceedings of the Tenth Internation
al Teletraffic Congressに発表された「Use Of A Trun
k Status Map For Real−Time DNHR」と題する論文に開
示されている。
非階層的経路付（SDD）技術を状態非依存性の動的非
階層経路付（DNHR）ネットワークと対比してみると、上
記の例は非階層的経路付（SDD）の文脈中で考察されて
いる。最初の時間段階に於いて｛TG1＋TG3;TG2;TG4＋TG
6｝の順序が創出されたことを思い起こされたい。今度
は順序付けられている順に経路を選択するのではなく、
組から選択される経路は呼びのあった時に空いている最
大数のトランクを含むものを当てるのである。例えば、
もし第２トランク群TG2と第３トランク群TG3が共に、同
時に、最小数の空いているトランクを持っているとすれ
ば、選択される経路は第４トランク群TG4と第６トラン
ク群TG6となる。この基本的技術に基づきさまざまな変
形例も可能である。しかしいずれにせよ非階層的経路付
（SDD）だけが呼びのあった時に於けるネットワークの
過去および現在の状態を明示する点が必須的である。
上記した技術は全て、広大な状態空間を有する非常に
複雑な最適制御問題に対し御しやすい解答を代表するも
のである。そこでの各解答はネットワークについての一
定の情報および一定の近似値に基づくのであるが、反面
最適解答とは言えないものである。解答がプログレッシ
ブ経路付法（PR）から動的非階層経路付法（DNHR）へ、
さらに非階層的経路付法（SDD）へと進むに従って、よ
り多量のネットワーク情報が動員されるようになる。し
かしどの経路付解答も過去および現在の状態に基づきネ
ットワークの将来状態を示すものではなかった。
電話回線経路付の将来の状態を考慮した最初の経路付
体系は状態依存性の「可分割」経路付技術である。この
技術は1987年11月３日にT.J.Ottと私に付与された米国
特許第4704724号の対象となっている。その特許中に開
示されているように、ｊ回線が既に進行中のときに（ｊ
＋１）番目の回線をトランク群に追加するという「コス
ト」は各トランク群につき判定される。ここにコストと
は、そのトランク群に申し出られる将来的な呼びをブロ
ッキングすることになっても現時点での呼びを受け入れ
るてもよいという蓋然性の測定値である。マルチリンク
経路のコストは、そのような経路のあるトランク群のコ
ストの総計である。１つの呼びが到達したら、各経路の
潜在的コストが現時点のネットワーク状態のために計算
され、その呼びは最小コストの経路で送信される。そし
てコストが現時点での呼びを塞ぐコストを超過するもの
なら拒絶される。
わが特許中に開示された可分割経路付技術の変形例
は、御しやすい解答を促進するように、その数学モデル
中に数個の近似法を作っている。特にこの技術は、マル
コフ決定過程論にある「ポリシー反復」として知られる
手順を用いるものである。この名前は次の手続から連想
されるものである。即ち（１）ネットワーク中のどの経
路を選択するかに関するコストを判定することができる
「理論上の」経路付施策（ポリシー）で開始し、（２）
この理論上のコストを各到達した回線経路を実際に選択
するための指針にし、それによって理論上の施策に適用
された「ポリシー反復」の結果たる新しい経路付施策す
なわち新しいポリシーを作り出す、というものである。
わが特許に開示された可分割経路付の変形例は、一経路
上で塞がれた呼びが呼損［a lost call］として処理さ
れる理論上の施策から派生したものである。かかる視点
は優れた電話経路付能力を提供した。
上記特許に開示された可分割経路付の変形例に於いて
上記コストは、グローバルベースのネットワークにある
全てのトラヒック要求を予め認識することを要求する大
きな非線形プログラムというオフライン解答から決定さ
れる。このような情報は予想的性質のものであるから、
その解答は予想上の過誤に左右され得る。わが可分割経
路付技術はネットワークの負荷変化に対するかなりな程
度の頑強さを持っているが、先行する負荷情報に依存す
る必要を除去し、その代わりにそのネットワーク中の通
常のトラヒック測定中に集められるデータに依存する方
が有益であろう。
発明の要約 上記の、あるいはその他の技術に見られる制約や欠点
は、本発明のネットワーク構成によるネットワークを通
るトラヒック経路の選択制御法ならびに該ネットワーク
を形成する個々のリンクにおけるトラヒックを測定する
ことによって解消される。ネットワークの各リンクは、
そのコスト成分を最新にするため、各リンクにつき規則
的な時間間隔で得られる基準トラヒック測定値のデータ
を使用する。このように可分割経路付に関する先行特許
の感覚で言えばネットワーク経路付設計は可分割と考え
られるであろうが、計算に用いられる実際のデータは、
それに先行するグローバルな知識を前提とする非線形問
題の解から得るのではなく、局部的なトラヒックの測定
値から得るのである。このようにして、経路付設計は不
確実な精度という先行の負荷値の評価に依存することか
ら解放され、負荷態様に於ける変化により適切に反応す
ることが可能になった。
詳細な説明 図面に示す実施例についての説明に当たり、図１に示
す具体的ネットワークに関して本発明の原理を述べる。
このネットワークは実際のものに比し複雑ではないが、
このような小規模のネットワークは一般性を失うことな
く簡潔な記述を可能にするものである。
図１に於いてネットワーク100は、６束のリンク201〜
206に接続された４個のノード101〜104（N1〜N4）で構
成されている。このネットワークに於いて各ノードは、
リンクを介して他のノードに相互に接続されていると見
なされる。しかしあるリンクは、例えばリンク202（点
線で示す）のように、実際には取り付けられていなくて
もよい。一般にＮ個のノードのネットワークは（Ｎ）
（Ｎ−１）/2本のリンクで接続されている。こうしたノ
ード・リンク構成のほかに、チャネル151〜154によって
ネットワークプロセッサ150がノード101〜104に各々つ
ながれている。しばしばチャネル151〜154は専属的な高
速データラインによって実現される。
通信技術に於いては各ノード101、102、103又は104
は、1977年９月のThe Bell System Technical Journal,
第56巻、第７号の刊行物、第1015〜1336頁に掲載された
No.4 ESSのような電子記憶プログラム制御局を成す制御
スイッチングポイントとして実現することもできる。ネ
ットワークプロセッサ150とチャネル151〜154の部分
は、1978年２月のThe Bell System Technical Journal,
第57巻、第２号の刊行物、第221〜447頁に掲載された共
通チャネル局内送信システム［a Common Channel Inter
Office Signaling system］によって構成されている。
したがって上に引例のものは、制御スイッチングポイン
トおよびこれらポイント間の送信技術の詳細な理解のた
めに参照されたい。こうした配列は公用となっているも
のであり、次に述べるように、本発明の原理を実施化す
るに当たってはかかる配列は修正されてもよいものであ
る。
さらに電話通信技術に於いては、ノードとかリンク、
サーバー（１束のリンクは複数のサーバーから成る）と
いった一定の一般名辞は異なる概念で用いられる。即ち
ノードとはスイッチングポイントのことであり、リンク
とはトランク群のことであり、サーバーとはトランクの
ことである。電話通信技術関連事項について論じられる
ときは、これらの術語が用いられることもある。
本発明の経路付法につき簡潔に述べるため記号式を用
いることにする。この経路寸法は、こうして図１に示す
記号式およびパラメータに結び付けて説明される。ここ
に考察のネットワークはＮ個のノードとＫ＝（Ｎ）（Ｎ
−１）/2本のリンクを有する。各リンクｋ（ただしｋ＝
１〜Ｋ）はsk本のサーバーで構成される。ただしsk≧
０。占有係数Δ（k,j）は、N,K,sk（ｋ＝１〜Ｋ）、一
日のうちの時間帯、週のうちの曜日、およびトラヒック
状況の測定値、に基づき計算される。ただし １≦ｋ≦K,0≦ｊ≦sk, ０≦Δ（k,j）≦1,Δ（k,sk）＝１ これらの係数は次の内容である。即ち、各Δ（k,j）
は、将来の呼びをブロッキングするという点で、リンク
ｋ内で使用中のサーバー数をｊからｊ＋１へと増加させ
る「コスト」である。これら係数の計算手順については
後述するが、本発明の経路付法は我々の米国特許第4,70
4,724号に記載された可分割経路付体系と経路付係数の
利用法は同じでも、経路付係数の獲得法に於いては異な
っていることに注意されたい。
図１に於いてＮ＝４、Ｋ＝６である。リンク１はノー
ド101と102とを接続し符号201で表されている。リンク
１はまた、トランク群１（TG1）とも表される。上記の
通りs1＝２である。ノード101と103とを接続するリンク
２はs2＝０なので、実際には呼びを経路付けるのに利用
されない。残りのリンクについても同様に説明される。
ネットワーク100のリンクとサーバーの全情報につき
表Ｉの第１欄および第２欄にまとめて示す。
第３欄は、各リンクの様々な状態ｊ（ただしｊ＝０〜
sk）について示し、第４欄は、各リンクおよび各状態に
対応する係数Δ（k,j）を挙げている。
この手順はまた各ノード対間に１組の経路が利用でき
ることを要求している。普通、これらの経路は予め定め
られた時間間隔をおいて創出され、更新されるまで記憶
されている。創出は通常、ネットワークプロセッサ150
によってオフラインに行われる。例えばネットワーク10
0中の１リンクまたは２リンクという長さの経路につい
て考察してみる。すると例えばノード101と102は２つの
接続可能な経路、即ちリンク201（TG1）、およびリンク
203と205（TG3,TG5）のカスケードとを持つ。S1として
示されるノード101、102間の１組の経路にはエレメント
｛R11,R12｝がある。ただしR11＝TG1、そして直列接続
を示すプラスの演算子があるR12＝TG3＋TG5である。一
般にＳ＝｛Rkm,m＝１〜Ｍ｝、ただしＭはSkと関連する
ノード対間にある１リンクまたは２リンクの経路数であ
る。ネットワーク100の１リンクまたは２リンクの経路
を表IIにまとめて示す。（ただしＲ（k,m）はRkmに等し
い） 例えばノードＩからノードＪまでの経路付を要求する
呼びがネットワークに生じると、そのノード対を連携す
る組にアクセスされる（ここにＩ＝N1,N2,N3,またはN4
で,J＝N1,N2,N3,またはN4,そしてＩ≠Ｊである）。アク
セスされた組に於ける各経路はＲと指定されるが、占有
値Ｖ（Ｒ）は次のように計算される。
ここで総計値は経路Ｒ中にあるｋ本のリンク数で、Xk
は呼出されたリンクｋ中の塞っているトランク数であ
る。
最終段階では、最小値を示すノードＩ・Ｊ間の経路よ
り詳細に調べるためその経路が選択される。その最小値
がしきい値より小のときは、その呼びは最小値で接続さ
れる経路上に経路付けられる。そうでないときはブロッ
クされる。
占有値の計算法を明らかにするため、図１のネットワ
ークをもう一度用いて説明するが、ここでも図解的な理
由から、許容された多くて２束のリンクの経路付けには
制約がある。呼びがこのネットワークに経路付けられる
ように要求された瞬間のネットワーク状態は表IIIのよ
うになっている。
表IIIの中央の欄（「塞ったリンク」の欄）に示され
るように、リンク６を除き全リンクは１本のサーバーを
残して全部塞っている。リンク６は空いている。この瞬
間的ネットワーク状態につき表Ｉに示された該当する係
数を表IIIの第３欄中に移し表示してみる。表IIIに示さ
れたデータおよび表IIにまとめられた経路の組で、各組
中の各経路の占有値Ｖ（Ｒ）を計算することができる。
例えば第１組は Ｖ（R11）＝Δ（1,X1）＝Δ（1,1）＝0.485 （１） そして Ｖ（R12）＝Δ（3,X3）＋Δ（5,X5）＝Δ（3,2）＋Δ（5,3）＝1.061 （２） もう一つ例を挙げれば、第５組中の第２経路は、 Ｖ（R52）＝Δ（1,X1）＋Δ（3,X3）＝Δ（1,1）＋Δ（3,2）＝1.044 となる。
各組中の各経路の値Ｖ（Ｒ）を表IVにまとめて示す。
入って来る呼びがN1からN2へ経路付けられると仮定す
ると、この呼びに関与する経路組はS1＝｛R11、R12｝で
ある。そこで対応する占有値の組｛0.485,1.061｝がで
きる。本例に於いて最小占有値を持つ経路はR11である
が、これが予め選択されたしきい値に比較される。この
しきい値は一般にノーマライズされていないΔ（k,j）
係数にとっては1.0である。最小占有値、即ち0.485は、
しきい値よりも小なので、その呼びはこの最小占有値の
経路上に経路付けられる。ここで、R11＝TG1だから、1N
からN2までの呼びがリンク１即ちTG1上に経路付けられ
る。（ブロッキングされる場合を図示すれば、X1＝２な
ら、経路組は｛1.000,1.061｝となり、呼びはブロック
される） 用語法として、所与の経路組中の最小占有値を有する
経路をその経路組中に於ける候補経路と呼ぶ。候補経路
の概念に込められているものは、塞か空かの状態に応じ
て常時変更しつつある経路性ということである。経路組
はどちらかというと静的であるのに対し候補経路は動的
である。勿論、経路組は更新することができるが、これ
は一般にネットワーク動静に比し相対的に遅いオフライ
ンで行われる。
図２は所与のネットワークを介してのサービス要求の
経路付けを制御するための上記ステップを図示するフロ
ーダイヤグラムである。ブロック300は、ノード、リン
ク、サーバーの個数のようなネットワークの機器構成に
関する一定の情報、および１日のうちの時間帯、週のう
ちの曜日、および過去と現在のトラヒック状況のような
トラヒック情報を処理利用できることを示す。この機器
構成およびトラヒック情報から、ブロック310に示され
るように、経路の組が創出される。これらの組は予め選
択された時間間隔ごとに有効で週または月単位で測定さ
れる。ブロック320は、予め定められた時間間隔ごと
に、Δ（k,j）係数が設定され測定されたトラヒックに
関係付けて計算されることを示す。サービス要求がある
と、ブロック330の手順が求められる。サービス要求の
開始時に於けるネットワーク状態は、Δ（k,Xk）係数、
そして該当する経路の占有値の評価から求められた候補
経路を供給するために採用される。最後にブロック340
に記載されているように、最小占有値が予め選択された
しきい値より小であれば、トラヒックがノード対間の候
補経路上に経路付けられる。もししきい値の方が大であ
れば、そのサービス要求はブロックされる。
ここまでは、基本原理を例示するため具体的なネット
ワークを用いて主として方法論を概観することに焦点を
おいて述べてきた。以下は様々なネットワーク要素間の
処理ステップ割当法に重点を移して説明する。２つの場
合が区別される。しかし両者とも全ノードは蓄積プログ
ラム制御型の装置から構成され、係数Δ（k,j）に対す
る更新は通常、リアルタイムで、しかし例えば30分に１
度くらいの相対的に頻繁にではない状態で行われること
を要求している。より詳細に述べれば、係数は６保持時
間ごとに更新される。「平均」保持時間は約５分なの
で、半時間ごとに更新を行うことになる。
ケース１ ケース１においては１束または２束のリンク長さの経
路しか許されていない。そして全ノードはネットワーク
プロセッサ経由でメッセージを相互に送信する。図１の
ネットワークを再度用いてこの状態を説明する。各ノー
ド101〜104は、係数Δ（k,j）のテーブルを持っている
が、それは所与のノード上で終結するリンクにのみ有用
である。これらの係数はネットワークプロセッサ150に
よって時々更新され、各々チャネル151〜154経由でノー
ド101〜104へとダウンロードされる。各ノード101、10
2、103または104は、各リンクｋがそのノード上で終結
するたびにXkという現在の値を記憶し、したがってその
経路部分に係数Δ（k,Xk）を供給することができる。
呼びが発端ノードに到達したら、例えばそれをノード
Ｉとすると、ノードＩは呼び出されたナンバーを解釈し
て、目的ノード、例えばノードＪとすると、ノードＪが
識別できるようにする。ノードＩはノードＪにネットワ
ークプロセッサ150および対応するチャネル経由でメッ
セージを送信する。メッセージはノードＩを識別し、そ
の呼びに対してレポートする。ノードＪからの標準回答
は、ノードＩとＪ間の全経路につき、ノードＪ上で終結
するリンクのΔ（k,Xk）係数を包含するメッセージであ
る。（ノードＩが既に情報を持っているので、１リンク
経路のΔ（k,Xk）は送信される必要はない） 上述した所では、呼びは表IIIにまとめられたネット
ワーク状態を与えられたノード101からノード102へ経路
付けられた。この場合の方法論を説明すると、ノード10
1は方程式１、２に表された占有値を評価することが要
求されている。リンク201および203はノード101から出
ているので、ノード101は、これらリンク201および203
に関する利用可能な情報を持っている。計算を完成する
ため、ノード101はノード102で終結するリンク205に関
する情報を要求する。要求メッセージを受けると、ノー
ド102は係数Δ（5,X5）のメッセージに応答する。する
と候補経路が計算され、それに従って決定が下される。
この方法の効果は、呼びごとに単一のメッセージ伝送
が行われ、この伝送はただネットワークプロセッサ15
0、および発端となりまた終端となっているノードにし
か働きかけないということにある。したがってネットワ
ークプロセッサ150への負荷は節減されることになる。
図３は、所与のネットワーク通るサービス要求の経路
付を制御するためケース１に関して述べたステップを図
示して説明するフローダイヤグラムである。ブロック40
0は、図２のブロック300と本質的に同一であるが、ノー
ド、リンクおよびサーバーの数、ならびに１日および週
のうちの時刻や、過去現在のトラヒックに関する一定の
情報が、一般的にネットワークプロセッサ150でアクセ
スし処理するために利用可能であることを示す。ブロッ
ク410は所定間隔で経路の組を創出することがネットワ
ークプロセッサ150で行われることを示す。ブロック420
に示されるように、一定のノードに関係する組は、一般
にそれほど頻度を多くなく各ノードにダウンロードされ
る。ブロック430は各ノード内に、Δ（k,j）係数が過去
現在のトラヒックならびに各リンクｋの測定に応答して
予め定められた時間の間に計算されることを示す。ブロ
ック440と450は、サービス要求を受けたときのノードＩ
とＪ間のメッセージ交換ステップを示す。このメッセー
ジ交換の主目的は、ノードＩがその記憶しているテーブ
ル内に持っていないΔ（k,Xk）係数をノードＩに表すこ
とにある。表された係数Δ（k,Xk）に基づき、ブロック
460が示すように、それら経路の占有値が候補経路を作
るために評価される。最後に、図２のブロック340と同
様の機能を基本的に行うブロック470が、しきい値にそ
の候補値を比較し、その比較結果に従ってサービス要求
を処理する。
ケース１の基本技術には当業者によって種々の態様が
考えられよう。例えば、ノードＩからノードＪへ送られ
る要求メッセージは、例えば呼び出された側の数字のよ
うなサービス要求に関する情報を含ましめることもでき
る。このようにすれば、ノードＪは出て行く通信通路が
接続可能なのかどうかチェックすることができる。そし
てその回線が接続不能のときは回答メッセージが、その
ような追加的情報を示すこともでき、話し中であること
を示す通信音を呼び出している側にノードＩによって戻
すことができる。
また、ノードＩがノードＪへ送るメッセージ中のΔ
（k,Xk）係数を明らかにすることはノードＩにとり有益
なこともあろう。そうすればノードＪは必要な評価を行
い経路付けの決定をすることができるからだ。そしてこ
のようにすれば呼出準備は、回答メッセージがノードＩ
に戻った時にノードＪによって開始することができ、そ
うすれば呼出準備の遅れを減少することができる。
ケース２ この第２のケースでは任意の長さの経路が可能であ
る。Δ（k,Xk）係数は、ネットワークプロセッサ150に
送信された被測定リンクデータに基づき時々（例えば１
時間ごとに）更新され、それら係数はネットワークプロ
セッサ150内に止まる、つまりダウンロードは起こらな
い。頻繁に、例えば10秒ごとに、ノード101〜104がネッ
トワークプロセッサ150に各ノードで終結するリンク全
部の状態を報告する。（実際にはサーバー活動が変化す
るリンクだけが報告されるべき必要がある）ネットワー
クプロセッサ150は次に、ノードの各対ごとに、候補経
路に到達する経路の組の占有値を計算する。最小占有値
のこれらの経路が記憶され相互接続通路を要求している
ノード対のいずれかがその占有値情報にアクセスする。
経路に関係する最小占有値がしきい値より小である場合
にのみ、再び、１経路が選択される。図２のフローダイ
ヤグラムはこのケースのステップを表す。基本的には、
前記ケースに於けるようなノードに対し何らかの計算法
を割り当てるのとは異なり、このケースでは、ネットワ
ークプロセッサ150中で計算が完結してしまう。
この基本技術の変形例もまた当業者により考えられ得
る。例えば占有値が計算された後にしきい値を超える値
を持つ経路を除去することもできる。そうしたら、低い
占有値の経路は高い確率が見込まれている各ノード対に
つき、ネットワークプロセッサ150が残余の経路各々に
確率を割り当てる。これらの確率は各々のノードにダウ
ンロードされる。
占有値の計算と計算との間に、ノードＩからノードＪ
に呼出要求が出たときは、ノードＩは割り当てられた確
率に基づき利用可能なリストから経路を無作為に選択す
る。呼出準備が開始され、もし選択された経路が通話可
能なら、その呼出通路が確立される。そうでない場合に
は、同一確率を使って新経路が無作為に選択され、古い
経路は除外される。この手続はリストが使い尽くされる
まで続けられる。
Δ（k,j）係数の決定 最初に、近い将来に（次の半時間）リンクｋ上のトラ
ヒックが、ポワソン処理のように行動する独立の供給さ
れた負荷から来たかのように、行動すると仮定する。こ
の仮定が与えられれば、リンクｋの行動とされるΔ（k,
j）係数は、次の式で与えられる。ただしＢはアーラン
Ｂ関数。
Δ（k,j）係数は次の要件から生ずる。即ち時間ｔ＝
０のとき、ｊ本の話し中サーバーがあり、これに１人の
人が追加されれば、話し中のサーバー数はｊ＋１に増加
する。Δ（k,j）は、今追加されたその人の生きている
間に少なくとも１回の電話回線ブロッキングが起こる確
率である。
異なるリンクが依存性で、「供給された負荷」がポワ
ソンでも明定されたものでもない状況にとって、式
（４）は、この状況をカバーするための近似式として、
なお使用に耐える。しかし式（４）中のykにどんな値を
用いるかの問題は、なお検討課題として残されている。
可分割経路付法に関する我々の前の特許（米国特許第
4,704,724号）では、ykは大規模非線形プログラムのオ
フライン解答によって計算されるべきことを提案した。
それはネットワーク上の全トラヒック需要に関する以前
のグローバルな情報を要求する。しかし今はその代わり
に、要求されたyk値はそのネットワーク中で行われる標
準トランク群のトラヒック測定から派生するものであ
る。
最適なyk値を決定するため、次の関係式が用いられ
る。
yk＝Φ／（１−α） （５） ここでΦは、リンクｋに運ばれる負荷、αは、予め定
められた期間に測定されたリンクｋのブロッキング値
（その群中の全トランクが話し中である時間割合）であ
る。αの値は、トランク群上のΦを測定するため用いら
れるサンプル・トランク・使用スキャンの同一セットか
ら得られる。伝送される負荷はリンク状態あるいは通常
期間中のトランク群をスキャンし、観察された通話中ト
ランクないしサーバーの数を記録することによって測定
される。ブロッキング値を得るには、スキャンが全トラ
ンクないしサーバーの通話中であることを捜し当てた回
数を監視することだけで足りる。
トラヒック測定からykを得る能力があれば、Δ（k,
j）係数を創出し、それで供給されたトラヒックを経路
付けるために次の手続を用いることができる。
（１） 式（４）において使用するため各リンクｋのた
め等しく供給された負荷ykの最初の組を組み込み、可分
割な状態依存経路付方法論を実行せよ。（１つの最初の
選択はyk＝sk,リンクｋ中のリンク数） （２） 統計的な平衡（典型的には６保持時間）を得る
ためネットワークのための十分な期間の通常期間を通し
て、Φとαを得るためリンクの負荷を測定し、式（５）
によって各リンクｋの新しいykを計算せよ。
（３） 新しい係数Δ（k,j）を決定するため式（４）
中の新しいykを用いよ。そして各リンクｋのykの新しい
値が次の期間を通して測定される値から計算されるまで
可分割状態依存経路付方法論を実行せよ。
ここに説明された経路付方法論の応用は実施例とか説
明が開示した特定形態に限定されるものではなく、付随
する請求項の範囲によってのみ限定されるその他の実施
例も含むものである。

Claims (6)

    (57)【特許請求の範囲】
  1. 【請求項１】予め選択された時間間隔で呼びの経路とし
    て使用するための、複数経路からなる経路組を複数創出
    するステップ−−−ここで各経路は少なくとも１つのリ
    ンクを有し、また各経路組は各ノード対間に少なくとも
    １つの経路を含む−−−と、 予め選択された期間を通して各リンクにとって等価の要
    求された負荷を評価するためリンクのデータを測定し、
    該等価の要求された負荷に基づき経路の占有係数を計算
    するステップ−−−この占有係数計算ステップは、該占
    有係数を次の関係式から 得たΔ（k,j）係数に等式化するステップを有する ただしＢはアーランＢ式、skはリンクｋ内の潜在的サー
    バーの数、０＜ｊ＜sk、ykは各リンクｋの等価の要求さ
    れた負荷−−−と、 ある特定のノード対間に生起されるサービス要求に応じ
    て、該ノード対に関与する経路組中の経路を成すリンク
    の現時点の使用状況に照らして上記占有係数から占有値
    を計算するステップと、 占有値のうち最小のものが予め選択されたしきい値より
    小のときは、該最小占有値を持つ経路を通して上記要求
    を経路付け、それがしきい値より大のときはサービス要
    求をブロックするステップと、 を有する、各ノードがほかのノードと通信し合えるよう
    にされ、所定のネットワーク構成中の複数リンクで相互
    に接続された複数のノードから成るネットワークに交通
    するトラヒックの経路付法。
  2. 【請求項２】占有値を計算するステップが、関係する組
    中の経路各々のために次の量の数値を求めるステップ
    と、 セット内の経路の上記占有値をＶ（Ｒ）量と等式化する
    ステップを含む請求項５の方法。 ただしＲは１経路、Δ（k,Xk）はｊ＝Xkのように数値を
    求められた占有係数、ここでXkはサービス要求が起こっ
    たときのリンクｋ内の通話中サーバー数、そして合計す
    ることは各経路Ｒを成す全リンクｋにつき行われる。
  3. 【請求項３】各リンクｋの測定されたリンクデータから
    得られたものが、yk＝Φ／（１−α）である請求項２の
    方法。だだしΦは伝送された負荷、αはブロッキング
    値。
  4. 【請求項４】Φが所定期間におけるリンクｋ内の通話中
    サーバー平均数に等しく、αが同じ所定期間におけるリ
    ンクｋ内の全サーバーが通話中である時間割合に等しい
    請求項３の方法。
  5. 【請求項５】等価の要求された負荷をまづ評価するため
    上記の測定ステップをとる前に、受けた要求にサービス
    するための理論上推定された複数のリンク負荷値の１組
    を使って経路占有係数をまづ計算するというステップを
    有する請求項１の方法。
  6. 【請求項６】理論上のリンクの負荷値が対応するリンク
    各々の中のサーバー数に等しいようにされている請求項
    ５の方法。
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