(57)【特許請求の範囲】
【請求項１】
複数のノードの間に張られる物理網と論理網とから構成される通信網において、
該通信網のトラヒック条件と独立して論理網のトポロジを設計する論理網トポロジ設計手段と、
前記論理網トポロジ設計手段によって設計された論理網トポロジによって構成される論理網の構成に必要な仮想パスコネクションの始点、終点、または中間結合点のいずれかに対応する物理網内のクロスコネクト間を結合する物理伝送リンクの本数が最小となる網トポロジのうちで、各クロスコネクトに収容される物理伝送リンクの数が既定値を超えないことと、全ての仮想パスコネクションを実現するための物理伝送リンクの本数を、各仮想パスコネクションに対応して重複して数えた場合の該本数の総和を最小にすることと、該物理伝送リンクの距離の総和を最小にすることとの３つの条件を満たすように物理網トポロジの設計を行う物理網トポロジ設計手段と、
前記通信網のトラヒックの長期需要に基づいて、該物理網トポロジに対応する物理網の伝送路容量を設定する物理網容量設定手段と、
前記論理網の仮想パスの容量を定める論理網容量設定手段とを備え、
物理網及び論理網のトポロジと容量の分離設計を可能とすることを特徴とする通信網分離設計方式。
【請求項２】
前記論理網トポロジ設計手段が、前記トラヒック条件に独立して設計した論理網トポロジに対応して、該論理網内で必要な各仮想パスに対して、各仮想パスの識別番号、経路情報を含むパス情報を設定すると共に、該パス情報の一部としてのパスの容量を‘０’に設定し、実際の通信時における任意の仮想パス使用時に、経路選択を行うことなく容量の割り当てのみで該仮想パスを使用可能とさせることを特徴とする請求項１記載の通信網分離設計方式。
【請求項３】
前記通信網分離設計方式において、トラヒックの長期需要の変化を検知する長期需要変化検出手段を更に備え、該長期需要の変化量が規定値を越えた時、該長期需要変化検出手段が前記物理網容量設定手段に物理網内の伝送路の容量の再設計を要求することを特徴とする請求項１記載の通信網分離設計方式。
【請求項４】
前記長期需要変化検出手段が、前記物理網内での仮想パスの収容による物理網内の各伝送路の利用率を監視し、該利用率の値が規定上限値を上回るか、または規定下限値を下回る時に、前記長期需要の変化量が規定値を越えたものとして前記物理網内の伝送路の容量再設計を要求することを特徴とする請求項３記載の通信網分離設計方式。
【請求項５】
前記通信網分離設計方式において、実際のトラヒック要求の変動を検出する実トラヒック要求変動検出手段を更に備え、該実際のトラヒック要求の変動量が規定値を越えた時、該実トラヒック要求変動検出手段が前記論理網容量設定手段に論理網内の仮想パスの容量再設計を要求することを特徴とする請求項１記載の通信網分離設計方式。
【請求項６】
前記実トラヒック要求変動検出手段が、前記論理網内での仮想パスの収容による物理網内の呼の呼損率、セル廃棄率、およびセル遅延時間の監視を行い、該呼損率、セル廃棄率、またはセル遅延時間のいずれかが規定上限値を上回る時、前記実際のトラヒック要求の変動量が規定値を越えたものとして前記論理網内の仮想パスの容量再設計を要求することを特徴とする請求項５記載の通信網分離設計方式。
【請求項７】
複数のノードの間に張られる物理網と論理網とから構成される通信網において、
該通信網内の各ノードから通信網のトラヒック情報を受取る第１の信号処理部と、
該通信網のトラヒック条件と独立して論理網のトポロジを設計し、
その論理網トポロジによって構成される論理網の構成に必要な仮想パスコネクションの始点、終点、または中間結合点のいずれかに対応する物理網内のクロスコネクト間を結合する物理伝送リンクの本数が最小となる網トポロジのうちで、各クロスコネクトに収容される物理伝送リンクの数が既定値を超えないことと、全ての仮想パスコネクションを実現するための物理伝送リンクの本数を、各仮想パスコネクションに対応して重複して数えた場合の該本数の総和を最小にすることと、該物理伝送リンクの距離の総和を最小にすることとの３つの条件を満たすように物理網トポロジを設計し、
前記通信網のトラヒックの長期需要に基づいて、該物理網トポロジに対応する物理網の伝送路容量を設計し、
前記論理網の仮想パス容量を設計する回線設計部と、
該トラヒック情報と該論理網における仮想パスの現在の容量とに基づいて、該仮想パス容量の設計変更を制御する回線制御手段と、
該論理網を構成する仮想パスの容量設定を行うとともに、該回線制御手段からの仮想パス容量変更要求に応じて仮想パス容量の設定変更を行う論理網容量設定手段と、
該回線設計部から出力される論理網トポロジ設計変更指示と、該論理網容量設定手段から出力される仮想パス容量設計変更指示を前記ノードに対して出力する第２の信号処理部とを備え、論理網の設計を行うことを特徴とする網設計管理センタ。
【請求項８】
前記回線制御手段が前記ノードからのトラヒック情報と前記仮想パスの現在の容量とを比較する比較手段と、該比較手段の出力と、仮想パス容量の再設計を行うか否かの再設計判定基準とに基づいて、再設計を行うべきか否かを判定する判定手段と、
該判定手段の出力に応じて、前記論理網容量設定手段に対して論理網の仮想パスの容量設計変更を要求する再設計要求手段とを備えたことを特徴とする請求項７記載の網設計管理センタ。
【請求項９】
実際のトラヒック要求の変動を検出する実トラヒック要求変動検出手段を更に備え、該実際のトラヒック要求の変動量が規定値を越えた時、該実トラヒック要求変動検出手段が前記論理網容量設定手段に論理網内の仮想パスの容量再設計を要求することを特徴とする請求項７記載の網設計管理センタ。
【請求項１０】
前記実トラヒック要求変動検出手段が、前記論理網内での仮想パスの収容による物理網内の呼の呼損率、セル廃棄率、およびセル遅延時間の監視を行い、該呼損率、セル廃棄率、またはセル遅延時間のいずれかが規定上限値を上回る時、前記現実のトラヒック要求の変動量が規定値を越えたものとして前記論理網内の仮想パスの容量再設計を要求することを特徴とする請求項９記載の網設計管理センタ。
【請求項１１】
請求項７記載の網設計管理センタを有し複数のノードの間に張られる物理網と論理網とから構成される通信網に対して用いられるノードにおいて、該物理網内の伝送路に対応して、該伝送路を通る論理網の各仮想パス毎に該仮想パスの帯域容量及びトポロジを記憶する記憶手段と、接続された端末から要求される通信の通信相手に対応して決定される該物理伝送路の仮想パスの帯域容量の範囲で、該端末からの通信呼の受付けの可否を判定する呼受付可否判定手段とを備え、前記網設計管理センタからの論理網トポロジ設計変更指示及び仮想パス容量設計変更指示を受信したとき、前記記憶手段に記憶されている帯域容量を変更することを特徴とするノード。
【請求項１２】
複数のノードの間に張られる物理網と論理網とから構成される通信網に対して用いられる網設計管理センタおいて、
該通信網内の各ノードから通信網のトラヒック情報を受取る第１の信号処理部と、
該通信網のトラヒック条件と独立して論理網のトポロジを設計し、
その論理網トポロジによって構成される論理網の構成に必要な仮想パスコネクションの始点、終点、または中間結合点のいずれかに対応する物理網内のクロスコネクト間を結合する物理伝送リンクの本数が最小となる網トポロジのうちで、各クロスコネクトに収容される物理伝送リンクの数が既定値を超えないことと、全ての仮想パスコネクションを実現するための物理伝送リンクの本数を、各仮想パスコネクションに対応して重複して数えた場合の該本数の総和を最小にすることと、該物理伝送リンクの距離の総和を最小にすることとの３つの条件を満たすように物理網トポロジを設計し、
前記通信網のトラヒックの長期需要に基づいて、該物理網トポロジに対応する物理網の伝送路容量を設計し、
前記論理網の仮想パスを設計する回線設計部と、
該トラヒック情報と該物理網の現在の容量とから、該物理網の伝送路の容量の設計変更を制御する回線制御手段と、該物理網を構成する物理伝送路の容量設定を行うと共に、該回線制御手段からの物理伝送路容量変更要求に応じて、伝送路容量の設計変更を行う物理網容量設定手段を備え、
物理網の設計を行うことを特徴とする網設計管理センタ。
【請求項１３】
トラヒックの長期需要の変化を検知する長期需要変化検出手段を更に備え、該長期需要の変化量が規定値を越えた時、該長期需要変化検出手段が前記物理網容量設定手段に物理網内の伝送路の容量の再設計を要求することを特徴とする請求項１２記載の網設計管理センタ。
【請求項１４】
前記長期需要変化検出手段が、前記物理網内での仮想パスの収容による物理網内の各伝送路の利用率を監視し、該利用率の値が規定上限値を上回るか、または規定下限値を下回る時に、前記長期需要の変化量が規定値を越えたものとして前記物理網内の伝送路の容量再設計を要求することを特徴とする請求項１３記載の網設計管理センタ。
【請求項１５】
請求項７記載の網設計管理センタを有し複数のノードの間に張られる物理網と論理網とから構成される通信網において、
該通信網内の複数のノードのうちの任意のノードを経由して設定される通信経路の終点ノード内に、該通信経路の始点のノードに向かって、該通信経路上での空き容量情報を伝えるための情報パケットを該通信経路に沿って送出する情報パケット送出手段を、該通信経路上の各中継ノード内に、隣接ノードから受け取った情報パケットに、該隣接ノードに向かう通信経路における空き容量の情報を付加し、該通信経路に沿って逆向きに始点のノードに向かって送出する空き容量情報追加手段を、該通信経路の始点のノード内に、該情報パケットの内容に基づいて、該通信経路に対する前記網設計管理センタからの通信容量変更要求の受入れの可否を判定する容量変化判定手段をそれぞれ備え、該容量変化判定手段の判定結果に応じて、該通信容量変更要求に対して、該始点ノードから終点ノードまでの間の複数の通信経路から該変更要求を満足する通信経路を選択することを特徴とする通信網管理方式。
【請求項１６】
前記容量変化判定手段が、複数の時点において受け取った情報パケットの内容に基づいて、前記通信容量変更要求の受け入れの可否を判定することを特徴とする請求項１５記載の通信網管理方式。
【請求項１７】
前記複数の時点が２つの時点であることを特徴とする請求項１５記載の通信網管理方式。
【請求項１８】
前記容量変化判定手段が、前記２つの時点において受け取った情報パケットの内容に基づいて、線型予測を用いて前記通信容量変更要求の受け入れの可否を判定することを特徴とする請求項１７記載の通信網管理方式。
【請求項１９】
前記複数の時点が３つ以上の時点であり、前記容量変化判定手段が、過去における通信経路の空き容量の変化パターンから前記通信容量変更要求の受け入れの可否を判定することを特徴とする請求項１５記載の通信網管理方式。
【請求項２０】
前記容量変化判定手段が、ニューラルネットワークを用いて前記過去の変化パターンから通信容量変更要求の受け入れの可否を判定することを特徴とする請求項１９記載の通信網管理方式。
【請求項２１】
請求項７記載の網設計管理センタを有し複数のノードの間に張られる物理網と論理網とから構成される通信網において、
該通信網内の複数のノードのうちの任意のノードをそれぞれ経由して設定される複数の通信経路のうちで、他の通信経路に完全に含まれない通信経路の終点のノード内に、該通信経路の始点のノードに向かって、該通信経路上での空き容量情報を伝えるための情報パケットを該通信経路に沿って送出する情報パケット送出手段を、該他の通信経路に完全に含まれない通信経路上の各中継ノード内に、隣接ノードから受け取った情報パケットに該隣接ノードに向かう通信経路における空き容量の情報を付加し、該通信経路に沿って逆向きに始点のノードに向かって送出する空き容量情報追加手段を、該他の通信経路に完全に含まれない通信経路の始点のノードと、前記各中継ノードのうちで該他の通信経路に完全に含まれない通信経路に経路の全部が含まれる通信経路の始点となっているノードとの内部に、それぞれ自ノードが始点となっている通信経路に対する前記網設計管理センタからの通信容量変更要求の受け入れの可否を判定する容量変化判定手段をそれぞれ備え、該容量変化判定手段の判定結果に応じて、該通信容量変更要求に対して、該始点ノードから終点ノードまでの間の複数の通信経路から該変更要求を満足する通信経路を選択することを特徴とする通信網管理方式。
【発明の詳細な説明】
【０００１】
【産業上の利用分野】
本発明は物理網と論理網とから構成される通信網の設計方式と、設計された通信網の管理方式に関する。この設計方式では、通信網のトポロジと容量とを独立して設計することによって、トラヒック変動などに対して簡単な設計手順で柔軟、かつ迅速に対応できるようにすることを目的とし、また管理方式では仮想パスの接続要求に対して、その要求に適合する通信経路の探索に必要とする時間を短くすることと、通信経路の容量変更要求に対してその通信経路の両端のノードの間に複数個定義された仮想パスを高速に選択して、容量の変更を可能とすることを目的とする。
【０００２】
【従来の技術および発明が解決しようとする課題】
この発明が出願される背景には、▲１▼次世代通信網として注目されているＡＴＭ網には論理網の概念が導入されたことと、▲２▼論理網のトポロジと容量設定には柔軟性があり、それぞれ独立に制御することができることと、▲３▼通信網規模の増大と通信サービスの多様化が進むにつれ、通信網に収容されるトラヒック需要およびその特性を正確に予測するのが困難になり、かつ、それらの値が常に変動していることが挙げられる。
【０００３】
よって、従来のような特定のトラヒックパターンに基づいた複雑な最適設計法は有効とは言えず、様々なトラヒック条件に柔軟に対応できるようなシンプルでかつ柔軟な網設計法が要求される。また、このような通信網設計においては、物理網と論理網の両方を設計する必要があるため、両者の機能分担を考慮に入れ、できるだけ簡単な網設計手法が望まれる。
【０００４】
物理網と論理網より構成される通信網に対する従来の設計手法は、特定のトラヒック条件と要求品質に基づいて論理網を先に最適設計し、その結果を踏まえて物理網の最適収容設計を行うため、トラヒック条件やサービス要求品質に変動があった場合に上記の設計サイクルを最初から見直さなければならず、トラヒック変動などに柔軟に対応できない問題点があった。
【０００５】
また、網設計自体も、物理網と論理網のそれぞれのトポロジと容量を同時に最適設計する必要があるため、設計アルゴリズムはかなり複雑になってしまい、トラヒック条件の変化などに対して迅速に対応できない問題点もあった。
【０００６】
さらに、トラヒック条件の正確な予測自体も情報通信技術の発展と共に困難になっていくと考えられるため、特定のトラヒック条件に基づいた最適設計手法自体も有効とは言えなくなるという問題点もあった。
【０００７】
次に、例えば設計された通信網における通信需要への対応、すなわち通信網管理方式に関する従来技術を説明する。従来の通信網において、物理網という概念しかなく、しかも、物理網を構成する接続ノードには総括局、中心局、集中局、端局というようにハイアラーキが決まっており、原則的には、中心局は総括局にスター状に接続され、集中局は中心局にスター状に接続され、端局は集中局にスター状に接続され、総括局間がメッシュ状に接続されていた。この構成は、通信システムを構成するためのコストにおいて伝送路コストが支配的であったために、伝送路コストを低減させる目的に合致したものであった。しかも、かつては、情報を運ぶメディアが単一であり、情報量の変化が少ないためにトラヒック量の予測も容易であったので、上記のような網で通信需要に対して十分に対応可能であった。
【０００８】
比較的最近になって、データ伝送、ファクシミリ伝送の需要が出てきたが、その時期にもサービス毎に網を整備する方法がとられていた。
電話網のディジタル化と並行してデータ伝送、ファクシミリ伝送の需要が増加し、又、テレビ会議などの広帯域通信の需要が出てきたが、トラヒックの多くは電話網の基本単位である64Ｋb/s 以下のサービスが占めているので、Ｎ−ＩＳＤＮにおいては64Ｋb/s を中心に、一次群速度までを扱えるように設計されている。
【０００９】
しかし、情報通信が社会生活、産業活動などの分野で広く利用されるに従い、ユーザの通信に対する要求は、▲１▼ＬＡＮ間通信、大容量ファイル転送、ＨＤＴＶ、ＣＡＴＶなどの高速な通信サービスの要求、▲２▼単一メディア通信サービスからマルチメディア通信サービスへの要求、▲３▼より柔軟な通信サービスへの要求等、高度化しており、新しい概念、新しい機能の通信網が必要になってきた。
【００１０】
一方、光伝送技術が進展・普及し、かつてのように伝送路コストが通信システムのコストを支配する時代ではなくなりつつあり、通信事業者にとって、今後は通信ノードの合理化が重要課題になってきている。
【００１１】
このような、両面からの要求を勘案して、Ｂ−ＩＳＤＮにおいては所要帯域が大幅に異なる複数のメディアを統合的に扱うことができるＡＴＭ（Asynchronous Transfer Mode) 方式の採用が検討されており、一部は国際的にも基準が勧告されている。
【００１２】
このＡＴＭ方式には次の特徴がある。
（１）仮想パスの概念が導入され、シンプルで柔軟な網を構成できる。即ち、通信網が物理網と論理網とで構成され、論理網の設計には柔軟性がある。
（２）ユーザは網が提供する複数のサービス品質の中から一つを指定して通信の申請（発呼）を行い、網がそれの受け付け可否を判定する。
【００１３】
そして、マルチメディア化によりトラヒック需要の予測が困難になる。
従って、ＡＴＭ方式を採用した通信網においては、通信網の設計・管理に全く新しい方式を実現し、トラヒック需要の予測が困難な状況の中で、ＡＴＭ方式の特徴である柔軟で効率のよいリソース管理を行うことが重要である。
【００１４】
例えば、ＡＴＭ網の管理上で大きな問題となるのは、網内の任意のノード間に通信経路、例えば仮想パスコネクションを１本のみしか設けないか、あるいは網に対するトラヒック需要に応じて他の経路、すなわち迂回パスコネクションを許すかという点である。
【００１５】
仮想パスコネクションを１本のみしか設けない場合には、トラヒック条件の変化に対して新たな伝送リンクを探索せずに、所定伝送リンク上の容量の増減で対応することになる。これは、マルチメディアのトラヒックを収容する大規模な通信網にとって、通信網のシンプルさの観点からは有効な方式である。
【００１６】
しかし、網効率の面から考えると、実際に各通信ノードに加わるトラヒック負荷が不均衡であり、且つ、バースト性が存在するため、迂回伝送リンクがない故に、異なる呼の間のサービス品質が不公平になるという問題と、或る伝送リンクのみのビジーのために他の伝送リンクに空きがあっても通信できずに、網効率が低下するという問題が生ずる。
【００１７】
一方、上記の問題を解決するために、所定伝送リンクに収容しきれない通信接続要求に対して、全ての通信可能な伝送パスコネクションへの迂回を許容すると、網の大規模化につれて迂回伝送パスコネクションの選択に多大な時間と制御量を費やし、逆にトラヒック変化などに柔軟に対応できないという問題が生ずる。
【００１８】
更に、例えばＡＴＭ網において任意のノード間に迂回経路、すなわち限定された数の通信経路、例えば仮想パスを設ける場合にも、あるノード間の通信容量変更要求に対しては、その変更要求を満足する通信経路を複数の通信経路の中から選択するための一義的な方法が無く、例えば経験的に迂回経路を選択するために時間を要すると言う問題点があった。
【００１９】
本発明の第１の目的は通信網設計方式に関するものであり、短期的なトラヒック要求量の変動と、長期的なトラヒック需要の変化の両方に対して、簡単な設計手順で柔軟、かつ迅速に対応できる通信網設計方式を確立することである。
【００２０】
発明の第２の目的は、通信網が大規模化しても、仮想パスの接続要求に対する呼損率を許容範囲内に収めながら、迂回通信経路の探索に必要とする時間を短くできる通信網管理方式を提供することである。
【００２１】
本発明の第３の目的は、任意のノード間における通信容量変更要求に対して、そのノード間に存在する複数の仮想パスのうちで、容量変更要求に対応できる仮想パスを高速に選択することを可能とする通信網管理方式を提供することである。
【００２２】
【課題を解決するための手段】
図１は本発明の第１の目的を解決するための第１の実施例の原理ブロック図である。同図は物理網と論理網とから構成される通信網において、物理網および論理網のトポロジ、すなわち網形態と、容量との独立設計を可能とする通信網設計方式の原理ブロック図である。
【００２３】
図１において物理網トポロジ設計手段１は通信網のトラヒック条件とは独立して物理網のトポロジを定め、また論理網トポロジ設計手段２は同様にトラヒック条件と独立して論理網のトポロジを定める。
【００２４】
また物理網容量設定手段３は通信網のトラヒックの長期需要、例えばユーザによって与えられ、１０年あるいは１５年というように長期間先まで見越した長期需要に基づいて、物理網トポロジ設計手段１によってトポロジが定められた物理網内の物理伝送路の容量を定め、更に論理網容量設定手段４は通信網における現実のトラヒック要求、例えば発呼時にユーザから申告されるトラヒック呼量、通信速度のピーク値などに基づいて、論理網トポロジ設計手段２によってトポロジが定められた論理網内の仮想パスの容量を定める。
【００２５】
図２は本発明の第２の目的を解決するための第２の実施例の原理ブロック図である。同図は前述の第２の目的、すなわち仮想パスの接続要求に対して、要求に適合する通信経路の探索に必要な時間を短縮するという目的を達成するための通信網管理方式の原理ブロック図である。
【００２６】
図２において帯域管理手段５、通信経路接続要求受付可否判定手段６、および迂回経路候補登録手段７は、物理網と論理網から構成される通信網内の各ノードに設けられる。帯域管理手段５は、物理網内での自ノードから隣接ノードへの物理伝送リンクの帯域を、共用帯域と留保帯域とに分割して管理するものである。ここで留保帯域は、例えば音声や画像などのように即時性を必要とする通信のように、優先度の高い通信に使用させるための帯域であり、また共用帯域は通信の優先度に無関係に使用される帯域である。
【００２７】
通信経路接続要求受付可否判定手段６は、自ノードが発ノードとなる通信経路の接続要求に対して、その接続が要求された通信の優先度が低い時には前述の共用帯域のみを対象として、また優先度が高い時には共用帯域と留保帯域との合計を対象として、その接続要求に対する受付可否の判定を行うものである。
【００２８】
更に迂回経路候補登録手段７は、前述の自ノードが発ノードとなり、かつ接続要求に示された終端ノードまでの複数の通信経路、すなわち、迂回経路を含む複数の通信経路の候補をあらかじめ登録し、前述の通信経路接続要求に対する受け付け可否の判定に当たって、その通信経路候補を通信経路接続要求受付可否判定手段６に与えるものである。
【００２９】
図３は本発明の第３の目的を解決するための第３の実施例の原理ブロック図である。第３の目的は、前述のように通信容量の変更要求に応じて、ノード間に複数定義された通信経路のうちで容量変更要求を満足する通信経路を高速に選択可能とすることであり、図３はそのための通信網管理方式の原理ブロック図である。
【００３０】
図３において、情報パケット送出手段８は、物理網と論理網とから構成される通信網内の複数のノードのうちで、１つの通信経路の終点となるノード内に設けられ、また空き容量情報追加手段９はその通信経路上の各中継ノード内に設けられ、更に容量変化判定手段１０は通信経路の始点となるノード内に設けられる。
【００３１】
情報パケット送出手段８は、任意のノードを経由して設定されている通信経路と逆向きに、その通信経路の始点のノードに向かって、例えば定期的にその通信経路上での空き容量情報を伝えるための情報パケットを送出するものである。また空き容量情報追加手段９は通信経路の終点のノード、または隣接する中継ノードから受け取った情報パケットに、その終点のノード、または隣接する中継ノードに向かう通信経路における空き容量の情報を追加し、その通信経路と逆向きに通信経路の始点ノードに向かって、そのパケットを送出するものである。
【００３２】
更に容量変化判定手段１０は、その通信経路の終点のノードから各中継ノードを経由して送られてきた情報パケットの内容に基づいて、その通信経路の通信容量変更要求の受け入れの可否を判定するものであり、この容量変化判定手段１０の判定結果に応じて、通信容量変更要求に対して、その変更要求を満足する通信経路が選択される。
【００３３】
【作用】
第１の実施例においては物理網のトポロジは図１の物理網トポロジ設計手段１によって設計され、その容量は物理網容量設定手段３によって設定される。一方、論理網のトポロジは論理網トポロジ設計手段２によって設計され、その容量は論理網容量設定手段４によって設定される。その結果第１の実施例としての通信網設計方式は次の(1) 〜(3) の３つの特徴を持つ。
(1) まず、物理網設計と論理網設計を分離し、物理網はトラヒックの長期需要に合わせて設計し、また、論理網は実トラヒック要求に合わせて設計することによって、トラヒックの長期需要と一時的な要求にそれぞれ柔軟に対応でき、かつ、それらの変動に対してはそれぞれ物理網と論理網の再設計のみで対応できるため、網のトラヒック変動に対する柔軟性が高められるのみならず、網設計自体も簡単になる。
(2) 次に、物理網の設計をさらにそのトポロジと容量設計に分離し、トポロジはトラヒック条件に独立して設計し、その容量はトラヒック長期需要に合わせて設計することによって、物理網トポロジはトラヒック条件に影響されることなく安定な状態を保つことが出来るとともに、トラヒック長期需要の変化に対しては、物理網トポロジを変更することなく、その容量の再設計のみで対応できるため、より簡単な設計手順でそうしたトラヒック変動に網が迅速に対応することも可能となる。
(3) さらに、論理網の設計もそのトポロジと容量設計に分離し、トポロジはトラヒック条件に独立して先に設計し、その容量は実トラヒック要求量に合わせて随時に設計することによって、論理網トポロジはトラヒック条件およびその変動に影響されることなく安定な状態を保つことが出来るとともに、論理パスの設定要求または切替え要求に対しては、必ずしも複雑な経路選択制御を必要とせず、その容量の設計のみでも対応できるため、網はより簡単な設計手順でそうしたトラヒック変動に迅速に対応することも可能となる。
【００３４】
以上のように第１の実施例においては、物理網と論理網とで構成される通信網において、網のトポロジはトラヒック条件に独立して設計される。また網の容量はトラヒックの長期需要、または現実のトラヒック要求量に合わせて設定される。
【００３５】
第２の実施例においては、通信網のトポロジとしては例えば最も余裕のあるメッシュ構造が採用され、物理伝送コネクションの帯域が分割して管理される。また、迂回通信経路の選択に当たっては、選択可能な迂回経路の数に制限が加えられる限定迂回ルーティング方式が適用される。
【００３６】
端末からのデータに対しては、例えば流量監視部によって申告通りの流量であるか否かの監視を受けた後に、例えばセルフルーティングスイッチによって仮想パスリンクが決定され、出力回線バッファを経由して中継線に通信データが送出される。この間、仮想パスの宛先、通信速度、要求品質などのデータが端末から通信経路接続要求受付可否判定手段６に伝達され、通信経路接続要求受付可否判定手段６は帯域管理手段５のデータを参照して、その仮想パスが要求する通信品質を提供できる帯域があるか否かを判定し、その仮想パスの接続要求を受け付けるか否かを決定する。
【００３７】
第３の実施例においては、通信網内で定義されている各通信経路の終点のノードで情報パケットが定期的に作成され、各通信経路の始点のノードに向けて送り出される。各通信経路の中継ノードにおいては、例えば自ノードの識別子と、自ノードからの出力リンクのうちで該当する通信経路に属するリンクの空き容量情報をパケットに追加し、更に通信経路の始点のノードに向かって送り出す。通信経路の始点のノードでは、この情報パケットを受け取って自ノード内にある、例えば空き容量テーブルに書き込み、通信経路に対する容量変更の要求が発生した時、このテーブルの格納内容を用いて、宛先ノードまでの複数の通信経路の中から、例えば順番に空き容量を調べて容量変更が可能か否かを判定し、変更が可能と判定された経路を選択して、容量変更が行われる。
【００３８】
【実施例】
本発明の第１の目的、すなわち物理網と論理網とのトポロジと容量との独立設計を可能とする通信網設計方式の確立を実現する実施例を第１の実施例として説明する。
【００３９】
図４は第１の実施例における通信システムとしての必要機能とその相互関係を示す。
同図において、通信システムにおける必要機能は論理網１１と物理網１２、およびこれらの網の動作を制御するための制御網１３から構成される。論理網１１は論理網を構成する多数の仮想パス１４の両端に設けられ、通信端末などを収容する交換機１５によって構成される。また物理網１２は光ケーブルなどの物理伝送リンク１６、および物理伝送リンク１６の終端、または結合点としてのクロスコネクト１７から構成され、更に制御網１３は論理網１１、物理網１２を統合して制御するために、例えば地域的に設けられる複数の網設計管理センタ１８と、それらを結ぶ信号線によって構成されている。
【００４０】
論理網１１、および物理網１２を統合して制御するための網設計管理センタ１８の内部には、通信網のトラヒック条件に独立して物理網のトポロジを設計する物理網トポロジ設計部２１、同様にトラヒック条件に独立して論理網トポロジを設計する論理網トポロジ設計部２２、トラヒックの長期需要に基づいて物理網の容量を定める物理網容量設定部２３、および通信網における実際のトラヒック要求に基づいて論理網の容量を定める論理網容量設定部２４が設けられている。
【００４１】
そして物理網容量設定部２３にはトラヒック長期需要入力部２５とトラヒック長期需要変化検出部２７が接続され、トラヒック長期需要入力部２５から入力されるトラヒック長期需要に基づいて物理網容量設定部２３によって物理網容量の設定が行われる。ここでトラヒックの長期需要とは通信網を設計するにあたりユーザから与えられる要求条件に相当し、いわゆる網構築の長期計画において指定される値であり、具体的には１０年、あるいは１５年先のトラヒック需要を見込んだ大ざっぱな予測によって設定される。例えば１０年後にノードＡとノードＢの間の通信のトラヒック量が５０アーランであり、通信速度のピーク値は１５０Ｍｂ／ｓであり、サービス要求品質としての呼損率は例えば１０-3以下であるという予測が立てられた場合に、それらの値に応じてトラヒックの長期需要が設定される。
【００４２】
トラヒック長期需要の変化はトラヒック長期需要変化検出部２７によって検出され、その変化量がある規定値を越えた場合に物理網容量設定部２３に対して物理網容量の再設定が要求される。このトラヒック長期需要の変化検出は、例えば半年毎に物理伝送路の利用率を検出することによって行われる。物理網容量設定部２３によって設定された伝送路の容量は網設計管理センタ１８内部のメモリに記憶され、また論理網容量設定部２４によって設定された仮想パスの容量も同様にメモリに記憶されているために、例えば半年毎の一定周期で仮想パス収容による物理伝送路の使用帯域を検出し、それを物理伝送路の容量で割ることにより、物理伝送路の利用率が求められる。
【００４３】
論理網容量設定部２４には実トラヒック要求入力部２６と実トラヒック要求変動検出部２８が接続され、実トラヒック要求入力部２６から入力される現実のトラヒック要求に基づいて論理網容量が設定される。ここで実トラヒック要求とは一日、または半日というようなタイムスケール内でのトラヒック要求量や、ユーザから呼接続要求時にコールバイコールに出されるトラヒック要求量のことであり、具体的には呼の発呼時にユーザから網に申告されるトラヒック呼量、通信速度のピークとその平均値、呼損率のような呼の品質、セル廃棄率、およびセル遅延時間のようなセルレベルの通信品質などに相当する。
【００４４】
実トラヒック要求変動検出部２８による検出は前述の呼損率、セル廃棄率、またはセル遅延時間などの監視を実際に行うことによって実行されるが、その詳細については後述する。これらの呼損率、セル廃棄率、またはセル遅延時間が規定値を上回る時には、論理網容量設定部２４によって論理網容量の再設定が行われる。
【００４５】
図５は通信網の具体例としての非同期転送モード（ＡＴＭ）網における機能配備を、図４と対応させて示したものである。図５において、端末３０から仮想チャネル識別子（ＶＣＩ）、および仮想パス識別子（ＶＰＩ）が付加されてＡＴＭ交換機１５に入力されたＡＴＭセルは、物理網および論理網を構成する伝送路、クロスコネクトを介して受信側の端末３０が接続されたＡＴＭ交換機１５に送られ、受信側の端末３０に出力される。仮想パスに対する終端機能はＡＴＭ交換機１５に対応して設けられ、これらの終端機能の間のパスにおいては、ＡＴＭセルが仮想パス識別子（ＶＰＩ）によって識別されて伝送される。ＡＴＭ交換機、およびＡＴＭクロスコネクト１７を制御するネットワークオペレーションシステム１８は、図４における網設計管理センタ１８と同じものである。
【００４６】
図６は物理網と論理網におけるコネクションとリンクの概念、およびＡＴＭ網との対応の説明図である。同図(a) は物理網と論理網におけるコネクションとリンクの概念を示し、論理網における仮想パスコネクションは複数の仮想パスリンクの接続によって構成され、また物理網においては論理網における仮想パスリンクに対応する物理伝送パスコネクションは複数の物理伝送リンクの接続によって構成される。
【００４７】
図６(b) はＡＴＭ網の基本構造を示す。ＡＴＭレイヤでは、ユーザ端末ＴＥ相互間は仮想チャネル（ＶＣ）コネクションとして複数のＶＣリンクの接続によって構成され、図５で示したＡＴＭ交換機相互間の仮想パス（ＶＰ）コネクションは複数のＶＰリンクの接続によって構成される。一方、物理レイヤにおいては、ＡＴＭレイヤにおけるＶＰコネクション内のＡＴＭクロスコネクト間の物理伝送パスコネクションが複数の物理伝送リンクの接続によって構成される。
【００４８】
本発明で扱われる論理網は、物理伝送路網上に構築されるものであり、その経路は物理的な番号によって識別され、その容量はパラメータによって仮想的に割り当てられる論理的なネットワークであり、ＡＴＭ網のＡＴＭレイヤにおけるＶＣ／ＶＰ網に相当する。一方、物理網は伝送パスに相当し、物理レイヤにあたる。
【００４９】
図７はネットワークオペレーションセンタ（網設計管理センタ）の実施例の構成ブロック図である。同図においてネットワークオペレーションセンタは回線設計部３１、回線制御部３２、交換機またはクロスコネクトから入力される信号を処理する信号処理部３３、交換機またはクロスコネクトに出力する信号を処理する信号処理部３４、トラヒックの長期需要に関するデータを格納するデータベース３５、および主としてトラヒックの短期需要に関するデータを格納するデータベース３６から構成されている。
【００５０】
データベース３５には、ユーザから直接に、および交換機またはＸＣから信号処理部３３を介して与えられるトラヒック長期需要に関するデータに加えて、例えば物理網におけるクロスコネクトに対応するノードの数やノード間の距離が格納され、データベース３６にはトラヒックの短期需要、すなわち通信網における実トラヒック要求に加えて、長期需要の変化を示す物理伝送路容量利用率、短期需要の変動を示す呼損率、セル廃棄率、およびセル遅延時間の測定値などが格納されている。
【００５１】
回線設計部３１は、データベース３５の格納内容などに応じて物理網トポロジ設計アルゴリズムを実行するＣＰＵ▲１▼４１（図４の物理網トポロジ設計部２１に相当）、物理網容量設計アルゴリズムを実行するＣＰＵ▲３▼４３（物理網容量設定部２３に相当）、トラヒック条件と独立して論理網を設計する論理網トポロジ設計アルゴリズムを実行するＣＰＵ▲２▼４２（論理網トポロジ設計部２２に相当）、およびデータベース３６に格納されているトラヒック短期需要などを用いて論理網容量設計アルゴリズムを実行するＣＰＵ▲４▼４４によって構成されている。
【００５２】
更に回線制御部３２は、物理網および論理網の設計結果と再設計判定基準を格納するデータベース４５、データベース３６が出力する長期需要の変化を示す物理伝送路容量利用率、短期需要の変動を示す呼損率、セル廃棄率、およびセル遅延時間の測定値とデータベース４５内の設計結果とを比較する比較回路４６、比較回路４６の出力をデータベース４５内の再設計判定基準と比較して再設計要求が必要か否かを判定する判定回路４７、および判定回路４７の出力に応じて再設計要求信号を発生する回路４８から構成されている。
【００５３】
図８は本発明における網設計方式の全体処理フローチャートである。同図において、まずステップ（Ｓ）１においてトラヒック条件に独立して論理網のトポロジが設計される。この論理網トポロジは、最も一般的な場合には全てのノード間が結合されるメッシュ状のトポロジであるが、特定の２つのノード間に通信が行われないことがはっきりしている場合にはそのノード間の結合は当然省略される。
【００５４】
続いて、Ｓ２で、図４における物理網１２内のクロスコネクト１７の数としてのノード数とノード間距離とに基づいて、トラヒック条件に独立して物理網トポロジが設計される。続いてこの物理網トポロジの設計について詳細に説明する。
【００５５】
図９はＳ２における物理網トポロジ設計処理の詳細フローチャートである。同図においてまずＳ１０において、クロスコネクトとしてのノード数Ｎ、各ノード間の距離Ｌij、および各クロスコネクトが収容できる最大伝送リンク数Ｍが入力され、Ｓ１１でノード数がＮ、リンク数がＮ−１であるような網トポロジの組み合わせが抽出される。このＳ１１以降の処理について図１０、図１１を用いて説明する。
【００５６】
図１０は４つのノードによって構成される４点ノード網における物理網トポロジの例である。同図はノード数Ｎが４、リンク数Ｎ−１＝３であるような網トポロジの２種類を示している。
【００５７】
これに対して、図１１は６点ノード網としての物理網の３種類の網トポロジを示し、ここではノード数が６であるためにリンク数が５本の網トポロジが示されている。
【００５８】
図９のＳ１２で、各クロスコネクトが収容できる最大伝送リンク数Ｍを越えたクロスコネクトが存在する網トポロジがＳ１１で抽出された組み合わせの中から除去される。Ｍ、すなわち１つのクロスコネクトが収容できる最大伝送リンク数を‘３’とすれば、図１１(b) に示すスター型の網トポロジは６点ノード網に対する網トポロジから除去される。
【００５９】
続いてＳ１３で、すでに図８のＳ１で設計された論理網トポロジに対応して仮想パス（ＶＰ）リンク数の総和が計算される。ここでは簡単のために、Ｓ１においてメッシュ状の論理網が張られたものと仮定し、図１０、図１１における各ノード間のＶＰコネクションを構成するＶＰリンク数の総和の計算について説明する。
【００６０】
ＶＰリンクとはある２つのノード間のＶＰコネクションを構成する、一般に複数のリンク（両端にノードを持つリンク）を意味し、例えば図１０(a) のノードＢとＤの間のＶＰコネクション上でのＶＰリンクはＢＡ間、ＡＣ間、およびＣＤ間の３本となる。そこでまずノードＡを基準として考え、ＡＢ間のＶＰリンク数は１本、ＡＣ間は１本、ＡＤ間は２本となる。次にノードＢを基準として考えると、すでにＢＡ間はノードＡを基準として考えた時にＡＢ間としてカウントされているので、このＶＰコネクションに対してはリンク数をカウントせず、ＢＣ間のコネクションに対して２本、ＢＤ間のコネクションに対して３本となる。更にＣを基準として考えると、ＣＤ間のコネクションに対してリンク数は１本となり、図１０(a) におけるＶＰリンク数の総和は１０本となる。これに対して図１０(b) に対してはＶＰリンク数の総和は９本となる。
【００６１】
図９のＳ１３でＶＰリンク数の総和の計算が終了すると、Ｓ１４でその総和が最小となるような網トポロジがＳ１１で抽出された組み合わせの中から選択される。図１０においては(b) のスター型が選択され、図１１においては(c) のスター型の結合の網トポロジが選択される。
【００６２】
続いてＳ１５において実際の網トポロジにおけるノードの配置が決定される。例えば図１１において(c) に示すスター型の結合がＳ１４において選択されたが、物理網としての物理伝送リンクの総距離はスター型の頂点としてのノードＡ、およびＤの位置に他のノード、例えばＢやＣがきた場合には異なってくるので、その総距離が最小となるような実際のノード配置が選択される。図１２はその総距離最小の網トポロジ選択処理のフローチャートである。
【００６３】
図１２においてまずＳ１６で物理網トポロジの候補とノード間の距離Ｌijが入力され、Ｓ１７でノードｉとｊの間に直通リンクが存在する時にαijの値が‘１’、直通リンクが存在しない時に‘０’とされ、Ｓ１８でαijとノード間距離Ｌijとの積の総和が物理伝送リンクの総距離として算出され、Ｓ１９でその総和が最小になるような候補が選択される。
【００６４】
例えば図１０において(b) のスター型の網トポロジに対して物理伝送リンクの総距離が計算される。図１３は図１０における各ノード間の距離Ｌijを示す。図に示すようにノードＡを上位ノードとする場合にはαijの値はＡＢ間、ＡＣ間、およびＡＤ間に対して‘１’、ＢＣ間、ＢＤ間、およびＣＤ間に対して‘０’となり、物理伝送リンクの総距離は１１キロメートルとなる。同様にノードＢ，ＣまたはＤを上位ノードにする場合には、総距離はそれぞれ２４、２０、または１５キロメートルとなる。このため、ノードＡを上位ノードとする図１０(b) に示すトポロジがＳ１９において選択される。
【００６５】
以上で図８におけるＳ２の処理、すなわち物理網トポロジの設計が終了し、これに続いてＳ３で、設計された物理網内の物理伝送路上に論理網トポロジに対応して容量‘０’の仮想パス網の設定が行われる。
【００６６】
Ｓ３における容量‘０’の仮想パス網の設定について図１４を用いて説明する。図１４はノード内に設けられるルーティングテーブルの格納内容の例である。容量‘０’の仮想パスを設定するということは、通信要求のあるノード間に仮想パスの経路のみを規定し、規定された経路に対しては容量の割り付けを行わないこと、すなわち容量として‘０’を割り付けることを意味する。図１４のルーティングテーブルにおいては、通信要求のある他のノードへの仮想パスの終点としての宛先ノード番号と、その仮想パスの識別番号と、その仮想パス上での次のノードの番号とによって経路が指定され、割り付けられる仮想パス容量は‘０’のままとされている。通信要求に対応するパケットが到着した時には、交換機内のヘッダ読取り装置によってパケットの宛先ノード番号を読み取り、このルーティングテーブルを参照することにより、パケットが経由すべき経路が選択され、その経路にパケットが送出される。
【００６７】
図８のＳ３で論理網トポロジに対応して物理伝送路上に容量‘０’の仮想パス網が設定された後に、Ｓ４でトラヒックの長期需要に基づいて物理伝送路容量の設計が行われる。この物理伝送路容量の設計について図１０(b) に示す物理網トポロジに対応して図１５、図１６を用いて説明する。図１５は単一メディアからのトラヒック長期需要に対応する物理伝送リンクの所要帯域を示し、また図１６はマルチメディアからのトラヒック長期需要に対応する所要帯域を示す。
【００６８】
図１５に示す単一メディアの場合には、通信要求としてのノード間の呼量、ピーク帯域、および要求品質としての呼損率の値に対応して所要帯域が決定される。すなわち、
【００６９】
【数１】
0003672341.tif 000002
【００７０】
に示されるアーランＢ式を用いて所要帯域が決定される。具体的には、トラヒック呼量ａに対して、サービス要求品質としての呼損率Ｂが満足されるように先の(1) 式に基づいて所要回線数ｓが計算され、その計算結果に通信速度のピーク帯域を乗じた結果が必要な物理伝送路帯域となる。ここで、
ａijはノードｉとノードｊ間に通信するトラヒック呼量の長期需要値、
Ｂijはノードｉとノードｊ間に通信するトラヒックの許容呼損率、
ｓijはノードｉとノードｊ間のトラヒックを収容するために必要な回線数である。
【００７１】
なお、この(1) 式は文献：秋丸春夫、Ｒ．Ｂ．クーパー通信トラヒック工学、丸善１９８５から引用したものである。
(1) 式を用いて計算された所要帯域は図１５の最も右側の欄に示されている。そこで例えばノードＡとＢの間の物理伝送路容量はＡＢ間、ＢＣ間、およびＢＤ間の所要リンク帯域の総和として与えられ、２７８Ｍｂ／ｓとなり、同様にノードＡとＣの間の物理伝送路容量は２１８Ｍｂ／ｓとなり、ノードＡとＤの間の物理伝送路容量は３２０Ｍｂ／ｓとなる。
【００７２】
図１６に示すマルチメディアの場合には、上述のアーランＢ式の代わりに同一文献内の多元トラヒックモデルの解析結果を適用して、所要物理伝送路容量を決定することができる。例えば各ノード間で６４Ｋｂ／ｓのピーク速度を要求するメディア１と、ノード間でのピーク速度の要求値が異なるメディア２が混在する場合に、図１６に示されるそれぞれのトラヒックの呼量、サービス要求品質を同時に満たすように、下記の(2) および(3) 式を用いて所要回線数ｓijを求めることができる。
【００７３】
【数２】
0003672341.tif 000003
【００７４】
【数３】
0003672341.tif 000004
【００７５】
ここでｓijは６４Ｋｂ／ｓのチャネルを１とした場合の全所要チャネル数であり、よってｓij×６４Ｋｂ／ｓは条件を満たすために必要な物理伝送リンクの帯域となる。その計算結果は図１６の最も右側の欄に示されており、ノードＡとＢの間の物理伝送路容量は９０．８＋９３．５＋１０２．３＝２８６．６Ｍｂ／ｓとなり、またノードＡとＣの間の容量は２１７．２Ｍｂ／ｓ、ノードＡとＤ間の容量は１９９．６Ｍｂ／ｓとなる。
【００７６】
図８のＳ４での物理伝送路容量の設計が終了すると、Ｓ５で実際のトラヒック要求、すなわち前述の呼量、呼損率、セル廃棄率、セル遅延時間などに基づいて仮想パスの容量が算出され、物理伝送路上に割り付けられる。仮想パス容量の算出には仮想帯域算出法（文献：Ｍｉｙａｏ  Ｙ．“A Dimension Scheme in ATM Networks”，Network '92 pp.171-176、1992）が用いられる。
【００７７】
そしてＳ６でその実トラヒック要求の変動が監視され、Ｓ７で実トラヒック変動量が規定値を越えたか否かが判定され、越えたと判定された時にはＳ５以降の処理が繰り返される。
【００７８】
Ｓ６における実トラヒック要求の変動の監視は、図７で説明したようにデータベース３６に格納された呼損率、セル廃棄率、またはセル遅延時間の測定値に基づいて行われ、変動量が規定値を越えたか否かが回線制御部３２内の比較回路４６、および判定回路４７によって判定される。そこでデータベース３６に格納される呼損率、セル廃棄率、セル遅延時間などの検出方法について次に説明する。
【００７９】
図１７は呼損率の検出を行うためのＡＴＭ交換機の機能配備図であり、図１８は呼損率検出処理のフローチャートである。図１７において、ＡＴＭ交換機はその主要構成部としての自己ルーティングスイッチ５１、自己ルーティングスイッチ５１におけるルーティングを制御するためのルーティングテーブル５２、端末５３から入力されるＡＴＭセルの流量を監視する流量監視部５４、自己ルーティングスイッチ５１から中継系に対してＡＴＭセルを出力するための出力回線バッファ５５、通信網における呼の受付を制御する呼受付制御部５６から構成され、呼受付制御部５６は網内トラヒック管理部５７によって制御される。そして端末５３からの呼接続要求が発生するたびにその回数を計数する計数部（カウント）▲１▼５８、出力回線バッファ５５側で呼接続要求が拒否されるたびにその回数を計数する計数部（カウント）▲２▼５９が備えられ、計数部▲１▼には呼接続要求の総数が記録され、また計数部▲２▼には伝送路の容量不足のために接続できなかった呼の数が記録される。
【００８０】
図１８のフローチャートにおいて、まずＳ２１で２つの計数部のカウント▲１▼と▲２▼の値がクリアされ、Ｓ２２で呼接続要求が発生すると、Ｓ２３でカウント▲１▼の値が歩進され、Ｓ２４とＳ２５でその呼が仮想パス上に収容できるか否かが判定され、収容できない時にはＳ２６でカウント▲２▼の値が歩進された後に、また収容できる場合にはカウント▲２▼の値を歩進することなく、Ｓ２７で呼損率の値が計算され、Ｓ２２以降の処理が繰り返される。ここでＳ２７での呼損率は、カウント▲２▼の値を、カウント▲１▼とカウント▲２▼の値の和で割ることによって計算される。
【００８１】
セル廃棄率の検出は呼損率の検出と同様に行うことができる。またセル遅延時間の検出は、各交換機においてそれぞれのセルの遅延時間を検出し、その検出結果を網設計管理センタに信号チャネルを通じて送り、そこで平均をとって判定することができる。これを例えば５分間毎というように一定周期で行うことによりセル遅延時間の検出が行われる。
【００８２】
更に以上のように実トラヒックに対する測定結果として検出を行う方法の他に、申告されたパラメータに基づいて網設計管理センタで呼損率、セル廃棄率、またはセル遅延時間を算出するためのプログラムを一定時間間隔で起動させ、これらの値を算出して、その算出結果に基づいて論理網容量の再設定を行うか否かの判定に用いることも可能である。
【００８３】
図８のＳ７で実トラヒックの変動量が規定値を越えていない場合には、Ｓ８でトラヒック長期需要の変化が監視され、Ｓ９でトラヒック長期需要の変化量が規定値を越えたか否かが判定され、規定値を越えた場合にはＳ４以降の処理が繰り返され、規定値を越えない場合はＳ６（実トラヒック要求変動の監視）以降の処理が繰り返される。
【００８４】
Ｓ９でトラヒック長期需要の変化量が規定値を越えた場合は、物理伝送路容量の再設計が行われるが、この再設計は例えばユーザがＮＴＴなどのキャリアからシンクロナスディジタルハイアラーキ（ＳＤＨ）伝送路を借りて公衆網上に仮想専用網（バーチャルプライベートネットワーク）を構築している場合には、借りている伝送路の容量を変更することにより物理伝送路容量の変更が行われる。極端な場合としては実際の物理伝送路としての光ケーブルの増設を行わなければならないような場合も考えられないわけではないので、図７で説明したように回線制御部３２は再設計要求信号を発生するのみに止め、実際に再設計を行うかどうかは別途に判断することができる。
【００８５】
図８のＳ５で算出された仮想パス容量を物理伝送路上に実際に割り付ける場合には、各加入者交換機に備えられているポリシング機能装置、すなわちユーセージパラメータコントロール（ＵＰＣ）のパラメータの設定および変更によって割り付けが行われる。図１９はこのＵＰＣ機能の実現法の説明図である。
【００８６】
このＵＰＣ機能は、図１７において説明した流量監視部５４によって自己ルーティングスイッチに流れ込むトラヒック量が申告されたウインドウサイズの中に入っているか否かをチェックすることにより実現される。すなわちＡＴＭ交換機の入口側で呼接続要求が発生した時、図１９に示したウインドウサイズＴの区間内にいくつのセルが流入するかによって、トラヒック量のコントロールが行われる。例えばユーザの申告した通信速度のピークレートによればウインドウ内に最大４セルしか入れないとすると、図１９に示すようにそのウインドウ内に５個のセルが検出された場合には違反と判断される。このウインドウサイズを適当に選ぶことにより、仮想パスの通信帯域を規定することができる。仮想パスの容量を変更する時にはこのウインドウサイズを変更すればよい。
【００８７】
次に本発明の第２の目的、すなわち通信相手側のノードへの仮想パスとして、一定の条件に適合する迂回パスの使用を許す場合に、仮想パスの接続要求に対する呼損率を許容範囲内におさえながら、かつ迂回パスの探索に要する時間を短縮する目的を達成するための通信網管理方式を第２の実施例として説明する。
【００８８】
この第２の実施例では、前述のように物理伝送リンクの帯域を共用帯域と留保帯域とに分割して管理する帯域分割管理方式と、仮想パスの接続要求に対してあらかじめ指定されたパス、例えば直通パスがビジーである場合に、選択可能な迂回パスの数が制限される限定迂回ルーティング方式が適用される。また第２の実施例では、簡単のため通信網はメッシュ状の構造を持つものとする。
【００８９】
図２０は、第２の実施例に対応して、端末も含めて描いた通信ノードのブロック図である。
図２０において、６１は通信ノード、６２は端末である。又、６３は帯域管理部、６４は受付可否判定部、６５は流量監視部、６６はセルフ・ルーティング・スイッチ、６７は出力回線バッファ、６８はルーティング・テーブル、６９は選択部である。
【００９０】
端末からの情報は、流量監視部６５によって申告通りであることの監視を受けた後、セルフ・ルーティング・スイッチ６６によって仮想パスリンクを決定され、出力回線バッファ６７を経由して中継線に送り出される。この間、仮想パスの宛先、通信速度、要求品質などの設定情報が端末６２から受付可否判定部６４に伝達され、受付可否判定部６４は帯域管理部６３のデータを参照して仮想パスが要求する品質を提供できる帯域があるか否かを判定し、仮想パスを受け付けるか否かを決定する。また、選択部６９は、図２の迂回経路候補登録手段７を構成し、選択された候補をルーティング・テーブル６８に出力する。
【００９１】
図２１は、本発明の第２の実施例における帯域分割管理方式の概念を示す図である。
図２１においては、メッシュ構造を採用する上位の通信ノード（Ａ〜Ｅ）が５個あり、各通信ノードに３個（例えばＡ１〜Ａ３）の下位の通信ノードがスター状に接続されている通信網を例として示している。そして、各伝送リンクの帯域を共用帯域と留保帯域に分割して管理している。
【００９２】
第２の実施例においては、帯域管理部６３が各々の伝送リンクの帯域を共用帯域と留保帯域に分割して管理しており、優先度が低い仮想パスの接続要求に対しては、受付可否判定部６４が共用帯域のみで受け付け可否を判定し、優先度が高い仮想パスの接続要求に対しては共用帯域と留保帯域全体で受け付け可否を判定する。従って、優先度が低い仮想パスの接続要求に対して共用帯域が不足しているために受け付けが拒否される場合にも、優先度が高い仮想パスの接続要求に対しては共用帯域と留保帯域の双方の空きで受け付け可否が判定されるので、優先度が高い仮想パスを受け付けることが可能な場合がありうる。これによって、仮想パスが要求しているサービス品質にマッチして伝送パスコネクションを割り付けることが可能になると共に網効率の低下を防ぐことができる。
【００９３】
図２２は、第２の実施例における限定迂回ルーティングの概念を示す図である。
図２２においても、メッシュ構造を採用する上位の通信ノードが５個あり、各通信ノードに３個の下位の通信ノードがスター状に接続されている通信網を例として、帯域分割管理方式の概念と共に示している。そして、例えば通信ノードＡの選択部６９は、通信ノードＡと通信ノードＣを接続するパスコネクションとして、所定のパスコネクションとして直通のパスコネクションを考え、迂回のパスコネクションとしては、多数ある中からＡ−Ｂ−Ｃ，Ａ−Ｂ−Ｅ−Ｃ、Ａ−Ｄ−Ｃを選択して登録している。
【００９４】
第２の実施例においては、図２２の例を用いると、選択部６９は直通伝送パスコネクションの他に迂回ルーティングを検討する対象を３個に限定して登録しており、既定の順番で迂回のパスコネクションを選択し、帯域管理部６３のデータを参照して受付可否判定部６４が仮想パスの受け付け可否を判定する。迂回のパスコネクションを準備しているので、所定の伝送リンクがビジーであっても所要の通信ノード間を接続することができる可能性が高くなり、呼損率を低下させること、即ち網効率を向上させることができる。ここで、前述の帯域分割管理方式を併用することによって、更に、仮想パスが要求する品質にマッチしてパスコネクションを割り付けることが可能になる。しかも、迂回を許容するパスコネクションの数を限定しているので、通信網が大規模化しても、パスコネクションを選択して受け付け可否を判定するのに必要な時間を適切な範囲におさめることができる。
【００９５】
図２３は、図２０における帯域管理部６３が保有する帯域管理テーブルの例である。
図２３において、リンク番号は当該通信ノードの出力側の物理伝送リンクに付した番号、全帯域容量は当該リンクの全ての伝送容量、留保帯域容量は優先度が高い仮想パスのみの受付可否を判定する対象となる伝送容量である。従って、全帯域容量から留保帯域容量を差し引いた残りが共用帯域容量になる。そして、使用中の帯域容量を共用帯域と留保帯域とに分割して把握しているので、使用可能な帯域も共用帯域と留保帯域とに分割して把握できる。
【００９６】
尚、図２０においては、帯域管理部６３を通信ノードに設ける構成を示しているが、帯域管理部６３を網管理センタに集中的に設けても、同様な機能を実現することができる。
【００９７】
受付可否判定部６４は、帯域管理部６３帯域管理テーブルにある使用可能な帯域と仮想パスが要求する帯域との大小を比較して、仮想パスを受け付けるか否かを判定する。
【００９８】
図２４と図２５は、受付可否判定部６４の動作を説明するフローチャートで、図２４は迂回を許さない場合、図２５は迂回を許す場合を示す。
まず、迂回を許さない場合には下記のように動作する（図２４）。
【００９９】
Ｓ３０：仮想パスの接続要求が発生した場合、ユーザからの申告値（呼量、通信速度の平均値とピーク値、サービス要求品質など）を取り込む。
Ｓ３１：これらの申告値に基づいて、所定の計算アルゴリズムによって、要求されたサービス品質が満たされるために必要な仮想パス容量を算出する。
【０１００】
Ｓ３２：接続要求されている仮想パスの優先度、所要帯域を取り込む。
Ｓ３３：優先度を判定する。
Ｓ３４：優先度が高い場合には、共用帯域と留保帯域の空き容量と所要帯域とを比較する。
【０１０１】
Ｓ３５：空き容量が大きい場合には接続要求を受け付けて処理終了。
Ｓ３６：空き容量が少ない場合には接続要求を受け付けないで処理終了。
Ｓ３７：優先度が低い場合には、共用帯域の空き容量と所要帯域とを比較する。
【０１０２】
Ｓ３５：空き容量が大きい場合には接続要求を受け付けて処理終了。
Ｓ３６：空き容量が少ない場合には接続要求を受け付けないで処理終了。
ここで、優先度が高い仮想パスとは、例えば音声や画像トラヒックを収容する即時性を必要とする仮想パスや、発ノードから着ノードまでの通信経路を構成する物理伝送リンク数が多い仮想パスのことを指し、優先度が低い仮想パスとは、例えばデータトラヒックを収容する仮想パスのように即時性がさほど問題にならなかったり、上位レイヤで再送プロトコルを持つような仮想パスや、発ノードから着ノードまでの通信経路を構成する物理伝送リンク数が少ない仮想パスのことを指す。
【０１０３】
尚、所要帯域の算出は、例えば、Miyao Y.,“A Dimension Scheme in ATM Networks", Network'92, pp.171-176, 1992 によって行う。
次に、迂回を許す場合は下記のように動作する（図２５）。
【０１０４】
Ｓ３８：仮想パスの接続要求が発生した場合、ユーザからの申告値（呼量、通信速度の平均値とピーク値、サービス要求品質など）を取り込む。
Ｓ３９：これらの申告値に基づいて、所定の計算アルゴリズムによって、要求されたサービス品質が満たされるために必要な仮想パス容量を算出する。
【０１０５】
Ｓ４０：接続要求されている仮想パスの優先度、所要帯域を取り込む。
Ｓ４１：カウンタをｉ＝１にセットする。
Ｓ４２：帯域管理部６３から、ｉ番の迂回経路の状況を読み出す。
【０１０６】
Ｓ４３：優先度を判定する。
Ｓ４４：優先度が高い場合には、共用帯域と留保帯域の空き容量と所要帯域とを比較する。
【０１０７】
Ｓ４５：空き容量が大きい場合には接続要求を受け付けて処理終了。
Ｓ４６：空き容量が少ない場合にはカウンタを歩進させる。
Ｓ４７：カウンタ値が所定の値ｉmax を超えていたら接続を拒否して（Ｓ４８）処理を終了する。超えていない時にはＳ４２に戻る。
【０１０８】
Ｓ４９：優先度が低い場合には、共用帯域の空き容量と所要帯域とを比較する。
Ｓ４５：空き容量が大きい場合には接続要求を受け付けて処理終了。
【０１０９】
Ｓ４６：空き容量が少ない場合にはカウンタを歩進させて、Ｓ４７に移行する。
このようにして、あらかじめ決めている迂回経路について受け付け可能か否かの判定を繰り返し、決めている全ての迂回経路について受け付け不可能な場合には、受け付けを拒否する。
【０１１０】
以上においては、受け付け可否の判定を行う迂回経路が既に決定されているものとして、迂回経路の選択方法には無関係に受け付け可否の判定手順について説明した。以下においては、迂回経路の選択方法について説明する。
【０１１１】
図２０における伝送パスコネクションの選択方法として選択部６９が第１の選択方法を適用する場合には、次の手順で伝送パスコネクション候補を選択する。先ず、発ノードから着ノードまでの通り得る全ての伝送パスコネクションを見出す。図２２におけるように、５個の上位の通信ノードをメッシュに接続する場合には１６通りの通信経路があるが、この中から無条件に所定数の伝送パスコネクション候補を選択し、各ノードに設けられているルーティング・テーブル６８に、迂回の可能性を判定する順番を決めて書き込んでおく。そして、所定の伝送パスコネクションが受け付け不可能になった場合には既定の順番で伝送パスコネクションを選択し、受付可否判定部６４が帯域管理部６３が持っている該伝送パスコネクションのデータを参照して迂回を試みる。今、通信ノードＡとＣの間での通信要求があったとして、図２２のようにＡ−Ｂ−Ｃ、Ａ−Ｄ−Ｃ、Ａ−Ｂ−Ｅ−Ｃを伝送パスコネクション候補に選択し、選択する順序も上記の順としておき、Ａ−Ｃ直通の伝送パスコネクションで受け付け不可能だった場合に上記の順に伝送パスコネクションを選択して受け付け可否を判定する。そして、３つの伝送パスコネクションとも受け付け不可能な場合には受け付けを拒否する。
【０１１２】
図２０における伝送パスコネクションの選択方法として第２の選択方法を適用する場合には、発ノードから着ノードまでの通り得る全ての伝送パスコネクションの中から、物理伝送距離が短い順に所定数の伝送パスコネクション候補を選択して、各ノードに設けられているルーティング・テーブルに書き込んでおく。物理伝送距離が短い順に通信経路を選択する方法として、ノード間の連結関係とノード間の距離を入力して、Ｄｉｊｋｓｔｒａ（ダイクトスラ）のアルゴリズムによって選択する方法がある。Ｄｉｊｋｓｔｒａのアルゴリズムについては、八星監訳：データネットワーク，pp.384-387，オーム社がある。今、各ノード間の距離が図２６のように与えられた場合、Ｄｉｊｋｓｔｒａのアルゴリズムによって、Ａ−Ｃ直通ルート（５Ｋｍ）の次に物理伝送距離が短い伝送パスコネクションは、図２７に示すＡ−Ｅ−Ｃ（７Ｋｍ）、Ａ−Ｄ−Ｃ（８Ｋｍ）、Ａ−Ｅ−Ｄ−Ｃ（９Ｋｍ）であることが判る。従って、この３つの伝送パスコネクションをノードＡのルーティング・テーブル６８に書き込んでおき、Ａ−Ｃ直通ルートが受け付け不可能な場合には、上記３つの伝送パスコネクションを物理伝送距離が短い順に選択して受付可否判定部６４において受け付け可否を判定する。そして、３つの伝送パスコネクションとも受け付け不可能な場合には受付を拒否する。
【０１１３】
このように、伝送パスコネクションを物理伝送距離の順に選択するのは、通信網における伝播遅延時間が少ない順に選択することに通ずる。
図２０における伝送パスコネクションの選択方法として第３の選択方法を適用する場合には、発ノードから着ノードまでの通り得る全ての伝送パスコネクションの中から、伝送パスコネクションを構成する物理伝送リンク数が少ない順に所定数の伝送パスコネクションを選択する。
【０１１４】
さて、この場合には、ノード間の伝送距離を仮想的に一律１としてＤｉｊｋｓｔｒａのアルゴリズムを適用すれば、物理伝送リンク数が少ない順に伝送パスコネクションを選択できる。尚、物理伝送リンク数が同数の場合には、物理伝送距離が短い順に選択する。このようにすれば、通信ノードＡとＣの間で、Ａ−Ｃ直通ルート以外の物理伝送リンク数が少ない伝送パスコネクションは、図２８に示すＡ−Ｅ−Ｃ（２リンク、７Ｋｍ）、Ａ−Ｄ−Ｃ（２リンク、８Ｋｍ）、Ａ−Ｂ−Ｃ（２リンク、２０Ｋｍ）であることが判る。従って、この３つの伝送パスコネクションをノードＡのルーティング・テーブル６８に書き込んでおき、Ａ−Ｃ直通ルートが受け付け不可能な場合には、上記３つの伝送パスコネクションを上記の順に選択して受付可否判定部６４において受け付け可否を判定する。そして、３つの伝送パスコネクションとも受け付け不可能な場合には受け付けを拒否する。
【０１１５】
このように、物理伝送リンク数が少ない順に伝送パスコネクションを選択するのは、通信網内で生ずる接続制御の総量を少なくすることに通ずる。
続いて本発明の第３の実施例について説明する。第３の実施例は、前述のように本発明の第３の目的を解決するためのものである。第３の目的は、物理網と論理網とによって構成される通信網内の任意のノード間に、迂回経路を含めた複数の通信経路が設定されている場合に、通信容量の変更要求に対応して、これらの複数の通信経路のうちで容量変更要求を満足する通信経路の選択を高速に行うことである。従って、第２の実施例と同様に、通信網内の任意のノード間には複数の通信経路、例えば論理パスが設定されているものとして、第３の実施例を説明する。
【０１１６】
図２９は第３の実施例において、通信経路の空き容量を通知するための情報パケットの説明図である。同図において○印はノードを表わす。ここでノード２からノード１、６を経由して、ノード５に至る通信経路が設定されているものとする。この場合には、この通信経路の終点のノード５において、図３０に示すフォーマットのパケットが作成される。
【０１１７】
図３０は一般的なラベル多重通信網における情報パケットのフォーマットの例である。図２９の通信経路の終点ノード５において、この通信経路の識別子であるルートＩＤと、この情報パケットの識別子である情報パケットＩＤと、経路の終点ノードであるノード５の識別子であるノード５ＩＤとがパケットの先頭に格納され、その情報パケットはノード６に対して送り出される。
【０１１８】
ノード６では、この通信経路を構成する１つのリンクであるノード６からノード５に向かう出力リンクの空き容量と、ノード６の識別子とをパケットに追加した後、そのパケットを再びノード１に向けて送り出す。同様にして、通信経路の中継ノードにおいて、それぞれの出力リンクの空き容量とノードの識別子が追加され、最終的に情報パケットは通信経路の始点のノード２に到達する。始点のノード２では、後述するようにこの情報パケットの内容を自ノード内にある空き容量テーブルに書き込んで、通信経路の容量変更要求が発生した時に、この通信経路においてその変更要求が満足できるか否かを判定するための資料とする。
【０１１９】
このように基本的には通信経路の始点のノードに定期的に通知される空き容量の値に基づいて、容量変更要求に対する可否の判定がなされるが、その空き容量の値をそのまま用いるのではなく、容量変更要求発生時点の空き容量を過去のデータから推定して、その値を用いて容量変更の可否判定を行うことも可能である。図３１はそのような空き容量予測方式の説明図である。例えば過去の２点のデータを用いて、線型予測によって現在の空き容量を予測することや、ニューラルネットワークを用いて過去の数点の空き容量情報をパターンとしてニューラルネットワークに入力させ、現在の時点の空き容量を予測することも可能である。
【０１２０】
図３２は第３の実施例におけるノードの全体構成ブロック図である。同図においてノードは、第３の実施例における特徴部分である情報パケット処理装置７１と、交換機あるいはクロスコネクト７２とから構成される。そして、交換機あるいはクロスコネクト７２の内部には、ルーティング・スイッチ７３と、スイッチ７３におけるルーティングを制御するためのルーティング・テーブル７４が備えられている。ルーティング・テーブル７４は仮想パス識別子（ＶＰＩ）に対応してスイッチ７３からの出方路番号を格納しているものである。なお図３２は、図２９で説明したノード２からノード１、および６を経由して、ノード５に至る通信経路と逆向きの経路の方向を矢印で示している。
【０１２１】
図３３は図３２の情報パケット処理装置の詳細構成ブロック図である。同図において情報パケット処理装置７１は、通信経路の始点のノードとなった時に情報パケットを作成する情報パケット作成部８０、他の交換機またはクロスコネクトから入力されるパケットが情報パケットであるか否かを判定する情報パケット判断部８１、情報パケット作成部８０または情報パケット判断部から出力される情報パケットに、自ノードの識別子や出力リンクの空き容量などを書き込む情報追加部８２、情報追加部８２から出力される情報パケットが自ノード宛であるか否か、すなわち自ノードが通信経路の始点のノードに当たるか否かを判定する終端判断部８３、終端判断部８３によって自ノード宛であると判定された情報パケットからその通信経路に属するリンクの空き容量情報を求め、そのデータを空き容量テーブルに書き込む空き容量テーブルおよびその作成部８４、空き容量テーブルおよびその作成部８４に格納されている空き容量などを用いて、通信容量変更要求に対して変更が可能か否かを判定する容量変更判定部８５、容量変更判定部８５の判定結果などに対応して、自ノードからの出力リンクの空き容量を管理する自ノード容量管理部８６、各通信経路の仮想パス識別子ＶＰＩの値に対応して、その通信経路が経由するノードの識別子を格納するＶＰ経路テーブル８７、自ノードが発ノードとなる仮想パスに対して、目的ノードとＶＰＩの値などを格納するＶＰ候補群テーブル８８、および情報パケット作成部８０が定期的に情報パケットを作成するためのタイミングを与える内部時計８９から構成されている。
【０１２２】
図３３は第３の実施例における基本動作、すなわち定期的に通知される各リンクの空き容量の値を格納する空き容量テーブルのデータをそのまま用い、容量変更要求時点の空き容量の値の予測を行うことなしに、容量変更要求に対する可否を判定する場合の構成ブロック図であり、この構成ブロック図に対応する第３の実施例の動作を最初に詳しく説明する。
【０１２３】
図３４はこの場合の情報パケット送出処理のフローチャートである。同図において処理が開始され、ステップＳ５０で情報パケット作成のタイミングを示す内部時計の割り込みが発生すると、Ｓ５１で情報パケットの作成が開始される。その情報パケット作成処理においては図３５に示すＶＰ候補群テーブルＶＰリストの内容が用いられる。
【０１２４】
図３５においてＶＰ候補群テーブルには、自ノードが発ノードとなっている通信経路の仮想パスに対して、その仮想パスの目的ノード、すなわち通信経路の終点のノードと、ＶＰＩの値、および冗長性フラグが格納される。この冗長性フラグについては後述する。
【０１２５】
図３４のステップＳ５１で、ＶＰ候補群テーブルの上から何行目のデータであるかを示すｉの値が‘１’とされ、情報パケット作成処理が開始される。そして、Ｓ５２でＶＰlists （ｉ）（１）の値が‘０’か否かが判定される。ここで最後のカッコの中の‘１’は図３５のＶＰ候補群テーブルの左側から第１番目の欄、すなわち目的ノードの内容を示し、ここでは‘ｉ＝１’であるために、第１行の目的ノードの値が‘０’か否かが判定される。‘０’である場合には、第１行目に実質的なデータがなく、第１行目に実質的なデータがない場合にはテーブル全体にデータがないことになるため、実際に情報パケットを作成することなく、処理は終了する。
【０１２６】
Ｓ５２で第１行の目的ノードの値が‘０’でない時には、Ｓ５３でその行の２番目の欄の値、すなわちＶＰＩの値が求められ、Ｓ５４で情報パケットへのデータ格納が行われる。
【０１２７】
図３６はＡＴＭ網における情報パケット、すなわち図３０のルートＩＤとしてＶＰＩの値を用いた情報パケットのフォーマットである。ここでこの情報パケットの格納内容をｉｎｆ（ｉ）で示す。このカッコ内のｉの値は情報パケットの先頭から格納されるデータの位置を示す。
【０１２８】
すなわち、図３４のＳ５４においては、ＶＰＩの値が情報パケットの先頭に格納され、そのパケットの識別子がパケットの２番目に、自ノードの識別子が３番目に、そして４番目の位置に‘−１’が格納されて、１つの情報パケットの作成が終了し、その情報パケットはＳ５５で交換機またはクロスコネクト、すなわち図３２のブロック７２に送り出され、Ｓ５６でｉの値がインクリメントされ、Ｓ５２以降の処理が繰り返される。Ｓ５２以降においては、図３５のＶＰ候補群テーブルの各行の内容が１行分ずつ取り出され、それに対応した情報パケットが作成されて、交換機またはクロスコネクトに送り出される。
【０１２９】
図３７は通信経路の中継ノードにおける情報パケット中継処理の全体処理フローチャートである。同図において、Ｓ５８でパケット到着が検出されると、Ｓ５９において図３３の情報パケット判断部８１によって情報パケットであるか否かが判定され、情報パケットでない場合にはそのパケットは直ちに交換機またはクロスコネクト７２に送られる。
【０１３０】
これに対して、情報パケットであると判断されると、情報追加部８２によってステップＳ６０で情報が追加される。この情報追加動作については図３８で詳しく述べる。情報が追加された情報パケットは終端判断部８３に送られ、自ノードがその情報パケットの終点、すなわち対応する通信経路の始点であるか否かが判定され、情報パケットの終点でないと判定された時には、その情報パケットは他のノードに中継するために交換機またはクロスコネクト７２に送られ、情報パケットの終点であると判定された時には受け取りノードとしての動作が行われる。この動作についても後述する。
【０１３１】
図３８は図３７におけるステップＳ６０で行われる情報追加処理の詳細フローチャートである。同図において、図３６で説明した情報パケットにおけるデータの格納位置を示すｉの値が‘１’にされた後に処理が開始され、ステップＳ６３で第１番目の位置のデータが‘−１’であるか否かが判定され、‘−１’でない時にはＳ６４でｉの値がインクリメントされて、Ｓ６３以降の処理が繰り返される。Ｓ６３で格納されたデータが‘−１’である情報パケット内のデータ格納位置が発見されると、次のステップＳ６５において‘−１’が見つけられた位置ｉの１つ前の位置のデータがｏｔ１とされ、次のＳ６６の処理に移行する。
【０１３２】
Ｓ６６においては、図３３の自ノード容量管理部８６の内部に設けられる自ノード空き容量テーブルの内容が検索される。図３９は自ノード空き容量テーブルの例である。同図において自ノード空き容量テーブルには、自ノードが発ノードとなっている仮想パスのみを対象として、テーブルの左側の欄からその仮想パスに対応する出方路の番号、その出方路の先の隣接ノードの識別子、およびその出方路に対応する物理伝送リンクの空き容量（帯域）が格納されている。
【０１３３】
図３８のＳ６６において、この自ノード空き容量テーブルの左側から２番目の欄、すなわち隣接ノード識別子の値が、例えばテーブルの１番上の行から順番に検索される。ここで変数ｊはこの自ノード空き容量テーブルの第何行目かを示す。まずｊ＝１に対応する隣接ノード識別子、ここでは‘１８’がｏｔ２とされ、次のステップＳ６７でｏｔ２とｏｔ１とが一致するか否かが判定される。
【０１３４】
ここで、ｏｔ１は情報パケットの次の位置に‘−１’が格納されているような位置のデータである。例えば図２９においてノード５で情報パケットが作成され、図３６の情報パケットの位置１〜３までデータが格納され、位置４に‘−１’の値が格納されてノード６にその情報パケットが到着したものとすると、図３０で説明したようにノード６ではノード５に向かうリンクの空き容量と、ノード６の識別子を情報パケットに追加することが必要となる。この時ｏｔ１はノード５の識別子であり、この識別子が図３９の第１行の隣接ノード識別子の値と一致するか否かが判定される。一致しない時にはステップＳ６８でｊの値がインクリメントされ、Ｓ６６以降の処理が繰り返される。
【０１３５】
ステップＳ６７でｏｔ２とｏｔ１とが一致した、すなわち前述の例ではノード５の識別子が自ノード空き容量テーブル内の隣接ノードの識別子と一致した時には、次のステップＳ６９の処理に移行する。Ｓ６９では今まで‘−１’が格納されていた情報パケットの位置に、隣接ノード識別子が一致した行の空き容量が格納され、情報パケット上で次のデータ格納位置に自ノード識別子が格納され、更にその次の位置に‘−１’の値が格納されて情報追加処理が終了する。
【０１３６】
図２９において、ノード５において作成され、中継ノード６と１において情報が追加された情報パケットがノード２に到着すると、空き容量情報は図３３の空き容量テーブルおよびその作成部８４によって空き容量テーブルに格納される。図４０はこの情報受け取りノードとしての処理のフローチャートであり、図４１は空き容量テーブルの例である。図４０と図４１とを用いて情報受け取りノードにおける処理を説明する。
【０１３７】
図４０のステップＳ７１で、まず変数ｉの初期値として‘３’が代入され、次のステップＳ７２において情報パケットの内容によって空き容量を求めようとするリンクの到着ノードを示すｄｔが情報パケットのｉ番目の位置のデータ、最初はｉ＝３のノード識別子、すなわち図２９では情報パケットの作成ノードであるノード５の識別子とされ、続いてステップＳ７３でｄｔが自ノード識別子と一致するか否かか判定される。これは後述するように、ｉの値が‘２’ずつインクリメントされて、図３６の情報パケットにおける最終のデータ格納位置まできた時に空き容量テーブル作成処理を終了するための判定条件である。すなわち、図３８のＳ６９で説明したように既に自ノードの識別子がパケットに格納された後にその情報パケットが終端判断部８３を介して空き容量テーブルおよびその作成部８４に送られるためにこの判定条件が用いられる。
【０１３８】
ここではまだｉの値が‘３’であり、ｄｔは情報パケットが作成されたノードの識別子であるために、これは当然自ノード識別子と一致せず、Ｓ７４の処理に移行する。
【０１３９】
Ｓ７４では情報パケットにおけるｉ＋１の位置のデータ、ここでは‘ｉ＝４’の位置における空き容量の値がＣ１とされ、またＳ７５においてその次の位置すなわち‘ｉ＋２’の位置にあるノード識別子がｓｔとされ、次のステップＳ７６でノードｓｔからｄｔに向かう出力リンクの空き容量、図２９ではノード６から５に向かう出力リンクの空き容量が図４１の空き容量テーブルの対応する位置に格納される。すなわちｓｔはこのリンクの開始側のノード識別子を表わす。
【０１４０】
Ｓ７６において‘ｉ＝３’に対するリンクの空き容量が図４１の空き容量テーブルに格納されると、図２９におけるノード６から５に至る出力リンクに対する空き容量がテーブルに格納されたことになるので、Ｓ７７でｉの値が‘２’だけインクリメントされ、Ｓ７２以降の処理が繰り返される。ここでｉの値が‘２’ずつインクリメントされるのは、図３６で次のリンクに対応するノード識別子が２つ目の位置に格納されているためであり、これによって図２９でノード１からノード６に向かう出力リンク、ノード２からノード１に向かう出力リンクの空き容量が次々と空き容量テーブルに格納され、Ｓ７３で自ノードの識別子、すなわちノード２の識別子がｄｔと一致した時点で、情報受け取りノードとしての処理、すなわち空き容量テーブル作成処理が終了する。
【０１４１】
次に図３１で説明したように、情報パケットによって定期的に通知される空き容量テーブルの内容をそのまま用いて通信容量変更要求の可否を判定するのでなく、現在の時点の空き容量を予測して容量変更可否を判定するための空き容量変化履歴の検出方式について説明する。
【０１４２】
図４２は空き容量の変化履歴の説明図である。同図において時刻ｊの値に対応して、ノードｓｔからｄｔに向かう出力リンクの空き容量の変化例がグラフとして示されている。
【０１４３】
図４３はこのような空き容量履歴を用いて容量変化を予測し、その予測値に基づいて容量変更要求に対する可否判定を行う場合の、情報パケット処理装置の構成ブロック図である。同図を図３３と比較すると、空き容量テーブルおよびその作成部８４の代わりに、空き容量履歴テーブルおよびその作成部９１が設けられ、また容量変更判定部８５に対して容量変化を予測し、空き容量の予測値を出力する容量変化予測部９２が追加されている点のみが異なっている。
【０１４４】
図４４は、図４３において空き容量履歴テーブルおよびその作成部９１によって行われる空き容量履歴テーブル作成処理、すなわち情報受け取りノードとしての処理のフローチャートである。また、図４５は空き容量履歴テーブルの例を示す。これらの図を用いて空き容量履歴テーブル作成処理を説明する。
【０１４５】
図４４において、まずステップＳ８０で図４２で説明した時刻を示すｊの値が‘０’とされ、Ｓ８１で情報パケットの受信待ち状態となる。情報パケットが到着すると、その情報パケットの内容を用いて、図４０で説明した処理と同様に、その情報パケット到着時刻における空き容量が空き容量履歴テーブルに格納される。すなわち、Ｓ７２〜Ｓ７７の処理は図４０におけるとほとんど同じであり、Ｓ７６で作成される空き容量履歴テーブルの内容がｊ＝０の時刻に対応するものである点のみが異なっている。
【０１４６】
ステップＳ７３でｄｔが自ノード識別子と一致すると判定されると、その時刻に対応する空き容量は全て空き容量履歴テーブルに格納されたことになるので、ステップＳ８２でｊの値がインクリメントされ、続いてＳ８３で時刻ｊの値が最大値ＭＡＸ以上になったか否かが判定される。ここでｊの値が最大値以上になった時には、図４５の空き容量履歴テーブルの内容がｊの値に対して全て格納されたことになるので、ステップＳ８４で時刻を示すｊの値が再び‘０’とされ、Ｓ８１以降の処理が繰り返される。
【０１４７】
また、Ｓ８３でｊの値が最大値に達していない時には、そのままＳ８１以降の処理が繰り返され、空き容量履歴テーブルの作成処理が続行される。これによって図４５の空き容量履歴テーブルの作成処理が行われ、時刻ｊの値が最大値に達する毎に履歴テーブルの再作成処理が繰り返されることになる。
【０１４８】
図４６は通信容量変更要求に対する変更可否の判定処理、すなわち図３３の容量変更判定部８５による判定処理のフローチャートである。この判定処理は、図４３で容量変化予測部９２による空き容量の予測値を用いて行われる点を除いては、図３３と図４３において全く同様に行われる。なお、この容量変更要求は図８のステップＳ５において、図７の再設計要求信号を発する回路４８から容量変更判定部８５に与えられる。
【０１４９】
図４７はこの容量変更可否判定処理において用いられるＶＰ経路テーブルの例である。このＶＰ経路テーブルには、各ＶＰＩの値に対応してその仮想パスが通る全てのノード識別子が、例えばその順に格納されている。
【０１５０】
図４６の容量変更可否判定処理において、ｉとｊの値が‘１’とされて処理が開始され、ステップＳ８５で図３５で説明したＶＰ候補群テーブルの第１行から、その左側から１番目の目的ノードの値が‘０’であるか否かが判定される。ｉ＝１の時その値が‘０’である場合には、第１行の目的ノードとして実質的なデータが格納されておらず、当然この場合には第２行以下にも実質的なデータが格納されていないことになるので、自ノードが発ノードとなる仮想パスが存在しないことを示し、この場合には当然容量変更が不可能であり、直ちに処理を終了する。
【０１５１】
Ｓ８５において目的ノードが‘０’でない場合には、Ｓ８６においてその目的ノードがｅｔ、すなわち容量変更を行おうとする通信経路の宛先ノードの識別子に一致するか否かが判定される。これらが一致しない場合には、その仮想パスは容量変更を判定しようとする対象のパスでないことになり、Ｓ８７でｉの値がインクリメントされ、ＶＰ候補群テーブル上で次の仮想パスに対する判定処理がＳ８５以降で繰り返される。
【０１５２】
Ｓ８６で目的ノードと一致すると、Ｓ８８でＶＰ候補群テーブルのその行の２番目の欄、すなわちＶＰＩの値が求められ、Ｓ８９で図４７のＶＰ経路テーブル上でそのＶＰＩに対応する経路情報におけるｊ番目の位置のノード識別子、ここでは１番目のノード識別子、例えばＶＰＩ＝３に対応する経路情報の第１番目のノード識別子‘６’がｓｔｔとされ、Ｓ９０の処理に移行する。
【０１５３】
ステップＳ９０においては、このｓｔｔの値が‘０’であるか否かが判定される。ここでは、ｊの値が‘１’であるので、ｓｔｔが‘０’であると判定されるとＶＰＩの値に対して実質的な経路情報が格納されていないことになるので、Ｓ８７でｉの値がインクリメントされ、Ｓ８５以降の処理が繰り返される。
【０１５４】
これに対してｓｔｔが‘０’でない場合には、次のステップＳ９１でそのＶＰＩに対する経路情報の次の位置のノード識別子がｅｄｄとされ、Ｓ９２でその値が‘０’であるか否かが判定される。前述のＶＰＩ＝３の場合にはｅｄｄの値は‘４’となり、この場合‘０’でないので、Ｓ９３の処理に移行する。ｅｄｄが‘０’となる条件については後述する。
【０１５５】
Ｓ９３ではノードｓｔｔからノードｅｄｄへのリンクの空き容量が変数ｆｒに代入される。前述の例では、ノード６からノード４へのリンクの空き容量として、図４１で説明した空き容量テーブルの値、または図４５の空き容量履歴テーブルを用いた空き容量予測値が求められ、変数ｆｒに代入される。次にＳ９４においてこの変数ｆｒの値が要求帯域の増加分の値ｄｕの値より大きいか否かが判定される。大きい場合には、そのＶＰＩを持つ仮想パスのうちで現在判定中のリンク、すなわち前述の例ではノード６からノード４へのリンクの空き容量は要求帯域の増加分より大きいことになるので、次のリンクすなわちノード４からノード３へのリンクに対して、空き容量が増加分より大きいか否かを判定するためにＳ９５でｊの値がインクリメントされ、Ｓ８９以降の処理が繰り返される。
【０１５６】
これに対してステップＳ９４でｆｒがｄｕより大きくないと判定されると、そのリンクは要求帯域の増加分を吸収することができず、その仮想パスは容量変更要求を満足することができないことになるので、Ｓ８７でｉの値がインクリメントされ、Ｓ８５以降でＶＰ候補群テーブルに格納されている仮想パスに対する判定処理が繰り返される。
【０１５７】
前述のように、例えばＶＰＩ＝３に対してＳ８９〜Ｓ９５の処理が繰り返され、Ｓ８９でｓｔｔが‘１’、Ｓ９１でｅｄｄが‘０’とされると、Ｓ９２でｅｄｄ＝０であることが判定され、この仮想パスは通信容量変更要求を吸収できるものとして容量変更可能と判定される。すなわちノード６から始めてノード１までのリンクが全て要求帯域の増加分を吸収できることになり、容量変更可能と判定される。なお、経路情報における‘０’は、その仮想パスがその前のノードで終了していることを示す。
【０１５８】
これに対して、図３５のＶＰ候補群テーブルでｉの値がインクリメントされ、実質的なデータが格納されている全ての仮想パスに対して、その１つも容量変更可能と判定されないうちに目的ノードの欄に‘０’が格納されている行に達すると、自ノードが発ノードとなっている仮想パスのうちで容量変更要求に対応できる仮想パスが存在しないことになるので、容量変更不可能として処理を終了する。なお、図３５のＶＰ候補群テーブルには、選択の優先度が高い順に仮想パスに対するデータが格納されており、このテーブルの上位から容量変更要求を満足できる仮想パスを探すことにより、優先度の高い仮想パスを使用することが可能となる。
【０１５９】
図４８は空き容量の予測に用いられる線型予測の説明図である。同図において、例えば過去の２つの時点の空き容量を用いて空き容量の予測値を求めることが可能となる。その予測値を求めるための線型関数としては、次のような関数を用いることができる。
【０１６０】
【数４】
0003672341.tif 000005
【０１６１】
なお、ここでｆｒｅ（ｉ）（ｊ）（ｋ＋ｄｔ）は基準時刻ｋからｄｔ後のノードｉからノードｊへの出力リンク空き容量の予測値である。
続いて図４３の容量変化予測部９２による空き容量予測をニューラルネットワークを用いて行う方式を説明する。図４９は学習フェーズにおけるニューラルネットワークの説明図、図５０はこのニューラルネットワークに対する入力データと教師信号の与え方の説明図である。
【０１６２】
図４９のような階層型のニューラルネットワークにおいて第ｍ層のユニット数をｎｍ個、ユニットへの入力をＵm i 、出力をｘm i 、第ｍ層への結合行列をＷm と表すと、その動作は
【０１６３】
【数５】
0003672341.tif 000006
【０１６４】
で与えられる。なお、ここで上つきのサフィックスは層の番号に、下つきのサフィックスはその層内におけるユニットの番号に対応する。
このニューラルネットワークを学習させて予測ができるようにする。これは入力ベクトル（ｘ1 1 ，・・・，ｘ1 n1）が与えられたときの最終層の出力（ｘ3 1 ，・・・，ｘ3 n1）と教師信号（ｄ1 ，・・・，ｄn3）との２乗誤差を最小化することである。
【０１６５】
出力の２乗誤差は次式で定義される。
【０１６６】
【数６】
0003672341.tif 000007
【０１６７】
最終層の出力誤差の出力に関する微分は
【０１６８】
【数７】
0003672341.tif 000008
【０１６９】
となり、これはこの層での出力誤差に一致する。
同様に中間層の出力誤差の勾配は
【０１７０】
【数８】
0003672341.tif 000009
【０１７１】
となる。これにより２乗誤差の最急降下学習を行うことが出来て、結合行列の変化量は
【０１７２】
【数９】
0003672341.tif 000010
【０１７３】
入力が与えられると、（５）式に従って計算を進めて、最終的に得られた結果を教師信号と比較し、誤差を最小化するために（６）式に従って結合係数の修正を（５）式とは逆に出力層から入力層に向かって進める。このように２乗誤差の最小化を図るために結合誤差の修正が逆方向に伝播するために、このタイプのニューラルネットワークはバックプロパゲーション型と呼ばれる。
【０１７４】
空き容量の予測をこのニューラルネットワークで実行するためには、図５０のように、入力ベクトル（ｘ1 1 ，・・・，ｘ1 n1）として該当する任意のノード間の負荷を任意の時間Δｔで区切って測定した値を与え、教師信号として該当するノード間の実際の負荷を与え、ネットワークの出力値と教師信号との誤差を最小にするようにネットワークを学習させる。そして、十分な回数学習を繰り返したのち、出力値を予測値として採用する。
【０１７５】
図５１は学習が終了したニューラルネットワークを用いて、空き容量の予測を行う予測フェーズにおけるニューラルネットワークの入力データと出力値、すなわち予測データの説明図であり、図５２は予測フェーズにおけるニューラルネットワークの動作説明図である。これらの図において、複数の時点における１つのリンクの空き容量の値が入力層ユニットに入力され、現在から数時点後までのそのリンクの空き容量の予測値が出力されるが、本実施例においてはこの複数の予測値のうち現在の時点から最も近い時点の値が、予測値として図４６のステップＳ９３における変数ｆｒに代入される。
【０１７６】
以上の説明においては、図２９で説明したように通信経路の終点のノードから始点のノードに向かって情報パケットを送る動作を全ての通信経路に対応して行うものとしたが、通信経路が重複し、他の通信経路の中に完全に含まれるようなものがあると、この情報パケットは冗長なものとなる。図５３はこの情報パケットの冗長性の説明図である。同図左側に示すように、３つの情報パケットがそれぞれノード６から１に向かって、ノード６からノード１を経由し、ノード２に向かって、またノード５からノード６、１を経由してノード２に向かって送られると、ノード２からノード１に向かう出力リンクに対しては２つの情報パケットが、またノード１からノード６に向かう出力リンクに対しては３つの情報パケットが送られることになる。この情報パケットに格納される各出力リンクの空き容量は、複数の経路が重複している場合には、物理伝送リンクの容量から重複して定義されている仮想パスの使用している容量の合計を差し引いた値であり、重複する情報パケットに対して共通の値となるので、このように３つの情報パケットを送ることは通信網の通信効率を低める原因ともなるので、図５３の右側に示すようにノード５からノード６，１を経由してノード２に向かう情報パケットのみを通信網内で送ることにより、全てのノードは各出力リンクの空き容量を知ることが可能となる。
【０１７７】
図５４および図５５は、このように他の通信経路に完全に含まれる通信経路に対しては情報パケットを送り出さない、すなわち情報パケットの冗長性を排除する場合の情報パケット処理装置の構成ブロック図である。図５４は空き容量を予測しない場合、すなわち図３３の構成に対応し、図５５は空き容量の予測を行う図４３に対応する。
【０１７８】
これらの図において、仮想パスの変更を行うＶＰトポロジ変更信号の入力に応じて、その仮想パスの冗長性をチェックする冗長性チェック部９５が設けられている点と、例えば図５４において空き容量テーブルおよびその作成部８４が情報追加部８２と終端判断部８３の間に置かれ、空き容量テーブルおよびその作成部８４によって空き容量テーブルが作成された後に情報パケットが終端判断部８３に送られ、自ノードがその情報パケットの中継ノードである場合には、その情報パケットは交換機またはクロスコネクト７２に送られ、その情報パケットの終点ノードである場合にはそのパケットは廃棄される点のみが異なっている。なお、このように情報パケットの中継ノードにおいても空き容量テーブルおよびその作成部によって空き容量テーブルが作成される理由は、図５３で説明したノード１のように通信経路の始点のノードにおいてもその経路に対応する情報パケットが送られて来ないことがあるために、ノード５から送り出された情報パケットを受け取った時点で、その情報パケットに格納されている空き容量のデータのうち必要な空き容量データをテーブルに格納し、容量変更の可否判定に用いるためである。
【０１７９】
図５３で説明した冗長性は、前述の図３５のＶＰ候補群テーブルにおける冗長性フラグの値を用いて表現される。図５６はこの冗長性フラグの説明図である。同図(a) に示すように、ノード４からノード１に向かう仮想パス（ＶＰＩ１０２）は、ノード５からノード４を経由してノード１に向かう仮想パスに完全に含まれる。そこで同図(b) に示すように、ノード４の内部に設けられるＶＰ候補群テーブルではＶＰＩとして‘１０２’を持つ仮想パスに対して冗長性フラグの値は‘１’とされ、‘１３２’のＶＰＩを持つ仮想パスに対しては‘０’とされる。
【０１８０】
図５７は図５３で説明したように、冗長性を避ける場合の情報パケット送出処理、すなわち図５４または図５５の情報パケット作成部８０による処理のフローチャートである。同図は図３４とほぼ同様であるが、ステップＳ５２とＳ５３との間でＶＰ候補群テーブルの３番目の欄に格納されている冗長性フラグが‘１’であるか否かがＳ９７で判定され、‘１’である場合にはその仮想パスに対しては情報パケットを送り出す必要がないので、ステップＳ５６でｉの値がインクリメントされて、Ｓ５２以降の処理が繰り返される点が異なっている。
【０１８１】
図５８はある特定のＶＰＩを持つ仮想パスが与えられた時に、その仮想パスが他の仮想パスに完全に含まれているか、すなわち冗長性フラグを‘１’とすべきか否かを調べる処理のフローチャートである。同図を図４７のＶＰ経路テーブルの格納例を用いて説明する。
【０１８２】
図５８においてｉとｊおよびｋの値が‘１’とされた後に処理が開始され、ステップＳ１００でまず図４７で第１行目のＶＰＩに対する経路情報の第１番目のノード識別子が‘０’であるか否かが判定される。この値が‘０’である時には、このテーブルには実質的な経路情報が全く格納されていないことになる。このテーブルは通信網内に設定されている全ての仮想パスに対するデータを収容しており、このテーブルに実質的なデータが全く格納されていない場合には、当然冗長性フラグは対象とするＶＰＩに対してＳ１０１で‘０’とされ、処理が終了する。
【０１８３】
それに対して第１番目の識別子が‘０’でない時には、ステップＳ１０２でその識別子の値、ここでは‘６’が対象とするＶＰＩに対応する経路情報の第１番目のノード識別子と一致するか否かが判定される。ここで冗長性を調べる対象としてＶＰ経路テーブルの第２行のＶＰＩ＝５のパスを考えると、その１番目のノード識別子は‘２’であり、前述の‘６’とは一致しないので、Ｓ１０３でｊの値がインクリメントされ、Ｓ１０４の処理に移行する。
【０１８４】
ステップＳ１０４ではｉによって指定される行、ここでは第１行の次の位置の経路情報が‘０’であるか否かが判定れる。ここではそのノード識別子は‘４’であり、‘０’ではないので、Ｓ１０２以降の処理が繰り返される。このループでは、まず第１行の経路情報に含まれるノード識別子のうちで、冗長性を調べる対象としての第２行の１番目のノード識別子‘２’と一致するものが出てくるか否かが調べられている。第１行にはノード識別子‘２’は存在しないため、経路情報の６番目の‘０’がステップＳ１０４で検出された時点で、第１行に対する処理は終了し、Ｓ１０５でｉの値がインクリメントされ、第２行以降に対してＳ１００からの処理が繰り返される。但し、ここでは冗長性を調べる対象のＶＰＩ＝５が第２行であるので、当然第２行に対する処理は省略され、第３行以降に対してＳ１００以降の処理が繰り返される。
【０１８５】
第３行に対する処理において、ｊ＝３となった時点でＶＰＩ＝５に対する経路情報の第１番目のノード識別子‘２’と第３行における３番目のノード識別子とが一致し、この時点でステップＳ１０６の処理に移行する。
【０１８６】
ステップＳ１０６においては、ＶＰＩ＝５に対する次のノード識別子、ここでは‘５’と経路の始点が含まれているＶＰＩ＝４の経路におけるそのノードの次の識別子、ここでは‘５’とが一致するか否かが判定される。すなわち、ここではｋ＝１であり、ＶＰＩ＝５に対する経路情報の２番目の値とＶＰＩ＝４に対する経路情報の４番目の値とが比較される。ここではこれらの値は一致し、Ｓ１０７においてｋの値がインクリメントされ、Ｓ１０８の処理に移行する。
【０１８７】
Ｓ１０８においては、冗長性を調べる対象としてのＶＰＩに対する経路情報のｋ＋１番目の値が‘０’であるか否かが判定される。この判定はその仮想パスがそこで終了しているか否かを判定していることに相当する。ここではｋの値は‘２’であり、判別すべき経路情報の値は‘６’であるために、Ｓ１０６以降の処理が繰り返される。
【０１８８】
図４７においては、冗長性調査対象としてのＶＰＩ＝５の経路情報である２，５，６，３，１は第３行の経路情報の中に完全に含まれており、ステップＳ１０８でＶＰＩ＝５に対する経路情報の値が‘０’となるまで、Ｓ１０６〜Ｓ１０８までのループの処理が繰り返される。Ｓ１０８で経路情報の値として‘０’が検出された時点で、ＶＰＩ＝５の仮想パスはＶＰＩ＝４の仮想パスに完全に含まれることが分かるので、ステップＳ１０９でこのＶＰＩに対する冗長性フラグが‘１’とされて処理を終了する。
【０１８９】
これに対して、ステップＳ１０２で冗長性調査対象としてのＶＰＩに対する経路情報の第１番目の値が、他の経路情報、例えば第４行のＶＰＩ＝６の経路情報内に見つかっても、Ｓ１０６からＳ１０８までのループを回っている間に経路情報の値に一致しないものがあること、ここでは‘３’と‘７’が一致しないことがＳ１０６で見つかった時点で、冗長性調査対象としての仮想パスは第４行の仮想パスとはパスの一部を共有するだけに過ぎないことが判定され、Ｓ１０５でｉの値がインクリメントされて、その次の行に対する冗長性判定処理がＳ１００から繰り返される。そしてＶＰ経路テーブルの最終行に至っても冗長であると判定されない場合には、Ｓ１０１でフラグの値が‘０’とされ、処理を終了する。
【０１９０】
【発明の効果】
以上詳細に説明したように、本発明の第１の実施例によれば、物理網と論理網とから構成される通信網において、トラヒック条件と独立して物理網と論理網のトポロジを設計し、物理網の容量はトラヒックの長期需要に合わせて、論理網の容量は実トラヒック要求量に合わせて分離して設計することが可能になる。その結果、簡単な設計手順でトラヒックの長期需要と短期的な要求とにそれぞれ柔軟に対応することができ、トラヒックの変動に対して迅速な対応が可能となり、シンプルで柔軟性のある通信網設計方式を提供することができる。
【０１９１】
また第２の実施例によれば、物理伝送リンクの帯域を共用帯域と留保帯域とに分割して管理する帯域分割管理方式と、限定された数の迂回経路を許す限定迂回ルーティング方式を併用することによって、トラヒック変化などに対して簡単な制御アルゴリズムで対応することが可能となり、負荷が不均衡な場合や、バースト的な負荷に対してもその仮想パスを効率よく収容することができ、伝送効率の向上、および通信網資源の有効利用が実現される。
【０１９２】
更に第３の実施例によれば、各物理伝送リンクの空き容量を示す情報パケットを通信網内で伝送することによって、通信経路の始点のノードにおいて通信網の容量変更要求に対して適切な通信経路を高速に選択することが可能となり、ＡＴＭ技術の実用化、並びにＡＴＭ技術を適用した広帯域ＩＳＤＮの通信品質の高度化に寄与するところが大きい。
【図面の簡単な説明】
【図１】第１の実施例に対する原理構成ブロック図である。
【図２】第２の実施例に対する原理構成ブロック図である。
【図３】第３の実施例に対する原理構成ブロック図である。
【図４】第１の実施例に必要な機能とその相互作用関係を示す図である。
【図５】ＡＴＭ網の機能配備を示す図である。
【図６】物理網と論理網におけるコネクションとリンクの概念及びＡＴＭ網との対応の説明図である。
【図７】網設計管理センタの構成を示すブロック図である。
【図８】第１の実施例における通信網設計方式の全体処理フローチャートである。
【図９】物理網トポロジ設計処理の詳細フローチャートである。
【図１０】４点ノード網の物理網トポロジの例を示す図である。
【図１１】６点ノード網の物理網トポロジの例を示す図である。
【図１２】総距離最小の物理網トポロジ選択処理のフローチャートである。
【図１３】図１０における各ノード間の距離を示す図である。
【図１４】ルーティング・テーブルの格納内容の例を示す図である。
【図１５】単一メディアに対応する物理伝送リンクの所要帯域を説明する図である。
【図１６】マルチメディアに対応する物理伝送リンクの所要帯域を説明する図である。
【図１７】ＡＴＭ交換機機能配備を示す図である。
【図１８】呼損率検出処理のフローチャートである。
【図１９】ウィンドウ制御によるＵＰＣ機能の実現法の説明図である。
【図２０】第２の実施例における通信ノードの構成を示すブロック図である。
【図２１】第２の実施例における帯域管理方式の概念を説明する図である。
【図２２】第２の実施例における迂回ルーティングの概念を説明する図である。
【図２３】帯域管理部が有する帯域管理テーブルの例を示す図である。
【図２４】受付可否判定部の動作を説明するフローチャート（迂回を許さない場合）である。
【図２５】受付可否判定部の動作を説明するフローチャート（迂回を許す場合）である。
【図２６】図２２におけるノード間の距離を示す図である。
【図２７】物理伝送距離が短い物理伝送コネクションの選択法を説明する図である。
【図２８】物理伝送リンク数が少ない物理伝送コネクションの選択法を説明する図である。
【図２９】第３の実施例における情報パケット転送方法の説明図である。
【図３０】情報パケットのフォーマット例を示す図である。
【図３１】第３の実施例におけるリンク空き容量予測方法の説明図である。
【図３２】第３の実施例における通信ノードの全体構成を示すブロック図である。
【図３３】情報パケット処理装置の詳細構成を示すブロック図である。
【図３４】情報パケット送出処理の詳細フローチャートである。
【図３５】ＶＰ候補群テーブル（ＶＰ lists) の格納内容を説明する図である。
【図３６】ＡＴＭ網における情報パケット(inf）のフォーマットを示す図である。
【図３７】中継ノードにおける情報パケット中継処理の全体フローチャートである。
【図３８】中継ノードにおける情報追加処理の詳細フローチャートである。
【図３９】自ノード空き容量テーブル（OUT free) の格納内容を示す図である。
【図４０】情報パケット受け取りノードにおける処理のフローチャートである。
【図４１】空き容量テーブル(fre(st)(dt)) の例を示す図である。
【図４２】空き容量の変化履歴を説明する図である。
【図４３】容量変化予測を行う情報パケット処理装置の詳細構成を示すブロック図である。
【図４４】容量変化予測を行う場合の情報パケット受け取りノードにおける処理のフローチャートである。
【図４５】空き容量履歴テーブルの例を示す図である。
【図４６】通信容量変更要求に対する可否判定処理の詳細フローチャートである。
【図４７】ＶＰ経路テーブル（ＶＰroute)の格納内容を説明する図である。
【図４８】空き容量の線型予測を説明する図である。
【図４９】学習フェーズにおけるニューラルネットワークの動作を説明する図である。
【図５０】学習フェーズにおけるニューラルネットワークに対する入力データと教師信号の与え方を説明する図である。
【図５１】予測フェーズにおけるニューラルネットワークに対する入力データと出力値（予測データ）とを説明する図である。
【図５２】予測フェーズにおけるニューラルネットワークの動作を説明する図である。
【図５３】情報パケットの冗長性を説明する図である。
【図５４】情報パケットの冗長性を排除する情報パケット処理装置の詳細構成を示すブロック図である。
【図５５】情報パケットの冗長性を排除し、容量変化予測を行う情報パケット処理装置の詳細構成を示すブロック図である。
【図５６】ＶＰ候補群テーブル（ＶＰ lists) における冗長性フラグを説明する図である。
【図５７】冗長性を排除した情報パケット送出処理の詳細フローチャートである。
【図５８】あるＶＰＩに対する冗長性判定処理の詳細フローチャートである。
【符号の説明】
１          物理網トポロジ設計手段
２          論理網トポロジ設計手段
３          物理網容量設定手段
４          論理網容量設定手段
５          帯域管理手段
６          通信経路接続要求受付可否判定手段
７          迂回経路候補登録手段
８          情報パケット送出手段
９          空き容量情報追加手段
１０        容量変化判定手段
１１        論理網
１２        物理網
１３        制御網
１４        仮想パス
１５        交換機
１６        物理伝送リンク
１７        クロスコネクト
１８        網設計管理センタ
２１        物理網トポロジ設計部
２２        論理網トポロジ設計部
２３        物理網容量設定部
２４        論理網容量設定部
２５        トラヒック長期需要入力部
２６        実トラヒック要求入力部
２７        トラヒック長期需要変化検出部
２８        実トラヒック要求変動検出部
３０        端末
３１        回線設計部
３２        回線制御部
３３，３４  信号処理部
３５，３６  データベース
５１，６６  自己ルーティングスイッチ
５２，６８  ルーティングテーブル
５４，６５  流量監視部
５８，５９  計数部
６３        帯域管理部
６４        受付可否判定部
６７        出力回線バッファ
６９        選択部
７１        情報パケット処理装置
８０        情報パケット作成部
８１        情報パケット判断部
８２        情報追加部
８３        終端判断部
８４        空き容量テーブルおよびその作成部
８５        容量変更判定部
８６        自ノード容量管理部
８７        ＶＰ経路テーブル
８８        ＶＰ候補群テーブル
８９        内部時計
９１        空き容量履歴テーブルおよびその作成部
９２        容量変化予測部
９５        冗長性チェック部
【図１】
0003672341.tif 000011
【図２】
0003672341.tif 000012
【図３】
0003672341.tif 000013
【図４】
0003672341.tif 000014
【図５】
0003672341.tif 000015
【図６】
0003672341.tif 000016
【図７】
0003672341.tif 000017
【図８】
0003672341.tif 000018
【図９】
0003672341.tif 000019
【図１０】
0003672341.tif 000020
【図１１】
0003672341.tif 000021
【図１２】
0003672341.tif 000022
【図１３】
0003672341.tif 000023
【図１４】
0003672341.tif 000024
【図１５】
0003672341.tif 000025
【図１６】
0003672341.tif 000026
【図１７】
0003672341.tif 000027
【図１８】
0003672341.tif 000028
【図１９】
0003672341.tif 000029
【図２０】
0003672341.tif 000030
【図２１】
0003672341.tif 000031
【図２２】
0003672341.tif 000032
【図２３】
0003672341.tif 000033
【図２４】
0003672341.tif 000034
【図２５】
0003672341.tif 000035
【図２６】
0003672341.tif 000036
【図２７】
0003672341.tif 000037
【図２８】
0003672341.tif 000038
【図２９】
0003672341.tif 000039
【図３０】
0003672341.tif 000040
【図３１】
0003672341.tif 000041
【図３２】
0003672341.tif 000042
【図３３】
0003672341.tif 000043
【図３４】
0003672341.tif 000044
【図３５】
0003672341.tif 000045
【図３６】
0003672341.tif 000046
【図３７】
0003672341.tif 000047
【図３８】
0003672341.tif 000048
【図３９】
0003672341.tif 000049
【図４０】
0003672341.tif 000050
【図４１】
0003672341.tif 000051
【図４２】
0003672341.tif 000052
【図４３】
0003672341.tif 000053
【図４４】
0003672341.tif 000054
【図４５】
0003672341.tif 000055
【図４６】
0003672341.tif 000056
【図４７】
0003672341.tif 000057
【図４８】
0003672341.tif 000058
【図４９】
0003672341.tif 000059
【図５０】
0003672341.tif 000060
【図５１】
0003672341.tif 000061
【図５２】
0003672341.tif 000062
【図５３】
0003672341.tif 000063
【図５４】
0003672341.tif 000064
【図５５】
0003672341.tif 000065
【図５６】
0003672341.tif 000066
【図５７】
0003672341.tif 000067
【図５８】
0003672341.tif 000068