JPH0338993A - 完全共有通信網および通信網の完全共有方法 - Google Patents

Abstract

(57)【要約】本公報は電子出願前の出願データであるた
め要約のデータは記録されません。

Description

【発明の詳細な説明】 〔産業上の利用分野〕 本発明は、トラヒックの経路選択を行う装置に関し、さ
らに詳細には、そのような経路選択の効率を改善するた
めに通信網の帯域幅を完全に共有する装置に関する。

〔従来の技術〕

公衆交換網などのような大規模な通信網における伝送路
の選択は、一般にトラヒック１１（ｔｒａｆｆｉｃ　ｎ
ｅｔｗｏｒｋ）または論理網（ｌｏｇｉｃａｌ　ｎｅｔ
ｗｏｒｋ）と称するものに基づく。例えば、第１図に大
規模な通信網の僅かな部分を示すが、ここでは、ノード
、即ち、交換センター（ＳＣ）５．１０，１５および２
０が論理網に基づいている。従って、各ＳＣが他の３つ
のＳＣに直接接続されているように見えるが、これによ
って、直通の経路または通信路が遮断された場合、ＳＣ
の各対の間にかなりの数の代替経路が与えられる。従っ
て、５Ｃ１５と２０の間の通信路７が（理由は別として
）−時的に遮断されたと仮定すると、５Ｃ１５は、以降
の送らなければならないトラヒックをＳＣ５および通信
路６および工２からなる代替経路を介して５Ｃ２０に中
継することができる。あるいは、これに代わって、以降
のトラヒックを５ＣＩＯおよび通信路１１および８から
なる代替経路を介して送ることもできる。市内通信網に
おける相互接続の水準は、実に高いようである。このよ
うな相互接続の高い水準は、実際には、一般に設備網（
ｆａｃｉ　ｌ　ｉｔｙ　ｎｕｔｗｏｒｋ）と称するもの
の上に論理網を重ねることによって達成される。この設
備網というのは、第２図に示すような現実の物理的な通
信網である。

第２図より、ＳＣどうしの相互接続が第１図で見られる
ものほど広がりがないことが分かる。具体的には、設備
網には直通の通信路９．１１および１２が実際には存在
しない。事実、この説明のための例では、通信路９は、
５Ｃ２０および１５を介して経路が選択され、通信路１
１は、５Ｃ２０を介して経路が選択され、そして通信路
１２は、５Ｃ１５を介して経路が選択される。従って、
代わりの通信路には、ＳＣ５と１５の間に接続された通
信路６、および５Ｃ１５を介して経路選択される通信路
工２が含まれる。しかし、５Ｃ１５は、通信路１２の経
路選択が５Ｃ１５を通っていることを知らないので、自
分と５Ｃ２０との間のトラヒックの直通の経路選択にそ
の事実を利用することができない。通信路１１および８
に関しても明らかに同様のことが言える。

このように、トラヒックに代わりの経路が選択される様
子は、必ずしも最も効率的に処理されるとは限らない。

さらに、個々の通信路が、光ファイバ・ケーブルのよう
なケーブルの帯域幅の一部であるような例では、そのよ
うな経路選択が、いっそう非効率的になることもある。

つまり、通信路６〜１２は、ＳＣ５，１０，１５および
２０を相互接続する光ファイバの帯域幅のそれぞれの区
分に割り当てられる。帯域幅は、光ファイバによるかわ
りに、無線またはマイクロ波の帯域でもよく、または光
ファイバを含めたそれらの手段の組み合わせた帯域でも
良い。

〔発明の概要〕

以上により言えることは、論理網の考えを避け、ＳＣ１
即ちノードが通信網の帯域幅をダイナミックに完全に共
有することを可能にすることにより、大規模な通信網に
おける呼の経ｖｆ５選択が著しく改善されることである
。従って、本発明の完全に共有された通信網は、トラヒ
ックの経路選択に高い柔軟性があるため、この通信網に
よれば、従来の構成において行われるような代わりの経
路選択をできるようにする必要性は実質的に無くなる。

具体的には、通信網の帯域を原則として周期的に、例え
ば１分間隔で、通信網のノードの間で割り当てることに
より、ノードの６対が、網内の他の各ノードに呼の経路
選択ができるように、それへの直通リンクをそれぞれ確
立し、さらにこの時、各直通リンクがそれぞれのサービ
ス種の呼に関係付けられた１つ以上のチャネル・グルー
プから形成されるようにする。そして、残りの通信網帯
域は、原則としてダイナミックに共有される帯域幅の資
源として使用するために確保される。例えば、１対のノ
ードの間で経路選択される呼が、共有資源から得たチャ
ネルを介して経路選択が行われると、それぞれの呼が終
了した場合、そのチャネルは共有資源に戻される。また
、この供給資源は、直通リンクに割り当てられたチャネ
ルが話中であると言うような、他の呼の経路選択の場合
にも使用することができる。

〔実施例〕

第３図には、網伝送設備１００を介して相互接続された
ノード２５．３０，３５．４０，４５、および５０等の
ような複数の交換センター、即ち、ノードを備えたデジ
タル公衆交換設備１！２００のブロック概略図を示す。

同図において、例えば２５などの各ノードは、中黒の四
角形で表されるが、ＡＴ＆Ｔより利用可能な周知のＮｏ
、４　ＥＳＳのような一般に内臓プログラム制御交換局
（ＳＰＣ）と称するものを特に備えている。（Ｎｏ、４
　　ＥＳＳは、１９７７年９月発行のベル・システム・
テクニカル・ジャーナル、第５６巻、第７号（ｐ、１゜
１５−１）、　１３３６）に開示されており、従って、
参照によって取り入れである。）また、各ノードには、
デジタル・クロス接続構造（デジタル切り替え・引き込
みシステムＤＡＣＳ）が含ま、れるが、これは、例えば
、ＡＴ＆Ｔより利用可能な旧ｇｉｔａｌ　Ａｃｃｅｓｓ
ａｎｄ　Ｃｒｏｓｓ−Ｃｏｎｎｅｃｔ　Ｓｙｓｔｅｍ　
ｒＶである。ＤＡＣ８は、ＳＰＣからの要求に応じて、
例えば光ファイバなどの伝送設備１００の帯域幅の１区
分（チャネル）を、そのＤＡＣ３が関係付けられたノー
ドの入力から出力へとデジタル的に多重化する。このよ
うに、各ノードは、伝送設備１００によって与えられる
帯域をダイナミックに共有することができる。（以降、
伝送設備１００を通信網帯域１００とも称することにす
る。） 簡潔かつ明確にするため、以下の議論は、第４図に示す
ようなノード２５．３０，３５．４０゜および４５を中
心とする。しかしながら、議論は通信網２００の他のノ
ードにも同様に深く関わることに理解を要する。

特に以下で言及する場合を除き、ノード２５などの網内
の各ノードは、例えばノード３５のような、網内の他の
１つ１つのノードへの直通の通信路、即ち直通リンクを
設置する。この場合、通信路は、ノード２５（即ち、発
端となるノード）からノード３５（即ち、終端するノー
ドまたは目的のノード）に送られるそれぞれのサービス
種のトラヒックの伝送に必要とされる通信網帯域１００
の一区分である。このような区分の大きさは、ノード２
５がノード３５に送ろうとする特定のサービス種のトラ
ヒック負荷に基づく。ノード２５では、例えば１分間と
言うような所定の期間にノードで蓄積されたトラヒック
の統計を用いて、予定されるトラヒック負荷が判定され
る。

つまり、第３図の通信網のような多数のサービスが統合
された通信網を考察するにあたり、それぞれのサービス
種に関係付けられた呼により、ここで、仮想トランク（
ｖｉｒｔｕａｌ　ｔｒｕｎｋ＝　Ｖ　Ｔ　）として定義
される１単位分の容量につきｒｔの平均ＷｒｔｆＸ幅（
ここで、ｉをサービス種とする）が消費されるものと仮
定する。例えば、ＶＴならば、音声またはある種のデー
タのトラヒックに対して６４ｋｂ／ｓ（キロビット／秒
）に等しいｒｌを有する。

また、ＴＶは、３８４交換デジタル・サービス（ＨＯチ
ャネル）に関係付けられた呼に対しては３８４ｋｂ／ｓ
に等しく、そして、１５３６交換デジタル・サービス（
Ｈ１１チャネル）に関係付けられた呼に対しては１５３
８ｋｂ／ｓに等しい、と言うようになる。

（言うまでもなく、本発明は、いわゆる広帯域（Ｂｒｏ
ａｄｂａｎｄ）　Ｉ　ＳＤＮのような他のサービスに対
しても容易にかつ効率的に役立てることができるので、
先に掲げたサービスは、制限として解釈するべきではな
い。なお、広帯域Ｉ　ＳＤＮは、まもなく、約４０ｍｂ
／ｓのデータ速度を有するいわゆるＤ　Ｓ　３　（Ｄｉ
ｇｉｔａｌ　Ｓｉｇｎａｌ　Ｌｅｖｅｌ　３）級の接続
を提供し、さらに将来、その他の高データ速度のサービ
スも提供するはずである。） そこで、１分間の各間隔の初めに、例えばノード２５な
どの各ノードにおいて、例えばノード３５などの他の各
ノードに特定のサービス種のトラヒック、即ちデータを
送るのに必要となるＶＴ数が、前の１分間の期間にわた
って前記の特定のサービス種に対してノード２５で蓄積
したトラヒック負荷の統計を用いて算出される。その結
果得られるＶＴ数、即ち、帯域幅の大きさが、ここにお
い・て、そのサービスに対する仮想トランク・グループ
（ＶＴＧ）として定義される。以下において詳しく論す
るように、ノードによって設定される各ＶＴＧは、通信
網帯域を効率的に使用するために、９０％またはそれ以
上の高占有率を有するように設計される。このようなＶ
ＴＧのグループは、後述のように、その通信網に提供さ
れる種々のサービスの間で共有することが可能であり、
さらに１つのノードと他のノードを直接結合する、いわ
ゆる仮想高使用グループ（ＶＨＧ）を構成する。

従って、本発明によれば、（以下で特筆する場合を除い
て）、通信ｔＡ２００の各ノードは、他の各通信網ノー
ドへの直通リンク（ＶＨＧ）をダイナミックに設定する
が、この時、リンクは、通信網帯域の共有資源から取り
出される。例えば、第４図から、それぞれの直通リンク
によってノード２５が他のノードの各々に接続されるこ
とが、分かる。つまり、ＶＨＧ２５−３５、ＶＨＧ２５
−４０およびＶＨＧ２５−４５により、ノード２５がノ
ード３５．４０および４５に直に結合される。

ＶＨＧ２５−Ｍは、ノード２５を網内ノードの残りのノ
ードに接続するＶＨＧ　（直通リンク）を−括して表す
。さらに、他の網内ノード、例えば３０．３５．４０お
よび４５ｅ、、ＶＨＧ３０−Ｎ。

ＶＨＧ３５−Ｐ、ＶＨＧ４０−ＲおよびＶＨＧ４５−８
によって表されるそれぞれのＶＨＧを介して、他の各網
内ノードに直に結合される。同図には明示していないが
、ＶＨＧ３５−Ｐ、ＶＨＧ４０−ＲおよびＶＨＧ４５−
５には、ノード２５への直通リンク（ＶＨＧ）がそれぞ
れ含まれる。さらに、ＶＨＧ４０−ＲおよびＶＨＧ４５
−５には、ノード３０への直通リンクが含まれ、ＶＨＧ
４５−８には、ノード３５への直通リンクが含まれる、
という具合である。そして、通信網帯域１００の残りの
帯域は、帯域の共有資源を構成し、この共有資源は、仮
想最終トランク・グループ（ＶＦＧ）と称して、必要に
応じて網内ノード間で共有される。

また、ＶＦＧ（？！域の共有資源）は、直接接続された
ノードの間の呼（特定のサービス種のトラヒック）を成
立させる場合にも使用される。例えば、ノード３０は、
それ自体とノード２５および３５との間に、ＶＨＧを設
定しない。つまり、あるノードが、例えば中央局（Ｃｏ
）などの外部の発信源から呼を受信すると、そのノード
は、それに関係して呼び出される電話番号を多数のパラ
メータに変換する。これらのパラメータのうち３つは、
（ａ）その呼を受信するべきノード、即ち終端ノードを
識別する網交換機番号（ＮＳＮ）、（ｂ）その呼に関係
付けられたサービスの種類、および（Ｃ）経路選択バタ
ン・インデックスである。現在の例であるノード３０に
おいて、ＮＳＮによって偶然にノード２５　（３５）が
確認された場合、ノード３０は、相応の経路選択インデ
ックスに従って、それ自体とノード２５　（３５）との
間の単リンク通信路を、ＶＦＧから得た相応のチャネル
を用いて確立し、そのチャネルを介して呼を設定する。

その後、呼が切断されると、ノード３０は、そのチャネ
ルをＶＦＧに戻す。ノード３０は、共通通信路１５０を
介してノード２５（３５）と連絡を取ることによって単
リンク通信路を確立する。通信路１５０は、周知の共通
線信号（ＣＣＳ）手段、または網内ノードが互いに連絡
し合うために使用するその他のデータ通信網でもよい。

従って、本発明の特徴の一つによれば、単リンクの呼に
対する通信路は、要求に応じて実時間で、後述のように
、帯域の共有資源から得た帯域を用いて、確立される。

（以降、「近接」ノードという用語は、ＶＦＧから得た
帯域を用いて単リンク通信路を介して接続された１対の
ノードを意味するものとする。このようにすれば、ノー
ド対２５および３０，３０および３５、ならびに３５お
よび４０などは、隣接ノードを構成することになる。） 場合によっては、直通リンクを介して呼に経路を与える
ことが、主な目的となる。しかし、直通リンクが使用で
きない場合、ノードは、ｖＦＣから得た帯域を使用する
ことも有り得るが、これは以下で詳細に論する。その前
に、以下の説明に備えて状況を設定すると、ノードは、
例えばＣＯから受信した呼に経路を与えるために、次の
順序で一連の経路選択を試みる。

１、直通リンク容量を可変の仮想高使用トランク・グル
ープ（ＶＨＧ）上で選択する。

２、そのＶＨＧが話中で、そのＶＨＧに対して現在見積
もっている容量がＶＨＧの現在の大きさを越える場合、
ｖＦＧから得られる帯域（チャネル）を用いて追加の仮
想高使用トランクを「設けて」、その新たなＶＨＧトラ
ンク上に呼を設定する。

３、ステップ１および２で述べたように、ＶＨＧ内で帯
域が利用できない場合、例えば、いわゆる実時間網内ル
ーティング（ＲＴＮＲ）方式を用いて２リンク通信路を
介して、その呼に経路を与える。そして、 ４．２リンク通信路が利用できない場合、仮想最終トラ
ンク・グループのバックボーン網による多重リンク通信
路を介して、呼に経路を与える。

本発明の説明に役立つ実施例においては、各呼の帯域を
共有資源（ＶＦＧ）から獲得して、前記のステップ４に
場合にように呼の設定に使用し、その呼が終了した後、
その共有資源に変えずように考慮されている。このよう
にして、帯域の共有資源の容量を、通信網のノードに必
要に応じて利用できるようにする。従って、本発明は、
「代わりとなる経路選択がなく」かつ「通信網の帯域幅
を完全に共有する」という目的にかなう。これから説明
するように、説明のための実施例では、本発明の効果的
な実践として前記の４つのステップを使用した。従って
、直通リンク（ＶＨＧ）の大きさの設定に向けた議論か
ら始めることにする。

前記のように、各通信網ノードがその他の各ノードにＶ
ＨＧを設置する。この場合、特定のＶＨＧの大きさは、
前の１分間の期間に蓄積されたトラヒック負荷の統計か
ら決定される。この統計には、（ａ）あふれ状態のため
に特定の伝送先に到達しなかったサービスに関する呼の
計数（ＯＶ’）、（ｂ）その伝送先へのそのサービスに
対する呼の総数の計数（ＰＣ’）（ペグ数（ｐｅｇ　ｃ
ｏｕｎｔ）とも称する）、（Ｃ）その伝送先への、その
サービスに対する、現在進行中の呼の数の計数（ＣＩＰ
’）が含まれる。ノードでは、そのノードが現在の１分
の期間中に他のノードに送る予定のサービスに対するト
ラヒックの水準を支持するのに必要となる帯域幅の大き
さを、特定のサービスに対して得た前記の計数の値を用
いて決定する。次に、そのノードは、サービスの各々に
対して算出した帯域幅を合計して、そのノードを他のノ
ードに結合するＶＨＧの大きさを決定する。

具体的には、ノードは、最初に、例えば、次の関係を用
いて、それぞれのサービスに対するトラヒック負荷を見
積もる。

ＴＬ’　＝　、５ｘＴＬ’ｌ、−１＋　［，５ｘＣＩＰ
’ｎｘ（１／Ｉ（−０Ｖ’ｎ　／ＰＣ’ｎ　））コ　　
　　　（１）ここで、ＴＬは、現在の１分間の期間ｎの
間にサービスｉに対して予測される評価トラヒック負荷
である。ＴＬ’を知ると、ノードは、次の関係を用いて
、そのサービスに対する最小の仮想トランク要求（ＶＴ
’）を決定する。

’Ｉ’Ｔ’ｔｒａｆ　”　１．Ｉ　Ｘ　ＴＬ’ｙｌ（２
） ここで、ＶＴ’ｔｒａｆは、遮断中の（サービス）対象
に見合うサービスに対する最大の仮想トランク要求であ
る。前記のように、ＶＴＧは、例えば９０％か、それ以
上の占有率となるように設計することができる。従って
、特定のサービス種ｉに対するＶＴＧの評価サイズは、
式（２）から得た値の９０％で近似され、例えば、次の
ような関係によって決定される。

ＶＴ’ｓｎａ　＝　０．９ＸＶＴ’ｔｒ、、　　　　　
　　（３）ここで、Ｖ　Ｔ　’　ａｉｌはサービスｉに
対するＶＴＧ’の巧みに設計されたＶＴ容量である。従
って、そのノードでは、そこで処理する各サービス種に
対する前記の計算を行う。次に、そのノードは、前記の
ように、式（３）から得た結果を合計して、現在の１分
間の期間中にそれぞれのサービス種に関係付けられたト
ラヒックを特定のノードに送るために必要なＶＨＧの全
体の大きさを決定する。従って、前記の手順により、そ
れらの値の合計は、関係付けられたＶＨＧに割り当てら
れる全帯域幅（Ｂ　Ｗｔ）より小さいことが分かる。

第５図に移ると、同図には、通信網帯域１００の一部が
ＶＨＧとして使用するために割り当てられる方法を説明
するための実例を示しである。ＶＨＧのサイズ、即ち、
縁帯域幅ＢＷ、には、それぞれのサービス種に割り当て
られ、巧みに計画された数のＶＴ（チャネル）　　（Ｖ
Ｔｅｎｇ）が含まれる。

式（１）、（２）および（３）によって定義される計算
を行った結果として、例えば２５のようなノードが、次
のように判断したとする。即ち、現在の１分間の期間中
に、例えばノード３５のような他のノードにＶＨＧを形
成するには、ＭおよびＮ≧１とした場合、音声に対して
はＭｘ６４ｋｂ／ｓチャネル（ＶＴｅｎｇ＝Ｍ）が、デ
ジタル・データに対してはＮｘ６４ｋｂ／ｓチヤネル（
ＶＴｅｎｇ＝Ｎ）が必要となり、さらに、２つの３４８
ｋｂ／ｓチヤネル（Ｖ　Ｔｅｎｇ＝　２　）　、１つの
１５３６ｋｂ／ｓチャネル（ＶＴｅｎｇ＝　１　）　、
および１つの広帯域チャネル（ＶＴｅｎｇ−１）が必要
となる。このようにすると、計画されたチャネルの総数
（Ｍ＋Ｎ＋２＋１＋１）は、５つのすべてのサービスの
間で共有される帯域の資源（ＶＨＧ）を形成するが、後
述するように、必要な場合には、前記の比率でそれぞれ
のサービスに割り当てられる。また、第５図は、通信網
帯域ｌＯＯの一部が、帯域の共有資源、即ちＶＦＧとし
て取られていることも示している。

このように、本発明によれば、各通信網ノードが他の各
通信網ノードへのＶＨＧを前記の式を用いて確立し、こ
の時、現在の１分間の期間中に起こり得るトラヒック負
荷を満足するように各ＶＨＧの大きさが調節されるよう
に、通信通信網帯域１００が区分される。そして、帯域
幅１００の残りの帯域は、共有資源（ＶＦＧ）として役
立つように利用される。

例えばノード２５などのノードから例えばノード３５な
どの他のノードへの仮想高使用トランク（ＶＨＴ）の確
立および切断は、要求に応じて行われる。これが意味す
るところは、ノード２５で端を発しノード３５で終端す
る呼に関連して、ノード２５が、それ自信とノード３５
との間にＶＨＴを設置するということである。逆に、ノ
ード２５は、呼の切断に関連して、過剰のＶＨＴを前記
の共有資源に返すことになる。例えば、前の１分間の期
間中に、ノード２５が、ノード３５への音声トラヒック
を支持するために１０個のＶＨＴを使用したと仮定する
。さらに、前記の計算を実行した結果として、その後に
続く現在の１分間の期間中にノード３５への音声トラヒ
ックを支持するには１１個のＶＨＴ　（チャネル）が必
要であるとノード２５が判断すると仮定する。つまり、
現在の１分の期間に対してノード２５に必要な音声ＶＨ
Ｔの数が、前の期間中に必要とした数より１つ多いとす
る。本発明の特徴の一つとして、ノード２５は、ＶＨＴ
が実際に必要な場合に限り、ノード２５自体とノード３
５との間に追加のＶＨＴを設置する。従って、ノード２
５がｌ１番目の音声ＶＨＴを設置するのは、ノード２５
が、ノード３５へ向けられて到来する音声呼を受信し、
ノード２５がそれ自体とノード３５との間に既に設置し
た前記の１０個の音声ＶＨＴがノード３５に終端する他
の音声呼に使用されていて、さらに、後述するように、
他のサービスのために設置されたノード３５へのＶＨＴ
の何れもが共有するべく利用できない場合である。

ノード２５は、ｌ１番目の音声ＶＨＴを設置するに、最
初に、共有資源から音声チャネルを獲得し、次に、到来
する音声呼をそのチャネルに、関係付けられたデジタル
・クロス接続構造（後述）を介して接続するようにする
。さらに、ノード２５は、ノード３５と、それへの通信
路に介在する各ノード、即ちノード３０とに共通線信号
路（ＣＣ８’）１５０を介してメツセージを送る。ノー
ド２５がそれらのノードに送るメツセージには、特に、
（ａ）呼の識別情報（呼び出される電話番号）、（ｂ）
発端ノードとしてのノード２５の識別情報、（Ｃ）終端
ノードとしてのノード３５の識別情報、（ｄ）ＶＨＴチ
ャネルの識別情報および大きさ、および（ｅ）特定され
たチャネルによってサービスされるサービス種の識別情
報が、含まれる。−方、ノード３０および３５は、それ
らの内部メモリに前記の情報を記憶する。その後、ノー
ド３５は、前記の特定されたチャネルを「走査」して、
到来する呼を受信し、さらに関係付けられた呼び出され
る番号によって特定される市内のあて先に、前記の呼を
経路付けして送る。一方、ノード３０では、前記のメツ
セージの受信に応じて、ノード３０に含まれるデジタル
・クロス接続構造（ＤＡＣ８）に、特定されたＶＦＧチ
ャネルを「通過」してノード３０の出力、そしてノード
３５へと続くように指示する。

同様に、ノード２５が現在の１分の期間に必要になる可
能性のある音声ＶＨＴの数が、例えば、前の期間中に必
要とした数より１つ少ないならば、ノード２５は、関係
付けられた呼がＶＨＴから切断される結果としてアイド
ル（遊休）になる次の音声ＶＨＴを共有資源に戻す。ノ
ード２５は、これを行うために、終端ノードと、それに
到る線路に介在する（ノードがあれば、これらの）ノー
ド、例えばノード３０および３５とに対してＣＣＳチャ
ネルを介して、メツセージを送る。このメツセージには
、特に、（ａ）発端ノードとしてのノード２５の識別情
報、（ｂ）終端ノードとしてのノード３５の識別情報、
（ｃ）ＶＨＴチャネルの識別情報、（ｄ）その呼が切り
放されたことを示すフラグ、および（ｅ）特定されたチ
ャネルが共有資源に戻されつつあることを示すフラグが
、入っている。ノード３５は、このメツセージを受信す
ると、ノード３６が市内のあて先へと設置した経路から
、そのチャネルを切り放し、そのノード２５から端を発
するチャネルの識別情報を内部メモリから消去する。一
方、ノード３０では、前記の特定されたチャネルを通過
してノード３５に達するようにノード３０が確立したク
ロス接続を禁止（切断）することにより、そのチャネル
を帯域の共有資源（ＶＦＧ）に戻す。

前記のように、ノードは、相応の直通リンクが利用でき
ないときはいつでも、２リンク通信路を使って呼を成立
させることができる。２リンク通信路による呼の設定を
許すのは、通信網の帯域を維持する理由からである。言
及したように、２リンク通信路の選択は、ジー・アール
・アッシ（Ｇ。

Ｒ，Ａｓｈ）他を代表して１９８８年１２月２９日に提
出された共同係属中の米国特許出願第２９１，８１５号
に開示されている前記の実時間網内ルーティング（ＲＴ
ＮＲ）方式に従って行われる。

具体的には、呼に経路を与えるべく２リンク通信路を選
択するために、現在の呼と同じサービス種を有し、かつ
他のノードから終端ノードに到る直通リンクを現在のト
ラヒック容Ｍ（負荷状態）相当要求するメツセージが、
発端ノードによって、ＣＣ８線路１５０を介して終端ノ
ードに送られる。

終端ノードは、このメツセージに応じて、その要求され
た情報を詳述するもう１つのいわゆるビット・マツプを
、ＣＣ８線路１５０を介して発端ノードに返す。次に、
発端ノードは、受信したビット・マツプとそれ自体のビ
ット・マツプとの論理積を求め、現在の呼と同じサービ
ス種を有し、かつその発端ノードから受信したビット・
マツプに載っているノードに到る直通リンクの負荷状態
を詳しく調べる。次に、発端ノードでは、呼の終端ノー
ドへの経路選択に使用可能な許可された中間（介在する
）ノードを特定しているビット・マツプと前記の結果と
の間の論理積が求められる。そのようね許可された通信
路は、特定の伝送品質保証（ＴＱＡ）パラメータを満足
する通信路であり、例えば、このパラメータとしては、
通信路が所定の距離を越える場合その通信路にエコー・
キャンセラを入れることを要求するパラメータがある。

そのようなパラメータを満足しない通信路を、ここでは
、２級通信路またはＧ２通信路と定義する。

以上より分かることであるが、ＶＴＧの負荷状態を決定
することは、終端ノードへの直通リンク通信路と２リン
ク通信路との何れかの選択にとり必須事項である。従っ
て、最初に、ＶＴＧの負荷状態を決定する過程、および
トランク保存の概念を本発明に関係する程度に論する。

その後、本発明の原理に従って呼に経路が与えられる多
数の実証的な例を、呼の経路選択方法を詳述して論する
ことにする。

具体的には、ＶＴＧ’の負荷状態は、ＶＴＧｌにおける
ＶＴの数に基づく。ここでは、ＶＴＧ’の現在の負荷状
態を、６つの負荷状態の内の１つとして定義する。６つ
の負荷状態とは、即ち、負荷が最も軽い（ＬＬＩ）、負
荷が中程度に軽い（ＬＬ２）、負荷がわずかに軽い（Ｌ
Ｌ３）　、負荷が重い（ＨＬ）、保留の（Ｒ）、そして
、話中の（Ｂ）各状態であり、各状態は、以下に示すよ
うに、それぞれのトランクしきい値に関係付けられてい
る。

具体的には、利用可能な仮想トランクの数が、負荷が軽
いしきい状態をこえる場合、例えば、ＶＴＧｌに仮想ト
ランクが５％以上ある場合、ＶＴＧ’は、負荷が軽いと
考えられる。利用可能なＶＴの数が、負荷が軽い状態の
しきい値より小さいが、負荷が重い状態のしきい値より
大きい場合、例えば、１つのトランクから、そのＶＴグ
ループにおけるＶＴの総数の５％までの間の何れかであ
る場合、ＶＴＧＩは、負荷が重いと考えられる。一方、
あるＶＴＧ’のＶＴが何れも利用できない場合、そのＶ
ＴＧは、話中と考えられる。（ＶＴＧ’の負荷状態をさ
らに正確に規定するために、負荷状態を追加して使用す
ることも勿論可能であるが、そのような正確さは、本発
明の基本原理には影響しない。） ここで、保留の状態を、ＶＴＧ’により処理され遮断さ
れた呼の数がサービス対象に関係付けられた等級を越え
る場合にのみ使用される状態と定義する。そのような遮
断（即ち、ふくそう）が起こると、保留の状態のしきい
値が、ふくそう水準をもとに設定される。そして、負荷
が重い状態と軽い状態（ＬＬＩ、ＬＬ２およびＬＬ３）
に対する各負荷状態のしきい値は、保留の状態のしきい
値だけ増加させられる。これについても、前記のジー・
アール・アッシ他の特許出願に同様に開示されている。

具体的には、ノード間のふくそうが、ある１分間の期間
中に検出された場合、その影響を受けるＶＴＧ’に関係
付けられたいわゆる保留水ＱＲ’が、そのＶＴＧ’に対
して起こるノード間の混雑の水準に従って設定される。

このように、影響を受けるＶＴＧ’を利用しようとして
いる２リンク・トラヒックは、そのグループの保留水準
に左右される。

つまり、以下に示すように、一定の条件が満たされる場
合に限り、保留負荷の状態にあるＶＴＧ’を用いて、終
端ノードへの２リンク通信路を設置することができる。

そこで、各ノードにおいて、そのノード対に対して規定
されたふくそう水準およびＶＴＧ’によって処理される
ノード間トラヒックの評価水準に基づいて、その各ＶＴ
Ｇに対する保留水準Ｒ１が算出される。ＶＴＧ’に関係
付けられたノード間ふくそう水準は、前の１分の期間に
わたって、そのノード対に対して取ったノード間のあふ
れ数（ＯＶ’）とペグ数（ＰＣ→について、前者を後者
で割った商に等しい。そのノード対の遮断が、所定のし
きい値を越える場合、保留水準Ｒ１は、そのサービスに
対して見積もられたトラヒック負荷、即ちＴＬｌに基づ
いた水準を用いて計算される。式（１）および（２）に
関連し手先に述べたように、ＴＬｌは、その遮断してい
る対象にかなうサービスに対する最小の仮想トランク（
ＶＴ）要求Ｖ　Ｔ　ｔｒａｆを見積もるのに使用される
。つまり、 ＶＴ’ｔｒａｆ　＝　１．１ｘＴＬ’　　　　　　　（
４）ここで、望ましい占有率、例えば９０％、を保証す
るために、１．１と設定している。そして、例として次
の表に示した値に従って、Ｒ’が決定される。

第１表　トランク・グループの保留水準釜サービス種に
対する保留水準は、既に定義したように、高々Ｒ″であ
るが、ＶＴ’ｔｒａｆ−ＣＩ　Ｐｌによって限界が決め
られる。つまり、Ｒ’ｔｒａｆ　　＝　　ｍ１ｒｔｃＲ
’、ｓ＋ａｘ（０，ＶＴ’ｔｒａｆ−ＣＩＰ’）コ　　
（５）前記のＶＴＧの負荷状態の決定に使用されるしき
い値の例を次の表に要約する。

第２表　トランク・グループの 負荷状態のしきい値 アイドル・リンク帯域幅ＩＬＢＷｉを、ＩＬＢＷｉ＝Ｂ
Ｗｔ−ｂｕｓｙＤｓＯｓ　　　　（６）と定義する。こ
こで、ＢＷｔは、総直通リンク帯域幅であり、ＤＳＯは
、特定のサービス種の１つの呼を伝送するのに使用され
る帯域幅の単位である。

（例えば、音声サービスに対しては、ＩＤ５Ｏは１つの
６４ｋｂ／ｓチヤネルである。従って、ｂｕｓｙＤ　Ｓ
　Ｏは、話中のＤＳＯの数である。）よって、第２表に
記したしきい値とアイドル・リンク帯域ＩＭＩＬＢＷｉ
に基づいて、ＶＴＧの負荷状態が、次の表に示したよう
に定義される。

第３表　トランク・グループの負荷状態の定義５ｌｒＶ
ｌｅｅＳ１ 第３表より、保留水準と状態の境界のしきい値が、トラ
ヒック負荷の評価水準に比例することが分かるが、これ
は、保留されるＶＴの数と「負荷が軽いＪ　ＶＴＧ’を
構成するように要求されるアイドル状態のＶＴの数とが
、トラヒック負荷と共に増減するということである。さ
らに、ＶＴＧｉの保留は、Ｖ　Ｔ　’　ｔｒａｆの水準
まで適用されるが、この水準は、その遮断対象にかなう
サービスに必要とされる容量にほぼ等しい。つまり、特
定のサービスに対して進行中の呼の数が、要求されたＶ
Ｔの評価水準にひとたび達すると、そのＶＴＧ’が遮断
虫の対象に見合うようにＶＴＧ’を援助するための■Ｔ
Ｏ’の保留はもはや必要でなくなる。ＶＴＧ’の保留が
、もはや必要でなく、不活性となった場合、ＶＴＧ’の
負荷状態が増加し、ＶＴＧｌの容量が、多重リンクの呼
に使用できるようになる。従って、ＶＴＧ’の保留は、
呼の増減の水準に応じて、それぞれ活性化されたり、不
活性化されたりする。

ここでは、前記の点に留意しながら、直通リンクの容量
を決定する方法を論する。具体的には、サービスに対し
てふくそうがある場合、そのサービスｉに関係付けられ
た各直通リンクのために最小の帯域幅ＶＴ’ｅｎｇが、
保証され、その保証された最小の帯域幅を使用するに十
分なトラヒックが保証される。従って、サービスｉが、
遮断中のサービス対象にかなう場合、そのＶＴＧに統合
されている他のサービスは、サービスｉに割り当てられ
たＶ　’ｌ”　ｅｎｇ帯域幅を自由に共有する。従って
、本発明の特徴によれば、直通リンクを構成する帯域幅
（ＶＨＧ）は、そのリンクを使用するサービスの間で共
有することができる。この直通リンクに関して共有過程
が実現されると、サービスに対して進行中の呼の数（Ｃ
ＩＰ’）が、そのサービスに対して計画された最小帯域
幅ＶＴ’ｅｎｇの水準以下である場合、その直通リンク
上のＶＴが利用できることが保証される。ＣＩＰ’が、
ＶＴ’ｅｎｇに等しいか、それより大きい場合、そのＶ
ＨＧ上のアイドル・リンク帯域幅（ＩＬＢＷ）が遮断対
象に見合わない他のサービスのために保留された帯域幅
より大きい限り、アイドル状態のチャネルを「捕獲コす
ることにより、特定のサービスｉに関係付けられた呼を
、その伝送先に送ることができる。つまり、サービスｉ
に対する直通リンク上の最小に計画された帯域幅をＶＴ
’ｅｎｇとした場合、ＣＩ　Ｐ’≧ＶＴ’ｅｎｇ　　　
　　　　　　（７）かつ、 −１ であるならば、呼を伝送先に送るように、その直通リン
ク上でＶＴを選択することができる。

式（８）において、用語ｒｍａｘＪで始まる表現の意味
するところは、それらの計画された呼の水準より低い他
のサービスに対して保留されている容量を上回る容量が
あるならば、その計画された呼の水準を越えて計画され
たサービスに対する呼は、その直通リンク上を送ること
ができる、ということである。従って、如何なるサービ
スｉに対する直通リンク上の保留帯域幅も、たかだかＶ
　Ｔ　’ｅｎｇ−ＣＩＰ’であり、その直通リンクの容
量が保留されるのは、その直通リンクによって互いに接
続されたノード対土で、その関係付けられたサービスの
保留水準が誘発された（即ち、Ｒ１が０より大きい）場
合に限る。さらに、計画された水準に一度達すると、呼
がその直通リンクを介した経路を与えられるのは、その
直通リンクの帯域が、そのＶＴ’ｅｎｇの値より低い他
のサービスのために保留されておらず、ざらにノード間
の遮断も受けていない場合に限られる。

なお、各ノードに含まれる帯域割り当て手順によって、
そのノードが扱う各サービスに対する■Ｔ’ｅｎｇの値
が決定される。さらに、計画を行う手順により、ＶＨＧ
を構成する各サービスに対するＶ　Ｔ　’　ｅｎｇ値が
決定されるが、それらの値の総和が、その関係付けられ
たＶＨＧに割り当てられた全帯域幅（Ｂ　Ｗｔ）より小
さくなるように、前記の手順は設計されている。このよ
うに、計画手順により、各サービスｉに対する通信網の
特性の最低水準が保証される。

前記のように、発端ノードが、関係付けられた呼をその
伝送先に進めるために直通リンクが使用できない場合、
その発端ノードは、利用可能な２リンク通信路を介して
、その呼を進めることができる。２リンク通信路は、発
端ノードから中間ノードまでの直通リンクと、１つの通
信路、例えば、その中間ノードから終端ノードまでの直
通リンクとからなる。発端ノードは、利用可能な２リン
ク通信路の所在を特定するために、上述のように、他の
ノードから終端ノードに延びているそれぞれのＶＴＧの
負荷の状態（例えば、ＬＬｌ負荷状態）を示すビット・
マツプを終端ノードから入手し、そのビット・マツプと
発端ノードが使用できる許可された通信路を示すビット
・マツプとの論理積を求める。同じく上述のように、そ
の許可された通信路は、前記の品質保証（ＴＱＡ）パラ
メータを満たすような通信路である。次に、発端ノード
は、前記の結果得られるビット・マツプから無作為選択
手順を用いてＬＬＩの通信路を選択する。

本発明の説明に役立つ実施例では、発端ノードにおいて
、次の実例となる表において例として定義した通信路選
択手順に従って最も望ましい通信路が選択される。

第４表 通信路の順位の定義 具体的には、第４表の欄ＡおよびＢの下ζこ、発端ノー
ドが呼をその伝送先に送るために使用可能なそれぞれの
手順を示す。欄Ａの下に掲げた通信路選択の議論は、以
下で言及する場合を除き、ａＢの下に掲げた通信路選択
にも等しく関係する。欄Ａの下に掲げた選択の場合、発
端ノードは、第１の選択線路として直通リンクを選択す
るが、これは、常に言えることである。直通リンクが利
用できない場合、発端ノードは、終端ノードから受信し
たビット・マツプを用いてＬＬＩ負荷状態の中間Ｂｗｌ
を第２の選択肢として選択する。発端ノードは、ＬＬｌ
が利用できないことが分かった場合、第３の選択肢とし
てＬＬ２状態の中間線路を選択する。ＬＬ２の状態の線
路が利用できない場合、発端ノードは、第４の選択肢で
あるＬＬ３の状態の中間線路を介して、呼を進めようと
する。これ以降、発端ノードは、５番目の選択肢（負荷
が重い状態）を介して、そして、それができない場合に
は、６番目の選択肢（保留状態）を介して、呼を送る、
または進めずことを試みる。第４表から、発端ノードは
、第５の選択肢に関係付けられた条件が真であると分か
った場合に限り、前の選択肢のうちの１つを介して呼を
進めることに失敗した後に、第５の選択肢を選択するこ
とができる。つまり、そのサービスに対して進行中の呼
の数（ＣＩＰ’）が、そのサービスに対する仮想トラン
ク・トラヒック要求（ＶＴ’ｔｒａｆ）に相応の「深度
」パラメータＤ１を乗じることによって得られた結果よ
り小さいことが分かる。この条件が偽となった場合、発
端ノードは、呼が進むのを阻止して、呼の発信元にそれ
なりの通知を行う。５番目の選択肢が利用できない場合
、６番目の選択肢に関係付けられた条件が真の場合に限
って、発端ノードは、その６番目の選択肢を介して（即
ち、保留負荷の状態の中間線路を介して）呼を進めよう
と試みることができる。ゆえに、パラメータＤＩおよび
Ｄ２は、特定のサービス種の呼に対する中間通信路の捜
索の深度を制御する因数である。

また、第４表より、ｊＫａＢの下に掲げられた選択肢の
順位には、ＴＱＡの必要条件（前述）を満たさないＧ−
２通信路を伴う選択肢が追加されて含まれている。

そこで、一般に、あるノード対にふくそうが検出される
と、さらに深い捜査深度が許される。多数の経路の選択
肢を用意することは、ふくそうを減らすことに役立つか
らである。しかし、ふくそうの総数が高水準に達した場
合、これは、過負荷状態である可能性を示すが、その深
度は短縮される。このような場合は、第４表により課せ
られる条件によって示されるように、代わりの経路の選
択肢を少なくすることが得策である。また、直通のＶＴ
が全く無いか、または、ノード間のトラヒック要求Ｖ　
Ｔ　’　ｔｒａｆが小さい、即ち１５ＶＴ以下であるな
らば、捜査の深度を増加させる。なぜなら、この場合、
通信網の遮断対象に見合う中間通信路を経由する経路の
選択に大きく依存し、トランクの保留は効果がなくなる
からである。

以上より、次のように理解できる。深度パラメータＤ１
およびＤ２、ならびに通信路の順位の選択は、次の第５
表の値の例によって示すように、（ａ）種々の遮断のし
きい値、（ｂ）直通のＶＴの数の存在または変化、およ
び（Ｃ）直通のトラヒックＶ　Ｔ　’　ｔｒａｆの水準
によって制御される。なお、第５表は、各サービスｉご
とに用意され、通信網の各ノードのメモリに記憶される
。

第５表より、第４表に掲げられた通信路の順位の選択お
よび関係付けられたパラメータＤＩおよびＤ２の値は、
（ａ）ある１分の期間にわたって取った全局（Ｔ　Ｏ；
　ｔｏｔａｌ−ｏｆｆ　１ｃｅ）ふくそう、（ｂ）ある
１分の期間にわたって取ったノード間（ＮＮ：　ｎｏｄ
ｅ−ｔｏ−ｎｏｄｅ）ふくそう、および（ｃ）直通リン
クの存在などに基づくような、発端と終端とのノードの
間で発生するトラヒックのふくそうによって、支配され
る。従って、項目Ｂに示した条件に対しては、ノード間
ふくそうがＯから１５％の間であった場合、発端ノード
は、パラメータＤ１およびＤ２の値をそれぞれＯおよび
Ｏとして、第４表の欄Ａの下に掲げられた通信路順位を
使用する。一方、ノード間ふくそうが１５から５０％と
なった場合、発端ノードは、パラメータＤ１およびＤ２
の値をそれぞれ０．７およびＯとして、第４表の欄Ｂの
下に掲げられた通信路順位を使用する、という具合であ
る。従って、発端ノードが第４表のＡまたはＢの何れを
用いるか、また、そのノードが表をどこまで下ってアク
セスするかを管理することによって、それぞれのサービ
スに対するふくそう特性を制御することができる。この
ように、発端ノードは、負荷が重い状態か、または保留
状態の中間ノードにアクセスすることができる。しかし
、このようなアクセスは、第５表を使用することによっ
て管理される。

（なお、第５表に示したパラメータの値は、本発明のモ
デルにおいて第５表に示した条件を刺激することによっ
て得た経験的な値であることを付記する。） ここでは、前記の点に留意しながら、第６図および第７
図に示したような呼の経路設定におけるビット・マツプ
の使用を伴う多数の説明に役立つ例を論する。簡潔にす
るために、ノード５０を含め、第４図に示したノードの
みを第６図に示す。

（第６図においては、網交換機番号（ＭＳＮ）によって
ノードを識別する。以後、ＮＳＮを「ノード」の意にと
り、また、その逆も有り得る。）さらに、明確にするた
めに、ノード２５から他のノードへのＶＨＧ　（直通リ
ンク）およびノード３０゜３５および５０からノード４
５へのＶＨＧは、通信ｒａｍ域１００から分離して示し
である。

以下の議論において、ノード、即ち、網交換機番号（Ｎ
ＳＮ）２５が、発端ノードであり、かつＮ５Ｎ４５が、
終端ノードであると仮定する。さらに、Ｎ５Ｎ２５は、
呼をＮ５Ｎ４５に進めなければならないが、Ｎ５Ｎ４５
への直通リンク（ＶＨＧ２５−４５）には利用可能なＶ
Ｔ’を持っていないとする。従って、Ｎ５Ｎ２５は、バ
ックボーン・ノード３０，３５．４０および５０の１つ
を伴う２リンク通信路を介して、その呼を進めようとす
ることになる。

具体的には、第４表で与えられる通信路順位の番号をた
どって、Ｎ５Ｎ２５は、背骨状の通信路にある他のノー
ドからＮ５Ｎ４５に延びるＬＬＩのＶＴＧ：のビット・
マツプをＮ５Ｎ４５から得る。

この受は取ったビット・マツプを第７図の行ｒａＪに示
すが、これは、Ｎ５Ｎ３５および５０からのＶＴＧ’が
、各ＮＳＮ名の下に示された、例えば、１という２進数
の値によって識別されるように、負荷が最も軽い（ＬＬ
Ｉ）。また、このビット・マツプは、Ｎ５Ｎ４５からＮ
５Ｎ４０までのＶＦＧｌｏｏ−４の負荷状態も負荷が最
も軽いことを示しテイル。ココテ、Ｎ　Ｓ　Ｎ　２５　
ハ、ＮＳ、Ｎ２５から他の背骨状のノードに延びる直通
リンクで、行ｒｂＪに示されるように例えば１という２
進数値によって識別されるようにＬＬＩなる負荷状態に
ある行ｒａＪのビット・マツプに掲げられているもの（
直通リンク）を特定するＮ５Ｎ２５自体のビット・マツ
プと、受信したビット・マツプとの論理積をとる。次に
、Ｎ５Ｎ２５は、呼をＮ５Ｎ２５からＮ５Ｎ４５に進め
るために使用し得る中間ノードを特定するビット・マツ
プ（行「Ｃ」）と前記の結果との論理積をとる。この結
果得た許可された中間交換機（ＡＩＳＷ）ビット・マツ
プを行「ｄ」に示す。

従って、Ｎ５Ｎ２５は、Ｎ５Ｎ２５とＮ５Ｎ４５との間
に２リンク通信路の設置を試みるならば、中間ノードと
してＮ５Ｎ３５およびＮ５Ｎ４０の何れかを選択するこ
とができるが、この選択は、基本的にはランダムに行わ
れる。Ｎ５Ｎ２５は、そのＡｌ５Ｗによって、呼を例え
ばＮ５Ｎ３５に送る。その間に、Ｎ５Ｎ３５のＮ５Ｎ４
５へのＶＴＧの負荷状態が例えばＬＬ３に変化したこと
がＮ５Ｎ３５で分かった場合、Ｎ５Ｎ３５は、その呼を
受信せずに、周知の「クランクバック」信号をＣＣ８１
５０（図面には図示せず）を介してＮ５Ｎ２５に戻すこ
とにより、その事実をＮ５Ｎ２５に知らせることができ
る。一方、Ｎ５Ｎ３５において、そうでないと分かった
場合、Ｎ５Ｎ３５は、Ｎ５Ｎ４５へと延びるＶＨＧ３５
−４５の相応のＶＴＧｉを介してＮ５Ｎ４５に呼を進め
ることができる。

ＬＬＩなる負荷状態のＶＴＧ’が利用できないこと、即
ち、各ＮＳＮに対する行ｒａＪ上の値が例えば２進数の
Ｏであることが、Ｎ５Ｎ４５から受信したビット・マツ
プに示されている場合、Ｎ５Ｎ２５は、第８図に示すよ
うにＬＬ２および（または）ＬＬ３の負荷状態を有する
ＶＴＧ’のビット・マツプをＮ５Ｎ４５に要求すること
ができる。

その結果としての第８図のＡＩＳＷ行を用いて呼を進め
ることができなかった場合、Ｎ５Ｎ２５は、第４表に記
された通信路の順位を続けていく。つまり、Ｎ５Ｎ２５
は、Ｎ５Ｎ４５へと延びていて、負荷が重い状態（ＨＬ
）のＶＴＧ’ｓを特定するビット・マツプをＮ５Ｎ４５
から入手する。前記のように、Ｎ５Ｎ２５は、後者のビ
ット・マツプを入手し、それから、保留状態のＶＴＧ’
ｓを示すビット・マツプを得るようにする。前記のよう
に、Ｎ５Ｎ２５は、ＨＬ状態を使用した後、第４表に示
され関係付けられた条件が真である場合に限り、保留状
態を使用することができる。

（なお、本発明に適用可能なビット・マツプを用いる他
の例は、前記のジー・アール・アッシ他の特許出願で論
じられている。） 前述のように、発端ノードは、２リンク通信路が利用で
きない場合、多重リンク通信路を介して呼を進めようと
する。多重リンクであれば、呼を伝送先に進めるために
、帯域の共有資源（ＶＦＧ）から帯域を利用することが
できるので都合がよい。

例えば、第４図を再び参照すると、ノード２５などのノ
ードが、例えばノード４５などの他のノードに２リンク
通信路を介して呼を進めることができなかった場合、ノ
ード２５は、いわゆるバックボーン通信路を通るノード
４５への多重リンク通信路を利用することができる。現
在の説明用の例において、そのようなバックボーン通信
路には、中間ノード３０，３５、および４０が含まれる
。

（勿論、バックボーンには、他のノード、例えば、第３
図に示したようなノード５０，５５および６０を含めて
もよい。）具住的には、最初に、ノード２５は、ノード
４０との間の直通リンクＶＨＧ２５−４０を介して、呼
をそのノードに送ろうとする。ノード２５が、その試み
に成功した場合、ノード４０は、その呼をノード４５に
、直通リンクを介するか、またはＶＦＧｌｏｏ−４から
得たチャネルを介して進める。そのようなチャネルが利
用できない場合、その呼は遮断され、そのこの発信元は
、その通知を受ける。

ノード２５が、その呼にノード４０への経路を与えられ
ない場合、ノード２５は、その呼をＶＨＧ２５−３５を
介してノード３５に送ろうとする。

同様に、ノード２５が、その試みに成功した場合、ノー
ド３５は、ノード４０に延びるＶＦＧｌｏｏ−３から得
たチャネルを介してノード４５にその呼を進めようとす
る。ノード３５は、これを行うために、要求を入れたメ
ツセージをノード４０に送り、ノード４０に含まれるデ
ジタル・クロス接続構造を介してＶＦＧｌｏｏ−３チヤ
ネルをＶＦＧｌｏｏ−４までデジタル的に延長するよう
に要求する。結果的に、以上が成功となると、その呼は
ノード４５に送られる。しかし、ＶＦＧｌｏｏ−３が利
用できない場合、その呼は、前のように遮断される。同
様に、ノード２５が、呼をノード３５に経路付けするこ
とに成功しなかった場合、ノード２５は、ＶＦＧｌｏｏ
−１から得た利用可能なチャネルを用いてノード３０を
介して、その呼に経路を与えようとする。次に、ノード
３０も、ノード３５と同様に、利用できるなら、直通リ
ンクまたはＶＦＧｌｏｏ−２から得たチャネルを介して
、呼を進めようとする。ＶＦＧｌｏｏ−２から得た帯域
を介して、呼が進められる場合、ノード３０は、ノード
３５および４０にメツセージを送り、それらのノードが
、そのチャネルをＶＦＧｔｏｏ−３およびＶＦＧｌｏｏ
−４までそれぞれ延長するように要求する。従って、最
終的な選択肢の通信路は、すべてバックボーン・リンク
からなる通信路である。

ここで、本発明の一部の動作を制御するソフトウェアの
議論に移ることにする。ソフトウェアは、Ｎｏ、４ＥＳ
Ｓ交換機のメモリに格納されている。

第９図に、プログラムを形成する流れ図を示す。

このプログラムは、毎分、実行され、上述のパラメータ
、および続いて起こる１分の期間中に必要となる各ＶＨ
Ｇのサイズを決定する。

特に、ブロック１０００において、このプログラムに入
ると、ブロックｆｏｏｌに進み、そこで、続いて起こる
１分の期間中に、その交換機が処理する予定の各サービ
ス種に対する第３表の値を判断する。この作業を終える
と、プログラムは、次に、ブロック１００２に進む。

ブロック１００２において、すべての局の間のふくそう
（全局ふくそう’）Ｔｏ’を決定する。このため、他の
すべての網内ノードに対して総あぶれ数（ＯＶ）の総和
を求め、さらに、その結果を総ベグ数（ＰＣ）　、即ち
、他のすべてのノードに対して設定を試みた呼の数で割
る。つまり、ここで、ｋは、あらゆる距離のノードのＮ
ＳＮの値をとる。各ＴＯｌの値を決定した後、プログラ
ムは、ブロック１００３に進む。ブロック１００３では
、先に論じた要領で、各ＶＴＧ’に対して保留された容
量を決定し、ブロック１００４に進む。

ブロック１００４では、各サービス種に対する通信路の
順位を決定する。この決定は、プログラムの先行するブ
ロックで得た値を用いて行われる。

次に、プログラムは、ブロック１００５に進み、そこで
、続いて起こる１分の期間中に予測される水準のトラヒ
ックを処理するのに必要であるプログラムが判断する各
ＶＴＧｉのサイズを決定する。

次に、プログラムは、各サービス種に対する前記の各Ｖ
ＴＧに対しＶ　Ｔ　’ｅｎｇを決定した後、ブロック１
ｏｏｅより出る。

必要が生ずると、第１０図のブロック１１００からプロ
グラムには入り、関係付けられたノードの各ＶＴＧ’の
負荷状態を判断する。制御１１００でプログラムに入る
と、ブロック１１０１に進み、そこで、各ＶＴＧ’に対
し、そこに記されたしきい値を決定する。これを前述の
要領で行う。次に、プログラムは、ブロック１１０２に
進み、そこで、各ＶＴＧ’に対し負荷状態の表３を使用
し、その結果を関係付けられた４ＥＳＳ交換機のメモリ
に格納する。そして、ブロック１２３から出る。

第１１図に、呼をその伝送先に進めるために実行するプ
ログラムの流れ図を示す。具体的には、ブロック１２０
０からプログラムに入ると、ブロック１２０１に進み、
新たに受信した呼に関係付けられたサービス種に対して
進行中の呼の数（ＣＩＰ’）が、現在の１分の期間に対
しそのサービス種に対して計画された最小の帯域幅（Ｖ
Ｔ’ｅｎｇ）より小さいかどうかを判断する。判断が真
である場合、ブロック１２０６に進む。そうでない場合
は、ブロック１２０２に進む。ブロック１２０２では、
先に式（８）を提示して説明したように、それぞれのＶ
ＨＧ上のアイドル・リンク帯域幅が、それらの遮断中の
対象に見合わない他のサービスのために保留された帯域
幅より大きいかどうかを調べるために検査を行う。式（
８）が真であると分かった場合、プログラムは、ブロッ
ク１２０６に進む。

その他の場合は、ブロック１２０３に進む。

ブロック１２０６において、プログラムは、関係付けら
れたノードを終端ノードに結合するＶＨＧを検査し、関
係付けられた終端ノードに呼を進めるために利用できる
帯域幅が、そのＶＨＧにあるかどうかを判断する。その
ような帯域が利用可能な場合、ブロック１２０７に進む
。利用できない場合、ブロックｌ　２０３に進む。ブロ
ック１２Ｏ７では、前記の要領で、利用可能な帯域幅に
よって呼を設定した後、ブロック１２０５Ａを経て出る
。

ブロック１２０３において、呼を伝送先に進めるために
、新たな仮想高使用トランク（ＶＨＴ）が必要であると
プログラムが判断した場合、プログラムはブロック１２
０４に進む。そうでない場合、プログラムは、第１２図
の１２０８に進む。

ブロック１２０４において、終端ノードへの新たなＶＨ
Ｔを設置するために利用可能な帯域がＶＦＧ上にあるか
どうかを調べるために検査を行い、そのような帯域が、
利用可能で、かつＶＴ評価プログラムによって要求され
た場合は、ブロック１２０５に進みむ。そうでない場合
、プログラムは、第１２図のブロック１２０８に進む。

ブロック１２０５において、プログラムは、前記の要領
で、新たなＶＨＴを設置する。つまり、プログラムは、
その関係付けられたノードと終端ノードとの間の通信路
にある各ノードにメツセージを送り、それらのノードに
、新たに割り当てられた帯域を「突っ切る」ように要求
する。前記のように、プログラムは、そのメツセージを
終端ノードにも送り、このメツセージはＣＣ８通信路１
５０を介して送られる。プログラムは、ブロック１２０
５Ａを経て出る。

プログラムは、ブロック１２０８で始まり、２リンク通
信路を介して呼を進めようとする。ブロック１２０８で
は、メモリにあるレジスタをクリアし、第５表を参照し
て、その試みにおいて第４表のＡまたはＢの何れの表を
使用するかを決定する。次に、ブロック１２０９に進み
、そこで、ｒＡＪを使用するべきであるとねった場合は
、ブロック１２１０に進む。そうでない場合、ブロック
１２１４に進む。ブロック１２１０および１２１４では
、呼を進めるために使用する第４表の通信路の順位番号
を前記のレジスタに格納する。次に、プログラムは、ブ
ロック１２１１に進む。

ブロック１２１１において、プログラムは、通信路番号
２（即ち、ＬＬＩの負荷状態）に関係付けられたビット
・マツプの要求を終端ノードに送る。なお、その要求に
、通信路番号３および４（即ち、ＬＬ２やＬＬ３の負荷
状態）に関係付けられたビット・マツプを入れることも
勿論可能である。プログラムは、要求したビット・マツ
プを受信すると、ブロック１２１２に進む。ブロック１
２１２では、前記の「論理積」関数を実行して、許可さ
れた中間交換機のビット・マツプ（ＡＩＳＷ）を作り、
ブロック１２１３に進む。

ブロック１２１３において、プログラムは、そのＡ　Ｉ
　ＳＷビット・マツプを検査して、終端ノードへの中間
ノードが利用可能かどうかを判断する。

利用できると分かった場合、ブロック１２１５に進む。

そうでない場合は、ブロック１２２１に進む。

ブロック１２１５では、そのＡｌ５Ｗビツト・マツプか
ら中間ノードを任意に選択し、さらに、発端ノードと中
間ノードとの間の直通リンク（■ＨＧ）を介して呼をそ
の中間ノードに送る。この時ＣＣ８通信路１５０を介し
て適切なメツセージも一緒に送る。そして、プログラム
は、選択した中間ノードが呼を受は入れたかどうかを調
べるために、所定の期間だけ待つ。待機時間の終了に続
いて、ブロック１２１６に進む。ブロック１２１６にお
いて、プログラムは、その中間ノードから、いわゆる「
クランクバック」信号を受信したかどうか調べるために
検査を行う。周知のように、中間ノードは、自らが呼を
終端ノードに進めることができないと分かった場合、Ｃ
Ｃ５１ｉ！ｉ信路１５０を介して発端ノードにクランク
バック信号を返す。

プログラムは、そのクランクバック信号を受信したこと
を知ると、ブロック１２１７に進む。そうでない場合、
プログラムは、ブロック１２２０を経て出る。

ブロック１２１７では、Ａｌ５Ｗビツト・マツプを検査
して、そのマツプに特定されている中間ノードが他にあ
るかどうかを調べる。プログラムは、あると分かると、
ブロック１２１５に戻る。

現在のＡｌ５Ｗビツト・マツプに、許可された中間ノー
ドが他にない場合、プログラムは、ブロック１２１８に
進む。

ブロック１２１８において、前記のメモリ・レジスタの
内容を検査し、そのレジスタに許可済みの通信路番号が
他に入っているかどうか調べる。

（なお、通信路番号は、それらが使用された時点で、そ
のレジスタから削除されることを付記する。）レジスタ
に番号が入っていれば、プログラムは、ブロック１２１
９に進む。そうでない場合、ブロック１２２１に進む。

ブロック１２１９では、レジスタにある次の通信路番号
を書き留めた後、レジスタのその番号をクリアする。次
に、ブロック１２１１に戻り、その番号に関係付けられ
たビット・マツプを終端ノードから獲得する。

ブロック１２１１では、プログラムは、先に論じたよう
に、バックボーン・ノードを用いて、多重リンク通信路
を介して呼を進めようとする。前記の要領で、バックボ
ーン通信路にある中間ノードに呼を送ると、ブロック１
２２２に進む。ブロック１２２２では、その中間ノード
からクランクバック・メツセージが送られて来るかどう
かを、調べるために待つ。そのメツセージを所定の期間
内に、即ち、１秒以内に受信しなかった場合、プログラ
ムは、ブロック１２２４から出る。そうでない場合、ブ
ロック１２２３に進み、そこで、呼の発信元に、呼が阻
止されたことを知らせる。

先に論じたように、各網内ノードは、他の網内ノードの
それぞれにＶＨＵ　）ランクを設置する。

また、通信網ノードは、本発明の特徴によって、構内交
換機などのような、いわゆるユーザ設置袋！　（ＣＰ　
Ｅ　；　ｃｏｓｔｏｍｅｒ　ｐｒｏｖｉｄｅｄ　ｅｑｕ
ｉｐｍｅｎｔ）へのＶＨＵ）ランクを設置することがで
きる。従って、本発明の完全共有通信網を、多重ホーミ
ング能力との関連において使用して、第１５図に示すよ
うに、ＣＰＥに多様なレベルの接続性を提供することが
できる。この構成において、ＣＰＥ５００は、例えば、
いわゆるビジネス通信システム（構内交換機）などであ
るが、説明の都合上、ノード２５に含まれるデジタル切
り替え・引き込みシステム（ＤＡＣ８）３００に通信路
５０１−５０３を介して接続されている。ＣＰＥ５００
は、交換機４００と通信路３０１を介して連絡し合うが
、通信路３０１は、ＤＡＣＳを通り、通信路４２０を介
して交換ｔｆｆｉ４００まで延びている。

結果的に、ＣＰＥ５００は、通信網帯域１００にアクセ
スして、それぞれの網内ノードへの直通リンクを確立す
ることができ、これによって、ＣＰＥ５００は、１つ以
上のノードを拠点とし、トラとツクが飽和しそうな期間
中に、ＣＰＥの電話呼を、音声およびデータを問わず、
それらのノードの間で分配することができるようになる
。例えば、ＣＰＥ５００は交換機４００に指示して、ノ
ード３０とＣＰＥ５００との間の直通リンク（ＶＨＧ）
（ＶＨＧ５００−３０として図示）およびノード３５と
ＣＰＥ５００との間の直通リンク（ＶＨＧ５００−３５
として図示）を設置させ、これによって、ＣＰＥ５００
は、ＤＡＣＳのほか、通信路５０２と５０３を介してノ
ード３０と３５をも拠点とすることが可能となる。

ここで、第１６図に移ると、同図には、本発明を実施し
得る、例えばノード２５．３０および３５のような、シ
ステム２００のノードのブロック概略図を示す。前記の
ように、ノードには、とりわけ、デジタル・クロス接続
構造３００と回路交換機４００が含まれる。同じく前記
のように、デジタル・クロス接続構造３００は、例えば
、ＡＴ＆Ｔより利用可能なり１ｇ１ｔａｌ　Ａｃｃｅｓ
ｓ　ａｎｄ　Ｃｒｏｓｓ−Ｃｏｎｎｅｃｔ　Ｓｙｓｔｅ
ｍ　ＴＶ　（Ｄ　Ａ　ＣＳ　ＴＶ　：デジタル切り替え
・引き込みシステムＩＶ）？、Ｃとで、交換１４００は
、例えば、やはりＡＴ＆Ｔより利用可能なＮｏ。

４ＥＳＳなどである。ＤＡＣ３ＴＶは、モジュール型で
高容量の電子式、デジタル・クロス接続システムであり
、分散処理を特徴とする。その主制御部は、１次記憶容
量と２次記憶容量として、それぞれハード・ディスクと
テープ・カートリッジによってサポートしている。Ｎｏ
、４ＥＳＳには、とりわけ、（ａ）交換機の全般的な動
作を制御するＣＰＵ４００．（ｂ）ケーブル４０５のそ
れぞれの線を介して到来する電話呼をＤＡＣＳ３００ま
で延長し、従って、通信網帯域１００を介して通信網２
００の他のノードにまで延長する、デジタルｍ４０２、
（ｃ）ケーブル４０５の線のインタフェースをとるため
、電話呼と回路交換機とのインタフェースをとることに
なる、通信インタフェース４０１、（ｄ）共通バス４０
４を介してＣＣ８伝送設備１５０とＣＰＵ４１０とのイ
ンタフェースをとる、ＣＣ８端末が、含まれる。ＣＰＵ
４１０には、とりわけ、（ａ）中央制御部４１１、（ｂ
）プログラム・メモリ４１２および呼メモリ４１３、（
ｃ）主制御コンソール（図示せず）に中央制御部４１１
へのインタフェースを与える周辺インタフェース回路４
１４が、含まれる。ノードにおいて本発明を実施するプ
ログラムは、メモリ４１２に記憶されているが、１分毎
の更新情報、前記の第１から第５までの表、それぞれの
ＶＨＧを特定する記録、ビット・マツプなどは、第１７
図に示すように、呼メモリ４１３に格納されている。

本発明の特定の実施例を示して、説明してきたが、本発
明の範囲と主旨を逸脱することなく種々の変更を行うこ
とが可能である。例えば、この完全共有通信網は、パケ
ット交換網において使用することも可能である。この場
合、第４図に示した各ノードは、回路交換機ではなくパ
ケット交換機となり、通信網帯域１００は、先に述べた
要領で、ノードどうしを相互接続するために使用される
。

さらに、例えば、広帯域ｌ５ＤＮの応用に関係する産業
によって現在定義されている１５０Ｍｂ／Ｓ非同期転送
モード（ＡＴＭ）のパケット網アーキテクチャのような
広帯域パケット交換サービスにおいては、この完全共有
通信網を理想的に利用することができる。本発明の原理
を利用したパケット交換機であれば、言うまでもなく、
仮想高使用グループおよび仮想最終グループの概念を利
用して、通信網の帯域幅をノード対の間で分割すること
ができる。

【図面の簡単な説明】

第１図および第２図は、従来の網内経路選択構造に関す
る問題点の理解に役立つ従来の網内経路選択構造の例を
示す図、 第３図は、本発明を実践し得る実例的な通信網の地理的
床がりを示す図、 第４図は、第３図の通信網の部分集合のブロック概略図
、 第５図は、第３図および第４図の伝送設備の（１）域が
、複数のそれぞれの帯域のチャネルにどのように分割さ
れるかを説明するための例を示す図、第６〜８図は、異
なるトラヒック条件の下で本発明に従って呼の経路を選
択する実例を示す図、第９〜１４図は、第３〜４図の通
信網ノードの動作、特に、呼の経路設定のための直通リ
ンクに関連する動作を説明する流れ図、 第１５図は、ユーザ設置装置が、本発明の原理に従って
第３図および第４図の通信網ノードの１つ以上を拠点と
するようすを表すブロック概略図、第１６図は、本発明
が実施される通信網ノードのブロック概略図、 第１７図は、第１５図の回路交換機の呼メモリの割り付
けの実例を表す図である。 ＦＩＧ、１ ＦＩＧ、５ ＦＩＧ、２ 牟 ＦＩＧ、７ ＦＩＧ、８ ＦＩＧ、９ ＦＩＧ、１６

Claims (12)

【特許請求の範囲】
1. （１）第１のノードおよび複数の第２のノードと、前記
   ノードの各々を相互接続する伝送設備とを備え、この伝
   送設備が、それぞれの帯域幅を有する複数のチャネルに
   分割可能な所定の帯域幅を有し、 前記第１のノードに含まれ、現在の所定の長さの期間中
   に作用して、前記第２のノードの個々のノードに、それ
   ぞれの数の前記チャネルから形成される直通リンクを設
   置する手段も備え、前記チャネルが、必要に応じて獲得
   され、前記数が、前の期間中に前記第１のノードによっ
   て蓄積されたトラヒック統計の関数であり、前記伝送設
   備の残りのチャネルが、前記ノード間で共有し得るチャ
   ネルの共有資源を形成し、さらに 前記第１のノードに含まれ、前記第２のノードの前記個
   々のノードの１つを終端ノードとして確認しつつ呼を受
   信した場合、これに応じて作用を開始し、前記終端ノー
   ドへの直通リンクの相応のチャネルを介して前記呼を前
   記終端ノードに進める手段も備えた、ことを特徴とする
   完全共有通信網。
2. （２）前記チャネルの各々の帯域幅が、それぞれのサー
   ビスの種類に基づく、ことを特徴とする請求項１記載の
   完全共有通信網。
3. （３）前記の進める手段が、 前記呼が前記第１のノードに隣接するノードを終端ノー
   ドと見なす場合に作用して、前記共有資源から実時間で
   獲得されたチャネルを介して前記呼を前記の隣接するノ
   ードに進め、さらに前記呼が終了すると、前記チャネル
   を前記共有資源に戻す手段を備えた、ことを特徴とする
   請求項１記載の完全共有通信網。
4. （４）前記の進める手段が、 前記直通リンクが、前記呼を前記終端ノードに進めるの
   に使用できない場合に作用して、前記第２のノードの他
   のノードによって前記終端ノードへ設置された他の直通
   リンクの利用可能性を示すデータを前記終端ノードから
   獲得し、さらに、前記の利用可能性のデータによって特
   定されるような前記第２のノードの前記他のノードの１
   つへの直通リンクと、前記第２のノードの前記他のノー
   ドの前記の１つによって前記終端ノードに設置された直
   通リンクとを含む２リンク通信路を介して、前記呼を前
   記終端ノードに進める手段を備えた、ことを特徴とする
   請求項１記載の完全共有通信網。
5. （５）前記の獲得する手段が、 前記第１のノードによって前記第２のノードの前記他の
   ノードに設置された各直通リンクの利用可能性を示すデ
   ータを前記第１のノードに含まれるメモリに記憶する手
   段を備え、前記の記憶された利用可能性のデータと前記
   の獲得した利用可能性のデータとに基づいて、前記の２
   リンク通信路が選択される、ことを特徴とする請求項４
   記載の完全共有通信網。
6. （６）前記の利用可能性のデータが、少なくとも利用可
   能性の負荷の軽い級と負荷の重い級を含む、利用可能性
   の複数の等級の１つを示すデータからなる、ことを特徴
   とする請求項５記載の完全共有通信網。
7. （７）前記通信網が、パケット交換網である、ことを特
   徴とする請求項１記載の完全共有通信網。
8. （８）前記伝送設備が、光ファイバ・ケーブルを備えた
   、ことを特徴とする請求項１記載の完全共有通信網。
9. （９）前記ノードおよび前記伝送設備が、公衆交換網を
   含む、ことを特徴とする請求項１記載の完全共有通信網
   。
10. （１０）前記ノードのうちの少なくとも１つが、回路交
    換機、およびデジタル・クロス接続構造を備えた、こと
    を特徴とする請求項１記載の完全共有通信網。
11. （１１）前記ノードの少なくとも１つが、前記ノードの
    少なくとも１つの他のノードに接続されたユーザ設置装
    置である、ことを特徴とする請求項１０記載の完全共有
    通信網。
12. （１２）所定の帯域幅を有する網伝送設備にそれぞれ接
    続された複数の交換ノードを備えた電気通信網において
    前記伝送設備を前記ノード間で完全に共有する方法にお
    いて、 前記伝送設備の帯域幅が、それぞれの帯域幅の複数のチ
    ャネルへとダイナミックに分割されるように前記伝送設
    備を構成するステップと、 前記ノードの隣接するものどうしの各対の各ノードにお
    いて、それぞれのサービス種の呼に経路を与えるために
    、前記ノードの他の個々のノードにそれぞれの直通リン
    クを設置するステップとを備え、前記直通リンクの各々
    が、前記サービス種のそれぞれの種類に関係付けられた
    チャネルのいくつかのグループからなり、この時、前記
    チャネルの各々が、前記通信網帯域幅のそれぞれの区分
    であり、かつ必要に応じて獲得されるものであり、さら
    に、前記通信網帯域幅の残りの帯域が、前記通信網ノー
    ドの間でダイナミックに共有し得る帯域の共有資源とし
    て保留される、ことを特徴とする通信網の完全共有方法
    。