JP2000502228A

JP2000502228A - 網管理システム

Info

Publication number: JP2000502228A
Application number: JP09522560A
Authority: JP
Inventors: ミシュラ、リチャード
Original assignee: British Telecommunications PLC
Current assignee: British Telecommunications PLC
Priority date: 1995-12-15
Filing date: 1996-12-04
Publication date: 2000-02-22
Also published as: NZ323432A; DE69622041T2; KR20000028582A; EP0867090A1; MX9804786A; DE69622041D1; CA2239771A1; US6339587B1; DK0867090T3; EP0867090B1; CA2239771C; GB9525726D0; AU1037297A; NO982713D0; NO982713L; AU704404B2; WO1997023101A1

Abstract

(57)【要約】遠隔通信網（９１）の２つの特定の端末間で特定の容量をもつ接続経路に対する要求を満足するために、ルーテングと利用可能な容量とのメモリ（９０）を探索してその要求を満足するための接続経路を識別するようにし、もしメモリ（９０）内に適切な容量をもつ接続経路がないときには、網のモデル（９６）が試験されて要求された端末間での適切な接続を識別するようにし、その後にそれがメモリ（９０）に加えられて要求を満足するように割当てがされるようにする。適切な接続経路についての探索は網（９１）の階層構造を勘案して段々に経路を構築できるようにしている。好ましいのは構成として、各端末点から経路が構成され、各段階では網内のリンクで２つの部分的な経路の端を一緒にするようなものが使われて、リンクの階層レベルに従った重みづけをした距離を尺度として利用するようにしたものが挙げられている。

Description

【発明の詳細な説明】網管理システムこの発明は、２つの特定された端末間で特定された容量をもつ接続経路に対する要求を満足させるための網管理システムと、このようなシステムを動作する方法とに関する。とくに同期ディジタル階層構造（ＳＤＨ）網用の網管理システムに関係してはいるが、他の形式の網にも等しく応用できるものである。典型的なディジタル遠隔通信網で音声又はデータを伝送するためのものはサンプリングレート８０００サンプル／秒（１２５マイクロ秒当り１）で動作する。各サンプルは８ビットバイトとしてコード化されて、６４ｋビット／秒のビットレートとなる。これが一般には網上で３２チャンネルフレームに多重化され（同期及びシグナリング用に各１チャンネルを含み）、その結果、伝送レートは64× 32=2,048kビット／秒となり、２Ｍビットシステムとして知られているところとなる。さらに４つの低レベルチャンネルを１つの高レベルチャンネルに多重化して８Ｍビット／秒の第２のビットレートを作るようにすることができて、このプロセスは第３の（３４Ｍビット／秒）、及び第４の（１４０Ｍビット／秒）ビットレートを作るために繰返しができる。これは正確な４倍化ではなく、その理由は追加のシグナリングオーバーヘッド（諸掛り）を含める必要があることによる。上で引用したビットレートはヨーロッパで使われているものである。米合衆国や日本といった他の地域では、基本的なビットレートは同じ６４ｋビット／秒であるが、サンプルは最初に２４４チャンネルフレームに多重化されて（３２ではない）第１のビットレートが１．５４４Ｍビット／秒として作られ、第２のビットレートは６．３１２Ｍビット／秒であり、第３のビットレートは日本では３２Ｍビット／秒で米合衆国では４５Ｍビット／秒であり、第４のビットレートは日本で９８Ｍビット／秒、米合衆国では１４０Ｍビット／秒となっている。これらのビットレートで動作し、かつ１つのレートから他のレートへ変換するためのマルチプレクサ／デマルチプレクサを有する網は“プレシオクロナス（plesiochro nous）−すなわちほぼ同期状態の−ディジタル階層”（ＰＤＨ）網として知られている。このような網の不利な点は、異なるチャンネルが別なルートをとらなければならない網上のどの点でも信号が６４ｋビット／秒信号に段段にデマルチプレックスして戻されて、個別チャンネルが識別できるようにすることが必要とされることである。これはたとえそのチャンネルがすぐに再度多重化されて高いビットレートの１つにまとめられて伝送される場合でも必要とされる。同期ディジタル階層（ＳＤＨ）は搬送が上述のビットレート全部でされる伝送を可能とするだけでなく、個々の信号が加えられたり抽出したりできるようにし、しかもそれと一緒に多重化されている他の信号をデマルチプレックス（多重化を解くこと）をしないでできるようにする規格である。１５５Ｍビット／秒で動作しているＳＤＨリンクでは、信号はＳＴＭ−１フレームとして知られているフレームに分けられる。各フレームは２４３０バイトを含み、そのうちの２３４９はぺイロード（有料負荷）として使用可能であり、残りはシグナリングと同期用である。これがぺイロードビットレート１５０Ｍビット／秒に対応する。各１５０Ｍビット／秒ＳＴＭ−１フレームは１又は複数の“仮想コンテナ(vir tual container)”で成る。５つの形式がある。ＶＣ１１は１．７Ｍビット／秒の容量を有し、米合衆国または日本の２４×６４ｋビット／秒規格に従った１．５Ｍビット／秒の第１のチャンネル１つを搬送できる。ＶＣ１２は２．３Ｍビット／秒の容量を有し、ヨーロッパの３０×６４ｋビット／秒規格に従った２Ｍビット／秒の第１のチャンネル１つを搬送できる。ＶＣ２は６．８Ｍビット／秒の容量を有し、６．３Ｍビット／秒チャンネル（米合衆国／日本の第２のレベル）の１つ、すなわち４つのＶＣ１１か３つのＶＣ１２を搬送できる。ＶＣ３は５０Ｍビット／秒の容量をもち、第３のレベルのＰＤＨビットレートのいずれかを支持できるようにする：すなわち３２Ｍビット／秒（日本）、３４Ｍビット／秒（ヨーロッパ）もしくは４４Ｍビット／秒（米合衆国に対応。これに代って７つのＶＣ２か、２１のＶＣ１２か、２８のＶＣ１１を搬送してもよい。ＶＣ４は１５０Ｍビット／秒の容量をもち、次にあげる第４のＰＤＨビットレートを支持できるようにする。すなわち、１４０Ｍビット／秒（もしくは日本では９８Ｍビット／ｓ）、もしくは３つのＶＣ３か、２１のＶＣ２か、６３のＶＣ１２か８４のＶＣ１１。仮想コンテナを混ぜたものも搬送できる。例えば、ＳＴＭ−１フレームが１つのＶＣ３と、９のＶＣ２と、９のＶＣ１２と、８のＶＣ１１で構成できる。ＶＣ３はそれ自体がＶＣ１１、ＶＣ１２かＶＣ２（または混合したもの）を含んでよく、またＶＣ２はそれ自体がＶＣ１１かＶＣ１２を含んでいてよい。ＳＤＨリンクはもっと高いビットレートで動作できる。例えば、６２２Ｍビット／秒で動作しているＳＤＨリンクでは、信号はＳＴＭ−４フレームとして知られるフレームに分けられ、このフレームの各々はＳＴＭ−１フレームよりも４倍も大きな有料負荷をもっている。ＳＤＨ網はＰＤＨ網を凌ぐ利点を備えている。とくに、ＳＴＭ−１フレームはその中に各個々の仮想コンテナに関するデータを含んでいて、それがそのコンテナによって表わされるチャンネルがデマルチプレックスされ、網ノードで別なルートが決められ、しかもフレーム全体を解体せずにそれができるようにしている。これに対して、ＰＤＨ網では、個々のチャンネルは必要なレベルにまで順次各多重化段階を解除しないとすると識別可能かつ抽出可能とはならず、それからまた伝送するためには抽出されなかったチャンネルを再多重しなければならない。ＳＤＨ網ではトラヒック容量は使用者の要求で前もって予約できる。そのときは、必要とされる容量をもつ網を通る経路を割当てることによってこの要求を適えるようにする必要がある。顧客は特定の要求をしてもよく、例えば、２以上の独立した経路を必要とし、個々のリンクまたはノードを１つも共用しないこととし、個々の故障が予約された全容量の損失を生じさせないことを確かにすることを求めるものでよい。この顧客に割当てられた経路はその者が要求するやり方で使ってよいことになり、例えば個々の呼のルートを決定できる。容量管理には個々の呼トラヒックを取扱うために異なる要件を含んでいることに注意したい。とくに、容量管理は容量についての将来の要件を考慮する必要があり、呼トラヒック管理システムが処理しなければならない実時間要件だけではない。理想を言えば、容量管理システムは即座に容量を提供できるべきでもあり、恐らくは（“ジャスト・イン・タイム”）の特殊料金サービスとなろう。さらに、呼トラヒック管理システムでは、干渉を最小とし、また１つのルートが故障した場合に中継、混乱が最小となることを確実にするために、出来るだけ数多くの異なるルート上で呼トラヒックを拡散させるように試みるのに通常は最適となるようにしている。容量管理では低容量ルートをできるだけ集約して、使用される各リンクを満載とし、それによって他のリンクを空けるようにすることが最適化となっている。空いたリンクはそこでもし高容量リンクに対する後続の要求を受けたときに使用できるようにされ、低容量リンクへ先ず再割当てする必要がないことになる。網内部のノード間の接続の利用可能性は常々変化している多数の因子に依存している。例えば装置が保守のためにサービスから外されて、後に再び設置されることがある。これは計画の上のこともあれば、緊急のこともある。さらに、容量が１人の使用者に割当てられるので他人による使用には利用できなくなる。そこで、ＳＤＨ網を通る伝送のルート決定を制御するためには、ソースと指向先との間で網上の容量を割当てることが必要となる。各種の基準が参考に供されねばならず、必要とされる容量、その容量が必要となる時間、必要とされる時間の長さ、丈夫さに対する要件（例えば実務上“ダイバシティ（多様性、分岐度） ”として知られ、１つの経路上の容量の１部と他の１部とのルート決定により取扱われるというもので、低い容量にも拘らず、１つの経路が故障しても接続が維持される）、また、例えば計画された保守とか、システムの他の使用者が原因で容量の利用可能性に生ずる変動などが挙げられる。伝送によって採用されることになるルート決定を確実にするために、網内で使用されることになる各種の接続が割当てされて保存されている必要がある。容量は即座に必要とされるであろうし、また容量は予期される要件に備えて前もって保存しておいてもよい。経路を見つけるシステムとして、容量に対する新しい要求がされる都度最初の原理から経路を捜し、そのために網の接続性と委ねられている容量とを解析しそこを通る経路を計算するとするシステムを考えることは可能である。複雑な網に対しては、このような莫大な解析にはかなりの量のプロセッサ能力を持ち合わせることになり、また可能な接続を全部調べるということは非常にのろいことになる。大半の処理は冗長となろうし、その理由として同じ２点間の接続に対して繰返される要求は、普通は同じルート決定で満足できるものであることがあげられる。代りのやり方は与えられた出発点と与えられた終点との間で可能な全部の経路のリストを維持することにするものである。このような点間の容量に対する要求では、（すでに委ねられたとかサービスについていないとかいう容量もあることを前提として）十分な容量をもつ最適経路が選ばれる。この方法は非常に大きなメモリ容量を必要とするので、どんな大きさの網に対しても実用的ではない。複雑な網を通る可能性のある経路はとても管理できないほどの大きな数があり、こういった経路の大部分は最適という点では副次的なものであるけれど、最良の経路で記憶されているものがリンク故障とか容量がすでに委ねられてしまっているとかいう何らかの理由で使用できなくなるときに必要となるかもしれないのである。この方法はまた、網が発展するいつも更新を求められ、容量がすでに委ねられているルーティングが目的をはっきりさせて考慮され、また排除されることが求められる。この発明によると、遠隔通信網の２つの特定の端末間で特定の容量を有する接続経路の要求を満足するために該遠隔通信網用の網管理システムを動作する方法であって、該網の構成は網ノード間の複数の接続を含み、各接続は所定の容量を有し、該方法は、該要求を満足する目的で接続経路を識別するためにルーテングと利用可能な容量とのメモリを探索し；適切な容量を備える接続経路がメモリ内にあるかどうかを判断し；もしメモリ内にそのような経路がなければ、要求された端末間で少なくとも１つの適切な接続経路を識別するために網のモデルを試験し、そこで識別した適切な接続経路をメモリに加え、要求された端末間で要求された容量をもつ接続経路を識別するときは、その識別された接続を割当てて要求を満足するようにする段階を含んでいる。この方法は、探査が莫大なものではなく、最適解の識別を必ずしも要しないことに注意したい。莫大な探索は非常に大量の計算機時間を探ることになり、全体の割当て機構が再構築されることになると、次の容量要求までしか最適に留まることはない。これに代って、この発明の方法は（必ずしも完全ではないが）良い答を妥当な時間内で識別し、それによって完全性と速度との見合いをしている。好ましい構成では、ルーテングと利用可能な容量とのメモリは接続経路が利用可能または利用不能になることに応答して更新される。このようにして処理の二重化が回避され、その一方でメモリは必要となる公算のあるルーテングを記憶することだけが必要となる。決まってしまった経路のメモリを維持はするが新しい経路を加えることを許すことによって、この方法は必要とされる全体の処理時間を減らし、同時に便宜をはかるようにするための利用可能性の変更も依然許すようにしている。別の好ましい構成では、容量が要求に応答して先に割当てられるが、接続に至る個々の経路の割当ては経路が必要とされる時間に行われる。このやり方では容量の利用が最適化されるが、すでにとっておいた容量を有するトラヒックを危うくすることはない。この経路を見付けるプロセスは次の段階で成る：出発点と目標点とを識別する；出発点に直接接続された網内のノードから目標点に接近するために最も適切なノードを識別する；出発点とこのように識別されたノードとの間の接続を接続経路内の第１のリンクとして識別する；識別されたノードを新しい出発点としてこのプロセスを接続が目標点とされるまで繰返す。好ましいのは最適ノードの識別にあたり目標までの距離と網の構造とを勘定に入れることである。典型的な階層構造では、重み付け因子が異なるノードに適用されて、目標までの距離に対して一番適切な階層内のレベルであるノードを優先的に選ぶようにできる。このやり方は厳密に言えば可能性のある経路を全部調べていないが、各段階でもっとも可能性のありそうなものを解析している。網が何らかの普通でない特徴をもっていなければ、これは最適に近い答を得ることになろう。一般的な階層網で複数のレベルを含み、その各々がリングを含み、ノードの大半が２つの接続だけしかもっていないとすると、解析プロセスを簡単にできる。厳密ではないが、このプロセスは最適ルーテングもしくは非常に最適に近いルーテングを見つけることになり、網がよく構成されていることを条件として大部分の場合にそのようになる。安全に対する備えが含まれて、選ばれた経路が不合理ではないことを確かとすることができる。とくに、ノードが接続経路の一部を形成するものとして確立される場合には、該ノードはその経路内の別なリンク内では考慮から外されることが可能とされ、（ノードがすでに経路の一部を形成し、現在は完全に委ねられているか、サービスから外されている場合のように）現在の出発点ノードに接続されたリンクが除去されて、プロセスが前の出発点ノードから繰返されてもよい。好ましいのは、各段階で現在の出発点ノードか、現在の接続経路の一部をすでに形成している他のノードのいずれか（除外されたノード以外のもの）かのどちらかに接続されたいずれかのノードが次のリンクの候補として考慮されることができて、もし現在の出発点ノード以外の既存のノードに接続されたノードが選ばれれば、既存のノードと現在の出発点ノードとの間のリンクは接続経路から削除されて、既存のノードと新しいノードとの間のリンクが接続経路に加えられる。規則が階層レベル間の遷移の数を制限してもよい。とくにこの規則は同じレベルでノードが同じか高いレベルにあるノードを用いる経路によってだけ接続ができることを求めてもよい。この方法は両端点から始まって、２つの半分（の）経路を生成し、各半分経路の目標点が他の半分経路の現在の出発点として各相互作用で再定義されるように実行されてよい。この場合には、上で参照したレベル遷移の数を制限する規則はもっと簡単に定義できて、それぞれの端点で始まる各半分経路の各リンクは現在の出発点を同じか高いレベルにあるノードとだけリンクできるということを要件とするようにする。用語“半分（の）経路”とこの記述で使用するところは、一端から構築された経路の部分を意味する。２つの半分で完全な経路を作り上げても２つが必ずしも同じ長さであることを要しない。好ましい構成では、この方法は別な段階として、メモリ内に存在する利用可能な容量を監視し、もし利用可能な容量が所定の最低以下に落ちるときは警報を用意することを含むことができる。この容量はモデルを試験する段階が適当な接続経路を識別するのに失敗するかどうかを判断することにより監視できる。これはシステム統轄管理者が重大事態になる前に切迫した容量不足について警報を受けることができるようにする。この発明の実施例を例として以下の図面を参照してさらに記述して行く。図１は階層に並べられた同期ディジタル階層網の図式的表現である。図２はＳＴＭ−１フレームの表現である。図３は図１の網を制御するための網管理システムを示す。図４は図３の網管理システムの動作に適した計算機の一般構造を示す。図５は図１の網のための網管理システムでこの発明の実施例であるものの機能部品の構成図である。図６はこの発明のプロセスの流れ図である。図７はこのプロセスのうちの経路を見付ける部分を詳細に示す流れ図である。図８と９とは“禁止された”ルート形成用素子を示し、図８はループを図９は行きつまり端をしめす。図１０ａないし１０ｇは図１の網を通る経路を構築するいくつかの段階を示す。図１０ｈないし１０ｊは別の経路の構築を示す。図１０ｋは第３の経路の構築を示す。図１１は２つの別個の経路の組合せを選択して経路のダイバシティ（多様性）を提供するための規則を示す。図１は非常に簡単な３段階配列のＳＤＨ網９１を構成図として示している。網の最高階層には４つのノードがあり正方形１、２、３、４としてあり、トランク接続１２、１３、１４、２３、２４、３４により完全に相互にリンクされている。この図の表現では４つの階層リング２１、３２、４１、４３があり、その各々は多数の第２のレベルのノード２１１ないし２１４；３２１ないし３２４；４１１ないし４１５；及び４３１ないし４３４をそれぞれ含み、また第１のレベルのノード１、２、３、４の２つで第１のレベルの網と接続されている。４つの第３の階層リング５、６、７、８がある。リング５はノード５１、５２、５３を含み、第２の階層リング２１の第２の階層ノード２１１／２１２で第２の階層に接続されている。リング６はノード６１、６２、６３を含み、第２の階層ノード３２２／４３１で第２の階層に接続されている。これら第２の階層ノード３２２／４３１はそれぞれ２つの別個の第２の階層リング３２、４３の一部を形成していることに注目したい。第３の階層リング７はノード７１、７２、７３を含み、ノード４１４と４１５で第２の階層リング４１に接続されていて、また第３の階層リング８はノード８１、８２、８３、８４とを含み、これもまたノード４１３と４１４で第２の階層リング４１に接続されている。実際には第２の階層ノードの各々は少なくとも１つの第３の階層リングでそれに接続されているものを有することになるが、明りょうにするために４つの第３のリング５、６、７、８だけが示されている。加入と抽出し（アド・ドロップ）マルチプレクサ（ＡＤＭ）と、マルチプレクサと関係したクロス接続とからノードが形成されている。アド・ドロップマルチプレクサは２Ｍビット／秒信号を加えたりまたは抽出したりするのが必要な場合に使用される。第３の階層では、伝送レートは１５５Ｍビット／秒であり、第２の階層では伝送レートは６２２Ｍビット／秒であり、またこのレートまたは高いレートが第１の階層内で使用されてよい。図２はＳＴＭ−１モジュールの図式表現を示し、このモジュールが多数のＶＣ１２、ＶＣ２、ＶＣ３及びＶＣ４仮想コンテナを搬送するために副分割できる可能な方法を示している。ＶＣ１１はこの図には示されていない。使用者により求められる容量に従って、網を通る呼がとる経路内の各リンクに対して、適切な大きさの仮想コンテナがその呼に割当てられる。ＳＴＭ−１には６３のＶＣ１２スロット（あるいは８４のＶＣ１１スロット）、２１のＶＣ２スロット、３のＶＣスロット、もしくは１つＶＣ４スロットに対する容量があり、また後述のように異なる形式のＶＣの組合せも可能である。加えて、ＳＴＭ−１モジュールはシグナリングオーバーヘッドＳを搬送する。１又は複数のＳＴＭ−１モジュールによってある経路内の各リンク上の容量が表わされ、呼トラヒックは各ノードで仮想コンテナ間で転送される。ある特定の経路に対して容量が割当てられるときは適当な大きさの仮想コンテナはその呼に割当てられる。コンテナは残りの容量が最大の融通性をもつように割当てられる。例えば、もし第１の２つのＶＣ１２スロットがすでに割当てられていれば、別のＶＣ１２スロットに対する要求はスロットＶＣ１２−３を割当てることによって適えられることになる。これは、ＶＣ２スロットが要求されるとして、第１の１つを除くＶＣ２スロットのすべてを自由に使えるように残しておくことになる。同じように、もし第１の５のＶＣ１２スロットと第３と第４のＶＣ２スロットが全部割当てられたときは、別のＶＣ１２スロットに対する要求は第６のＶＣ１２スロットを満たすことによって適えられ、それによってできるだけ多くのＶＣ２とＶＣ３スロットが利用可能として残される。スロットを割当てるこのパターンは例えばＶＣ３容量に対する要求が適えられられるようにし、それは仮にＳＴＭ −１がすでに最大３２のＶＣ１２あるいは１４のＶＣ２もしくはこの２つの形式の何らかの組合せ、例えば２７のＶＣ１２と５のＶＣ２の組合せに割当てられていたとしても適えられる。ここで図３を参照すると、図１に示したＳＤＨ網９１を管理するための網管理システム２００の一部が示されている。この網管理システムは網マネージャ２０２とノードを管理するための１組の要素マネージャとで構成されている。簡単にするために、２つだけの要素マネージャ２０４、２０６と６つのノード２１０ａ、２１０ｂ、２１０ｃ、２１０ｄ、２１０ｅ、２１０ｆが示されている。網マネージャと要素マネージャの構造は当業者に広く知られている。網マネージャ２０２と要素マネージャ２０４、２０６はそれぞれ計算機として実現される。適当な計算機の一般的構造が図４に示されている。この計算機はメモリ２２０、表示装置２２２、キーボード２２４、中央処理装置（ＣＰＵ）２２６、及び入力／出力ポート２２８で成る。メモリ２２０はハードディスク、ランダムアクセスメモリ（ＲＡＭ）及び読出し専用メモリ（ＲＯＭ）の組合せとして実現されてよい。計算機を動作するためのプログラムはメモリ２２０内に記憶されている。図５を参照すると、網管理システム２００の機能部品が示されている。これらの機能部品は網管理システムを形成している計算機のプログラムによって実現されている。これらの機能部品をこれから記述する。網９１は網管理システム２００によって制御されており、網を監視する監視用部品（モニタ）９２データを供給して正しい動作を確保する。障害とか初期の過負荷などの場合には、命令が監視用部品９２から保守部品９３へか、これからの計画立案部品９４へか、あるいはその両方で適切なものに向けて送られる。これら２つの部品はそれぞれが既存のシステム内の故障を修正して、将来の要求を処理するためにシステムの強化をはかることを担務している。保守システムは保守要員と対話をしてシステムを用意するための命令を発するようにする。計画立案用システムは構成部品９５に対する命令を生成し、この部品は自動的にか技術要員への命令によるかして網に修正を生じさせ、計画された変更に適うようにする。このプロセスはしたがって対話形式であり、計画立案用部品によって計画された変更が構成部品９５により実行されて、網９１に対するこのような変更の効果が監視部品９２によって監視されて将来の計画立案要件を決めるようにされる。この機能を支持しかつ順序処理（order handling）を制御するために、網モデル９６（ソフトウェアで実施される）は網９１と（サービスに供している接続とその接続上で利用可能な容量とについて網９１の現在の状態を監視する状態監視部品９７により）対話（相互作用）をし、また監視用部品９２と（保守部品９３と計画立案部品９４とを介して）計画立案部品９４及び構成部品９５に出力を送るために対話（相互作用）をする。網の現在の状態はサービスにおける接続と、その接続上で利用可能な容量という項目で状態監視用部品９７によって監視される。これが網内で現在利用可能で将来いつでも利用可能な容量が網モデル９６内でモデル化できるようにする。同じように、計画された保守のいずれもがこのモデル内にプログラムできて、現在サービス外にある容量もしくはそうなることが予測されている容量がモデル化されて、計画されている保守の予測される完了時に利用可能となるようにできる。計画立案用部品９４はモデル９６と２方向の対話（相互作用）を有している。先ずは計画立案用部品９４がいずれかの予測されている格上げのモデル９６を網に知らせ、再びそのモデル９６が容量が必要とされる時刻までに利用可能とすることが予測されている容量を割当てるようにする。このモデルは計画立案機能を実行するために計画立案用部品９４によっても使用される。構成部品９５は網９１をどのように修正するかを計画するためにモデル９６内に含まれている情報を利用し、それによってモデル９６が網９１の忠実な再製であることを維持するのを確かなものとしている。順序処理用部品９８はシステムに対して容量を要求する。順序処理はモデル９６内で処理されて、容量要件が適えられるものはモデル９６と関係するメモリ９０内に保持されている情報から適当な経路を識別することによるか、あるいは規則メモリ９９から得られた規則に従って新しい経路を識別してメモリ９０に加えることによるかして、それからモデル９６を構成することになる。このプロセスの結果は構成命令部品９５に加えられ、そこでは要求された時間に容量が適えられるように網９１を構成するよう命令を発する。網の状態は状態監視用部品９７によって監視され、これが今度はモデル９６を更新して、モデル９６が網９１の忠実な再製であるようにする。このようにしてこのシステムは構成機能が命令を正しく実行したかどうかをチェックできる。網から得られたデータによって連続的に更新される網のモデルを用いることによって、この順序処理プロセスは、サービス外にあるとかすでに割当てられている資源の割当てを試みることなしに、利用可能な資源を最大限に使用できる。図６は順次処理プロセスとして順序処理用部品９８とモデル９６とにより、規則メモリ９９と経路メモリ９０を参照して実行されるものを例示する流れ図である。始めに２つの網端末点（ノード）間の経路に対する要求が受領される（段階１０１）。順序処理用部品９８により実行される第１の機能は経路メモリ９０に照合することである（段階１０２）。この経路メモリ９０はノード間の多数の経路に関する情報を有しており、経路は共通に使用されるか後述の探索プロセスという手段で見付けられたものかのいずれかである。次の段階１０３では、このようなある経路の利用可能が判断される。このような経路が利用可能であるとすると、プロセスはさらに段階１０４に進み、そこでその経路上で利用できる容量が評価される。もし適切な容量をもつ利用可能な経路が存在すればプロセスはさらに段階１０５に進み、そこで経路の使用可能性がチェックされ、その経路が依然として利用可能であり、例えば故障とかルーチン保守の結果除外されておらないことが確かめられる。もし経路メモリ９０が適切な容量をもつ利用可能な経路であり、依然としてサービスを供していればそのときはその経路が要求した使用者に指定される。段階１０４が識別された経路上で十分でない容量しか得られないことを識別するか、識別された経路がもう利用できないものであることが見付かると（段階１０５）、そのときはシステムは１０２に戻り、代りの経路が利用可能かを識別するために経路メモリ９０を照合する。このプロセスは適当な利用可能な経路が識別されるまでか、あるいは２つの端末間の適切な経路のすべてが試行され終わるまで繰返される。ある経路が利用可能であるかどうかを識別する段階（１０３）がこのような経路を見付けられないときは（端から端までの経路が通常状態でないとかひどく負荷がかかっていると第１回目の反復でこれが生ずる）、プロセスは経路探索プロセス１０７へ迂回する。このプロセスは以下にさらに詳しく記述される。新しい経路が識別されると、この経路は次に経路メモリ９６に加えられて（段階１０８）、使用者に指定される。段階１０２において経路メモリが照会されたときに、この新経路上のトラヒックに対する将来の要求がこの新しい経路に送られるが、この経路がまだ利用可能で、求められた時刻に容量が利用可能であることを条件とする。使用者が要求をしてモデル内に経路が生成され使用者がその経路を要求されたときに、その経路の全部の容量が利用可能とはなってはいないことに注意したい。しかし、極端な場合を除けば、まだ何がしかの容量は利用可能になっているであろう。ある経路がある将来の時刻に要求されて、（段階１０５）、その経路がサービスを供していることのチェックがその容量が実際に必要とされる時刻に繰返される。その経路がまだ利用可能であるとして、段階１０６では上述のように指定がされる。もし当分の間その経路が利用可能でなくなると、例えば経路の要素が予定されていなかった保守の結果としてサービスから外されていたという理由でそうなると、このプロセスは再び経路メモリ９０を照会することを繰返して（段階１０２）、上述の動作を続ける。図７は経路探索をするプロセス（段階１０７）の詳細を示す。図８と９とはこのプロセスで使用される経路探索規則の若干のものを示す。図１０Ａないし１０Ｇは経路を構築するいくつかの段階を示し、図１０Ｈないし１０Ｊは構築される第２の経路を示し、また図１０Ｋは第３の経路を示す。各段階で選ばれた経路の要素はクロス（十字）として示した。経路の次の部分を形成する可能性のある新ノードは黒くうめたブロックで示し、除外規則によって排除されるものはさらにＸじるしがくわえられている。その他のノードはすべて白のブロックで示する。この例で使われる好ましい構成では、経路は２つの半分の経路で各端から出発するものとして作られている。２つの半分の経路は各々が交番にリンクを加えて行くことで構成されて行き、各段階では端点かある既存の半分の経路上の別の点にすでに接続されているうちのどのノードが他の半分の端点に一番近いかを識別する。各段階でこのようにして考慮されたノードは以下では“候補ノード”と呼ばれる。与えられた出発点ノードから始まって、このノードは最初は必要とされている経路の終端の１つとなるものであり、その点から利用できる経路のすべてが評価される。例えば、図１を参照すると、ノード８１を出発点として識別する（段階１１０）。このノードから利用できる経路はノード８２と８４へ向うものだけである。このプロセスの第１の段階はそのうちのどちらが規則メモリ９９内にある規則によって除外されるかを識別することである。（段階１１１）。この例で使われる規則は次の通り：１．ある階層内のノードからそれより下位の階層内のノードヘリンクを確立することは許されない。２．１つの半分の経路内のノードから同じ半分の経路内ですでに使われているノードへリンクを確立することは許されない。３．既存の半分の経路上の２以上の点から候補ノードがアクセス可能であれば、もとの端末ポイントに一番近いノードからのリンクが選ばれる。規則１は経路が組織化されたやり方でレベルを変更することを確かなものとし、とくに、経路の１つの部分だけが最高の階層レベルであることを確かなものとする。通常はこの部分は経路の中央にあることになろうが、もし一端のノードがこの高レベルであれば一端にあってもよい。この場合、除外規則は低い方の端からの１本の“半分経路”ということで経路が作られる結果に帰する。各半分の経路はレベル部分（同じレベルにあるノード間のリンク）を含んでもよい。規則２は経路が自分に戻るループを作らないことを確かなものとする。この規則は図８と９に示してある。規則３はリンクの全類が必要以上に大きくならないことを確かなものとする。図８と９とは上述の除外規則２を簡単にした条項として示している。第１の場合（図８）では、ノード９０１は現在の出発ノード９００から目標９０２への一番近いものとして識別されたが、すでに経路の一部を作るものとして許されない；それを選ぶことは最適経路の一部を明らかに形成できない閉じたループを形成することになる。図９では、ノード９１１が目標９１２に一番近いものであるが、それに近い利用可能なノードではない。事実これは前の例の特別な場合であり、提案されたノード９１１への利用できるリンクが直前のノード９１０だけであり、それがすでに経路の一部を形成しているからである。図８と９とに示した場合には、ノード（それぞれ９０１、９１１）は考慮から除外されなければならず、別の枝路（それぞれ９０３、９１３）が代って選ばれることになる。あるノードは目標ノードからの実際の距離についてのデータベース内で非常に大きな“排除”値Ｗ_excを代入することによって排除され得る。この値は無限大でもよいが、実際には大きな有限値を用いるのが好ましい。排除規則は必要であれば手操作で処理されてよい。例えば、もし高レベルのリンクが不成功であれば２つの高い階層のノードを一時的な便宜手法として低いレベルリンクによりリンクする必要があろう。排除されなかったノードについては、目標（指向地）へ近づくのに最良のノードがそこで選ばれる（段階１１２）。最良のノードは目標に至る距離の重み付けをした値が最小となるようなものとして決められる。重みづけは目標に至る距離の関数であり、特徴的な階層の大きさの関数である。この関数はトランク接続が長距離に対して望ましいことを確かなものとする。とくに、近くにあるトランクノードを使用するのが効率的であり、たとえそれが現在の出発ノードよりも目標から離れていてもそのことが言える。適当とされる重み付け関数は次式で決められる。ただし、Ｗ_n＜Ｗ_maxであり、Ｗ_nは階層ｎでの重みづけされた距離であり、ｄは実際の距離であり、ｆは重みに対する指数関数の貢献度を制御する因子の組であり、ｄ_nは階層ｎに適した特性距離である。値ｄ／ｄ_nは距離ｄをカバーするのに必要とされる大きさｄ_nリンクの数である。Ｗ_maxは最大の重み付けした距離でＷ_excよりも小さく設定されなければならない。これは排除されたリンク（その距離はＷ_exc）が単にきわめて不適当なもの（その距離がＷ_excを越えることができない）として優先されて選ばれないことを確実とする。一般にＷ_max＝１０¹⁵でＷ_exc＝１０¹⁶である。ｄ_nに対して小さいｄの値に対してはこの式はＷ_n＝ｄとなる。ｄ＝ｄ_nに対してはＷ＝ｄ．２^f となる。大きなｄに対しては指数関数的に増大する。次表はＷ_nに対する若干の値を与えており、ここではｆ＝１／２、ｄ＝２００、ｄ₂＝５０、ｄ₃＝１０としている。これから重みは距離が大きいときには高い方の階層で有利に作用することがわかる。この例では、図１を参照すると、もし目標ノードが６２であるとすると、ノード８１に接続されている２つのノード８２、８４について、２つが同じレベル（すなわち第３の階層に）あるが、ノード８４は目標６２により近いことが分かる。したがって選ばれるのはノード８４である（図１０ａ）。このプロセスは選ばれたノード８４を新しい出発点ノードとして選んで（ノード１１３）目標ノードに到達するまで必要回数が繰返される（段階１１４）。この例で使用される好ましい構成では各端を出発点とする経路は２つの半分経路として構成されている。第２の段階では（図１０ｂ）ノード６２から始まり、２つの可能性のある次のノードがあり、すなわちノード６１（同じ第３のレベルであり）とノード４３１（次の（第２の）レベルである）である。これらのうち、ノード４３１は新しい目標ノード８４に近く、また目標は第２の階層４３の大きさよりも大きい距離にあるのでこのノードは重みづけをされることはない。第３の反復（図１０ｃ）では、ノード８４は再びそれにとって利用可能な２つの可能性のあるノードにだけリンクをもっていて、それが第３の階層のノード８１と第２の階層のノード４１４である。すでに経路内にあるノードからのリンクがまた考慮され、したがって出発ノード８１からノード８２へのリンクも考慮される。３つのノード８１、８２、４１４については、ノード８１は段階１１１で排除される。それが経路の一部をすでに形成しているからである。これは経路内の可能な新ノードとしてノード８２と４１４を残す。この２つについては、高次の階層ノード４１４が現在の目標ノード４３１に近い方であり、また目標は第２階層の大きさよりも大きな距離にある。第４の反復（図１０ｄ）では、経路内で次のリンクを形成できる可能性のあるノードが現在の出発点４３１から第１の階層のノード３と第２の階層のノード４３４と３２２へ向っており；またもとの出発ノード６２からノード６１へ向いている。これらのうちで、ノード６２はすでに経路の１部を形成しているとして排除され、また残りについては、ノード４３４が現在の目標ノード４１に一番近い。しかし、現在の目標ノード４１４は第２の階層のリング４３の大きさから遠く離れていて、重みが加えられることになる。したがって、目標４１４からは遠いにも拘らず、リンクは高次の階層ノード３に向けて確率されることになる。第５の反復（図１０ｅ）では、第３の反復で見付けられたノード４１４と、（第１の反復で見付けられた）ノード８４と、もとの出発点ノード８１とから始めることとなる。これら３つの出発点ノードにリンクされたノードは７１、７３、８１、８２、８３、８４、４１３及び４１５である。ノード８１、８４はすでに経路の一部を形成しているために排除される。ノード７１、７３、８３はこれらが出発点ノード４１４よりも下位の層（第３のもの）にあるので排除される。これが第３の階層のノード８２と第２の階層のノード４１３、４１５を残す。これらのうちでノード４１５は目標ノード３に一番近く、それが選ばれる。第６の反復（図１０ｆ）では、ノード３から新目標ノード４１５へ向う経路を考慮すると、経路６２、４３１、３の既存の要素への直接リンクをもつノードはノード２、４、４３４、３２２及び６１である。ノード６２、４３１、３は経路の一部を形成しているので排除される。ノード３２２、３２３、４３２はそれらが接続をされているノードよりも下位の階層であるので排除される。排除されないもののうちで一番目標に近いものは第１の階層のノード４である。最後に第７の反復（図１０ｇ）では、ノード４１５からこの新しい目標ノード４へ向かう経路が捜される。既存の経路を作り上げているノード８１、８４、４１４、４１５から考慮されることになるリンクについては、ノード４１５から現在の目標ノード４へ向って利用可能な直接リンクを見つけることができる。したがって、経路８１、８４、４１４、４１５、４、３、４３１、６２が作り上げられている。経路を完成すると（段階１１４）この経路は経路メモリ９０内に記憶される（段階１０８、図６）。このプロセスは（段階１１０から）繰返されて異なる経路を選択するようにする。指定されることになる経路の選択はこのようにして記憶されたものの中から、後に述べることになる選択プロセスを用いて行われる。別の排除規則はこのシステムがいつも同じ経路を選ばないこととするのを確かにするために必要とされる。これをするには単に前に見付けた経路の各々について１つのリンクを除去するだけでよい。高レベルリンクの除去は普通はトランク網上でずい分と違うルート決定を生じさせることになる。低い方のレベルの階層はリング状に配列されるので低位リンクの除去はリングを別な方向に探索する結果を生ずる。従って、例えばノード４１５と４との間のリンクを除去することは第２の階層リング４１を他方向にまわるノード４１４からの経路を捜す経路探索を強いることになり、別な点で（ノード４に代ってノード１で）最上階層に到達することになる。同様に、第３の階層８１と８４との間のリンクの除去はノード８１から第３の階層のリング８を他の方向にまわって、ノード４１４に代ってノード４１３で第２の階層に到達する経路を捜す経路探索を強いることになる。探索がされる回数は前もって最適経路を見付けることがどのくらい重要かに従って決められることになる。システムの性能を監視することによって、この数は修正できる。例えば、普通は最良の経路が早目のサイクルで見付けられることが分かっていれば少なくしてよい。段階の最大数（ステップ計数値）はうんと長ったらしい経路が見つからないように設定してもよいし、あるいは実際にすべての可能な経路がすでに見つかっていればそれに設定してもよい。設定数よりも少ない経路（あるいは全くない）が見付かるときは、これが失敗として報告される。その環境では手操作のオーバーライドによってステップ計数値を増すことが許される。この例では、異なる経路を確立するためにノード４と４１５との間のリンクが利用できないようにしてある。そこで、上述のプロセスの第７の反復では、他の利用可能な排除されていないノードだけ（ノード４１３）が使用され、ノード４１５へ向う使用されていないリンクは放棄されている。ノード４１４からノード４１３へのリンクが選ばれている。ノード４１５はここでは“行き詰まり（デッドエンド）”であるから、“排除された”ノード（図１０ｈ）とラベルが付されていることは図８と規則２とを参照して上述したところである。次の（第８の）反復では、次のリンクに対する候補ノードは次のようなものとなる。現在の出発点（第１の階層のノード４）から他の第１の階層のノード１、２が両方とも利用可能である。これらはまた経路内にこれもある第１の階層のノード３からも利用可能である。これらのノードから第２の階層のノード４１１、４３３、４３４、４３２、４３１、３２２、３２３へのリンクが規則１によって排除される。しかし第２の階層のノード４３１から第２の階層のノード４３４へのリンクで経路内にあるものはこの規則によって排除されない。出発ノード６２からノード６１へ向う第３のレベルにあるリンクもまた候補である。これらの内で、第１の階層のノード１は目標ノード４１３に一番近い。ノード３からノード１へ向うリンク１３がそこで選ばれる。このリンクはノード４からノード１へ向うリンク１４に優先して選ばれるが、それは求められるリンクの全数が少ないことによる（上述の規則３）。リンク３４は経路から落される（図１０ｉ）。次の（第９の）半分の経路とリンクを作るために構築される。この例で選ばれた経路は完全に最適ではないことが分かるであろう。もっと効率的なルーテングがノード８４と４１４の代りにノード８２を作ってできることになる。別な探索として、今度は第１のリンク（８１ないし８４）を最適ルーテングとして識別することになる。（図１０ｋ）。最終的に選ばれる経路はこのプロセスによって見付けられるものの中で一番適切なものとなる（大部分の場合に最小リンク数を求めるものとなる）。排除規則はあるリングが複数の経路に大して共通のものとなるようにしてもよい。しかし、個々のリンまたはノードの故障がサービスの全体の損失を生じさせないことを確保するために網の迂回が要求される場合には、排除規則は探索で見つかったものから最終的に選ばれた経路が完全に他とは独立していなければならないことを求める。これは探索で識別される何がしかの共通リンクまたはノードを共有するいくつかの経路を除外するのではなく、使用者への実際の割当てのためにこれらの経路からの最終的な選定が各リンクとノード（終端ノードを除く）を１度だけ使わねばならないことである。選ばれた経路はリンクの全体数が最小であるような許された組合せのものとなろう。これは下位の階層を用いる経路を優先的に用いるように修正でき、可能な場合には使われたリンクの全数計数のときに高次の階層ノードに付加的な重み付け因子を修正される。この場合に、もし２つの経路が同数のリンクを持っていれば高次リンクが少ないものが選ばれる。最適組合せは最適の個別経路を必ずしも含まなくてよい。例えば図１１では出発ノード９２０から目標ノード９３０へ向う最適の個別経路はノード９２２と９２４とによる。しかし、もしこの経路が使われると、他の利用可能な経路はノード９２１、９２３、９２７、９２８、９２９を用いる回り道経路だけとなる。経路の最適組合せはノード９２１、９２３、９２４を用いる第１の経路と、ノード９２２、９２５、９２６を用いる第２の経路についてのものとなる。

Claims

【特許請求の範囲】１．遠隔通信網の２つの特定の端末間で特定の容量を有する接続経路の要求を満足するために該遠隔通信網用の網管理システムを動作する方法であって、該網の構成は網ノード間の複数の接続を含み、各接続は所定の容量を有し、該方法は該要求を満足する目的で接続経路を識別するためにルーテングと利用可能な容量とのメモリを探索し；適切な容量を備える接続経路がメモリ内にあるかどうかを判断し；もしメモリ内にそのような経路がなければ、要求された端末間で少なくとも１つの適切な接続経路を識別するために網のモデルを試験し、そこで識別した適切な接続経路をメモリに加え、要求された端末間で要求された容量をもつ接続経路を識別するときは、その識別された接続を割当てて要求を満足するようにする段階で成る方法。２．前記ルーテングと利用可能な容量とのメモリは利用可能もしくは利用不能となる接続経路に応答して更新される請求項１記載の方法。３．容量は予め要求に応答して割当てられ、接続向けの個々の経路の割当ては経路が必要とされる時刻に行われる請求項１又は２記載の方法。４．前記試験する段階は：出発点と目標点とを識別することと、出発点に直接接続された網内のノードから目標点に接近するために最も適切なノードを識別することと、出発点とこのように識別されたノードとの間の接続を接続経路内の第１のリンクとして識別することと、識別されたノードを新しい出発点としてこのプロセスを接続が目標点とされるまで繰返すこととにより実行される請求項１、２、３のいずれか１項記載の方法。５．前記接続経路の識別のためのプロセスは２つの半分の経路を生成する両方の端点から実行され、各半分の経路の目標点は他の半分の経路の現在の出発点として各相互作用で再定義される請求項４記載の方法。６．あるノードが接続経路の一部を形成するものとして確立されるときには、前記ノードがその経路内の別なリンクでは考慮から排除される請求項４又は５記載の方法。７．現在の出発ノードに接続された全ノードが考慮から排除される場合には、現在の出発ノードに接続されたリンクは削除されまたプロセスが前の出発ノードから繰返される請求項６記載の方法。８．各段階で現在の出発ノードか接続経路内の他のノードかのどちらかに接続された全ノードが、排除されたノードを除いて、次のリンクのための候補として考慮されて、接続経路内の既存のノードで現在の出発ノード以外のものに接続されたあるノードが選ばれるときには、既存のノードと現在の出発ノードとの間のリンクが接続経路から削除されて、既存のノードと新しいノードとの間のリンクが接続経路に加えられる請求項６記載の方法。９．網は階層構造を有しており、また最も適切なノードが長い経路に対しては高レベルのリンクが低レベルのリンクよりも優先して使用されるように定義された重み付け因子に従い目標ノードに一番近いものとして定義される請求項４ないし８のいずれか１項記載の方法１０．さらにメモリ内にある利用可能な容量を監視して、もし利用可能な容量が所定の最低値以下に落ち込んだときは警報を送出する段階を含む請求項１ないし９のいずれか１項記載の方法。１１．利用可能な容量は、モデルを試験する段階が適切な接続経路を識別するのに失敗したかどうかを判断することにより監視される請求項１０記載の方法。１２．遠隔通信網の２つの端末間の接続経路を割当てるための網管理システムであって、該網は網ノード間の複数の接続を含み、各接続は所定の容量を有し、該システムの構成は：接続経路についての要求を受付ける入力手段と；ルーテングと利用可能な容量とに関するデータを記憶するための接続経路メモリと；前記要求を満足するために接続経路ルーテングを識別するために接続経路メモリを探索するための手段と；接続経路メモリ内にこのような経路が存在するかどうかを判断するための手段と；適切な接続経路を求めて網を試験するための探索手段と、識別された適切な経路を接続経路メモリに加えるための手段とを含んでいる網管理システム。１３．接続経路が利用可能もしくは利用不能になるのに応答して接続経路メモリを更新するための更新手段を含む請求項１２記載の網管理システム。１４．前記探索手段の構成は：出発点と目標点とを識別するための手段と；出発点に直接接続された網内のノードから目標点に接近するために最も適切であるノードを選ぶための選択手段と；出発点とそうして識別されたノードとの間の接続を接続経路内の次のリンクとして確立するための手段と；出発点または目標点あるいはその両方を再定義するための手段と；接続経路内の次のリンクが現在の出発点と現在の目標点とリンクすることによって経路を完成される場合を識別するための手段と；接続経路メモリ内にこうして識別された経路を記憶するための手段とを含む請求項１２又は１３記載の網管理システム。１５．出発点と目標点とを再定義するための手段が前の出発点を目標点として再定義し、また新しく識別されたノードを出発点として再定義する請求項１４記載の網管理システム。１６．経路中の別なリンクのための選択手段による選択から接続経路の一部を形成するように確立されたノードを排除するための手段を含む請求項１４または１５記載の網管理システム。１７．前記選択手段が、各段階において、現在の出発ノードもしくは接続経路内の他のノードのいずれかに接続された全ノードを、排除されたノードを除いて、また、既存ノードと現在の出発ノードとの間のリンクを接続経路から削除するための手段を、現在の出発ノード以外の接続経路内の既存のノードに接続されたあるノードが選ばれることを条件として、考慮するようにされている請求項１６記載の網管理システム。１８．階層構造をもつ網では使用するための網管理システムであって、前記選択手段が長い経路に対しては低レベルノードに優先して高レベルリンクが使用されるように定義される重み付け因子に従って目標ノードに最も近いノードを選ぶようにされている請求高１４、１５、１６、１７のいずれか１項記載の網管理システム。１９．メモリ内にある利用可能な容量を監視するための手段と、所定の最低値以下に利用可能な容量が落ち込んだときには警報を送出するための手段とを含む請求項１２ないし１８のいずれか１項記載の網管理システム。２０．モデルを試験するための探索手段が適切な接続経路を識別するのに失敗したかどうかを判断するための手段を含む請求項１９記載の網管理システム。２１．網（９１）の個々の要素の使用を監視するための状態監視用手段（９７）と、網（９１）の現在の構成に関連するデータを記憶するための状態監視用手段（９７）により制御されるモデル形成手段（９６）と、網（９１）を通る接続経路の要求を受領するための順序処理用手段（９８）とで成りモデル形成手段（９６）は接続経路を割当てるための前記請求項１２ないし２０のいずれか１項記載の装置と、モデル形成手段（９６）によって処理される要求に応答して網（９１）を制御するためのモデル形成手段（９６）により制御される構成手段（９５）とを含む網管理システム。２２．さらに、網（９１）の動作を監視するための異常監視手段と、異常監視手段（９２）によって制御され、異常状態に応答して網（９１）を再構成するために命令を処理する処理手段（93、９4）とを含む請求項２１記載の網管理システム。２３．前記順序処理手段は接続経路が求められる時刻に先行して接続経路の要求を生成するための手段を含み、またモデル形成手段は網の予見される将来の構成に関して処理手段（９３、９４）によって生成されたデータを記憶するための手段を含み、該モデル形成手段（９６）は容量が求められる時刻について予見される網（９１）についての構成に従って順序処理手段（９８）により生成される先行の要求に応答して容量を割当てる物である請求項２２記載の網管理システム。２４．網内に存在している利用可能な容量を監視するための手段と、もしこの利用可能な容量が所定の最低値を下廻るときは警報を送出する手段とを含む請求項２１ないし２３のいずれか１項記載の網管理システム。２５．モデルを試験する段階が適切な接続経路を識別するのを失敗したかどうかを判断するための探索手段を含む請求項２４記載の網管理システム。２６．図面を参照して実質的に記載した網管理システム内で容量を割当てる方法。２７．図面を参照して実質的に記載した網管理システム。