JP2010233074A - ルーティング装置、通信システム、及びルーティング方法 - Google Patents

Abstract

【課題】明示的ルーティングにより既定経路を定められたフローに対し、状況に応じて、既定経路より高い転送性能を実現し、また、効果的にリソースを再利用可能とする。
【解決手段】交点ＬＳＲ１０１−７は、ＱｏＳ−ＬＳＰ２０１−２の主フローのパケットを受信時に、ＱｏＳ−ＬＳＰ２０１−１、２０１−２の双方に属する下流側の交点ＬＳＲ１０１−９までの経路において、既定経路ではなく、迂回経路ＱｏＳ−ＬＳＰ２０１−１を用いて転送した方がＱｏＳの期待値が高く、また、そのようにしても両ＱｏＳ−ＬＳＰ２０１−１、２０１−２のＱｏＳ保証に支障がないと判断される場合、当該パケットをＱｏＳ−ＬＳＰ２０１−１に入力する。交点ＬＳＲ１０１−９は、ＱｏＳ−ＬＳＰ２０１−１のゲストパケットを、ＱｏＳ−ＬＳＰ２０１−２に再入力する。
【選択図】図１

Description

本発明は、ルーティング装置、通信システム、及びルーティング方法に関する。

一定以上の転送品質（Quality of Service、以下、ＱｏＳと略す）を保証した通信を提供できる通信網において、実際にあるフローの転送におけるＱｏＳを保証するためには、ＱｏＳが保証される通信リソースを、そのフロー転送が占有できるよう予約する必要がある。この予約は、例えば、電話網においては、Ｓｉｇｎａｌｉｎｇ Ｓｙｓｔｅｍ Ｎｏ．７（ＳＳ７）、ＩＰ網においては、ＲＳＶＰなどのシグナリング機構を通して行われる。これら従来のリソース予約シグナリング機構は、いかなるリソースに対しても、そのリソースを用いる全てのフローが、同時に、当該リソースを予約量の全てを利用しても、当該リソースが、ＱｏＳ保証が担保できなくなるほど不足しないよう予約を制御する。

但し、一般には、ＱｏＳリソースを予約したフローが、常時、予約した分だけの帯域を利用しているとは限らない。例えば、そのフローの送信プロセスが送信を停止しているか、予約したリソース全てが必要となるほどの負荷を通信網に与えていない場合、予約済みリソースの全ては利用されていないことになる。このとき、余分となるリソースは、当該リソースが従来のシグナリング機構により独占的に予約されている場合、他のフローの転送に活用できないため、リソース利用効率が最適化されない。

この問題への対策として、あるフローが予約したＱｏＳリソースを全て利用していない場合には、他のフローが当該リソースを利用できるように構成された技術が知られている（例えば、非特許文献１参照）。該非特許文献１には、２つのフローが共に用いるリンクの負荷分散スケジューリングにおいて、いずれのフローにも、最低帯域を保証しつつ、いずれかのフローが帯域を最低帯域以下しか使っていない場合には、これを他方のフローが使えるよう動的に負荷分散比率を変更する技術が開示されている。

非特許文献１の技術では、複数のフローが互いに予約した帯域を実質的に融通し合うことで、空き帯域の有効活用を実現している。しかしながら、この技術で帯域を融通し合えるのは、当該複数のフローが共に同じリソースの帯域を予約している場合に限られる。この場合、帯域を融通し合えるフローの組み合わせは、各フローのルーティングにより決定されることになる。

嶋村昌義、飯田勝吉、古閑宏幸、門林雄基、山口英、「最低帯域保証を実現するＶＰＮサービスにおける非線形計画法を用いたプロビジョニングアルゴリズム」、電子情報通信学会技術研究報告、ＩＮ２００７−８３、ｐｐ．３５−４０、Ｏｃｔｏｂｅｒ２００７

ところで、トラフィックエンジニアリングを考慮したＭＰＬＳ（multiprotocol label switching：マルチプロトコルラベルスイッチング）、ＧＭＰＬＳ（Generalized multiprotocol label switching）などで用いられる明示的ルーティングでは、各フローのルーティングが最短経路とならない場合がある。このような場合の一例を図１１に示す。図１１において、２つの通信ノード１０１の間を接続する通信リンク１０２は、帯域ｒを有するものとする。また、通信ノード１０１−７から通信ノード１０１−９までのフロー２０１−１と、通信ノード１０１−６から通信ノード１０１−１０までのフロー２０１−２が、それぞれ、エンドエンド帯域をｒだけ予約しているものとする。

ここで、フロー２０１−２にとっての最短経路は、通信ノード１０１−７、通信ノード１０１−８、及び通信ノード１０１−９を経由するものであるが、通信ノード１０１−７と通信ノード１０１−８との間のリンク、及び通信ノード１０１−８と通信ノード１０１−９との間のリンクにおいては、その帯域が別のフロー２０１−１によって全て占有されているため、この経路を用いることができない。そのため、通信ノード１０１−７、通信ノード１０１−２、通信ノード１０１−３、通信ノード１０１−４、及び通信ノード１０１−９を経由する、より長い経路がフロー２０１−２に割り当てられている。このような場合、フロー２０１−１とフロー２０１−２とが通信リンクを共有しないため、非特許文献１のような技術による帯域の相互融通はできない。

このとき、通信ノード１０１−７から通信ノード１０１−９までの、リソース予約を行わずに転送するフローに対しては、最短経路である通信ノード１０１−７、通信ノード１０１−８、及び通信ノード１０１−９を経由するルーティングが設定されているとすると、リソース予約を行わないフローの方が、同じ起点・終点通信ノード間のエンドエンドリソース予約を行ったフロー２０１−２より短い。

このため、例えば、フロー２０１−１の負荷が小さく、通信ノード１０１−７と通信ノード１０１−８との間のリンク、及び通信ノード１０１−８と通信ノード１０１−９との間のリンクに輻輳が生じない場合には、通信ノード１０１−７から通信ノード１０１−９までの通信については、リソース予約を行ったフローの方が、行わないフローより経路が長いため、遅延が大きくなる。つまり、ＱｏＳ保証のために行ったリソース予約であるにもかかわらず、状況によっては、かえってＱｏＳが劣化してしまうという問題がある。

本発明は、このような事情を考慮してなされたものであり、その目的は、明示的ルーティングにより既定経路を定められたフローに対し、状況に応じて、既定経路より高い転送性能を提供することができ、また、効果的にリソースを再利用することができるルーティング装置、通信システム、及びルーティング方法を提供することにある。

上述した課題を解決するために、本発明は、フフロー毎の既定経路に含めるリソースを指定する明示的ルーティングが可能な通信網に含まれるルーティング装置であって、自装置が転送するフローの明示的な既定経路の少なくとも一部を、他のフローの既定経路に含まれるリソースを経由するように迂回させる際に、迂回区間で当該フローに提供できる一時的な転送品質を推定可能な迂回経路を検出する迂回経路検出手段と、前記迂回経路検出手段によって検出された迂回経路の転送品質と前記既定経路の転送品質との差に基づいて、当該フローのデータを前記迂回経路および／または前記既定経路にルーティングするルーティング手段とを備えることを特徴とするルーティング装置である。

また、上述した課題を解決するために、本発明は、フロー毎の既定経路に含めるリソースを指定する明示的ルーティングが可能な通信網に含まれるルーティング装置を含む通信システムであって、前記ルーティング装置は、自装置が転送するフローの明示的な既定経路の少なくとも一部を、他のフローの既定経路に含まれるリソースを経由するように迂回させる際に、迂回区間で当該フローに提供できる一時的な転送品質を推定可能な迂回経路を検出する迂回経路検出手段と、前記迂回経路検出手段によって検出された迂回経路の転送品質と前記既定経路の転送品質との差に基づいて、当該フローのデータを前記迂回経路および／または前記既定経路にルーティングするルーティング手段とを備えることを特徴とする通信システムである。

また、上述した課題を解決するために、本発明は、フロー毎の既定経路に含めるリソースを指定する明示的ルーティングが可能な通信網に含まれるルーティング方法であって、自装置が転送するフローの明示的な既定経路の少なくとも一部を、他のフローの既定経路に含まれるリソースを経由するように迂回させる際に、迂回区間で当該フローに提供できる一時的な転送品質を推定可能な迂回経路を検出するステップと、前記検出された迂回経路の転送品質と前記既定経路の転送品質との差に基づいて、当該フローのデータを前記迂回経路および／または前記既定経路にルーティングするステップとを含むことを特徴とするルーティング方法である。

この発明によれば、明示的ルーティングにより既定経路を定められたフローに対し、状況に応じて、既定経路より高い転送性能を提供することができ、また、効果的にリソースを再利用することができるという利点が得られる。

本第１実施形態によるルーティング方法を説明するための概念図である。 本第１実施形態による、上述した動作を実現する交点ＬＳＲの構成を示すブロック図である。 本第１実施形態によるＬＳＲ１０１−７のフォワーディングテーブル３１のデータ構成例を示す概念図である。 本第１実施形態によるＬＳＲ１０１−７のＱｏＳ−ＬＳＰ管理テーブル３２のデータ構成例を示す概念図である。 本第１実施形態によるＬＳＲ１０１−９のフォワーディングテーブル３１のデータ構成例を示す概念図である。 本第１実施形態によるＬＳＲ１０１−９のＱｏＳ−ＬＳＰ管理テーブル３２のデータ構成例を示す概念図である。 上述した判定が必要となる理由を説明するための説明図である。 本第１実施形態による、上述した動作を統合した、ＱｏＳ−ＬＳＰ選択部２２の動作を説明するためのフローチャートである。 本第２実施形態による、マルチホップＴＤＭＡ無線ネットワークに適用した場合の動作を説明するための概念図である。 本第３実施形態によるモバイルルータを適用した通信システムの構成を示すブロック図である。 従来技術による、ＭＰＬＳ、ＧＭＰＬＳなどで用いられる明示的ルーティングを説明するための概念図である。

以下、本発明の一実施形態を、図面を参照して説明する。

Ａ．本発明の原理
まず、本発明の原理の概要ついて説明する。
本発明では、フローの既定の転送経路に明示的に含まれるリソースの少なくとも一部を、他のフローの既定経路に含まれるリソースを用いて迂回させる際、迂回区間で一時的に提供可能な転送品質を推定可能な迂回経路を動的に検出し、該迂回区間における一時的な転送品質の、検出した迂回経路と既定の経路との差に応じて、該フローのデータを一時的に上記迂回経路または上記既定経路にルーティングすることを特徴とする。

ここで検出された迂回経路の、特定フローに対して一時的に提供可能な転送品質の推定結果は、その有効期間内での経路選択判断にのみ利用される。経路選択判断基準としては、例えば、当該フローのデータ転送に迂回経路を利用することで、転送品質の向上と転送コストの低減とのいずれか、または双方が発生すると期待される場合にのみ、当該フローのデータを迂回経路にルーティングする。

あるフローＡに一時的に提供可能な転送品質を推定可能な迂回経路は、例えば、他のフローの明示的ルーティング情報から検出することが可能である。フローＢがエンドエンドでＱｏＳ保証されており、フローＡの明示的経路と２つ以上のルーティング装置とを共有していれば、その共有されたルーティング装置に挟まれた区間を、転送品質を推定可能な迂回経路として検出できる。フローＢが予約した、フローＡの迂回経路に含まれるＱｏＳリソースの１つをフローＣとした場合、以下では、フローＢをフローＣのゲストフロー、フローＡをフローＣの主フローと呼ぶ。同じリソースにつき、主フローもゲストフローも複数存在し得る。なお、本発明において、ルーティング装置とは、ハードウェアとして独立した存在に限定されず、例えば、単一チップ上のプロセッサ間のネットワーク等にも適用可能である。

例えば、あるＱｏＳリソースが、ＦＩＦＯ性とｘ以下の転送遅延と、主フローへの保証対象としている場合、このリソースの主フローがない場合、または主フローがあるが、データ転送負荷がかかっていない瞬間においては、ゲストフローのデータもｘ以下の転送遅延で転送が可能である。データ転送負荷がかかっていない状態を生ずる理由としては、実際にフローの送信プロセスがデータを送信していないか、送信プロセスは、データを送信しているが、いずれかの中継プロセスが本発明により当該リソースを迂回する迂回経路を用いて中継していることなどが考えられる。

また、既定経路上の２つ以上のルーティング装置間で、既定経路外の経路に、参考文献Ａ（T. Nakata et al., “Efficient bundling of heterogeneous radio resources for broadband Internet access from moving vehicles,” in proceedings of Global Mobile Congress 2004, Oct. 11-13 2004, Shanghi, China）で述べられているような高精度な性能推定機構を適用中である場合、この経路は、一時的な転送品質を推定できる迂回経路として検出可能である。

また、ＱｏＳリソースのみからなる経路や、高精度な性能推定機構を適用中の経路でなくても、例えば、既定経路の２つのルーティング装置間が既定経路外の単一リンクで結合されており、その送信側のルーティング装置において転送レートや、キュー長から性能が推定できる場合には、このリンクを、一時的な転送品質を推定できる迂回経路として検出可能である。

ＱｏＳフローに対して、迂回経路の転送性能の推定精度などから、迂回経路を用いた方が性能の期待値は高いが、ＱｏＳ保証が不完全になると判断される場合には、迂回経路と、既定経路の当該迂回経路に迂回される部分の双方に同じデータを転送することで、性能の期待値を向上させつつＱｏＳ保証が保持される。

このようにして、本発明では、明示的ルーティングにより既定経路を定められたフローに対し、状況に応じ既定経路より高い転送性能を提供することが可能となる。さらに、ＱｏＳフローが迂回経路を選択した場合に、既定経路の迂回対象部分は別のゲストフローに提供すれば、ＱｏＳリソースの効果的な再利用が可能となる。

Ａ．第１実施形態
まず、本発明の第１実施形態について説明する。
なお、以下の説明において、明示的ルーティングが可能である必要があるが、その実現手段については何ら限定されない。本第１実施形態では、明示的ルーティングを公知技術であるＭＰＬＳおよびＲＳＶＰ−ＴＥ（Resource ReSerVation Protocol with Traffic Extensions）により実現する場合について説明する。

図１は、本第１実施形態によるルーティング方法を説明するための概念図である。図において、通信ノード１０１−１、１０１−２、…、１０１−１２は、全てラベルスイッチルータ（以下、ＬＳＲ（Label Switch Router）という）とする。ＲＳＶＰ−ＴＥを用いた帯域予約シグナリングにより、ＬＳＲ１０１−１１〜１０１−１２までの、ＱｏＳ保証されたＬＳＰ（Label Switch Path：ＱｏＳ−ＬＳＰとする）２０１−１と、ＬＳＲ１０１−６〜１０１−１０までのＱｏＳ−ＬＳＰ２０１−２と、ＬＳＲ１０１−２〜１０１−１１までのＱｏＳ−ＬＳＰ２０１−３が設定されているものとする。

なお、ＬＳＲ間のリンク１０２は、全て双方向に「１」の帯域を有し、ＱｏＳ−ＬＳＰ２０１−１、２０１−２、２０１−３ともに「１」の帯域を予約しているものとする。また、ＱｏＳ−ＬＳＰを含む複数のＬＳＰに共有されるＬＳＲを交点ＬＳＲと呼ぶこととし、各ＱｏＳ−ＬＳＰは、起点または交点ＬＳＲで、パケットの入力を受け付ける。

各ＱｏＳ−ＬＳＲ１０１−１〜１０１−１２は、ＲＳＶＰ−ＴＥでのシグナリング時に、各ＱｏＳ−ＬＳＰ２０１−１〜２０１−３の経由ＬＳＲのリストとトンネルＩＤとを記録するものとする。その際、自ノードを経由する他のＬＳＰと共通の交点ＬＳＲが自ノードより下流側にあれば、これらを互いに転送処理を代行可能なＬＳＰとして登録する。

例えば、ＱｏＳ−ＬＳＰ２０１−１、２０１−２、２０１−３に共有される交点ＬＳＲ１０１−７は、ＬＳＲ１０１−９も、ＱｏＳ−ＬＳＰ２０１−１および２０１−２の双方に属することから、ＱｏＳ−ＬＳＰ２０１−１および２０１−２を互いに転送処理を代行可能なＬＳＲとして登録する。この手順は、転送品質を比較可能な迂回経路を動的に検出する機構の一例である。つまり、ＱｏＳ−ＬＳＰ２０１−１が先に確立されたとすると、ＱｏＳ−ＬＳＰ２０１−２が確立されたときに初めて、ＱｏＳ−ＬＳＰ２０１−１は、ＬＳＲ１０１−７とＬＳＲ１０１−９との間で迂回経路を持つ。

交点ＬＳＲ１０１−７は、ＱｏＳ−ＬＳＰ２０１−２の主フローのパケットを受信時に、ＱｏＳ−ＬＳＰ２０１−１および２０１−２の双方に属する下流側の交点ＬＳＲ１０１−９までの経路において、既定経路のＱｏＳ−ＬＳＰ２０１−２ではなく、迂回経路ＱｏＳ−ＬＳＰ２０１−１を用いて転送した方がＱｏＳの期待値が高く、また、そのようにしても両ＱｏＳ−ＬＳＰ２０１−１、２０１−２のＱｏＳ保証に支障がないと判断される場合、当該パケットをゲストフローのパケット（ゲストパケットと呼ぶ）としてＱｏＳ−ＬＳＰ２０１−１に入力する。

一方、交点ＬＳＲ１０１−９においては、ＱｏＳ−ＬＳＰ２０１−１のゲストパケットは、迂回区間が終了するため、ＱｏＳ−ＬＳＰ２０１−２に再入力される。つまり、交点ＬＳＲ１０１−９は、ＱｏＳ−ＬＳＰ２０１−１から受信したパケットのうち、ゲストパケットを識別して転送するＱｏＳ−ＬＳＰを決定する必要がある。このような識別を可能とするために、本第１実施形態では、ＬＳＲ１０１−７がＱｏＳ−ＬＳＰ２０１−２からのパケットをＱｏＳ−ＬＳＰ２０１−１に入力する際、ＱｏＳ−ＬＳＰ２０１−２から入力され、交点ＬＳＲ１０１−９でＱｏＳ−ＬＳＰ２０１−２に復帰すべきゲストパケットであることを示す情報をヘッダに挿入する。

これは、例えば、ＱｏＳ−ＬＳＰ２０１−２のトンネルＩＤと、出力予定ＬＳＲを含むシムヘッダ（ゲストシムヘッダと呼ぶ）を新規に作成し、ＱｏＳ−ＬＳＰ２０１−２のシムヘッダをゲストシムヘッダに変更し、その上にＱｏＳ−ＬＳＰ２０１−１の通常のシムヘッダをスタッキングしたものを、送信パケットのシムヘッダとすることで実現される。このとき、ＱｏＳ−ＬＳＰ２０１−１の通常のシムヘッダのＳビットを「０（スタッキングが行われていることを示す）」にする。

ゲストシムヘッダは、例えば、以下のように構成される。１つの方法として、ＥＸＰフィールド、ＴＴＬフィールドを特定の値にして通常のシムヘッダと識別できるようにし、ラベルフィールドにトンネルＩＤと迂回区間が終了するＬＳＲの識別情報とを含めることにより構成する。または、ラベルフィールドにゲストシムヘッダであることを示す特定ラベルを挿入し、トンネルＩＤと出力予定ＬＳＲの識別情報を収容するためのフィールドを別途用意することによっても構成可能である。

交点ＬＳＲは、自ノードで終了する迂回経路を提供するＱｏＳ−ＬＳＰからのパケットについては、スタッキングされた回帰シムヘッダを確認することで、既定経路に復帰すべきゲストパケットを識別する。また、交点ＬＳＲ以外のＬＳＲは、先頭シムヘッダしか検査せず、先頭シムヘッダは、ゲストシムヘッダとなることはないので、ゲストシムヘッダは、交点ＬＳＲ以外のＬＳＲに解釈可能である必要はない。

次に、図２は、本第１実施形態による、上述した動作を実現する交点ＬＳＲの構成を示すブロック図である。図２において、パケット分類部１１は、受信したパケット３０１をラベルに関して分類し、ラベル付パケット、または新たにラベルを付加すべきパケットであれば、ラベル処理部２１に供給し、それ以外であれば、パケット処理部２３に供給する。

ラベル処理部２１は、入力パケット３０１のラベルと後述するフォワーディングテーブル３１とを参照して、受信パケットを転送しているＬＳＰ（ＱｏＳ−ＬＳＰも含む）がＱｏＳ−ＬＳＰによる転送代行対象か否かを判定し、ＱｏＳ−ＬＳＰによる転送代行対象であれば、パケット３０１の情報をＱｏＳ−ＬＳＰ選択部２２に供給し、転送代行対象でなければ、パケット処理部２３に供給する。

ＱｏＳ−ＬＳＰ選択部２２は、受信されたパケット３０１のシムヘッダと、フォワーディングテーブル３１とから、受信パケットに対応するＱｏＳ−ＬＳＰのトンネルＩＤを抽出し、抽出したトンネルＩＤと、後述するＱｏＳ−ＬＳＰ管理テーブル３２とを参照して、受信パケットを入力可能な最小メトリックのＱｏＳ−ＬＳＰを選択し、選択した入力先ＱｏＳ−ＬＳＰのメトリックが受信元のＱｏＳ−ＬＳＰよりも小さければ、受信パケットをゲストパケットとして入力先ＱｏＳ−ＬＳＰに入力し、そうでなければ、転送に用いるＬＳＰを変更せず、そのままパケット処理部２３に供給する。

フォワーディングテーブル３１は、入力ラベルと、入力ラベルに対応するＬＳＰがＱｏＳ−ＬＳＰか否かのフラグ、および各ＬＳＰのトンネルＩＤを管理する。ＱｏＳ−ＬＳＰ管理テーブル３２は、当該ＬＳＲを経由するＱｏＳ−ＬＳＰの各々について、他のＬＳＰから受信したパケットをゲストパケットとして入力した場合のメリットを管理する。
パケット処理部２３は、ＱｏＳ−ＬＳＰ選択部２２により選択されたＱｏＳ−ＬＳＰに従って受信パケットを処理し、パケット送信処理部１２に供給する。

帯域予約処理部４１は、リソース状態管理テーブル４２を参照して帯域を予約する。リソース状態管理テーブル４２は、リソース状態を保持する。パケット送信処理部１２は、受信パケットをゲストパケット、または通常のＭＰＬＳパケットとしてとして送信する。

図３は、本第１実施形態によるＬＳＲ１０１−７のフォワーディングテーブル３１のデータ構成例を示す概念図である。フォワーディングテーブル３１は、入力ラベルと、入力ラベルに対応するＬＳＰがＱｏＳ−ＬＳＰか否かのフラグ、および各ＬＳＰのトンネルＩＤを管理する。

図４は、本第１実施形態によるＬＳＲ１０１−７のＱｏＳ−ＬＳＰ管理テーブル３２のデータ構成例を示す概念図である。ＱｏＳ−ＬＳＰ管理テーブル３２は、当該ＬＳＲを経由するＱｏＳ−ＬＳＰの各々について、他のＬＳＰから受信したパケットをゲストパケットとして入力した場合のメリットを管理する。より具体的には、受信トンネルと入力先トンネルの組み合わせの各々について、入力を行った場合と行わない場合のＱｏＳメトリックの差を管理する。

次に、交点ＬＳＲ１０１−７および１０１−９の処理の動作として、交点ＬＳＲ１０１−７のパケット受信時の処理について説明する。受信したパケット３０１は、交点ＬＳＲ１０１−７のパケット分類部１１でラベルに関して分類され、ラベル付パケットまたは新たにラベルを付加すべきパケットであれば、ラベル処理部２１に入力される。ラベル処理部２１では、入力パケット３０１のラベルでフォワーディングテーブル３１を参照して、受信パケットを転送しているＬＳＰ（ＱｏＳ−ＬＳＰも含む）がＱｏＳ−ＬＳＰによる転送代行対象か否か判定され、ＱｏＳ−ＬＳＰによる転送代行対象であれば、パケット３０１の情報をＱｏＳ−ＬＳＰ選択部２２に、転送代行対象でなければ、パケット処理部２３に入力する。

以下では、ゲストシムヘッダを含まないパケット３０１がＬＳＰ２０１−２から受信されたものとして説明する。受信されたパケット３０１の情報は、ＱｏＳ−ＬＳＰ選択部２２に入力される。ＱｏＳ−ＬＳＰ選択部２２は、受信されたパケット３０１のシムヘッダと、フォワーディングテーブル３１とから、受信パケットに対応するＱｏＳ−ＬＳＰのトンネルＩＤを抽出する。

次に、ＱｏＳ−ＬＳＰ選択部２２は、抽出したトンネルＩＤでＱｏＳ−ＬＳＰ管理テーブル３２を参照して、受信パケットを入力可能な最小メトリックのＱｏＳ−ＬＳＰを選択し、選択した入力先ＱｏＳ−ＬＳＰのメトリックが受信元のＱｏＳ−ＬＳＰよりも小さければ、受信パケットをゲストパケットとして入力先ＱｏＳ−ＬＳＰに入力し、そうでなければ、転送に用いるＬＳＰを変更せず、先頭のシムヘッダに従って送信する。但し、メトリックは、小さいほど好ましいとする。

ＱｏＳ−ＬＳＰ管理テーブル３２では、図４に示すように、入力メリットを、受信トンネルＩＤと入力先トンネルＩＤとの間の行列要素として表現している。但し、ＱｏＳ−ＬＳＰ２０１−１のトンネルＩＤを「１」、ＱｏＳ−ＬＳＰ２０１−２のトンネルＩＤを「２」としている。また、互いに転送処理を代行可能でない場合には、ＱｏＳメトリック差をＮＵＬＬとしている。メトリック差は、ゲストパケットを入力すると、自ノードにおける主フローのＱｏＳ保証が不完全になるか、または自ノード以外でのＱｏＳ−ＬＳＰのＱｏＳ保証の不完全性を招くと判断される場合もＮＵＬＬとなる。

ＱｏＳメトリックは、例えば、下流側の交点ノードまでのホップ数や、各ホップの遅延上限値の和、エラー可能性の上限値の和、電池の残量の最小値などで与えられる。ＬＳＲは、ＲＳＶＰ−ＴＥのシグナリングにより管理対象のＱｏＳ−ＬＳＰが加わるたびに、ＱｏＳ−ＬＳＰ管理テーブル３２に対応する行および列を追加し、また、いずれかのＱｏＳ−ＬＳＰのメトリックが変更となるたびに、ＱｏＳ−ＬＳＰ管理テーブル３２上のメトリック差を更新する。

図４に示す例では、ホップ数をメトリックとし、ＱｏＳ−ＬＳＰ２０１−２のパケットをＱｏＳ−ＬＳＰ２０１−１で送信すると、エンドエンドでのホップ数が「２」減ることから、受信トンネルＩＤ＝２に対し、入力先トンネルＩＤ＝１のメトリック差分が「−２」であり、「０」未満であることから、ＱｏＳ−ＬＳＰ２０１−２から受信したパケット３０１は（図１を参照）、ＱｏＳ−ＬＳＰ２０１−１に入力される。

このとき、ＱｏＳ−ＬＳＰ選択部２２は、次の動作を行う。まず、受信したパケット３０１のシムヘッダ（ＱｏＳ−ＬＳＰ２０１−２のシムヘッダ）をＱｏＳ−ＬＳＰ２０１−２に対応するゲストシムヘッダに変更し、その上にＱｏＳ−ＬＳＰ２０１−１での送信に対応するシムヘッダ（図３から、送信ラベルを「５１」とする）をスタックして、パケット送信処理部１１に入力する。

図５は、本第１実施形態による交点ＬＳＲ１０１−９のフォワーディングテーブル３１のデータ構成例を示す概念図である。また、図６は、本第１実施形態による交点ＬＳＲ１０１−９のＱｏＳ−ＬＳＰ管理テーブル３２のデータ構成例を示す概念図である。

交点ＬＳＲ１０１−９において、ＱｏＳ−ＬＳＰ２０１−１から受信した、ゲストシムヘッダを含むパケット３０１は、ＱｏＳ−ＬＳＰ選択部２２で、まず、ゲストシムヘッダを検査され、その結果、当該パケットの既定経路であるＬＳＰがＱｏＳ−ＬＳＰ２０１−２と判定される。さらに、迂回区間が終了するＬＳＲの識別情報を用いている場合、自ノードで迂回区間が終了するか否かを検査する。自ノードでパケット３０１の迂回区間が終了する場合、パケット３０１は、ＱｏＳ−ＬＳＰ２０１−２に入力される。

以上の動作により、ＱｏＳ−ＬＳＰ間での帯域の融通が可能になるが、そのためには、ＬＳＲ１０１−７がゲストパケットを入力すると、主フローのＱｏＳ保証が不完全になるか否かを判断できることが前提となる。この判断方法について以下に説明する。

まず、迂回経路の始点となるＬＳＲにおいて、自ノードの状態情報のみから、ＱｏＳ−ＬＳＰ（Ｘ）から受信し得る最大サイズのパケットを迂回先のＱｏＳ−ＬＳＰ（Ｙ）に入力しても、自ノードがＱｏＳ−ＬＳＰ（Ｙ）の主フローに対して提供すべきＱｏＳ保証に支障が生じる可能性がないか判断できる必要がある。例えば、自ノードがＱｏＳ−ＬＳＰ（Ｙ）の主フローに提供すべきＱｏＳ保証が、転送遅延の上限値である場合、出力バッファのキュー長や、単位時間当りの転送量などから、受信し得る最大サイズのＱｏＳ−ＬＳＰ（Ｘ）のパケットを、ＱｏＳ−ＬＳＰ（Ｙ）から送信しても、自ノードにおける遅延が保障値を上回らないと判定できる必要がある。

このような判定は、エンドエンドのＱｏＳが、各ノードが割り当てられた局所的なＱｏＳを保証することで保たれるとの前提で有効である。この前提が成り立たないＱｏＳ−ＬＳＰに対して、上記判定は、常に否となる。本第１実施形態では、経路上の全てのＬＳＲが局所的ＱｏＳ要求を保証している限り、エンドエンドのＱｏＳは、保たれるような局所的なＱｏＳ要求を、各ＬＳＲがＲＳＶＰ−ＴＥによるシグナリング時に受信していると仮定している。以上の局所的判断を、ローカル条件と呼び、以下のように一般化できる。

（ローカル条件）
自ノードが、ＱｏＳ−ＬＳＰ設定時に要求されたＱｏＳ保障条件を、ゲストパケットを当該ＱｏＳ−ＬＳＰに入力しても維持できること。

さらに、上記ローカル条件の確認の他に、ＱｏＳ−ＬＳＰ（Ｘ）の主フローのパケットの、ゲストパケットとしてのＱｏＳ−ＬＳＰ（Ｙ）への入力が、自ノード以外での局所的なＱｏＳ保証の不完全性を招くか否かの判定が必要である。これは、具体的には、ＱｏＳ−ＬＳＰ（Ｙ）上で自ノード、またはより上流のノードから、ＱｏＳ−ＬＳＰ（Ｘ）のＱｏＳ−ＬＳＰ（Ｙ）による迂回経路の終点ノード、またはより上流のノードまでの間にある、ＱｏＳ−ＬＳＰ（Ｙ）の主フローに対する、いかなる迂回経路の終点ノードも、局所的なＱｏＳの保証が、自ノードがＱｏＳ−ＬＳＰ（Ｙ）にゲストパケットを入力しても維持できるか否かを判断することで達成される。

図７は、上述した判定が必要となる理由を説明するための説明図である。図７に示す例は、図１に示す例に加え、ＬＳＲ１０１−４を起点、ＬＳＲ１０１−１０を終点としたＱｏＳ−ＬＳＰ２０１−４が含まれる。この例では、交点ＬＳＲ１０１−７、１０１−９に加え、ＬＳＲ１０１−４、１０１−１０も交点ＬＳＲとする。今、ＱｏＳ−ＬＳＰ２０１−１の負荷がほとんどないとすると、ＱｏＳ−ＬＳＰ２０１−２のパケットは、交点ＬＳＲ１０１−７においてほとんどＱｏＳ−ＬＳＰ２０１−１に転送されるので、ＬＳＲ１０１−２、１０１−３、１０１−４には、ＱｏＳ−ＬＳＰ２０１−２のパケットは、ほとんど流れない。

このとき、交点ＬＳＲ１０１−４において、ＱｏＳ−ＬＳＰ２０１−２の負荷がほとんどないと判断され、ＱｏＳ−ＬＳＰ２０１−４のパケットｄがゲストパケットとしてＱｏＳ−ＬＳＰ２０１−２に入力されると、ＬＳＲ１０１−９と１０１−１０との間でパケットｂとパケットｄが合流し、合計のレートがＱｏＳ−ＬＳＰ２０１−２の予約帯域を上回ると輻輳の可能性が生じる。

したがって、ＬＳＲ１０１−４が、パケットｄをゲストパケットとして、ＱｏＳ−ＬＳＰ２０１−２に入力すると、自ノード以外での局所的なＱｏＳ保証の不完全性を招くか否かを確認するには、自ノードより下流においてＱｏＳ−ＬＳＰ２０１−２の主フローのパケットが合流する可能性があるか判断できる必要がある。このような、より下流での輻輳の可能性を回避するための判断基準は、以下のようにグローバル条件として一般化できる。

（グローバル条件）
自ノードが始点となる迂回経路を提供できるＱｏＳ−ＬＳＰ上で自ノード、またはより上流のノードから、当該迂回経路の終点ノード、またはより上流のノードまでの、当該ＱｏＳ−ＬＳＰの主フローのいかなる迂回経路の終点ノードも、ゲストパケットを当該ＱｏＳ−ＬＳＰに入力してもローカル条件を維持できること。

この条件の確認の方法は何通りか考えられる。例えば、各ＱｏＳ−ＬＳＰが、その主フローが取り得る迂回経路全ての終点ＬＳＲのリストを経路上の各交点ＬＳＲに通知するようにしておき、ある交点ノードＷでＬＳＰ（Ａ）から受信したパケットＳを、ＱｏＳ−ＬＳＰ（Ｂ）にゲストパケットとして入力する際に、始点ノードが、またはより上流であるＱｏＳ−ＬＳＰ（Ｂ）の主フローの迂回経路の終点ＬＳＲのうち、ＬＳＰ（Ｗ）より下流でＬＳＰ（Ｗ）に最も近いものが、ＬＳＰ（Ｗ）から始まるパケットＳの迂回経路の終点ＬＳＲよりも上流である場合に限り、当該終点ＬＳＲにおいてパケットＳと、ＱｏＳ−ＬＳＰ（Ｂ）の主フローのパケットが合流し、輻輳の可能性がある。

以上を考慮して、始点ノードがＬＳＰ（Ｗ）、またはより上流であるＱｏＳ−ＬＳＰ（Ｂ）の主フローの迂回経路の終点ＬＳＲのうち、ＬＳＰ（Ｗ）より下流でＬＳＰ（Ｗ）に最も近いものが、パケットＳの迂回経路の終点ＬＳＲ、またはより下流であれば、パケットＳのＱｏＳ−ＬＳＰ（Ｂ）へのゲストパケットとしての入力は、ＬＳＰ（Ｗ）より下流のいかなるＬＳＲにおいても、ＱｏＳ−ＬＳＰ（Ｂ）のＱｏＳに影響しないため、グローバル条件が満足されると判断できる。この判定方法を用いるには、各ＱｏＳ−ＬＳＰは、経由する交点ＬＳＲに対し、その主フローの取り得る迂回経路の終点ＬＳＲの情報を通知する必要がある。

また、パケットＳの迂回経路の終点ＬＳＲとＬＳＰ（Ｗ）との間に交点ＬＳＲがない場合には、ＱｏＳ−ＬＳＰ（Ｂ）の主フローの迂回経路に依らず、グローバル条件が成立する。

また、グローバル条件は、迂回経路へのパケット転送時に、既定経路に、当該パケットが迂回経路の終点ノードまでの間、既定経路を使わないことを示すシグナリング情報を同時に送信することでも確認できる。これを受け取ったＱｏＳ−ＬＳＲは、迂回パケット分の負荷だけは、その迂回パケットの迂回経路の終点ノードまでの間であれば、ゲストパケットを入力できる余裕があることを知ることができる。

経路選択に用いるメトリック差は、以上に説明したローカル条件およびグローバル条件が充足されない場合には、ＮＵＬＬとなる。ローカル条件、グローバル条件ともに、迂回先ＬＳＰの主フローの転送状態に依存するため、それがある時点で充足されていても、他の時刻については充足されるか否か推定できない。それゆえ、メトリック差の読み出しが、本第１実施形態における、既定経路と迂回経路との一時的な転送品質の差異の推定にあたる。

図８は、本第１実施形態による、上述した交点ＬＳＲ１０１−７、１０１−９の動作を説明するためのフローチャートである。入力パケットが受信されると（ステップＳ１０）、ＱｏＳ−ＬＳＰ選択部２２により、まず、入力パケットにゲストシムヘッダが含まれるか否かが検査される（ステップＳ１１）。ゲストシムヘッダが含まれない場合には、他のＱｏＳ−ＬＳＰによりグローバル条件を満たす迂回が可能か否か、すなわち、ＱｏＳ−ＬＳＰ管理テーブル３２上の受信ＬＳＰの列にメトリック差がＮＵＬＬでない要素があるかが検査される（ステップＳ１４）。

そして、迂回が可能であった場合には、最もメトリック上メリットの大きいＱｏＳ−ＬＳＰを迂回ＱｏＳ−ＬＳＰとして選択し（Ｓ１５）、ＱｏＳ−ＬＳＰ管理テーブル上で、迂回用ＱｏＳ−ＬＳＰの受信ＬＳＰとのメトリック差が負であるか否かが検査される（ステップＳ１６）。そして、そのメリットが正（メトリック差が負）であったら、受信パケットの先頭シムヘッダをゲストシムヘッダに変更の上、迂回用ＱｏＳ−ＬＳＰのシムヘッダをスタッキングし（ステップＳ１８）、パケット処理部２３、パケット送信処理部１２により、該受信パケットをゲストパケットとして送信する（ステップＳ１９）。その後、送信パケットサイズ、パケット送信処理部１２の状態などに応じて（ローカル条件を検査し、その結果に応じて）、ＱｏＳ−ＬＳＰ管理テーブル３２（のメトリック差）を更新し（ステップＳ２０）、ラベル処理対象パケットの受信待ちに移行する（ステップＳ２１）。

それ以外のケース、すなわち、ステップＳ１４で、迂回が可能でないと判定された場合や、ステップＳ１６で、迂回用ＱｏＳ−ＬＳＰの受信ＬＳＰとのメトリック差が負でない場合には、ゲストシムヘッダを含まないパケットは全て通常のＭＰＬＳパケットとして、通常のＭＰＬＳパケットとしてラベルを書き換え（ステップＳ１７）、パケット処理部２３、パケット送信処理部１２により、該受信パケットを通常のＭＰＬＳパケットとして送信する（ステップＳ１９）。その後、送信パケットサイズ、パケット送信処理部１２の状態などに応じて（ローカル条件を検査し、その結果に応じて）、ＱｏＳ−ＬＳＰ管理テーブル３２（のメトリック差）を更新し（ステップＳ２０）、ラベル処理対象パケットの受信待ちに移行する（ステップＳ２１）。

一方、入力パケットにゲストシムヘッダが含まれる場合には、自ノードが迂回経路の終点ＬＳＲであるかが検査される（ステップＳ１２）。そして、自ノードが迂回経路の終点ＬＳＲである場合には、自ノードが既定経路のＬＳＰの終点ＬＳＲであれば、受信パケットのゲストシステムヘッダを削除の上、先頭シムヘッダを復帰先ＬＳＰのシムヘッダに変更、または復帰先ＬＳＰの終点ＬＳＰであれば終端処理を行う（ＭＰＬＳのＥｇｒｅｓｓノードとしての処理を行う）（ステップＳ１３）。

一方、自ノードが迂回経路の終点ＬＳＲでない場合には、入力パケットを通常のＭＰＬＳパケットとして処理すべく、通常のＭＰＬＳパケットとしてラベルを書き換え（ステップＳ１７）、パケット処理部２３、パケット送信処理部１２により、該受信パケットを通常のＭＰＬＳパケットとして送信する（ステップＳ１９）。その後、送信パケットサイズ、パケット送信処理部１２の状態などに応じて（ローカル条件を検査し、その結果に応じて）、ＱｏＳ−ＬＳＰ管理テーブル３２（のメトリック差）を更新し（ステップＳ２０）、ラベル処理対象パケットの受信待ちに移行する（ステップＳ２１）。

Ｂ．第２実施形態
次に、本発明の第２実施形態について説明する。
本発明の第２の実施形態は、無線ＴＤＭＡネットワークを対象とする。
図９は、本第２実施形態による、マルチホップＴＤＭＡ無線ネットワークに適用した場合の動作を説明するための概念図である。図９には、無線ノード１１１−１〜１１１−５が直線状に並ぶマルチホップＴＤＭＡ無線ネットワークが示されている。この例において明示的ルーティングは、起点および各中継ノードで送信タイムスロットが予め割り当てることにより行われている。

図９では、ＱｏＳパス２１１−１とＱｏＳパス２１１−２とが設定されている。無線ノード１１１−１〜１１１−５の各々におけるＱｏＳタイムスロットの割り当ては、それぞれ、フレーム３１２−１〜３１２−５に示される。ＱｏＳパス２１１−１に対しては、ノード１１１−１においてスロット「２」、ノード１１１−２においてスロット「５」、ノード１１１−３においてスロット「８」、ノード１１１−４においてスロット「１１」が割り当てられている。ノード１１１−５は、終点ノードのため、スロット「１１」にノード１１１−４から送信されたデータを受信するのみである。

同様に、ＱｏＳパス２１１−２に対しては、ノード１１１−２においてスロット「１」、ノード１１１−３においてスロット「１０」が割り当てられている。また、ＱｏＳパス２１１−１とＱｏＳパス２１１−２にタイムスロットを割り当てる際に、各ノードは、両ＱｏＳパスを互いに転送処理を代行可能なパスとして登録されるものとする。また、ゲストパケットを送信する際に真とするフラグフィールド（ゲストフラグ）がタイムスロット内に定義されているものとする。

ここで、ノード１１１−２があるフレームにおいてスロット「２」にデータを受信しなかったとする。このとき、ＱｏＳパス２１１−１のデータが次にノード１１１−１から送信されるのは、次のフレームのスロット「２」以降であると仮定できる。このときＱｏＳパス２１１−２に送信待ちデータ「３１１」があった場合、このデータ（ｂとする）を、ノード１１１−２は、スロット「５」を用いて送信することで、次のフレームのスロット「１」まで待った場合よりも早くパケットが終点ノード１１１−４に受信されると推定できる。したがって、ノード１１１−２は、データｂをスロット「５」を用いて送信し、その際、ゲストフラグを真にする。

次に、スロット「５」において、ノード１１１−２からデータｂを受信したノード１１１−３は、これをＱｏＳパス２１１−１のデータと同様、スロット「８」を用いて送信する。最後に、スロット「８」においてノード１１１−３からデータｂを受信したノード１１１−４は、ゲストフラグが真であることと、自ノードがＱｏＳパス２１１−２の終点ノードであることから、受信データをＱｏＳパス２１１−２のものとして受信アプリケーション、または上位通信レイヤに渡す。

もし、上記と同じフレームにおいて、ノード１１１−２がスロット「１」でＱｏＳパス２１１−２のデータを送信していた場合、ノード１１１−３は、スロット「１」および「５」でＱｏＳパス２１１−２のデータを受信する。このとき、スロット「１」で受信したデータをスロット「８」で、スロット「５」で受信したデータをスロット「１０」で送信すれば、これらのパケットのノード１１１−４での受信順序は逆転しない。このときもスロット８での送信時のみゲストフラグを真とする。

上述した第２実施形態によれば、各ＱｏＳデータは、特定のＱｏＳパスに対応付けられるものの、本来対応するＱｏＳパスよりも遅延の小さい他のＱｏＳパスを用いて転送することにより、遅延期待値を短縮することができ、また、互いに転送処理を代行可能なＱｏＳパス間に負荷を分散することにより、通信帯域期待値を拡大することができる。

Ｃ．第３実施形態
次に、本発明の第３実施形態について説明する。
本第３実施形態では、本発明の迂回経路と既定経路の選択を行う、迂回経路の始点ノードは、複数の無線インターフェースを備えたモバイルルータであり、参考文献Ｂ（中田、野口、丹生、受川、「移動体インターネットＢＢＲｉｄｅ（登録商標）における無線技術多様化に対応した回線多重化」、電子情報通信学会ソサィエティ大会２００８、論文Ｂ−６−３３）に示される改良Ｍｏｂｉｌｅ Ｉｎｖｅｒｓｅ Ｍｕｘ（ＭＩＭ）技術により、無線回線の多重化を実行するプロセスを搭載しているものとする。

また、モバイルルータの無線インターフェースのうち、１つに対応する回線は、ＱｏＳ保証サービスを提供し、無線多重化プロトコルは、ＱｏＳ保証サービスを利用していない無線回線を多重化しているものとする。無線多重化システムは、内部的に行っている、上述した参考文献Ａ、Ｂに示されるプローブ情報を、転送性能の推定のためにルーティングプロセスに提供可能であるものとする。

図１０は、本第３実施形態によるモバイルルータを適用した通信システムの構成を示すブロック図である。図１０において、送信ノード１２１−１は、受信ノード１２１−４に宛てて複数のフローを送信しており、そのうちの１部がＱｏＳフローであるものとする。また、ＱｏＳフローは、その既定経路として、モバイルルータ１２１−２からＱｏＳ無線インターフェース４０３、ＱｏＳ無線回線１２２を通るよう明示的にルーティングされているものとする。

ＱｏＳ回線１２２の帯域の一部は、ＱｏＳフローが予約しており、ＭＩＭ（Mobile Inverse Mux）プロセス４０２は、利用できないものとする。ルーティングプロセス４０１は、ＱｏＳフロー以外のＩＰパケットをＭＩＭプロセス４０２にルーティングする。また、ルーティングプロセス４０１は、ＱｏＳフローのパケットを、一般のＩＰパケットと同様に、ＭＩＭ経由で送信した場合の転送品質を、ＭＩＭプロセス４０２から提供されるプローブ情報（参考文献Ａ、Ｂ参照）に基づいて推定する。

さらに、ルーティングプロセス４０１は、これをＱｏＳ回線１２２の提供するサービスの原理的な性能などと比較することで、既定経路を用いて転送した場合と、迂回経路としてＭＩＭプロセス４０２をネクストホップとするＩＰルーティングにより転送した場合との転送品質の差異を推定する。もし、迂回経路の転送品質が一定以上の確率で既定経路より高い場合には、当該ＱｏＳフローのパケットロスへの耐性などに応じ、迂回経路のみ、または迂回経路と既定経路との双方からＱｏＳパケットのフローを送信する。

ＭＩＭプロセス４０２を、プロセスをネクストホップとするＩＰルーティングを迂回経路として利用する意味があるのは、非ＱｏＳ回線１２３−１と１２３−２の少なくともいずれか一方が、ＭＩＭプロセス４０２から利用可能である場合である。無線媒体の状態や、通信制限、ホームエージェントのサービス停止等により、非ＱｏＳ無線回線を利用できなくなった場合や、逆に利用できるようになった場合には、状態の変化をルーティングプロセス４０１に通知する。これにより、ルーティングプロセス４０１は、迂回経路の存否を動的に検出することができる。

ここで、それぞれの無線回線が公衆無線回線だったとすると、ＱｏＳ保証サービスを提供できる実際の回線の例として衛星回線が挙げられる。衛星回線は、帯域を保証可能だが、遅延の最小値が大きいという問題があるため、ＱｏＳ保証を提供できない携帯電話回線等の方が転送品質の期待値には優れる。このような場合には、本第３実施形態を、帯域の保証が不可欠だが遅延短縮の実用的効果が大きい、音声通信などのフローに適用すると、輻輳を回避しつつ、遅延期待値を改善することができるという効果がある。

上述した第１から第３実施形態によれば、明示的ルーティングによるＱｏＳ保証を保ちつつ、排他的なリソース予約に起因するリソースの活用効率の低下を実運用上抑制し、また、ＱｏＳリソースを含む既定経路の最大帯域や、最小遅延による通信性能の制限を回避することができる。

１０１−１〜１０１−１４、１１１−１〜１１１−５ ＬＳＲ
１０２、１１２ 通信リンク
２０１−１〜２０１−４、２１１−１、２１１−２ ＬＳＰ
３０１、３０１−１、３０１−２、３１１ データ
３１２−１〜３１２−５ フレーム
１１ パケット分類部
１２ パケット送信処理部
２１ ラベル処理部
２２ ＱｏＳ−ＬＳＰ選択部
２３ パケット処理部
３１ フォワーディングテーブル
３２ ＱｏＳ−ＬＳＰ管理テーブル
４１ 帯域予約処理部
４２ リソース状態管理テーブル
１２１−１ 送信ノード
１２１−２ モバイルルータ
１２１−３ ホームエージェント
１２１−４ 受信ノード
１２４−１〜１２４−３
４０１ ルーティングプロセス
４０２ ＭＭプロセス
４０３ ＱｏＳ無線インターフェース
４０４−１、４０４−２ 非ＱｏＳ無線インターフェース

Claims (8)

1. フロー毎の既定経路に含めるリソースを指定する明示的ルーティングが可能な通信網に含まれるルーティング装置であって、
   自装置が転送するフローの明示的な既定経路の少なくとも一部を、他のフローの既定経路に含まれるリソースを経由するように迂回させる際に、迂回区間で当該フローに提供できる一時的な転送品質を推定可能な迂回経路を検出する迂回経路検出手段と、
   前記迂回経路検出手段によって検出された迂回経路の転送品質と前記既定経路の転送品質との差に基づいて、当該フローのデータを前記迂回経路および／または前記既定経路にルーティングするルーティング手段と
   を備えることを特徴とするルーティング装置。
2. 前記迂回経路検出手段は、
   転送品質が保証され、前記既定経路と２つ以上のルーティング装置を共有していれば、その共有されたルーティング装置に挟まれた区間を、前記一時的な転送品質を推定可能な迂回経路として検出する、
   ことを特徴とする請求項１記載のルーティング装置。
3. 前記迂回経路検出手段は、
   前記既定経路及び迂回経路の双方の主フローに対して保証される転送品質情報、自装置での転送品質保障条件の維持の可否を判断するためのローカル条件、及び、自装置より下流での輻輳の可能性を回避するための判断基準であるグローバル条件に基づいて、前記迂回経路として検出する、
   ことを特徴とする請求項１記載のルーティング装置。
4. 前記迂回経路検出手段は、
   前記グローバル条件として、前記既定経路の２つのルーティング装置間が既定経路外の単一リンクで結合されている場合、該リンクを前記一時的な転送品質を推定できる迂回経路として検出する、
   ことを特徴とする請求項３記載のルーティング装置。
5. 前記迂回経路検出手段は、
   前記グローバル条件として、前記迂回経路へのパケット転送時に、前記既定経路に送信される当該パケットが、前記迂回経路の終点ノードまでの間、前記既定経路を使わないことを示すシグナリング情報を受信可能である場合、前記一時的な転送品質を推定できる迂回経路として検出する、
   ことを特徴とする請求項３記載のルーティング装置。
6. 前記迂回経路検出手段は、
   ＩＰルーティングにより前記既定経路に明示的に含むリソースの少なくとも一部を確実に迂回して前記フローの受信ノードに到達可能な、一時的リンクの存否確認により行うことにより、前記一時的な転送品質を推定できる迂回経路として検出可能であるか判定する、
   ことを特徴とする請求項１記載のルーティング装置。
7. フロー毎の既定経路に含めるリソースを指定する明示的ルーティングが可能な通信網に含まれるルーティング装置を含む通信システムであって、
   前記ルーティング装置は、
   自装置が転送するフローの明示的な既定経路の少なくとも一部を、他のフローの既定経路に含まれるリソースを経由するように迂回させる際に、迂回区間で当該フローに提供できる一時的な転送品質を推定可能な迂回経路を検出する迂回経路検出手段と、
   前記迂回経路検出手段によって検出された迂回経路の転送品質と前記既定経路の転送品質との差に基づいて、当該フローのデータを前記迂回経路および／または前記既定経路にルーティングするルーティング手段と
   を備えることを特徴とする通信システム。
8. フロー毎の既定経路に含めるリソースを指定する明示的ルーティングが可能な通信網に含まれるルーティング方法であって、
   自装置が転送するフローの明示的な既定経路の少なくとも一部を、他のフローの既定経路に含まれるリソースを経由するように迂回させる際に、迂回区間で当該フローに提供できる一時的な転送品質を推定可能な迂回経路を検出するステップと、
   前記検出された迂回経路の転送品質と前記既定経路の転送品質との差に基づいて、当該フローのデータを前記迂回経路および／または前記既定経路にルーティングするステップと
   を含むことを特徴とするルーティング方法。

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