JP2851432B2 - 通信ネットワークにおける非階層的トラフィック経路指定方法 - Google Patents
通信ネットワークにおける非階層的トラフィック経路指定方法Info
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Description
【発明の詳細な説明】 本発明は、請求の範囲第１項の上位概念による、通信
ネットワークにおけるトラフィックの非階層的経路指定
方法に関する。
ネットワークにおけるトラフィックの非階層的経路指定
方法に関する。
請求の範囲第１項の上位概念によるこの方法は既に、
刊行物ITC−11,1985年、795〜801頁、“use of a trunk
status map for real−time DNHR"、G.R.Ash著から公
知である。公知の方法は過負荷の際に甚だしいスループ
ット損失を示す。
刊行物ITC−11,1985年、795〜801頁、“use of a trunk
status map for real−time DNHR"、G.R.Ash著から公
知である。公知の方法は過負荷の際に甚だしいスループ
ット損失を示す。
さらに請求の範囲第１項の上位概念による方法は、米
国特許第4669113号明細書から公知である。
国特許第4669113号明細書から公知である。
さらに欧州公開特許第0449480号公報から、分散形か
つほぼリアルタイムの経路指定方法が公知である。この
方法では、常にただ１つの予備経路だけが使用される。
つほぼリアルタイムの経路指定方法が公知である。この
方法では、常にただ１つの予備経路だけが使用される。
欧州公開特許第0376556号公報から同様に、分散形か
つほぼリアルタイムの経路指定方法が公知である。この
方法でも、常にただ１つの予備経路だけが使用される。
つほぼリアルタイムの経路指定方法が公知である。この
方法でも、常にただ１つの予備経路だけが使用される。
刊行物“Dynamic alternative routing in the Briti
sh Telecom trunk Network",Staceyら著、ISS87から同
様に分散形かつほぼリアルタイムの経路指定方法が公知
である。この方法では常にただ１つの予備経路だけが使
用される。この予備経路へオーバーフローする呼がブロ
ックされるとただちに、ランダム方式に従って他の可能
な予備経路が選択され、この予備経路がさらに再度オー
バーフロートラフイックに対するただ１つの予備経路と
して使用される。
sh Telecom trunk Network",Staceyら著、ISS87から同
様に分散形かつほぼリアルタイムの経路指定方法が公知
である。この方法では常にただ１つの予備経路だけが使
用される。この予備経路へオーバーフローする呼がブロ
ックされるとただちに、ランダム方式に従って他の可能
な予備経路が選択され、この予備経路がさらに再度オー
バーフロートラフイックに対するただ１つの予備経路と
して使用される。
これまで公知のダイナミックな非階層的トラフィック
経路指定方法は、所定のトラフィック負荷領域でのみ理
想的なスループット率が得られる。すなわち公知の方法
は、過負荷の際または高負荷ないし計画負荷の際に甚だ
しいスループット損失を示す。
経路指定方法は、所定のトラフィック負荷領域でのみ理
想的なスループット率が得られる。すなわち公知の方法
は、過負荷の際または高負荷ないし計画負荷の際に甚だ
しいスループット損失を示す。
本発明の課題は、すべてのトラフィック負荷領域に対
して理想的なスループット率が得られるように得られる
ように構成することである。
して理想的なスループット率が得られるように得られる
ように構成することである。
この課題は請求の範囲第１項の構成によって解決され
る。
る。
トラフィックに対して使用可能な予備経路、すなわち
予備経路シーケンスの数および順序をリアルタイムで状
態制御適合することにより、すべての負荷領域で理想的
なスループット率または最小の転送コストが達成され
る。
予備経路シーケンスの数および順序をリアルタイムで状
態制御適合することにより、すべての負荷領域で理想的
なスループット率または最小の転送コストが達成され
る。
トラフィックペアの予備経路全体が過負荷にされる場
合、トラフィックに対しては最終的に計画経路だけが使
用可能である。
合、トラフィックに対しては最終的に計画経路だけが使
用可能である。
この状態制御経路選択によって、トラフィックペア固
有の高負荷が低減され、同時にバックグラウンド負荷
（計画経路を介するトラフィックに他のネットワーク区
間からのあふれトラフィックを加えたもの）が当該のリ
ンク区間において優先される。これにより通信ネットワ
ーク全体の成功スループットが上昇する。したがって、
本発明の非階層的トラフィック経路指定方法は、他の経
路指定環境に対して保守的かつ控えめに、そしてコンパ
チブルに動作する。本発明は、一般的に一致しない最小
トラフィック（マルチアワールーティング）を空きチャ
ネル（マルチサービスルーティング）の既知の割当てに
よりリアルタイムで使用する。
有の高負荷が低減され、同時にバックグラウンド負荷
（計画経路を介するトラフィックに他のネットワーク区
間からのあふれトラフィックを加えたもの）が当該のリ
ンク区間において優先される。これにより通信ネットワ
ーク全体の成功スループットが上昇する。したがって、
本発明の非階層的トラフィック経路指定方法は、他の経
路指定環境に対して保守的かつ控えめに、そしてコンパ
チブルに動作する。本発明は、一般的に一致しない最小
トラフィック（マルチアワールーティング）を空きチャ
ネル（マルチサービスルーティング）の既知の割当てに
よりリアルタイムで使用する。
本発明の方法は、状態制御ダイナミック非階層的経路
指定方法（State−Controlled Dynamic Nonhierarchica
l Routing,略してSDNHR）と称することができる。
指定方法（State−Controlled Dynamic Nonhierarchica
l Routing,略してSDNHR）と称することができる。
本発明の方法は、シグナリングチャネルにおけるトラ
フィック負荷が中央ルーティング法を使用する場合より
も低減し、したがってスループットが促進されるという
利点を有する。このことはとくに、多数の交換ノードと
多数の予備経路を有する通信ネットワークにおいて重要
である。その他に、局所プロセッサでの処理負荷が分散
される。これにより、分散形的“処理負荷シェアリン
グ”による信頼性に重要なルーティング法が達成され
る。このルーティング法はリアルタイムで効率的であ
る。
フィック負荷が中央ルーティング法を使用する場合より
も低減し、したがってスループットが促進されるという
利点を有する。このことはとくに、多数の交換ノードと
多数の予備経路を有する通信ネットワークにおいて重要
である。その他に、局所プロセッサでの処理負荷が分散
される。これにより、分散形的“処理負荷シェアリン
グ”による信頼性に重要なルーティング法が達成され
る。このルーティング法はリアルタイムで効率的であ
る。
請求の範囲第２項に記載の本発明の別の実施例は、発
信交換ノードが予備経路のトラフィック負荷状態を簡単
にランク付けることができるという利点を有する。
信交換ノードが予備経路のトラフィック負荷状態を簡単
にランク付けることができるという利点を有する。
請求の範囲第３項に記載の本発明の別の実施例は、発
信交換ノードが予備経路のトラフィック負荷状態を、連
続するリンクの負荷を学習的に考慮してランク付けるこ
とができるという利点を有する。
信交換ノードが予備経路のトラフィック負荷状態を、連
続するリンクの負荷を学習的に考慮してランク付けるこ
とができるという利点を有する。
請求の範囲第４項に記載の本発明の別の実施例は、発
信交換ノードが予備経路のトラフィック負荷状態を、連
続するリンクの状態を考慮してランク付けることがで
き、その際に予備経路のブロック確率を予測しなくても
よいという利点を有する。
信交換ノードが予備経路のトラフィック負荷状態を、連
続するリンクの状態を考慮してランク付けることがで
き、その際に予備経路のブロック確率を予測しなくても
よいという利点を有する。
請求の範囲第５項に記載の本発明の別の実施例は、過
負荷の場合に計画経路をさらに有利にするため、予備経
路トラフィック（あふれトラフィック）が置換されると
いう利点を有する。
負荷の場合に計画経路をさらに有利にするため、予備経
路トラフィック（あふれトラフィック）が置換されると
いう利点を有する。
以下は図面のリストである。
図１は、本発明の方法が適用される通信ネットワーク
の概略図を示す。
の概略図を示す。
図２は、本発明の方法を実現するための交換ノードに
存在する処理構造の概略図を示す。
存在する処理構造の概略図を示す。
図３は、適応経路制御の際のスループット最適化を示
す線図である。
す線図である。
図４は、本発明の方法の種々の実施例での処理負荷率
（PRLR）の低減を示す線図である。
（PRLR）の低減を示す線図である。
以下本発明の実施例を図面に基づき詳細に説明する。
図１は、交換ノードA,B,C,D,E,Fを有する通信ネット
ワークを示す。図示の交換ノードＡ〜Ｆのそれぞれは、
ネットワークオペレータないし中央ネットワークマネー
ジメントにより計画されたファンアウト経路と共に動作
する。フィンアウト経路には、１つの計画経路（できる
だけ直接経路）または複数の計画経路の他に、各接続宛
先ないし各宛先交換ノードに対して中央で設定された
数、Ｍの予備経路が含まれている。計画経路が複数の場
合、これらの計画経路の順序は中央ネットワークエンジ
ニアリングまたはネットワークマネージメトにより設定
される。予備経路の数および順序は、非通常のネットワ
ーク状況においては中央ネットワークマネージメントに
より例えば５分間隔で同様に設定することができる。し
かし通常のネットワーク状況の場合、したがってドミナ
ント動作時間間隔では、予備経路は潜在的リアルタイム
経路である。本発明ではこの予備経路が非中央でのルー
ティングプロセスにより状態制御され、交換ノードに到
来する接続要請（呼）に対し、ルーティングプロセスに
より比較的低いサイクル時間で求められた予備経路シー
ケンスに従って割り当てられる。図１はまた、第１の交
換局V1と第２の交換局V2を示す。この第１の交換局は交
換ノードＡを介して非階層的通信ネットワークに接続さ
れており、第２の交換局は交換ノードＤを介して非階層
的通信ネットワークに接続されている。２つの交換局V
1,V2の接続は固定的または計画階層的であるから、図１
に示された交換局V1とV2の間の接続構成は非階層的通信
ネットワークの交換ノードＡとＤを介して実現される。
発信交換ノードＡに到来する交換局V1の呼は予備接続経
路を介して宛先交換ノードＤまで交換することができ
る。これは図１に実線で示されている。図１に破線で示
した発信交換ノードＡと宛先交換ノードＤとの間の接続
経路は、ルーティングプロセスにより選択されなかった
接続経路である。すなわちこれらの接続経路は、当該の
経路データ更新インターバル（ルートアップデータイン
ターバル）で予備経路シーケンスに取り入れられなかっ
た。
ワークを示す。図示の交換ノードＡ〜Ｆのそれぞれは、
ネットワークオペレータないし中央ネットワークマネー
ジメントにより計画されたファンアウト経路と共に動作
する。フィンアウト経路には、１つの計画経路（できる
だけ直接経路）または複数の計画経路の他に、各接続宛
先ないし各宛先交換ノードに対して中央で設定された
数、Ｍの予備経路が含まれている。計画経路が複数の場
合、これらの計画経路の順序は中央ネットワークエンジ
ニアリングまたはネットワークマネージメトにより設定
される。予備経路の数および順序は、非通常のネットワ
ーク状況においては中央ネットワークマネージメントに
より例えば５分間隔で同様に設定することができる。し
かし通常のネットワーク状況の場合、したがってドミナ
ント動作時間間隔では、予備経路は潜在的リアルタイム
経路である。本発明ではこの予備経路が非中央でのルー
ティングプロセスにより状態制御され、交換ノードに到
来する接続要請（呼）に対し、ルーティングプロセスに
より比較的低いサイクル時間で求められた予備経路シー
ケンスに従って割り当てられる。図１はまた、第１の交
換局V1と第２の交換局V2を示す。この第１の交換局は交
換ノードＡを介して非階層的通信ネットワークに接続さ
れており、第２の交換局は交換ノードＤを介して非階層
的通信ネットワークに接続されている。２つの交換局V
1,V2の接続は固定的または計画階層的であるから、図１
に示された交換局V1とV2の間の接続構成は非階層的通信
ネットワークの交換ノードＡとＤを介して実現される。
発信交換ノードＡに到来する交換局V1の呼は予備接続経
路を介して宛先交換ノードＤまで交換することができ
る。これは図１に実線で示されている。図１に破線で示
した発信交換ノードＡと宛先交換ノードＤとの間の接続
経路は、ルーティングプロセスにより選択されなかった
接続経路である。すなわちこれらの接続経路は、当該の
経路データ更新インターバル（ルートアップデータイン
ターバル）で予備経路シーケンスに取り入れられなかっ
た。
図２は、選択された発信交換ノードＡに本発明の方法
を実現するため存在する処理構造を示す。以下詳細に説
明する本発明の実現は一般的に、ソフトウェア要素とハ
ードウェア要素とを含み、それらは整合されたタスク割
当てを有する。
を実現するため存在する処理構造を示す。以下詳細に説
明する本発明の実現は一般的に、ソフトウェア要素とハ
ードウェア要素とを含み、それらは整合されたタスク割
当てを有する。
図２に示した処理構造は、ルーティングプロセスRP、
ルーティングテーブルRT（Ｄ）および局所トランク状態
テーブルLTSMを有する。ルーティングプロセスRPは、中
央で許容されたＭ個の予備経路の範囲内で予備経路シー
ケンスAWSを設定するために用いる。その際ルーティン
グプロセスRPは局所トランク状態テーブルLTSMを使用す
る。この局所トランク状態テーブルLTSMには予備経路全
体のリンク状態が記憶されており、場合により予備経路
の中継ノードTNを使用できるか否かに関する２値情報を
含む。
ルーティングテーブルRT（Ｄ）および局所トランク状態
テーブルLTSMを有する。ルーティングプロセスRPは、中
央で許容されたＭ個の予備経路の範囲内で予備経路シー
ケンスAWSを設定するために用いる。その際ルーティン
グプロセスRPは局所トランク状態テーブルLTSMを使用す
る。この局所トランク状態テーブルLTSMには予備経路全
体のリンク状態が記憶されており、場合により予備経路
の中継ノードTNを使用できるか否かに関する２値情報を
含む。
ルーティングテーブルRT（Ｄ）は接続経路VWの経路シ
ーケンスSEQを含む。この接続経路VWによりこの実施例
で交換プロセスにはまず第１に計画直接経路Ｄが、第２
に瞬時の予備経路AWが準備される。瞬時の予備経路VWは
交換プロセスに対して、この予備経路があふれトラフィ
ックにより占有されるか、またはブロックが発生するま
で使用される。これに基づきルーティングプロセスRPへ
の通報が行われる。つぎにルーティングプロセスは、予
備経路シーケンスAWSによれば次の予備経路を新たな瞬
時の予備経路として、これまでの瞬時の予備経路に代わ
ってルーティングテーブルに書き込む。
ーケンスSEQを含む。この接続経路VWによりこの実施例
で交換プロセスにはまず第１に計画直接経路Ｄが、第２
に瞬時の予備経路AWが準備される。瞬時の予備経路VWは
交換プロセスに対して、この予備経路があふれトラフィ
ックにより占有されるか、またはブロックが発生するま
で使用される。これに基づきルーティングプロセスRPへ
の通報が行われる。つぎにルーティングプロセスは、予
備経路シーケンスAWSによれば次の予備経路を新たな瞬
時の予備経路として、これまでの瞬時の予備経路に代わ
ってルーティングテーブルに書き込む。
局所トランク状態テーブルLTSMは、それぞれの発信宛
先交換ノードペア、ここでは例えば交換ノードペアＡ−
Ｄの中央で許容されたすべての予備経路状態を含む。こ
こからルーティングプロセスは経路データ更新インター
バル内で予備経路シーケンス、すなわちあふれトラフィ
ックに対して利用される予備経路の順序および量を検出
する。それぞれ次の経路データ更新インターバルで到来
するすべての呼は、この予備経路シーケンスを順次、オ
ーバーフローするまで使用する。
先交換ノードペア、ここでは例えば交換ノードペアＡ−
Ｄの中央で許容されたすべての予備経路状態を含む。こ
こからルーティングプロセスは経路データ更新インター
バル内で予備経路シーケンス、すなわちあふれトラフィ
ックに対して利用される予備経路の順序および量を検出
する。それぞれ次の経路データ更新インターバルで到来
するすべての呼は、この予備経路シーケンスを順次、オ
ーバーフローするまで使用する。
以下特別の発信宛先交換ノードペアＡ−Ｄについて見
てみる。
てみる。
第１の接続経路として計画経路Ｄ（ここでは特別に直
接経路である）設定される。第１の予備経路AWとしてル
ーティングプロセスにより、少なくとも交換ノードＥを
介して負荷されている接続経路が設定される。ここで交
換ノードＥは、トラフィックに対して使用可能な中継ノ
ードTNである。中継ノードTNの使用可能性は局所トラン
ク状態テーブル中に、中継ノードの符号の後の括弧内に
ある２進値により表される。第１の予備経路は第１のリ
ンクL1（Ａ）と第２のリンクL2（Ｄ）を介して経過す
る。第１のリンクは、局所トランク状態テーブル12によ
れば空きチャネルを有する。第２のリンクは、18の空き
チャネルを有する。したがって12チャネルまでの到来す
るマルチチャネル接続要請をこの予備経路に提供するこ
とができる。
接経路である）設定される。第１の予備経路AWとしてル
ーティングプロセスにより、少なくとも交換ノードＥを
介して負荷されている接続経路が設定される。ここで交
換ノードＥは、トラフィックに対して使用可能な中継ノ
ードTNである。中継ノードTNの使用可能性は局所トラン
ク状態テーブル中に、中継ノードの符号の後の括弧内に
ある２進値により表される。第１の予備経路は第１のリ
ンクL1（Ａ）と第２のリンクL2（Ｄ）を介して経過す
る。第１のリンクは、局所トランク状態テーブル12によ
れば空きチャネルを有する。第２のリンクは、18の空き
チャネルを有する。したがって12チャネルまでの到来す
るマルチチャネル接続要請をこの予備経路に提供するこ
とができる。
局所トランク状態テーブルが非局所状態情報により経
路データ更新される時間インターバルは約10秒である。
これにより予備経路の占有状態がほぼリアルタイムで記
録されることが保証され、局所トランク状態テーブルの
問い合わせ頻度、ひいては評価負荷が低減される。
路データ更新される時間インターバルは約10秒である。
これにより予備経路の占有状態がほぼリアルタイムで記
録されることが保証され、局所トランク状態テーブルの
問い合わせ頻度、ひいては評価負荷が低減される。
ルーティングプロセスにより、到来する呼がそれぞれ
最大の連続使用可能チャネル数を有する予備経路、すな
わちトラフィック負荷が最小である予備経路に割り当て
られるようになる。そのためには次のプロセス要素が必
要である。
最大の連続使用可能チャネル数を有する予備経路、すな
わちトラフィック負荷が最小である予備経路に割り当て
られるようになる。そのためには次のプロセス要素が必
要である。
ａ）経路データ更新インターバルのレートでのLTSMエ
ントリ：使用可能チャネルからトランクリザーブとBIAS
予想値を減算したもの。
ントリ：使用可能チャネルからトランクリザーブとBIAS
予想値を減算したもの。
ｂ）到来する呼を最も空いている予備経路に、次の低
位の予備経路へのオーバーフローにより割り当てる。ラ
ンク付けは空きチャネル数の連続下降順に行う。
位の予備経路へのオーバーフローにより割り当てる。ラ
ンク付けは空きチャネル数の連続下降順に行う。
ｃ）予備経路が使用できない場合は呼阻止を行う。
第１の予備経路の第２のリンクが接続形成の際に、局
所トランク状態テーブルの予測に反してブロックされた
ならば、クランクバックが行われ、第２の予備経路とし
て接続経路が中継交換ノードＦを介して使用される。別
の予備経路は局所トランク状態テーブルの当該の経路デ
ータ更新インターバルでは使用可能でないので、したが
って接続形成のために使用することはできない。中間交
換ノードＢを介した接続経路はその際、第１のリンクL1
（Ａ）での空きチャネルが不足するため、また中間交換
ノードＣを介した接続経路はＣでの過負荷のためルーテ
ィングプロセスによって選択されず、したがって交換プ
ロセスには使用されない。このようにしてルーティング
プロセスは予備経路の中央で設定された量Ｍから空き接
続経路容量に従って配列された予備経路の部分量Ｔを形
成する。ここでＴ≦Ｍである。
所トランク状態テーブルの予測に反してブロックされた
ならば、クランクバックが行われ、第２の予備経路とし
て接続経路が中継交換ノードＦを介して使用される。別
の予備経路は局所トランク状態テーブルの当該の経路デ
ータ更新インターバルでは使用可能でないので、したが
って接続形成のために使用することはできない。中間交
換ノードＢを介した接続経路はその際、第１のリンクL1
（Ａ）での空きチャネルが不足するため、また中間交換
ノードＣを介した接続経路はＣでの過負荷のためルーテ
ィングプロセスによって選択されず、したがって交換プ
ロセスには使用されない。このようにしてルーティング
プロセスは予備経路の中央で設定された量Ｍから空き接
続経路容量に従って配列された予備経路の部分量Ｔを形
成する。ここでＴ≦Ｍである。
マルチチャネル呼が到来する場合、存在する空き接続
容量は同じランクに設定される。それぞれ所要の容量に
384kbit/sを有する２つのHOチャネルを割り当てること
は、当該の経路データ更新インターバル中に例えば、中
間交換ノードＥを介する予備経路のブロックアウトを引
き起こし、ひいてはこの予備経路が次の経路データ更新
インターバルで低位にランク付けられるか、または破棄
されることとなる。
容量は同じランクに設定される。それぞれ所要の容量に
384kbit/sを有する２つのHOチャネルを割り当てること
は、当該の経路データ更新インターバル中に例えば、中
間交換ノードＥを介する予備経路のブロックアウトを引
き起こし、ひいてはこの予備経路が次の経路データ更新
インターバルで低位にランク付けられるか、または破棄
されることとなる。
図２の局所トランク状態テーブルに示された、リンク
の空きトランクの数は、既に所定数のトランク分だけ低
減されている。この人為的な低減は、一方ではネットワ
ークのスループットを安定化するため通常のリンク固有
トランクリザーブを考慮したものであり、他方ではBIAS
に関連する経路固有トランクリザーブを考慮したもので
ある。この経路固有のトランクリザーブは、経路データ
更新インターバルのレートで進行する、予備経路全体の
トラフィック負荷状態を考慮するためである。
の空きトランクの数は、既に所定数のトランク分だけ低
減されている。この人為的な低減は、一方ではネットワ
ークのスループットを安定化するため通常のリンク固有
トランクリザーブを考慮したものであり、他方ではBIAS
に関連する経路固有トランクリザーブを考慮したもので
ある。この経路固有のトランクリザーブは、経路データ
更新インターバルのレートで進行する、予備経路全体の
トラフィック負荷状態を考慮するためである。
実際には、図２の局所トランク状態テーブルに記憶さ
れた、リンクの空きトランク数はまだ所定数のトランク
だけ低減されていない。前述の人為的低減は、予備経路
シーケンスの設定のためのルーティングプロセスにより
行われる。
れた、リンクの空きトランク数はまだ所定数のトランク
だけ低減されていない。前述の人為的低減は、予備経路
シーケンスの設定のためのルーティングプロセスにより
行われる。
前記のBIAS関連トランクリザーブは同様にほぼリアル
タイムでリンクのトラフィック負荷に依存して変更する
ことができる。ほぼリアルタイムでBIAS値を検出するた
めに、各予測インターバルの終了時に（ほぼ経路データ
更新インターバルdTと同じ）、リアルタイムのリンク固
有予測値を予測インターバルdTにわたって形成する。
タイムでリンクのトラフィック負荷に依存して変更する
ことができる。ほぼリアルタイムでBIAS値を検出するた
めに、各予測インターバルの終了時に（ほぼ経路データ
更新インターバルdTと同じ）、リアルタイムのリンク固
有予測値を予測インターバルdTにわたって形成する。
BIASi（t,dT）＝dT（ai（t,dT）−xi（ｔ）/tm）（１） ここでai（t,dT）は呼到来率、xi（ｔ）はリンクｉの、
時点ｔまでに実際に占有されたトランク数、tmは平均接
続持続時間、xi（ｔ）/tmは接続終了率である。これら
のBIAS予測値はそれ自体ランダム数である。とりわけ、
呼到来率自体は、 ai（t,dT）＝ai（ｔ−dT,dT）＋（１−β）Zi（dT）/dT （２） に従い、予測インターバルdTでの呼到来数Zi（dT）のな
らした平均化により形成されなければならない。ここで
０≦β≦１である。β＝０に対しては例えばほぼ時点通
りのしかし変化の大きい予測が得られ、β＝１ではai
（t,dT）＝ai（０−dT）になる。すなわち初期値が規定
される。
時点ｔまでに実際に占有されたトランク数、tmは平均接
続持続時間、xi（ｔ）/tmは接続終了率である。これら
のBIAS予測値はそれ自体ランダム数である。とりわけ、
呼到来率自体は、 ai（t,dT）＝ai（ｔ−dT,dT）＋（１−β）Zi（dT）/dT （２） に従い、予測インターバルdTでの呼到来数Zi（dT）のな
らした平均化により形成されなければならない。ここで
０≦β≦１である。β＝０に対しては例えばほぼ時点通
りのしかし変化の大きい予測が得られ、β＝１ではai
（t,dT）＝ai（０−dT）になる。すなわち初期値が規定
される。
しばしばβ＝0.9とtm＝180sが使用される。
式（１）による純粋に算術的な予測値形成は例として
次式を与える。
次式を与える。
Ｅ（BIASi（t,dT）＝dT/tm（Ai（ｔ）−yi（ｔ））
（３） ここでAi（ｔ）はオファートラフィック、yi（ｔ）は時
点ｔでのリンクｉの負荷である。これらの予測値形成は
リアルタイムには、すなわちdT≪tmには実現できない。
しかし実験的負荷状況では固定のBIASガイド値を予測す
るために使用することができる。例えば、瞬時のトラン
ク群平均負荷がｙ＝80Erlであり、瞬時に到来する平均
オファーがＡ＝116Erlであり、比dT/tmが0.10であれ
ば、ｔから（ｔ＋dT）までの時間間隔に対するほぼリア
ルタイムのBIAS値は3.6にセットされることとなる。
（３） ここでAi（ｔ）はオファートラフィック、yi（ｔ）は時
点ｔでのリンクｉの負荷である。これらの予測値形成は
リアルタイムには、すなわちdT≪tmには実現できない。
しかし実験的負荷状況では固定のBIASガイド値を予測す
るために使用することができる。例えば、瞬時のトラン
ク群平均負荷がｙ＝80Erlであり、瞬時に到来する平均
オファーがＡ＝116Erlであり、比dT/tmが0.10であれ
ば、ｔから（ｔ＋dT）までの時間間隔に対するほぼリア
ルタイムのBIAS値は3.6にセットされることとなる。
アクティブ動作では、ai（ｔ）と、瞬時の状態情報xi
（ｔ）とのなめらかな経路データ更新により適切なBIAS
適応が行われる。BIAS適応は例えばパラメータdTおよび
βにより、負荷が非常に高い場合に処理負荷が限界に留
まるように調整されなければならない。予測誤差は予測
インターバルdTの増大と共に上昇するから、このインタ
ーバルはできるだけ小さく選択しなければならない。し
かし、後でさらに詳細に説明する状態情報の協同インポ
ートが局所トランク状態テーブルLTSMを完全にするため
に使用される場合、このインターバルはシグナリング系
でのすべてのラウンドトリップディレイよりも大きく選
択しなければならない。
（ｔ）とのなめらかな経路データ更新により適切なBIAS
適応が行われる。BIAS適応は例えばパラメータdTおよび
βにより、負荷が非常に高い場合に処理負荷が限界に留
まるように調整されなければならない。予測誤差は予測
インターバルdTの増大と共に上昇するから、このインタ
ーバルはできるだけ小さく選択しなければならない。し
かし、後でさらに詳細に説明する状態情報の協同インポ
ートが局所トランク状態テーブルLTSMを完全にするため
に使用される場合、このインターバルはシグナリング系
でのすべてのラウンドトリップディレイよりも大きく選
択しなければならない。
中継交換ノードTNが使用できるか否かに関する情報お
よび第２のリンクL2の状態に関する情報は、各経路デー
タ更新インターバルの後に、相応の中継交換ノードから
符号チャネルを介してインポートされ、局所トランク状
態テーブルに記憶される。通信ネットワークがＮの交換
ノードを有する場合、Ｍに相応する所定量の予備経路の
各発信交換ノードから（Ｎ−１）の宛先交換ノードの付
加的な２リンク−状態通報が経路データ更新インターバ
ルdT＝10sでインポートされ、記憶されなければならな
い。したがってＮ＝64,M＝14そして１リンク状態当たり
２バイトにより、第２のリンクに対するデータベースが
各宛先ごとに28バイトの大きさが必要であれば、すべて
の宛先に対する発信交換ノード当たりは1764kバイトの
全体的大きさになる。中央符号チャネルのメッセージ転
送に対しては、関連する64kbit/sの符号チャネルを介し
て交換ノードが引き続き接続されたままであると仮定す
ることができる。したがって局所トランク状態テーブル
へのインポートないしそれからのエキスポートに対す
る、経路データ更新インバータルに分散された合計ビッ
トレートは、交換ノード当たり2DB×8/dT＝2822kbit/s
になる。しかしメッセージ交換はMSUデータグラムモー
ドで行われる。グロス公称約272バイトの各MSU（メッセ
ージシグナリングユニット）はその宛先を約100ms内で
発見する。MSUおよび宛先ごとにＭ×２バイト＝28バイ
トがdTまたは約0.1MSU/s内で転送されなければならな
い。さらに発信交換ノードはすべての中継交換ノードに
対してその負荷および宛先トランク群状態をフィードバ
ックのために要求する。そのために中継交換ノードの使
用性に関する情報に対してＭビットが必要である。
よび第２のリンクL2の状態に関する情報は、各経路デー
タ更新インターバルの後に、相応の中継交換ノードから
符号チャネルを介してインポートされ、局所トランク状
態テーブルに記憶される。通信ネットワークがＮの交換
ノードを有する場合、Ｍに相応する所定量の予備経路の
各発信交換ノードから（Ｎ−１）の宛先交換ノードの付
加的な２リンク−状態通報が経路データ更新インターバ
ルdT＝10sでインポートされ、記憶されなければならな
い。したがってＮ＝64,M＝14そして１リンク状態当たり
２バイトにより、第２のリンクに対するデータベースが
各宛先ごとに28バイトの大きさが必要であれば、すべて
の宛先に対する発信交換ノード当たりは1764kバイトの
全体的大きさになる。中央符号チャネルのメッセージ転
送に対しては、関連する64kbit/sの符号チャネルを介し
て交換ノードが引き続き接続されたままであると仮定す
ることができる。したがって局所トランク状態テーブル
へのインポートないしそれからのエキスポートに対す
る、経路データ更新インバータルに分散された合計ビッ
トレートは、交換ノード当たり2DB×8/dT＝2822kbit/s
になる。しかしメッセージ交換はMSUデータグラムモー
ドで行われる。グロス公称約272バイトの各MSU（メッセ
ージシグナリングユニット）はその宛先を約100ms内で
発見する。MSUおよび宛先ごとにＭ×２バイト＝28バイ
トがdTまたは約0.1MSU/s内で転送されなければならな
い。さらに発信交換ノードはすべての中継交換ノードに
対してその負荷および宛先トランク群状態をフィードバ
ックのために要求する。そのために中継交換ノードの使
用性に関する情報に対してＭビットが必要である。
第２リンク区間のトランク群状態は、前記の呼方法と
は択一的に、中継交換ノードから導出することもでき
る。そのためにはまたＭ（Ｎ−１）２バイトが必要であ
る。この場合メッセージ量は実質的に変化しない。
は択一的に、中継交換ノードから導出することもでき
る。そのためにはまたＭ（Ｎ−１）２バイトが必要であ
る。この場合メッセージ量は実質的に変化しない。
情報を局所トランク状態テーブルから非階層的通信ネ
ットワークの交換ノード間で協同的に転送することによ
って、先見の明のあるルーティング法が得られる。その
結果また、格段にクリティカルでコストのかかる呼処理
が軽減される。同時に通信トラフィックが少ない場合に
は、非中央データベースとの経路指定処理相互接続が得
られる。この経路指定相互結合は負荷が分散され、信頼
性に重要である。これに比例して中央ルーティングプロ
セスによる相応の方法では、Ｎ倍のデータベース量がdT
内で、信頼性に関連して空間的に別個に動作する２つの
二重コンピュータに伝送されなければならないこととな
る。この二重コンピュータは、Ｎ（Ｎ−１）、すなわち
約N2のリンク状態から同じ時間パターンで、Ｍまでの予
備経路を有する予備経路シーケンスを発生し、これらを
Ｎの非中央テーブルメモリにフィードバックしなければ
ならないこととなる。
ットワークの交換ノード間で協同的に転送することによ
って、先見の明のあるルーティング法が得られる。その
結果また、格段にクリティカルでコストのかかる呼処理
が軽減される。同時に通信トラフィックが少ない場合に
は、非中央データベースとの経路指定処理相互接続が得
られる。この経路指定相互結合は負荷が分散され、信頼
性に重要である。これに比例して中央ルーティングプロ
セスによる相応の方法では、Ｎ倍のデータベース量がdT
内で、信頼性に関連して空間的に別個に動作する２つの
二重コンピュータに伝送されなければならないこととな
る。この二重コンピュータは、Ｎ（Ｎ−１）、すなわち
約N2のリンク状態から同じ時間パターンで、Ｍまでの予
備経路を有する予備経路シーケンスを発生し、これらを
Ｎの非中央テーブルメモリにフィードバックしなければ
ならないこととなる。
局所トランク状態テーブルに記憶された第２リンク状
態情報を交換ノード間で協同的に転送する代わりに、相
応のリンクおよび交換ノードの状態をインテリジェント
学習する方法を適用することもできる。この方法は例え
ば次のようにして実現することができる。すなわち、前
記の状態を条件つきがブロッキング経験（最初のリンク
が空きであるという条件の下で後続のリンクがブロック
される）に基づいて比較的に大きな時間間隔でのデータ
更新で予測し、データ更新するのである。この変形実施
例は、例えば国際接続の場合、および発信交換モードと
宛先交換ノード間の状態情報の制限された交換の場合、
ならびにこれら交換ノード間で２つ以上のリンク区間が
存在する場合に提供される。
態情報を交換ノード間で協同的に転送する代わりに、相
応のリンクおよび交換ノードの状態をインテリジェント
学習する方法を適用することもできる。この方法は例え
ば次のようにして実現することができる。すなわち、前
記の状態を条件つきがブロッキング経験（最初のリンク
が空きであるという条件の下で後続のリンクがブロック
される）に基づいて比較的に大きな時間間隔でのデータ
更新で予測し、データ更新するのである。この変形実施
例は、例えば国際接続の場合、および発信交換モードと
宛先交換ノード間の状態情報の制限された交換の場合、
ならびにこれら交換ノード間で２つ以上のリンク区間が
存在する場合に提供される。
図３は、シーケンシャルに交互にオーバーフローを有
する対称性ダイナミック非階層的制御通信ネットワーク
（ダイナミック非階層的ルーティングdNHR）に対する選
択された分析事例を示す。対称性ネットワークは、リン
クごとにｎ＝100トランクの完全なメッシュと、トラン
クごとに同じトラフィックオファー（トランク当たりの
アーランErl）とトラフィックペアを含む。しかしただ
１つ残る最適化パラメータとして種々異なる予測ファン
アウト経路の大きさＭがこの対称性ネットワークの例に
含まれる。トランクリザーブTRとしてｎに適切な値TR＝
４が使用され、BIAS値は無視される。成功したトラフィ
ックスループット、すなわち標準化されたトラフィック
負荷y/n（トランク当たりのアーランErL）が標準化トラ
フィックオファーA/n（トランク当たりのアーランErl）
の関数としてプロットされている。
する対称性ダイナミック非階層的制御通信ネットワーク
（ダイナミック非階層的ルーティングdNHR）に対する選
択された分析事例を示す。対称性ネットワークは、リン
クごとにｎ＝100トランクの完全なメッシュと、トラン
クごとに同じトラフィックオファー（トランク当たりの
アーランErl）とトラフィックペアを含む。しかしただ
１つ残る最適化パラメータとして種々異なる予測ファン
アウト経路の大きさＭがこの対称性ネットワークの例に
含まれる。トランクリザーブTRとしてｎに適切な値TR＝
４が使用され、BIAS値は無視される。成功したトラフィ
ックスループット、すなわち標準化されたトラフィック
負荷y/n（トランク当たりのアーランErL）が標準化トラ
フィックオファーA/n（トランク当たりのアーランErl）
の関数としてプロットされている。
Ｍ＝14に対しては0.88Erl/トランクのオファーまで、
ほぼ損失なしのスループットが得られる。トランクリザ
ーブTRなしでは折曲点に三日月形のスループット後退が
続くこととなる。しかしトラフィックオファーが比較的
に高い場合、最大可能スループット値は、予備ファンア
ウト経路の量、すなわちパラメータＭが低減されたとき
のみ得られる。
ほぼ損失なしのスループットが得られる。トランクリザ
ーブTRなしでは折曲点に三日月形のスループット後退が
続くこととなる。しかしトラフィックオファーが比較的
に高い場合、最大可能スループット値は、予備ファンア
ウト経路の量、すなわちパラメータＭが低減されたとき
のみ得られる。
A/n＞1Erl/トランクに対しては結局、非制御通信ネッ
トワークがＭ＝０により優先される。というのはその以
外の場合、第２リンク予備経路を指定されるトラフィッ
クは相応のリンクの直接経路をそれぞれ２回阻止するか
らである。
トワークがＭ＝０により優先される。というのはその以
外の場合、第２リンク予備経路を指定されるトラフィッ
クは相応のリンクの直接経路をそれぞれ２回阻止するか
らである。
一方Ｍ＝０の場合には、過剰に到来するすべての呼は
トラフィックアファーが比較的小さい場合、リンク当た
り平均で（ｎ−Ａ）の容量リザーブが存在していてもそ
れ以上のチャンスはない。その結果、比較的に多くのブ
ロッキング（パーセント）が最適ファンアウト経路サイ
ズＭ＞０と比較して生じる。
トラフィックアファーが比較的小さい場合、リンク当た
り平均で（ｎ−Ａ）の容量リザーブが存在していてもそ
れ以上のチャンスはない。その結果、比較的に多くのブ
ロッキング（パーセント）が最適ファンアウト経路サイ
ズＭ＞０と比較して生じる。
しかし、本発明の状態制御ダイナミック非階層的なル
ーティング（SDNHR）は、前記の適応問題を対称性ネッ
トワークに対して解決するだけでなく、同時に非対称性
ネットワークに対しても解決する。既に説明したよお
に、容量の占有されている予備経路は使用されず、さら
に最大のほぼリアルタイムの容量リザーブを有する予備
経路が優先して占有される。付加的に、経路データ更新
インターバルでの適応BIAS予測により予測経路を過剰に
選択する恐れがある。この場合、スループットは繰返し
最適化され、その結果図３に第１のハッチングS1により
示された最終領域はすべての負荷にわたって近似され
る。この領域はさらにリンク容量がｎ＝100に対して増
大すると共に理想限界曲線に接近する（Ａ≦ｎに対して
ｙ＝Ａ、Ａ≧ｎに対してｙ＝n,図３には第２のハッチン
グS2により示されている）。
ーティング（SDNHR）は、前記の適応問題を対称性ネッ
トワークに対して解決するだけでなく、同時に非対称性
ネットワークに対しても解決する。既に説明したよお
に、容量の占有されている予備経路は使用されず、さら
に最大のほぼリアルタイムの容量リザーブを有する予備
経路が優先して占有される。付加的に、経路データ更新
インターバルでの適応BIAS予測により予測経路を過剰に
選択する恐れがある。この場合、スループットは繰返し
最適化され、その結果図３に第１のハッチングS1により
示された最終領域はすべての負荷にわたって近似され
る。この領域はさらにリンク容量がｎ＝100に対して増
大すると共に理想限界曲線に接近する（Ａ≦ｎに対して
ｙ＝Ａ、Ａ≧ｎに対してｙ＝n,図３には第２のハッチン
グS2により示されている）。
図４は、Ｎ＝５の交換ノードとＭ＝３の非対称性ネッ
トワークにおけるシミュレーションを示す。すなわち、
予期される処理負荷レシオPRLRに関し、過剰のトラフィ
ックオファーＡでのアーランErlを示す。
トワークにおけるシミュレーションを示す。すなわち、
予期される処理負荷レシオPRLRに関し、過剰のトラフィ
ックオファーＡでのアーランErlを示す。
処理負荷レシオPRLRはここでは、連続予備経路オーバ
ーフローとクラックバックによる、呼当たりの平均呼処
理負荷を表す。
ーフローとクラックバックによる、呼当たりの平均呼処
理負荷を表す。
計画負荷または過度の負荷に対しては処理負荷レシオ
は１に近づく。というのはこの場合、実質的にトラフィ
ックオーバーフローは発生しないか、または許容されな
いからである。これらの場合ではしたがって呼ごとに計
画経路だけが検査される。
は１に近づく。というのはこの場合、実質的にトラフィ
ックオーバーフローは発生しないか、または許容されな
いからである。これらの場合ではしたがって呼ごとに計
画経路だけが検査される。
第１の曲線K1は、局所トランク状態テーブルの関与が
ないシーケンシャルルーティング方法のPRLR経過を示
す。ここで計算とシュミレーションは、信頼間隔が無視
できるほど小さい場合は一致する。
ないシーケンシャルルーティング方法のPRLR経過を示
す。ここで計算とシュミレーションは、信頼間隔が無視
できるほど小さい場合は一致する。
第２の曲線K2ので処理負荷レシオの顕著な低下は、関
連する高負荷領域において、ローカルに存在する第１リ
ンクの状態情報がルーティングシーケンス（予備経路シ
ーケンス）のデータ更新に使用される場合に生じる。す
なわちこの場合は、第１リンク（予備経路の第１の区
間）が空きであることが保証され、その結果処理負荷レ
シオには必要により第２リク（予備経路の第２の区間）
のクランクバックだけ含まれる。
連する高負荷領域において、ローカルに存在する第１リ
ンクの状態情報がルーティングシーケンス（予備経路シ
ーケンス）のデータ更新に使用される場合に生じる。す
なわちこの場合は、第１リンク（予備経路の第１の区
間）が空きであることが保証され、その結果処理負荷レ
シオには必要により第２リク（予備経路の第２の区間）
のクランクバックだけ含まれる。
第３の曲線K3によるシミュレーションで固定的に選択
されたBIAS項が予測インターバルdT（dT＝10s）に対す
る予測誤差を減少する。本発明のこの実施例はとりわ
け，ルーテイングプロセスをほとんどハードウェアで実
現する場合に対して重要である。というのはこの場合
は、存在する呼処理が影響を受けないこととなるからで
ある。
されたBIAS項が予測インターバルdT（dT＝10s）に対す
る予測誤差を減少する。本発明のこの実施例はとりわ
け，ルーテイングプロセスをほとんどハードウェアで実
現する場合に対して重要である。というのはこの場合
は、存在する呼処理が影響を受けないこととなるからで
ある。
付加的に占有状態が予備経路の第２リンクからインポ
ートされる場合、処理負荷レシオをさらに大きさが1.06
の典型的な最大値に低減することができる。この状況は
第４の曲線K4および第５の曲線K5により示されており、
ここで第４の曲線はBIASリザーブなしで、第５の曲線は
BIAS値５を基準にして求められたものである。したがっ
て本発明のこの実施例は、とりわけ存在するハードウエ
ア環境において本発明をソフトウエアで実現する場合に
適する。
ートされる場合、処理負荷レシオをさらに大きさが1.06
の典型的な最大値に低減することができる。この状況は
第４の曲線K4および第５の曲線K5により示されており、
ここで第４の曲線はBIASリザーブなしで、第５の曲線は
BIAS値５を基準にして求められたものである。したがっ
て本発明のこの実施例は、とりわけ存在するハードウエ
ア環境において本発明をソフトウエアで実現する場合に
適する。
───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (56)参考文献 特開 昭61−251261（ＪＰ，Ａ) 特開 平２−260956（ＪＰ，Ａ) 特表 昭63−502550（ＪＰ，Ａ) 米国特許4345116（ＵＳ，Ａ) 国際公開90／1237（ＷＯ，Ａ１) 欧州公開449480（ＥＰ，Ａ１) (58)調査した分野(Int.Cl.6，ＤＢ名) H04M 3/00 H04M 7/00 - 7/16 H04M 3/22 - 3/36 H04Q 3/64 - 3/68 H04Q 3/545
Claims (5)
- 【請求項１】通信ネットワークにおける非階層的経路指
定方法であって、前記通信ネットワークは、 ａ）複数の交換ノードを有し、該交換ノードは接続区間
（リンク）を介して当該２つの交換ノード間に複数の接
続経路が存在するように相互に網目状に接続されてお
り、 ｂ）当該２つの交換ノード間のトラフィックを少なくと
も１つの計画経路を介して経路指定するステップと、 ｃ）前記のトラフィックを、計画経路を介する接続が不
可能な場合に予備経路シーケンス（AWS）に従い予備経
路を介して経路指定するステップと、 ｄ）該予備経路シーケンス（AWS）は、トラフィック負
荷状態に応じて配列された予備経路の順序を表すもので
あり、かつ周期的にほぼリアルタイムの時間間隔で設定
されるものである方法において、 ｅ）前記予備経路シーケンス（AWS）をそれぞれ発信交
換ノードにおいて設定するステップと、 ｆ）前記予備経路シーケンス（AWS）を所定量の予備経
路（AW）から設定するステップからなり、トラフィック
負荷状態が所定の閾値を越える予備経路は予備経路シー
ケンスに取り入れないことを特徴とする方法。 - 【請求項２】予備経路のトラフィック負荷状態は、発信
交換ノードから発せられた、予備経路の最初のリンクの
占有状態に基づいてランク付ける請求の範囲第１項記載
の方法。 - 【請求項３】予備経路のトラフィック負荷状態は、リン
クの成功したものについて、ブロッキングの履歴に基づ
きランク付ける請求の範囲第１項または第２項記載の方
法。 - 【請求項４】予備経路のトラフィック負荷状態は、予備
経路を形成するすべての接続区間の占有状態、および予
備経路にある中継交換ノードの使用可能性に基づいてラ
ンク付ける請求の範囲第１項記載の方法。 - 【請求項５】前記所定の閾値はリンクに固有であり、 当該閾値を、予備インターバルにわたり平均された、呼
到来と接続終了との差に依存してほぼリアルタイムで変
化させる請求の範囲第１項から第４項までのいずれか１
項記載の方法。
Applications Claiming Priority (3)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| EP91117567 | 1991-10-15 | ||
| DE91117567.7 | 1991-10-15 | ||
| PCT/EP1992/002302 WO1993008666A1 (de) | 1991-10-15 | 1992-10-06 | Verfahren zur nichthierarchischen verkehrslenkung in einem kommunikationsnetz |
Publications (2)
| Publication Number | Publication Date |
|---|---|
| JPH06510645A JPH06510645A (ja) | 1994-11-24 |
| JP2851432B2 true JP2851432B2 (ja) | 1999-01-27 |
Family
ID=8207261
Family Applications (1)
| Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
|---|---|---|---|
| JP5507392A Expired - Fee Related JP2851432B2 (ja) | 1991-10-15 | 1992-10-06 | 通信ネットワークにおける非階層的トラフィック経路指定方法 |
Country Status (8)
| Country | Link |
|---|---|
| US (1) | US5537468A (ja) |
| EP (1) | EP0608279B1 (ja) |
| JP (1) | JP2851432B2 (ja) |
| AT (1) | ATE148292T1 (ja) |
| CA (1) | CA2121240C (ja) |
| DE (1) | DE59207963D1 (ja) |
| ES (1) | ES2098544T3 (ja) |
| WO (1) | WO1993008666A1 (ja) |
Cited By (1)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| KR101289887B1 (ko) | 2009-10-07 | 2013-07-24 | 한국전자통신연구원 | 통합 네트워크에서의 트래픽 엔지니어링 경로 계산 장치 및 방법 |
Families Citing this family (34)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
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