DE69931841T2

DE69931841T2 - Verfahren zur Ressourcenallokation und zur Leitweglenkung in mehrdienstlichen privaten virtuellen Netzen

Info

Publication number: DE69931841T2
Application number: DE69931841T
Authority: DE
Inventors: Debasis Summit Mitra; Kajamalai Gopalaswamy Berkeley Heights Ramakrishnan; John A. New Providence Morrison
Original assignee: Lucent Technologies Inc
Current assignee: Nokia of America Corp
Priority date: 1998-04-24
Filing date: 1999-04-13
Publication date: 2006-11-30
Anticipated expiration: 2019-04-14
Also published as: CA2266157A1; DE69931841D1; US6331986B1; EP0952741A3; EP0952741B1; JP3789681B2; JPH11341154A; EP0952741A2; CA2266157C

Description

Technisches Gebiet
Die vorliegende Erfindung betrifft den Entwurf und die Verwaltung von Kommunikationsnetzen der Art, die einer oder mehreren Arten von Diensten entsprechenden Verkehr führt. Insbesondere betrifft die Erfindung Verfahren zum Verteilen von Verkehr zwischen verfügbaren Routen und das Zuteilen von Bandbreitenbetriebsmitteln zu solchen Routen in Kommunikationsnetzen dieser Art.
Allgemeiner Stand der Technik
Netze werden gewöhnlich zum Austausch oder Transfer von Informationen zwischen End-Kommunikationsgeräten wie zum Beispiel Computerterminals, Fernsprechern, Faxmaschinen und Computer-Dateiservern verwendet. 1 zeigt ein beispielhaftes Netz. Ein typisches Netz enthält Vermittlungsknoten, wie zum Beispiel die Knoten 10.1–10.8 der Figur, die durch Strecken wie zum Beispiel Strecken 20.1–20.10 der Figur verbunden werden. Jedes (in der Figur nicht gezeigte) End-Kommunikationsgerät ist im allgemeinen mit einem der Knoten assoziiert.
Jede Strecke besitzt eine bestimmte Kapazität, die gewöhnlich als Bandbreite für diese Strecke charakterisiert wird. Netze können Informationen in verschiedenen Formen führen. Die Informationen werden jedoch häufig entsprechend den jeweiligen Vernetzungsprotokollen zu Paketen oder Zellen formatiert.
Ein solches Vernetzungsprotokoll ist der asynchrone Transfermodus (ATM). ATM ist ein Vernetzungsprotokoll, das dafür ausgelegt ist, schnelle digitale Sprach- und Datenkommunikation effizient zu unterstützen.
Wenn Informationen zwischen zwei End-Kommunikationsgeräten ausgetauscht werden sollen, stellt das Netz einen Weg zwischen den mit diesen Geräten assoziierten Knoten her. In der folgenden Besprechung wird der Ursprungsknoten als "Quelle" und der Zielknoten häufig als "Ziel" bezeichnet. Der Informationsfluß eines gegebenen Diensttyps s durch einen hergestellten Weg wird häufig als Kommunikations-"Strom" von der Quelle zu dem Ziel bezeichnet.
Es soll der Ausdruck "physischer Weg" benutzt werden, um die Quelle und das Ziel für einen gegebenen Kommunikationsstrom zusammen mit (etwaigen) zwischengeschalteten Knoten und den diese verbindenden Strecken verwendet werden. In Netzen mit praktischer Größe und Komplexität besteht häufig eine Menge mehrerer physischer Wege, die jeweils in der Lage sind, den gegebenen Strom zu führen.
Es sollte beachtet werden, daß, obwohl ein physischer Weg zwischen einer Quelle S und einem Ziel D existieren kann, möglicherweise nicht die volle Bandbreite der Strecken entlang dieses physischen Weges zum Führen von Kommunikationsströmen zwischen S und D verfügbar sein kann. Das heißt, der Netzmanager kann eine vorbestimmte Bandbreite für Ströme zwischen S und D entlang jedes der möglichen physischen Wege spezifizieren. Die spezifizierte Bandbreite kann gleich der vollen Bandbreite sein, oder gleich einer bestimmten Größe kleiner als die volle Bandbreite oder überhaupt keine Bandbreite. Der letzte Fall ist natürlich zu einer Verweigerung bestimmter physischer Wege zwischen S und D äquivalent.
Der Ausdruck "logischer Weg" oder "virtueller Weg" soll einen Weg zwischen einer gegebenen Quelle und einem gegebenen Ziel wie durch solche Bandbreitenspezifi kationen definiert bezeichnen. Die Verwendung dieser Ausdrücke bedeutet, daß diese Wege nicht ausschließlich durch physische Betrachtungen bestimmt werden, sondern daß sie stattdessen teilweise durch Parameter definiert werden, die spezifiziert und verändert werden können.
Aus der obigen Besprechung wird klar sein, daß individuelle virtuelle Wege häufig weniger als die physisch auf den Strecken, die sie einnehmen, verfügbare Bandbreite aufbrauchen. Es wird also oft der Fall sein, daß mehrere virtuelle Wege entlang eines Teils eines physischen Weges oder auf dem gesamten physischen Weg koexistieren. Anders ausgedrückt, kann jede Strecke des Netzes gleichzeitig mehrere virtuelle Wege unterstützen.
Ein wichtiger Vorteil virtueller Wege besteht darin, daß sie zur Versorgung der verschiedenen Benutzer des Netzwerks zu Subnetzen angeordnet werden können und daß diese Subnetze von Zeit zu Zeit umdimensioniert werden können (d.h. die Bandbreitenspezifikationen entlang der verschiedenen virtuellen Wege kann revidiert werden), um sich ändernden Verkehrsanforderungen gerecht zu werden.
Das Problem des Zuteilens von Bandbreite zu allen virtuellen Wegen in dem Netz gemäß Quelle-Ziel-Paar, Subnetz und Dienstklasse wird als logischer Netzentwurf bezeichnet. Ein wichtiges Element des logischen Netzentwurfs ist das Problem der Auswahl einer Menge physischer Wege durch das Netz mit ausreichender Kapazität zum Führen des geschätzten Verkehrs eines Kommunikationsstroms. Der Prozeß, der Lösungen dieses Problems ausführt, kann Faktoren wie zum Beispiel die Netztopologie, den zur Zeit verfügbaren Pufferplatz in den Knoten und die zur Zeit verfügbaren Streckenkapazitäten berücksichtigen.
Signifikanterweise kann der Netzbetreiber Dienstqualitätsvereinbarungen mit seinen Kunden, wie zum Beispiel garantierte Bandbreite oder maximale Zellenverlustwahrscheinlichkeit, ausgehandelt haben. Der Wegauswahlprozeß kann solche Vereinbarungen auch berücksichtigen.
Wie bereits erwähnt, können bestimmte Netze, insbesondere schnelle Netze, das als ATM bezeichnete Vernetzungsprotokoll unterstützen. Solche schnellen Netze führen in der Regel mehrere Dienste mit verschiedenen Verkehrskenngrößen, darunter sowohl Verkehr mit konstanter Bitrate als auch Verkehr mit variabler Bitrate. Eine wichtige Vereinfachung bei der Behandlung von Verkehr mit variabler Bitrate in ATM-Netzen wird durch das Konzept der effektiven Bandbreite gegeben, das ausführlich in EP-A-0 756 403 "A Method for Admission Control and Routing by Allocating Network Resources in Network Nodes" beschrieben wird.
Obwohl Pufferkapazität als Komplement zu Bandbreite eine wichtige Rolle in ATM-Netzen spielt, werden bei diesem Modell die Betrachtungen in Bezug auf Pufferung unter der effektiven Bandbreite eingeordnet. wenn Verkehr mit variabler Bitrate über seine effektive Bandbreite charakterisiert wird, kann folglich jedes ATM-Netz (für die Zwecke der Verbindungsabwicklung) als ein mehrratiges leitungsvermitteltes Verlustnetz betrachtet werden, in dem die Beschreibung jedes Dienstes eine charakteristische Bandbreitenanforderung (oder Rate) für jede den Dienst führende Strecke enthält.
Bei einem für die vorliegenden Zwecke nützlichen einfachen Modell eines leitungsvermittelten Verlustnetzwerks wird jede Dienstroute (oder jeder "virtuelle Weg") als ein Kommunikationskanal behandelt, der eine relativ große Bandbreite überspannt und der in viele Subkanäle kleinerer Bandbreite unterteilt werden kann. Es werden viele Verbindungen auf dem virtuellen Weg gemultiplext. Jede Verbindung nimmt einen oder mehrere der Subkanäle ein. Für das vorliegende Modell ist es zweckmäßig, anzunehmen, daß diese Belegung während der gesamten Dauer der Verbindung exklusiv ist. Ein Subkanal, der eine Verbindung führt, wird als eine "vermittelte virtuelle Leitung" oder als "vermittelte virtuelle Verbindung" bezeichnet. Es wird angenommen, daß Bit von jeder Quelle mit konstanter Rate emittiert werden (entsprechend der effektiven Bandbreite für den betreffenden Dienst). Für diejenigen, die mit der Kommunikation gemäß dem Internetprotokoll (IP) vertraut sind, wird erkennbar sein, daß als "Fluß" und "Verbindung" bezeichnete Verkehrsentitäten das IP-Gegenstück der vermittelten virtuellen Leitung bedeuten. (In Bezug auf IP wird das als RSVP bekannte Protokoll eingeleitet, um Betriebsmittel in Quelle-Ziel-Wegen zu reservieren, so daß es das IP-Konzept von "Flüssen" dem ATM-Konzept vermittelter virtueller Leitungen näher bringt).
Auch wenn die durch das Modell effektiver Bandbreite gewährten Zweckmäßigkeiten auf die Netzanalyse angewandt werden, können die Probleme der Bandbreitenzuteilung und des Routens sehr schwierig sein. Eine Quelle von Schwierigkeit ist der Umstand, daß im Gegensatz zu permanenten virtuellen Leitungen virtuelle Leitungen ankommen, einige Zeit Netzbetriebsmittel halten und dann abgehen. Folglich ist es notwendig, die Zufälligkeit von Verbindungsankünften und Verbindungshaltezeiten zu berücksichtigen. Eine zweite Quelle von Schwierigkeit ist die große potentielle Streckenkapazität in diesen Netzen, die in der nahen Zukunft tausende oder sogar zehntausende Leitungen erreichen kann. Eine dritte Quelle von Schwierigkeit ist weiterhin die große potentielle Anzahl verschiedener Dienste, die diese Netze führen können. Es wird erwartet, daß diese Anzahl in der nahen Zukunft mehrere hunterte Dienste erreicht, und danach sogar noch mehr.
Es gibt wohlbekannte Techniken zum Analysieren von leitungsvermittelten Netzen mit Einzelraten-Leitungen. Mit Hilfe solcher Techniken können Bandbreitenzuteilung und Routen zumindest in den einfacheren Netzen nützlich durchgeführt werden. Wenn mehrere Raten eingeführt werden, kommen die oben erwähnten Quellen von Schwierigkeit unter anderen zusammen, um die rechnerische Angehbarkeit von Problemen mit praktischem Interesse zu verringern.
Die hier benannten Miterfinder haben einen signifikanten Beitrag zu dem Entwurfsproblem in einem mehrratigen leitungsvermittelten Netzwerk geliefert. Dieser Beitrag umfaßt ein Routing-Verfahren. Dieses Verfahren wird in D. Mitra et al., "ATM Network Design and Optimization: A Multirate Loss Network Framework", IEEE/ACM Transactions on Networking 4 (August 1996), Seiten 531–543, nachfolgend als Mitra et al. bezeichnet, beschrieben. Dieses Verfahren wird auch in der eigenen US-Patentanmeldung, laufende Nr. 08/554,502, registriert am 7.11.1995 unter dem Titel "Method for Logical Network Design in Multi-Service Networks" beschrieben.
Das Routing-Verfahren von Mitra et al. wird nun kurz mit Bezug auf 2 besprochen.
Das Ziel des Routing-Verfahrens ist das Finden der jeder Route zwischen einem Quelle-Ziel-Paar angebotenen Verkehrsraten, die die Leistungsfähigkeit des Netzes optimieren. Die Leistungsfähigkeit des Netzes kann auf vielerlei weise charakterisiert werden. Bei einer beispielhaften Analyse wird sie durch die langfristigen Netzeinnahmen W charakterisiert. W wird durch die pro Verbindung pro Zeiteinheit verdienten Einnahmen e_sr, die Verkehrsdichte (auch als Verkehrsrate bezeichnet) ρ_sr und die Verlustwahrscheinlichkeit L_sr bestimmt. Der Index s nimmt für jeden Diensttyp einen verschiedenen Wert an und bedeutet, daß jeder Diensttyp seine eigene besondere Menge von Werten für diese Parameter aufweist. (Auf dem Gebiet des Netzentwurfs und der Netzverwaltung wird manchmal gesagt, daß die Verkehrskenngrößen und Maße der Dienstqualität durch die betreffende "Anwendung" bestimmt werden, und der Begriff "Dienst" wird etwas enger verwendet. Im vorliegenden soll der Begriff "Dienst" in seinem allgemeinen Sinn verwendet werden, in dem er mit "Anwendung" gleichzusetzen ist).
Der Index r nimmt für jede Route in der Menge zulässiger Routen zwischen einer gegebenen Quelle und einem gegebenen Ziel einen verschiedenen Wert an und bedeutet, daß sogar innerhalb eines gegebenen Diensttyps jede Route ihre eigene besondere Menge von werten aufweist. Die Verkehrsintensität wird als die mittlere Ankunftsrate von Verbindungen definiert, die der gegebenen Route geboten wird, multipliziert mit der mittleren Haltezeit einer Verbindung. (Für Modellierungzwecke wurde hierbei angenommen, daß Verbindungsankünfte eine Poisson-Verteilung aufweisen). Die Verlustwahrscheinlichkeit ist als der Anteil der Verbindungen definiert, die blockiert werden. Blockierung tritt auf, wenn irgendeine Strecke in der Route die Verbindung (aufgrund unzureichender Betriebsmittel zum Führen der Verbindung auf dieser Strecke) verweigert.
Die Verlustwahrscheinlichkeiten weisen eine komplizierte Abhängigkeit von den gebotenen Verkehrsraten auf. Insbesondere können sich kleine Änderungen der Verkehrsbelastung in einem Teil des Netzes auf einen größeren Teil des Netzes auswirken. Aus diesem Grund muß ein iteratives Verfahren verwendet werden, um sich der optimalen Menge gebotener Verkehrsraten durch sukzessive Approximationen anzunähern. Mitra et al. verfolgen einen Ansatz, der auf wohlbekannten Techniken der Optimierung, wie zum Beispiel dem Verfahren des steilsten Anstiegs, basieren. Gemäß diesem Verfahren wird eine Kenntnis der Empfindlichkeit von W gegenüber jedem der verschiedenen Parameter ρ_sr verwendet, um den Schritt von jeder aktuellen Approximation zur nächsten Approximation zu formulieren. Diese Empfindlichkeiten werden als die "Netzempfindlichkeiten" bezeichnet.
Damit dieses Verfahren angewandt werden kann, werden zunächst Vordefinitionen (Blöcke 30, 35, 40) für die Dienstklassen s, die effektive Bandbreite d_sl jeder Dienstklasse auf jeder Strecke, den Bedarf ρ _sσ für jede Dienstklasse zwischen jedem Quelle-Ziel-Paar σ, die Routenmengen R(s, σ) für jeweilige Ströme (s, σ) und die Kapazitätszuteilungen C_l auf jeweiligen Strecken gegeben.
Es wird eine Anfangsmenge von Werten für ρ_sr angegeben (Block 45).
Dann werden mit den Routen- und Bandbreitenzuteilungsdaten die Verlustwahrscheinlichkeiten und die Netzempfindlichkeiten bestimmt (Block 50).
Dann werden die Werte der ρ_sr z. B. gemäß dem Verfahren des steilsten Anstiegs inkrementiert, um einen verbesserten Wert von W zu erhalten (Block 55).
Bei einem beispielhaften Verfahren zur Messung der Annäherung an ein lokales Optimum wird dann eine Konvergenzprüfung (Block 60) durch Vergleich des aktuellen und vorherigen Werts von W ausgeführt. wenn die Änderung von W klein genug ist, wird erklärt, daß die Prozedur konvergiert ist, und die aktuellen werte von W und der Parameter ρ_sr werden als die optimalen Werte ausgegeben. Andernfalls wird die Prozedur unter Verwendung der aktuellen werte von ρ_sr als Eingabe iteriert.
Eine ankommende Verbindung eines gegebenen Stroms kann jeder beliebigen Route in der Menge zulässiger Routen für diesen Strom angeboten werden. Diese Angebote können ungefähr über die Routen der Routenmenge gemäß jeweiligen vorbestimmten Wahrscheinlichkeitswerten verteilt werden. Das heißt, für jede Route weist die Wahrscheinlichkeit, daß eine zufällig ausgewählte Verbindung dieser Route angeboten wird, einen vorbestimmten Wert auf. Die optimierten Werte der Parameter ρ_sr werden zur Bestimmung dieser Wahrscheinlichkeiten verwendet.
Die Ausgabe der Prozedur von Mitra et al. umfaßt außerdem die Verlustwahrscheinlichkeit B_sl jedes Diensttyps s auf jeder Strecke l. Es sind Prozeduren verfügbar, um aus diesen Informationen ein Maß der gewünschten Bandbreitenausnutzung für jede Strecke und jede Dienstroute abzuleiten und daraus nominelle Zuteilungen von Bandbreite für jeden Strom zu jeder Strecke jeder Dienstroute durchzuführen.
Es wird für Netzbetreiber immer wichtiger, ihren Kunden (z.B. durch Dienstgradvereinbarungen) insbesondere für Dienste verschiedener Typen (und somit verschiedener Datenraten) garantierte Dienstqualität zu bieten. Ein sehr attraktiver Ansatz für dieses Problem ist das Organisieren des Netzes zu virtuellen privaten Netzen (VPNs). Den verschiedenen VPNs wird auf den von ihnen eingenommenen Strecken ausreichend Bandbreite zugeteilt, um die ausgehandelte Dienstqualität bereitzustellen. Um seine Einnahmen zu maximieren, wird der Netzbetreiber die Bandbreitenzuteilung so vornehmen müssen, daß, wenn der Verkehr aller Kunden optimal über ihre jeweiligen VPNs geroutet wird, ein gewichtetes Aggregatmaß der über das Netz geführten Bandbreite, wie zum Beispiel die Netzeinnahmen W, maximiert wird.
Das dadurch gestellte Problem enthält Schwierigkeiten, die in bisherigen Arbeiten nicht angemessen oder überhaupt nicht behandelt wurden. Das heißt, die Aufteilung von Strecken zwischen verschiedenen VPNs erzwingt eine Kopplung zwischen dem Problem des optimalen Routens in einem VPN und dem Problem der optimalen Bandbreitezuteilung zu jedem VPN.
Wie hier besprochen wurde, wird vorteilhafterweise das Verfahren von Mitra et al. auf das Routing-Problem in isolierten VPNs angewandt. Dieses Verfahren alleine ergibt jedoch keine Lösung der größeren Probleme des Netzentwurfs, Netzbetriebsmittel zwischen mehreren VPNs zugeteilt werden.
US-A-5 359 593 beschreibt eine Zugangsregelung für ein Paketkommunikationsnetz. Die Zugangsregelung umfaßt einen Mechanismus der dynamischen Bandbreitenaktualisierung, der die mittlere Bitrate der Signalquelle und die Verlustwahrscheinlichkeit der Verbindung kontinuierlich überwacht. Wenn diese Werte außerhalb einer spezifizierten Region fallen, wird ein Anpassungsprozeß ausgelöst. Der Anpassungsprozeß führt zu der Beschaffung einer neuen Verbindungsbandbreite und neuer Parameter für einen Verkehrsregler.
Kurzfassung der Erfindung
Ein Verfahren gemäß der Erfindung wird in Anspruch 1 definiert. Bevorzugte Formen werden in den abhängigen Ansprüchen definiert.
Die vorliegende Erfindung ist ein Verfahren zur Lösung des kombinierten Problems des optimalen Routens und der optimalen Bandbreitenzuteilung in einem Netz, das mehrere Subnetze und mehrere Kommunikationsdienste unterstützt. In einem allgemeinen Aspekt umfaßt die vorliegende Erfindung für jedes Quellen-Ziel-Paar, das über ein gegebenes Subnetz und eine gegebene Dienstklasse kommuniziert, das Bestimmen einer jeder einer Menge zulässiger Routen zwischen dieser Quelle und diesem Ziel anzubietenden Verkehrsrate in dem gegebenen Subnetz und der gegebenen Dienstklasse. Ferner umfaßt die vorliegende Erfindung das Zuteilen einer jeweligen Bandbreite zu jeder Strecke jedes Subnetzes. Signifikanterweise werden die Bestimmungen der anzubietenden Verkehrsrate und der Zuteilungen der Bandbreite zu jeweiligen Strecken von Subnetzen auf eine gegenseitig auf sich ansprechende Weise durchgeführt.
Kurze Beschreibung der Zeichnung
1 zeigt ein Schaltbild eines beispielhaften Kommunikationsnetzes.
2 ist ein Flußdiagramm des Verfahrens von Mitra et al. zum Lösen des Problems des optimalen Routens in einem Mehrdienstnetz.
3 ist eine ausführlichere Version des Flußdiagramms von 2, wobei weitere Schritte bei der Bestimmung von Verlustwahrscheinlichkeiten und Netzempfindlichkeiten gezeigt sind.
4 ist eine ausführlichere Ansicht von 3, die Fixpunktgleichungen darstellt.
5 ist eine Darstellung der gleichförmigen asymptotischen Approximation (UAA), die in Verbindung mit den Prozeduren von 3 verwendet werden kann.
6 ist ein schematisches Diagramm der Wechselwirkung zwischen dem UAA und den Prozeduren von 3.
7 ist ein Flußdiagramm auf hoher Ebene eines Prozesses zur Lösung des kombinierten Problems des optimalen Routens und der optimalen Bandbreitenzuteilung gemäß der Erfindung in bestimmten Ausführungsformen.
8 ist ein vereinfachtes Blockschaltbild eines typischen, bei der Ausübung der Erfindung nützlichen Netz-Switch.
9 ist ein ausführlicheres Flußdiagramm des Prozesses von 7.
10 ist eine ausführlichere Ansicht des Flußdiagramms von 9, wobei das Problem des optimalen Routens im Kontext eines Mehrdienstnetzes dargestellt ist, das mehrere Subnetze unterstützt.
11 ist eine ausführlichere Version des Flußdiagramms von 10, wobei ein Prozeß zum Berechnen linearisierter Kapazitätskosten dargestellt ist.
12 ist eine Darstellung der verfeinerten gleichförmigen asymptotischen Approximation (RUAA), die in Verbindung mit der Prozedur von 11 verwendet werden kann.
13 ist ein Flußdiagramm der Prozesse von 11, die so modifiziert werden, daß sie RUAA umfassen.
Ausführliche Beschreibung
I. Das Problem des optimalen Routens gemäß Mitra et al.
Als Hilfe für das Verständnis der vorliegenden Erfindung ist es hilfreich, zunächst die allgemeinen Aspekte der oben zitierten in Mitra et al. beschriebenen Prozedur darzustellen. Das von der Prozedur von Mitra et al. behandelte Problem wird hier als das Problem des optimalen Routens bezeichnet.
Wie oben in bezug auf Block. 50 von 2 erwähnt, ist ein Schritt in der (iterativen) Prozedur die Bestimmung der Verlustwahrscheinlichkeiten L_sr der Netzempfindlichkeiten ∂W/∂ρ_sr, die am besten als die jeweiligen Ableitungen der Netzeinnahme nach der gebotenen Last des Diensttyps s auf Route r zu verstehen sind.
Der in 2 als Block 50 repräsentierte Schritt ist in 3 als aus drei kleineren Schritten bestehend gezeigt, die jeweils als Blöcke 65, 70 und 75 gezeigt sind. Block 65 nimmt als Eingabe die vordefinierten effektiven Bandbreiten d_sl, die vordefinierten Streckenkapazitäten C_l und die aktuelle Schätzung der gebotenen Lasten ρ_sr. Die in Block 65 auszuführende Prozedur umfaßt ein iteratives Finden einer mit sich selbst vereinbaren Lösung zweier Systeme gekoppelter Gleichungen (für jede Dienstklasse s und Strecke l). Diese als Fixpunktgleichungen bezeichneten Gleichungen werden später ausführlicher besprochen. Ein Gleichungssystem gilt für die nachfolgend besprochenen Streckenverlustwahrscheinlichkeiten B_sl. Wenn die Berechnung unter Verwendung exakter Techniken ausgeführt wird, weist die Berechnung von B_sl die Komplexität O(C) auf, wobei C die Streckenkapazitäten charakterisiert. (Wie später erläutert werden wird, kann die Verwendung asymptotischer Techniken diese Komplexität auf O(1) verringern).
Die als Ergebnis von Block 65 berechneten Größen sind zum Beispiel die Streckenverlustwahrscheinlichkeit B_sl von Verbindungen des Dienstes s auf der Strecke l, die Last v_sl:r des Dienstes s, die der Strecke l durch die Route r nach unabhängiger Ausdünnung (d.h. Fallenlassen von Verbindungen) durch alle anderen Strecken in der gegebenen Route hinzugefügt wird und die Ableitung der Streckenverlustwahrscheinlichkeit nach jeder der gesamten ausgedünnten Lasten. Zusammen mit den vordefinierten pro geführter Verbindung pro Zeiteinheit gewonnenen Einnahmen e_sr werden diese Größen in dem Block 70 der Figur eingegeben. Außerdem gibt der Block 65 die Routenverlustwahrscheinlichkeit L_sr aus, die die Gleichgewichtswahrscheinlichkeit ist, daß nach der Zulassung in das Netz eine Verbindung der Dienstklasse s von der Route r fallengelassen wird. (Eine Route läßt eine Verbindung fallen, wenn irgendeine ihrer Strecken die Verbindung verweigert).
Im Block 70 wird für jede Dienstklasse eine Menge von Parametern c_sl berechnet, wobei l über die werte l = 1,2,..., L reicht und L die Gesamtzahl der Strecken in dem Netz ist. Diese als implizierte Kosten bezeichneten Parameter geben die effektiven Verluste an Einnahmen wieder, die auftreten, wenn das Führen von Verbindungen in einer gegebenen Dienstklasse auf einer gegebenen Strecke die verbleibende Kapazität verringert und somit zu einer inkrementellen Zunahme des Blockierens zukünftiger gebotener Verbindungen führt. Die Komplexität dieser Berechnung bei Verwendung exakter Techniken beträgt O(S³L³).
Die Netzempfindlichkeiten lassen sich ohne weiteres aus den Routenverlustwahrscheinlichkeiten, den Einnahmenparametern und den implizierten Kosten ableiten, wie in Box 75 der Figur angegeben.
Nunmehr mit Bezug auf 4 werden die beiden Fixpunktgleichungen hier durch die Blöcke 80 bzw. 85 repräsentiert. Im Block 80 wird jede der Streckenverlustwahrscheinlichkeiten über die entsprechende Streckenkapazität ausgedrückt und für jede Dienstklasse s, s = 1, 2,..., S (S ist die Gesamtzahl der Dienstklassen) die entsprechende gesamte verdünnte Streckenlast und Streckenbandbreite. Im Block 85 wird jede gesamte verdünnte Streckenlast über die jeweiligen Streckenverlustwahrscheinlichkeiten für alle Strecken und alle Dienstklassen ausgedrückt. Wie bereits erwähnt, wird eine iterative Technik verwendet, um diese beiden Systeme gekoppelter Gleichungen mit sich selbst vereinbar zu lösen.
In vielen Fällen von praktischer Bedeutung können die Streckenkapazitäten so groß werden, daß es wirtschaftlich oder numerisch undurchführbar wird, durch exakte Techniken die Fixpunktgleichungen zu lösen und die implizierten Kosten zu finden. Wie in Mitra et al. beschrieben, kann in solchen Fällen eine als gleichförmige asymptotische Approximation (UAA) bezeichnete asymptotische Approximation verwendet werden, um die Komplexität der Berechnungen zu reduzieren. Tatsächlich können kleine Strecken durch exakte Techniken behandelt werden, während gleichzeitig größere Strecken durch die UAA behandelt werden. Ein solcher Ansatz soll hier als "hybrider" Ansatz bezeichnet werden.
5 gibt eine Aussage der UAA für die Streckenverlustwahrscheinlichkeit B_sl, ausgedrückt über die Streckenkapazitäten, die gesamten verdünnten Streckenlasten und Streckenbandbreiten. Die Funktionen b_sl und B_l, auf die in der Figur verwiesen wird, sind in Mitra et al. definiert und müssen hier nicht ausführlich beschrieben werden, mit Ausnahme der Anmerkung, daß B_l von der Dienstklasse s unabhängig ist.
Dies ist für die Verringerung der Komplexität der Berechnungen von Verlusten und implizierten Kosten wie nachfolgend besprochen wichtig.
Der zweite Ausdruck, der in 5 erscheint, ist eine Konsequenz der UAA. Er ist ein Ausgangspunkt zum Erhalten der implizierten Kosten. Außerdem ist er zur Verringerung der Komplexität der Berechnungen von Verlusten und implizierten Kosten wichtig. Die Symbole s und t sind beide Indizes für die Dienstklasse. Die Funktion a_tl wird in Mitra et al. definiert und muß hier nicht ausführlich besprochen werden.
In dieser Hinsicht sollte beachtet werden, daß, obwohl sich die UAA in Verbindung mit dem von Mitra et al. behandelten Problem des optimalen Routens als nützlich erwiesen hat, die Erfinder es als vorzuziehen befunden haben, im Kontext der vorliegenden Erfindung bei der Lösung des Problems des optimalen Routens eine andere asymptotische Approximation zu verwenden. Die vorliegende bevorzugte Approximation wird als verfeinerte gleichförmige asymptotische Approximation (RUAA) bezeichnet. Die RUAA wird bevorzugt, weil sie für die Berechnung implizierter Kosten und Empfindlichkeiten gegenüber Streckenverlustwahrscheinlichkeiten genauer ist. Eine ausführliche Besprechung der RUAA wird nachfolgend angegeben, nachdem die Merkmale der vorliegenden Erfindung betrachtet wurden.
Wie in 6 gezeigt, wird, wenn die UAA (Box 90) in die Berechnungen eingeführt wird, Wirtschaftlichkeit in die Lösung der Fixpunktgleichungen (Box 95) eingeführt, weil die Komplexität des Berechnens der Streckenverlustwahrscheinlichkeiten auf O(1) verringert werden kann (d.h. sie bleibt beschränkt, während C ohne Schranke zunimmt), und die Komplexität des Findens der implizierten Kosten (Box 100) kann auf O(L³) reduziert werden. Die Komplexität des Findens der implizierten Kosten wird also von der Anzahl der Dienstklassen unabhängig gemacht. Dies ist besonders für große mehrratige Netze bedeutsam, die Kunden mit diversen Bedürfnissen versorgen und somit Verkehr in vielen verschiedenen Dienstklassen führen.
II. Das kombinierte Problem des optimalen Routens und der Betriebamittelzuteilung – Einführung
Es werden nun die Merkmale der vorliegenden Erfindung in einer beispielhaften Ausführungsform besprochen. Das physische Infrastrukturnetz unterstützt mehrere Subnetze. Diese Subnetze werden hier häufig als virtuelle private Netzwerke (VPN) bezeichnet. Zum Beispiel soll angenommen werden, daß das Netz von 1 vier Kunden versorgt: Ost-Korporation, Mittel-West-Korporation, West-Korporation und Süd-Korporation. Jede dieser besitzt ihr eigene VPN, aber die Strecken des zugrundeliegenden Netzes werden von den verschiedenen VPNs gemeinsam benutzt. Jede Korporation besitzt ihre eigenen Benutzungsmuster dieser verschiedenen Strecken. Zum Beispiel könnte innerhalb jedes VPN Verkehr zwischen Knoten, die Firmenzentralstellen entsprechen, stärker sein als zwischen anderen Knotenpaaren. Für die Zwecke der nachfolgend beschriebenen beispielhaften Ausführungsform hat der Westen eine Zentralstelle an dem Knoten 10.1 und 10.2 von 1. Der mittlere Westen hat eine Zentralstelle an dem Knoten 10.3, der Osten an dem Knoten 10.4, 10.5 und 10.6 und der Süden an dem Knoten 10.7 und 10.8. (Für dieselben veranschaulichenden Zwecke ist jeder Knoten, der nicht eine Zentralstelle einer Korporation ist, eine Zweigstelle).
Es gibt Ω verschiedene VPNs, die in der folgenden Besprechung durch das Symbol Ω indiziert werden. Jeder Stecke l jedes VPNΩ wird eine Bandbreitenkapazität C (Ω) / l zugeteilt. Das Ziel der erfindungsgemäßen Techniken ist das Entwerfen der VPNs (d.h. Schätzen der Werte von C (Ω) / l) dergestalt, daß, wenn Verkehr jedes Kunden optimal über sein VPN geroutet wird, ein gewichtetes Aggregatmaß der geführten Bandbreite über das Netz maximiert wird. In der folgenden Besprechung wird dieses gewichtete Aggregatmaß als Netzeinnahmen bezeichnet. Es ist wichtig, zu beachten, daß jedes der VPNs in der Regel Verkehr in mehreren Dienstklassen unterstützt, die hier jeweils durch das Symbol s indiziert werden.
Oben in der Beschreibung des Problems des optimalen Routens gemäß Mitra et al. verwendete Symbole werden auch in der nachfolgenden Besprechung benutzt. Die Größen, die speziell zu einem bestimmten VPN gehören, erhalten jedoch einen hochgestellten VPN-Index, wie im Fall der oben erwähnten Streckenkapazitäten.
Die Entscheidungsvariablen (deren werte optimiert werden, um das oben angegebene Ziel zu erreichen) sind die Streckenkapazitäten C (Ω) / l und die Verkehrsintensität ρ (Ω) / sr jedes Stroms und VPN, das in das Netz zugelassen wird und einer Route r geboten wird, die zu der Menge R (Ω) / s,σ zulässiger Routen für diesen Strom gehört. (Die verschiedenen Routen werden durch das Symbol r indiziert).
In der folgenden Besprechung soll angenommen werden, daß es insgesamt S Dienstklassen gibt, wobei jede Verbindung der Klasse s eine Bandbreite d_sl auf der Strecke l benötigt.
Obwohl die Verfasser glauben, daß die vorliegende erfindungsgemäße Technik vielfältige Anwendungen in praktischen Netzen finden wird, sollte beachtet werden, daß die zu beschreibende Ausführungsform hier mit Bezug auf ein Modellnetz mit bestimmten idealisierten Eigenschaften formuliert wurde. Wie bereits erwähnt, wurde angenommen, daß ein paketiertes Netz als leitungsvermitteltes Verlustnetz modelliert werden kann und daß alle Betrachtungen in bezug auf die Pufferung in die effektive Bandbreite eingeordnet werden können. Darüber hinaus soll angenommen werden, daß Verbindungsankünfte für jeden Strom mit einer mittleren Rate Λ (Ω) / (sσ) Poisson verteilt sind. Es wird angenommen, daß die Zulassung jeder ankommenden Verbindung des Stroms (s, σ)^(Ω) durch einen unabhängigen Bernoulli-Versuch gesteuert wird. Das Ergebnis eines solchen Versuchs bestimmt also, ob die Verbindung VPNΩ angeboten wird, und wenn dies der Fall ist, welcher Route in der Routenmenge R (Ω) / (s,σ) sie geboten wird. Es wird angenommen, daß, wenn die Verbindung akzeptiert wird, die Bandbreite auf jeder Strecke gleichzeitig für die Dauer der Verbindung gehalten wird. Eine ankommende Verbindung, die einer gegebenen Route geboten wird, kann immer noch blockiert werden, wenn irgendeine Strecke auf der Route unzureichende Bandbreite aufweist. Es wird angenommen, daß die Haltezeiträume von Verbindungen in dem Strom (s, σ)^(Ω) von früheren Ankunfts- und Haltezeiten unabhängig sind und einen Mittelwert von l/μ (Ω) / sσ aufweisen.
Die Verbindungsankünfte jedes Stroms (s, σ)^(Ω) für jede Route r in der zulässigen Routenmenge R (Ω) / s,σ dieses Stroms sind voraussetzungsgemäß auch Poisson-verteilt, mit einer mittleren Verbindungsankunftsrate λ (Ω) / sr. Die Summe der mittleren Routenverbindungsankunftsraten über die gesamte Routenmenge kann nicht größer als die mittlere Verbindungsankunftsrate Λ (Ω) / sσ für den gesamten Strom sein. Die Dienstroutenverkehrsintensität ρ (Ω) / sr ist als λ (Ω) / sr/μ (Ω) / sσ und die Stromverkehrsintensität ρ (Ω) / sσ als Λ (Ω) / sσ/μ (Ω) / sσ definiert.
Es wird ein Zulassungssteuerparameter ρ (Ω) / sr als (l/Λ (Ω) / sσ) mal der Summe über die gesamte Routenmenge der mittleren Routenverbindungsankunftsraten λ (Ω) / sr definiert.
Diese Größe drückt die Bernoulli-Wahrscheinlichkeit aus, daß eine gegebene ankommende Verbindung des betreffenden Stroms dem Netz angeboten wird. Ähnlich wird die Wahrscheinlichkeit, daß eine gegebene Verbindung des Diensttyps s einer Route r angeboten wird, durch λ (Ω) / sr/Λ (Ω) / sσ gegeben. Die Zulassungswahrscheinlichkeiten und Routing-Wahrscheinlichkeiten werden aus den Ergebnissen der erfindungsgemäßen Prozedur erhalten.
III. Das kombinierte Problem des optimalen Routens und der Betriebsmittelzuteilung – Übersicht
Die Gesamtnetzeinnahmen W sind die Summe über alle VPNs der jeweiligen Subnetzeinnahmen W^(Ω). Die Subnetzeinnahmen werden aus den Dienstroutenverkehrsintensitäten ρ (Ω) / sr, der Gleichgewichtswahrscheinlichkeit L (Ω) / sr des Verlusts auf jeder Dienstroute einer Verbindung nach der Zulassung in das Netz und dem Dienstrouteneinnahmenparameter e (Ω) / sr ausgewertet. Die geführte Last einer gegebenen Dienstroute wird durch ρ (Ω) / sr(1 – L (Ω) / sr) gegeben. Das Produkt dieses Ausdrucks mal dem betreffenden Einnahmenparameter ergibt die langfristigen mittleren Einnahmen für die Dienstroute. Diese langfristigen mittleren Einnahmen für das Subnetz werden erhalten, indem man diesen Ausdruck über alle Ströme (s, σ) in dem Subnetz und über alle Routen in der Routenmenge für jeden Strom summiert.
Das Ziel des von der vorliegenden Erfindung behandelten kombinierten Problems ist das Finden der Streckenkapazitäten C (Ω) / l und der Dienstroutenverkehrsintensitäten ρ (Ω) / sr, die unter Berücksichtigung bestimmter Nebenbedingungen die Gesamtnetzeinnahmen maximieren. Eine Nebenbedingung besteht darin, daß keine Dienstroutenverkehrsintensität einen negativen Wert aufweisen darf. Eine zweite Nebenbedingung besteht darin, daß für alle VPNs und alle Ströme die Summe der Dienstroutenverkehrsintensitäten über die betreffende Routenmenge die entsprechende Stromverkehrsintensität ρ (Ω) / sσ nicht übersteigen darf. Eine dritte Nebenbedingung besteht darin, daß die Gesamtkapazität jeder Strecke perfekt zwischen den VPNs zugeteilt werden muß (d.h. weder zu wenig oder zu viel zugeteilt). Eine vierte Nebenbedingung besteht darin, daß keine Subnetz-Streckenkapazität C (Ω) / l einen negativen Wert aufweisen darf.
Mindestens in bestimmten Fällen kann es wünschenswert sein, weitere Nebenbedingungen aufzuerlegen, um eine versprochene Dienstqualität für jedes eines Teils der Subnetze oder aller dieser sicherzustellen. Ein solcher Ansatz ist eine Nebenbedingung für jede der betroffenen Subnetzeinnahmen W^(Ω) dergestalt, daß sie nicht unter einen spezifizierten Wert fallen können.
Wie in 7 gezeigt, werden die rechnerischen Prozeduren der vorliegenden Erfindung vorteilhafterweise durch ein Zusammenspiel zwischen dem übergeordneten Prozeß 110 und den untergeordneten Prozessen 115, wovon es einen für jedes der VPNs gibt, ausgeführt. Der übergeordnete Prozeß enthält den Prozeß des Lösens des Betriebsmittelzuteilungsproblems bei gegebener Menge von Dienstroutenverkehrsintensitäten entsprechend einem optimalen Routen für die aktuelle Menge von Subnetzstreckenkapazitäten. Jeder der untergeordneten Prozesse enthält den Prozeß des Lösens des Problems des optimalen Routens bei gegebener aktueller Menge von Streckenkapazitäten für sein jeweiliges Subnetz. Die gesamte Prozedur schreitet iterativ voran, wobei jeder Neuzuteilung von Streckenkapazitäten eine neue Lösung des Problems des optimalen Routens für jedes der Subnetze folgt. Die Iterationen hören auf, wenn sich zeigt, daß die Gesamtnetzeinnahmen konvergieren.
All diese rechnerischen Prozeduren werden durch einen digitalen Computer unter der Kontrolle eines entsprechenden Computerprogramms ausgeführt. Signifikanterweise wird jeder der untergeordneten Prozesse (in jeder Iteration) unabhängig von den anderen ausgeführt. Deshalb werden die untergeordneten Prozesse zweckmäßig und vorteilhafterweise durch einen parallelen Prozessor ausgeführt.
In praktischen Anwendungen für Echtzeit-Netzverwaltung werden Verkehrskenngrößen in dem Netz 120 gemessen und dem übergeordneten Prozeß 110 beispielsweise in Form von Verkehrsmatrizen zugeführt. (In praktischen Netzen werden diese Messungen in der Regel periodisch, zum Beispiel einmal in jedem Zeitraum von fünfzehn Minuten, ausgeführt). Die Einträge in der Verkehrsmatrix eines gegebenen Subnetzes sind die gebotenen Intensitäten des Stromverkehrs ρ (Ω) / sσ oder deren Äquivalent. In einer beispielhaften Matrix für ein gegebenes Subnetz und eine gegebene Dienstklasse wird jede Quelle durch eine jeweilige Zeile und jedes Ziel durch eine jeweilige Spalte repräsentiert.
Die betreffenden Verkehrsmessungen sind z.B. Messung während des vorausgehenden Zeitraums und Extrapolation auf den aktuellen Zeitraum. Als Alternative basiert die betreffende Beschreibung von Verkehrskenngrößen z.B. auf Vorgeschichtedaten.
Die betreffenden Messungen werden in der Regel von den sich an den verschiedenen Knoten des Netzes befindlichen Switches durchgeführt und von einer zentralisierten Netzverwaltungsplattform gesammelt.
Wie zum Beispiel in 8 gezeigt, enthält ein Switch 121 in der Regel eine Zentralverarbeitungseinheit (CPU) 122, die häufig als Routensteuerung bezeichnet wird, und einen Router 123 in gegenseitiger Kommunikation über eine schnelle Ethernet-Strecke. Die Routensteuerung 122 ist u.a. für die Auswahl von Routen und durch ein als Elementmanager bezeichnetes Softwaremodul 124 für Elementverwaltungsfunktionen verantwortlich. Der Router enthält eine jeweilige Schnittstellenkarte 125.1 für jede der Eingangsstrecken 126.1 und eine jeweilige Schnittstellenkarte 125.2 für jede der Ausgangsstrecken 126.2. Jede der Eingangsschnittstellenkarten 125.2 enthält eine von dem Speicher 127 versorgte CPU, die für die Ablaufplanung von Paketen zuständig ist. Der Speicher 127 kann gemeinsam mit der Routensteuerung 122 benutzt werden. (In bestimmten Fällen besitzt jede der Schnittstellenkarten ihren eigenen jeweiligen Speicher).
Der Elementmanager 124 liest periodisch die Kopfteile an den ankommenden Paketen (oder Zellen) und sammelt dadurch Informationen über den Quelle-zu-Ziel-Verkehr und Ausnutzungen abgehender Strecken. Signifikanterweise können die Kopfteile auch Informationen enthalten, die Dienstklasse und VPN indentifizieren. Eine als die Managementinformationsbasis (MIB) bezeichnete (nicht gezeigte) Datenbank ist typischerweise in dem Elementmanager und auch in der zentralisierten Netzverwaltungsplattform 128 verankert.
Die relevanten Daten (lokal oder global je nach Fall) werden in der MIB gespeichert. Die Kommunikation zwischen jedem (lokalen) Elementmanager 124 und der zentralisierten Netzwerkverwaltungsplattform 128 wird durch ein als SNMP (Simple Network Management Protocol) bezeichnetes Protokoll vermittelt. Zusätzlich zu dem Übertragen von Informationen zu der zentralisierten Netzwerkverwaltungsplattform lädt jeder Elementmanager außerdem periodisch globale Netzverkehrsinformationen davon herunter. Diese Informationen erlauben es den hier beschriebenen rechnerischen Prozeduren, z.B. durch die Routensteuerung 122 ausgeführt zu werden.
Die Ausgabe der rechnerischen Prozeduren, nämlich die kombiniert optimierten Dienstroutenverkehrsintensitäten und Streckenkapazitäten werden ohne weiteres von der Routensteuerung angewandt, um die Betriebskenngrößen des Netzwerks zu aktualisieren, indem z.B. die Parameter und Gewichte in Ablaufsteuerungen und Warteschlangen-Engines bestimmt werden.
Zum Beispiel besitzt jede Eingangsstrecke von dem Switch 121 typischerweise ihre eigene Ablaufsteuerung, die durch die cpu auf der entsprechenden Schnittstellenkarte 125.2 implementiert wird. Es sind verschiedene Ablaufplanungsverfahren zur Ausführung der Ablaufplanungsfunktion verfügbar. Gewichtete Ablaufplanung, wie zum Beispiel eine gewichtete Reigen-Ablaufplanung ist besonders für die Durchsetzung von Dienstniveauvereinbarungen nützlich. Ein Gewicht kann als der Anteil der Bandbreite beschrieben werden, der einer bestimmten Warteschlange gegeben werden soll. Die Gewichte steuern somit die Dienstqualität und Betriebsmittelzuteilung zwischen VPNs, zwischen Diensten innerhalb von VPNs und zwischen Quelle-Ziel-Paaren in diesen Dienstklassen. Die Gewichte werden durch die Routensteuerung 122 berechnet und zur Implementierung in den jeweiligen Ablaufsteuerungen in einen Router 123 heruntergeladen.
In dieser Hinsicht sollte beachtet werden, daß die rechnerischen Prozeduren von 7 zu einer vollständigen Partitionierung der Subnetze führen. Das heißt, Streckenkapazitäten werden strikt nach Subnetz zugeteilt, ohne naturgemäßes gemeinsames Benutzen zugeteilter Kapazitäten zwischen zwei beliebigen Subnetzen, die sich zufällig dieselbe Strecke teilen. Die Verfasser haben ziemlich überraschend festgestellt, daß die Kosten (im Hinblick auf verlorene Kapazität) einer vollständigen Partitionierung relativ gering sind. Zum Beispiel haben die experimentellen Simulationen der Verfasser (von denen einige später beschrieben werden) in einem Modellnetz gezeigt, daß etwa 2% der Verbindungsblockierung der vollständigen Partitionierung zugeschrieben werden können (durch Vergleich mit einem Netzentwurf auf der Basis eines vollständigen gemeinsamen Benutzens von Netzbetriebsmitteln zwischen Subnetzen). In praktischen Situationen können diese Kosten durch die Nutzen des Isolierens der jeweiligen VPNs und dem Schutz vor einem Runaway-Borgen von Betriebsmitteln durch andere VPNs reichlich ausgeglichen werden. Somit besteht größere Sicherheit, daß die versprochene Dienstqualität in jedem VPN tatsächlich bereitgestellt werden kann.
Dennoch kann es Fälle geben, in denen, nachdem die vollständige Partitionierung stattgefunden hat, es vorteilhaft ist, ein vorübergehendes Borgen von Betriebsmitteln zwischen VPNs zu gestatten, zum Beispiel auf der Grundlage eines verbindungsweisen aktuellen Bedürfnisses. (Ein solches Borgen wird beispielsweise dadurch implementiert, daß ein als Verbindungsleitungsreservierungsparameter bekanntes Ablaufplanungsgewicht gesetzt wird). Fachleuten sind verschiedene Prozeduren für ein solches Borgen wohlbekannt. Spezifische Beispiele werden z.B. in D. Mitra und I. Ziedins, "Hierarchical Virtual Partitioning: algorithms for virtual private networking", Proc. IEEE GLOBECOM 1997, Seiten 1784–1791, und auch in EP-A-0 790 726 "Method for Sharing Network Resources by Virtual Partitioning". In der Regel wendet ein Steuerelement in einem Netzknoten bestimmte Kriterien an, um zu bestimmen, ob eine angeforderte Neuzuteilung von einem VPN zu einem anderen durchgeführt werden darf. Die Kriterien können zum Beispiel auf der betroffenen Dienstklasse, der aktuellen Last auf der Netzstrecke (oder anderem physischen Betriebsmittel) und der aktuellen Last auf dem borgenden VPN basieren. (Es ist zu beachten, daß die Entscheidung, eine solche Neuzuteilung durchzuführen, eine Kooperation zwischen Quellen-Switch und einem oder mehreren Transit-Switches umfassen kann).
Somit ist die vorliegende Erfindung nicht auf Betriebsmittelzuteilung und Routen-Prozeduren mit vollständiger Partitionierung als ultimatives Ziel beschränkt. Stattdessen soll der Schutzumfang der vorliegenden Erfindung Prozeduren einschließen, bei denen vollständige Partitionierung eine Zwischenstufe ist, der weitere Anpassungen folgen.
Wie oben besprochen, beschreiben Mitra et al. die Verwendung einer als UAA bezeichneten Approximation zur Bestimmung von Verlustwahrscheinlichkeiten und implizierten Kosten, und die Verfasser verwenden ähnlich eine als RUAA bezeichnete Approximation in dem nachfolgend zu beschreibenden Ausführungsbeispiel. Sowohl UAA als auch RUAA sind Beispiele für asymptotische Techniken auf der Basis stochastischer Modelle des Netzverkehrs. Für Fachleute ist erkennbar, daß auch andere Modelle verfügbar sind und in bestimmten Regimes der Netzkomplexität, Netzkapazität und Verkehrsdichte angemessen sein können.
Eine solche Klasse von Modellen sind die deterministischen Strömungsmodelle, die Netzverkehr in einem gewissen Sinne als ein kontinuierliches Fluid behandeln. Deterministische Strömungsmodelle sind viel einfacher als die hier besprochenen stochastischen Modelle, wenn sie zur Erzielung der hier beschriebenen Ziele angewandt werden, tendieren sie jedoch dazu, relativ große Linearprogrammierungsprobleme darzustellen. Diese Modelle können besonders zur Behandlung großer Netze, wie zum Beispiel auf Routern basierende Netzwerke von 500 Knoten oder mehr vorteilhaft sein. Deterministische Strömungsmodelle können auf die Betriebsmittelzuteilungsprozedur oder auf die Routing-Prozedur oder auf beides angewandt werden.
Tatsächlich sind verschiedene hybride Ansätze möglich und können tatsächlich bei Anwendung auf bestimmte Probleme vorteilhaft sein. Bei einem hybriden Ansatz, der zuvor erwähnt wurde, wendet der Löser des Problems des optimalen Routens ein stochastisches Modell an, um aber die Streckenverlustwahrscheinlichkeiten und ihre partiellen Ableitungen nach dem gebotenen Verkehr zu schätzen, behandelt er Strecken mit kleiner Kapazität jedoch durch exakte Techniken und Strecken mit großer Kapazität durch asymptotische Techniken. Bei einem anderen hybriden Ansatz wendet der Löser des Problems des optimalen Routens asymptotische Techniken an, verwendet aber während der frühen Iterationen UAA und wechselt für die letzten Phasen der Konvergenz auf die maximalen Netzeinnahmen W zu RUAA. Die rechnerische Komplexität wird somit für die meisten Iterationen reduziert, aber bei den letzten paar Iterationen wird die Konvergenz präziser gemacht. Bei auf höherem Niveau hybridisierten Ansätzen werden zur Lösung des Problems des optimalen Routens deterministische Strömungsmodelle verwendet, aber auf einem stochastischen Modell basierende Techniken zur Lösung des Betriebsmittelzuteilungsproblems oder umgekehrt.
Eine signifikante Vereinfachung des rechnerischen Problems wird bei dem vorliegenden Ausführungsbeispiel durch Linearisieren der Abhängigkeit der Subnetzeinnahmen von der Streckenkapazität erzielt. Diese Prozedur führt zu linearisierten Kapazitätskosten W (Ω) / l. Das heißt
Ein zufälliges Merkmal dieses linearisierten Ansatzes besteht darin, daß das Betriebsmittelzuteilungsproblem sich so zerlegt, daß die Neuzuteilungen zu VPNs für jede Strecke unabhängig geschehen können. Darüber hinaus ist es möglich, eine geschlossene Lösung für das resultierende Linearprogrammierungsproblem anzugeben.
Allgemeiner könnten in dem vorliegenden Ansatz als Alternative zu linearen Kosten nichtlineare Kapazitätskosten verwendet werden.
IV. Beispielhafte Ausführungsform der Erfindung
Nunmehr mit Bezug auf 9 umfaßt eine Initialisierungsprozedur 129 das Laden von Anfangsstreckenkapazitäten C (Ω) / l sowie von Anfangswerten für die untere Schranke n (Ω) / l und die obere Schranke n (Ω) / l an dem Streckenkapazitätsinkrement n (Ω) / l und von Schwellen H_T und W_T, die zum Testen der Konvergenz der Netzeinnahmen W benutzt werden.
Wie in Box 130 der Figur gezeigt, wird das Problem des optimalen Routens gelöst (Box 131) und die linearisierten Kapazitätskosten werden für jedes der Subnetze Ω unter Verwendung der aktuellen werte der Streckenkapazitäten berechnet (Box 132). In dieser Hinsicht sollte beachtet werden, daß bei jeder Iteration des in Box 130 repräsentierten Prozesses die linearisierten Kapazitätskosten erst berechnet werden, nachdem die optimale Routing-Lösung konvergiert hat. Für jedes Subnetz enthalten extern bereitgestellte Informationen für diesen Prozeß den Strombedarf ρ (Ω) / sσ, die Einnahmenparameter e (Ω) / sr und die Routenmengen R Ω / s,σ. Für jedes Subnetz umfaßt die Ausgabe dieses Prozesses die aktuellen Dienstroutenverkehrsintensitäten ρ (Ω) / sr, die aktuellen Subnetzeinnahmen W^(Ω) und die linearisierten Kapazitätskosten W (Ω) / l für jede Strecke in dem Subnetz. Nachdem dieser Prozeß für jedes der Subnetze ausgeführt wurde, werden die Gesamtnetzeinnahmen berechnet (Box 135) und eine Konvergenzprüfung durchgeführt (Box 140). Bei der vorliegenden aktuellen Implementierung müssen zwei Bedingungen erfüllt sein, damit Konvergenz erklärt wird (d.h. damit die logische Variable "NOT CONVERGED" auf FALSE gesetzt wird): die anteilsmäßige Zunahme von W darf W_T nicht übersteigen und der durch alle aktuellen n (Ω) / l und n (Ω) / l definierte Hyperwürfel muß durch H_T beschränkt sein. Dieser Hyperwürfel ist als die Menge aller L-dimensionalen reellwertigen Vektoren definiert, deren Komponenten x_l (für jeden Wert von l) jeweils nicht kleiner als n (Ω) / l und nicht größer als n (Ω) / l sind.
Dieser Hyperwürfel wird durch H_T beschränkt, wenn das Maximum über alle Strecken Indizes l der Differenz n (Ω) / l – n (Ω) / l nicht größer als H_T ist.
Im Fall von Konvergenz endet die gesamte Prozedur. Andernfalls wird das linearisierte Problem der optimalen Kapazitätsneuzuteilung 145 für alle Subnetze unter Verwendung der aktuellen Werte der unteren Schranken n (Ω) / l, der oberen Schranken n (Ω) / l, der Streckenkapazitäten C (Ω) / l und der linearisierten Kapazitätskosten W (Ω) / l für alle Subnetze gelöst. Bei der vorliegenden aktuellen Implementierung (siehe 9) wird für jede der jeweiligen Strecken eine separate Iteration des Prozesses 145 durchgeführt. Die Möglichkeit, diese streckenweise Zerlegung durchzuführen, hängt teilweise von den Nebenbedingungen ab, die dem Problem der Einnahmenmaximierung auferlegt werden. Zur Zeit sind die Nebenbedingungen der Verfasser nur, daß die Gesamtstreckenkapazität erhalten wird und daß jede neue Kapazitätszuteilung nicht negativ sein darf und einzeln keine Streckenkapazität übersteigen darf. Wie bereits erwähnt, können weitere Nebenbedingungen hinzugefügt werden, um z.B. eine spezifizierte minimale Dienstqualität in einem oder mehreren Subnetzen sicherzustellen. Eine solche Nebenbedingung kann zum Beispiel spezifizieren, daß von einem oder mehreren Subnetzen in einer oder mehreren Dienstklassen geführte jeweilige Bandbreite nicht unter ein spezifiziertes Niveau (wie zum Beispiel ein spezifizierter Anteil des dem betreffenden Subnetz in der betreffenden Klasse oder Klassen von Diensten gebotenen Gesamtverkehrs) fallen darf. Dieses spezifizierte Niveau kann für die in der betreffenden Dienstklasse oder Klassen geführte gesamte Subnetzbandbreite gelten, oder kann sogar für zwischen einem oder mehreren spezifizierten Quelle-Ziel-Paaren geführte Bandbreite gelten. In solchen Fällen ist die Zerlegung in der Regel nicht verfügbar. Anstelle des Iterierens des Prozesses 145 für jeweilige Strecken löst der Prozeß 145 somit ein Problem, an dem alle Strecken gleichzeitig beteiligt sind, wie zum Beispiel ein Linearprogrammierungsproblem oder ein nichtlineares Problem der kombinierten Optimierung.
Wie in Box 150 gezeigt, führt der Prozeß 145 zu neuen Werten für jede der Streckenkapazitäten C (Ω) / l, die durch Subtrahieren jeweiliger Inkremente n (Ω) / l (die wie oben besprochen beschränkt sind) inkrementiert werden.
Nachdem der Prozeß 145 für alle Strecken ausgeführt und die Streckenkapazitäten aktualisiert wurden, werden auch die unteren Schranken n (Ω) / l und die oberen Schranken n (Ω) / l aktualisiert (Box 155), wie später ausführlicher besprochen werden wird. Die neuen Werte der Streckenkapazitäten werden dann für eine weitere Iteration dem Prozeß 130 zugeführt.
10 ist eine ausführlichere Version von Box 131 von 9, die den Prozeß zum Lösen des Problems des optimalen Routens repräsentiert. Wie in 10 gezeigt, ist eine weitere, extern zugeführte Eingabe für diesen Prozeß die Menge effektiver Bandbreiten d (Ω) / sl jeder Dienstklasse und Strecke in dem aktuellen Subnetz. Wie gezeigt werden die optimalen Dienstroutenverkehrsintensitäten zur Maximierung der Einnahmen in dem aktuellen Subnetz unter Berücksichtigung der folgenden Nebenbedingungen gefunden: (i) der Gesamtverkehr eines gegebenen Stroms, der allen zulässigen Routen geboten wird, darf den Gesamtverkehr dieses Stroms, der in dem Netz ankommt, nicht übersteigen; und (ii) die Verkehrsintensität ρ (Ω) / sr die einer gegebenen Route r geboten wird, darf nicht negativ sein.
11 ist eine ausführlichere Version von Box 132 von 9, die den Prozeß zur Berechnung der linearisierten Kapazitätskosten W (Ω) / l repräsentiert (hier auch als Netzempfindlichkeit gegenüber Streckenkapazität bezeichnet). Wie in 11 gezeigt, ist die erste Stufe das Lösen der Fixpunktgleichungen (Box 160). In der Ausgabe dieser Stufe ist ν (Ω) / l, die gesamte ausgedünnte Last des Dienstes s, die der Strecke l (für das aktuelle Subnetz Ω) geboten wird, enthalten. Außerdem sind in der Ausgabe dieser Stufe die Streckenverlustwahrscheinlichkeiten (die auch als Blockierfunktionen bezeichnet werden) B (Ω) / sl enthalten, die jeweils die Verlustwahrscheinlichkeit des jeweiligen Dienstes s auf der jeweiligen Strecke l (für das derzeitige Subnetz Ω) ausdrücken. Die Ausgabe dieser Stufe wird in der nächsten Stufe zur Berechnung der implizierten Kosten (Bos 165) verwendet, und die implizierten Kosten werden ihrerseits zur Berechnung der linearisierten Kapazitätskosten (Box 170) verwendet.
Wie bereits erwähnt, wird die RUAA oft vorteilhafterweise zum Erhalten der Streckenverlustwahrscheinlichkeiten verwendet. 12 zeigt in Box 175 einen Ausdruck dieser Approximation. Der zweite Ausdruck in 12 ist eine Konsequenz der RUAA. Er ist ein Ausgangspunkt zum Erhalten der implizierten Kosten. Er ist auch zur Verringerung der Komplexität der Berechnungen von Verlusten und implizierten Kosten wichtig. Die Funktionen B⁽ⁱ⁾ und θ⁽ⁱ⁾ und die Koeffizienten A (t) / sl werden nachfolgend definiert.
Die Funktion L_s(d ₁, v ₁, C₁) für die Streckenverlustwahrscheinlichkeit ist Fachleuten wohlbekannt. Verfahren zu ihrer Auswertung werden in J.S. Kaufmann, "Blocking in a shared resource environment", IEEE Trans. Commun., Band COM-29, Seiten 1474–1481 (1981) und in J.W. Roberts, "Teletraffic models for the Telecom l integrated services network", in Proc. Int. Teletraffic Congress-10, Session 1.1., Arbeit Nr. 2, beschrieben. Das Symbol d ₁ als Argument der Funktion L_s steht für (d_1l, d_2l, ..., d_sl). Das Symbol ν ₁ als Argument der Funktion L_s steht für (ν_1l, ν_2l, ..., ν_sl)
13 zeigt dieselben Prozesse wie 11, aber modifiziert, um die RUAA zu enthalten. wie durch Box 180 angegeben, umfaßt der Prozeß zum Lösen der Fixpunktgleichungen nun als Ausgabe die Koeffizienten A (i) / sl und a (i) / sl (unten definiert) für das aktuelle Subnetz.
Mit diesen Koeffizienten werden im Prozeß 185 die implizierten Kosten berechnet. Die Ausgabe des Prozesses 180 umfaßt außerdem für jede Strecke und Dienstroute (für das aktuelle Subnetz) die Last ν (Ω) / sl:r des Dienstes s, die zu der Strecke l nach unabhängiger Ausdünnung durch alle anderen Strecken in der Route r hinzugefügt wird. Diese Größe wird auch zur Berechnung der implizierten Kosten verwendet. Die Ausgabe des Prozesses 180 umfaßt außerdem die (nachfolgend definierten) Funktionen σ (i) / l für das aktuelle Subnetz.
Diese Funktionen werden in dem Prozeß 190 zur Berechnung der linearisierten Kapazitätskosten verwendet.
Wie in der Figur gezeigt, ist die RUAA sowohl in den Prozeß 180 als auch in dem Prozeß 185 enthalten. In der Ausgabe des Prozesses 185 sind die (nachfolgend definierten) Funktionen ξ (t) / l für das aktuelle Subnetz enthalten. Diese Funktionen werden in den Prozeß 190 zum Berechnen der linearisierten Kapazitätskosten verwendet. Signifikanterweise kann die Komplexität des Prozesses 185 von der Gesamtzahl S der Dienstklassen unabhängig gemacht werden, wenn die RUAA verwendet wird. Obwohl die tatsächliche Komplexität dieses Prozesses von den spezifischen verwendeten mathematischen Techniken abhängt, beträgt eine typische Komplexität zum Erhalten der impliziten Kosten bei Benutzung der RUAA O(27L³).
Mathematische Einzelheiten
1. Fixpunktgleichungen
Der VPN-Index Ω wird in diesem Abschnitt ausgelassen.
Die Fixpunktgleichungen (FPE) für das Subnetz werden auf der Grundlage der wohlbekannten Annahme der Streckenunabhängigkeit abgeleitet. Jede Route r, die Verkehr des Diensttyps s führt und die Strecke l verwendet, fügt Last ν_sl:r auf der Strecke l hinzu, die gemäß Annahme Poisson-verteilt ist, und zwar mit einer Rate, die durch unabhängiges Ausdünnen durch alle anderen Strecken in der Route reduziert wird. Durch Summieren von ν_sl,r über alle Routen r, die die Strecke l benutzen, erhält man ν_sl, die gesamte ausgedünnte Last des Dienstes s, die der Strecke l geboten wird. Nun sei B_sl die Verlustwahrscheinlichkeit des Dienstes s auf der Strecke l, und es seien d _l = {d_sl}_s und ν _l = {ν_sl}_s. Dann gilt B_sl = L_s(d _l, ν _l, C_l), was durch die oben erwähnte Kaufmann-Robert-Rekursion mit Komplexität O(C_l) berechnet werden kann. Im Fall C_l >> l und ν_l = O(C_l) kann alternativ dazu eine Approximation von B_sl durch die RUAA mit Komplexität O(l) berechnet werden. In jedem Fall soll diese Abbildung als ⌀_sl bezeichnet werden. Der Komplementärteil der FPE ergibt die ausgedünnte gebotene Last an jeder Strecke als Funktion der Streckenverlustwahrscheinlichkeiten. Diese Abbildung wird als ψ bezeichnet. Die vollständigen Subnetz-FPE lauten:
Die numerische Technik zur Lösung der FPE ist sukzessive Approximationen, möglicherweise gedämpft. Als letztes erhält man die Verlustwahrscheinlichkeit L_sr des Dienstes s auf der Route r aus der Lösung der FPE mit dem Ergebnis
2. Implizierte Kosten des Netzes
Der VPN-Index Ω wird in diesem Abschnitt ausgelassen.
Eine der Rollen der implizierten Kosten {C_sl}, so wie sie in den folgenden Gleichungen zum Ausdruck kommen, liegt bei der Bestimmung der Empfindlichkeit der Subnetzeinnahmen gegenüber gebotenen Lasten:
Das obige hebt die Bedeutung implizierter Kosten für das Routen von Verkehr hervor, wobei die Entscheidungsvariablen {ρ_sr} sind. Hierbei konzentriert man sich auf Kapazitätskosten, wobei implizierte Kosten auch bedeutsam hervortreten, aber, wie zu sehen sein wird, auf völlig andere weise.
Die Berechnung von {C_sl} erfordert die Lösung eines Systems von SL linearen Gleichungen:
Wobei {ν _l} aus der Lösung der FPE (1) erhalten werden und folgendes gilt:
3. Einzelstreckenasymptotik
Der VPN-Index Ω wird in diesem Abschnitt ausgelassen. Tabelle A definiert in diesem Abschnitt eingeführte Symbole.
Bevor zu Subnetzen übergegangen wird, soll die Verwendung der RUAA für eine einzelne Strecke genauer betrachtet werden, und nur in diesem Teilabschnitt soll der Streckenindex l ausgelassen werden. Es wird angenommen, daß die Streckenkapazität C groß ist und daß auch die Verkehrsintensitäten {ν_s} groß sind, O(C). Die RUAA für die Verlustwahrscheinlichkeit B_s für den Dienst s auf der Strecke nimmt die folgende Form an:
wobei B^(l), i = 1,2,3, nicht von s abhängt. In den nächsten beiden Teilabschnitten wird außerdem eine Approximation für die Änderung der Verlustwahrscheinlichkeiten aufgrund einer Änderung der Kapazität benötigt. Wenn n = O(l) eine positive oder negative ganze Zahl ist, hat die RUAA die folgenden Form:
Es ist nun θ^(l)(n) eine analytische Funktion von n und θ ^(l)(0) = 0, i = 1,2,3. Obwohl L_s(d, ν, C) = L_s(d, ν, ⌊C⌋) gilt, wenn C keine ganze Zahl ist, soll die Approximation (7) verwendet werden, wenn n keine ganze Zahl ist. wenn man insbesondere Gleichung (7) durch n dividiert und n → 0 gehen läßt, erhält man den Kapazitätsgradienten
mit
Diese Größen können über das eindeutige positive z* explizit gegeben werden das die folgende strikt konvexe -Funktion minimiert:
Die Funktion F(z) sowie z* sind sowohl der UAA als auch der RUAA gemeinsam. Der Minimierer z* von (9) wird ohne weiteres durch die Sektion berechnet. Nachfolgend werden die Ausdrücke für σ^(l) angegeben, die später benötigt werden.
4. RUAA bei implizierten Kosten
Der VPN-Index Ω wird in diesem Abschnitt ausgelassen.
Man betrachte die Implikation der RUAA für die FPE (1) und die implizierten Kostengleichungen (4). Wie bereits erwähnt kann man die RUAA zur Auswertung der Funktion ⌀_sl in (1) verwenden. Auch aus (7) erhält man durch Wiedereinführung des Streckenindex l
mit
aus (6). Aus (4) folgt, wenn die RUAA (12) für alle Strecken des Subnetzes anwendbar ist, daß die implizierten Kosten asymptotisch gegeben werden durch
Gleichung 14 ist ein vollständiges Gleichungssystem in {ξ 1 / l}Die Parameter {A l / sl}, {ν_sl:r} und {a j / sk} werden alle von der Lösung der FPE (1) erhalten. Die Komplexität des Lösens des Systems von 3L linearen Gleichungen (14) beträgt O(27 L³), während die Komplexität des Lösens des Systems von SL linearen Gleichungen (4) direkt für die implizierten Kosten O(S³L³) beträgt. Unabhängigkeit von der Anzahl der Dienste S stellt einen wesentlichen Gewinn dar, wenn S groß ist. In jedem Fall kann man die Approximation in (12), wenn sie für die Strecke l gilt, in (4) benutzen.
5. Einnahmenempfindlichkeit gegenüber Streckenkapazität
Der VPN-Index Ω wird in diesem Abschnitt ausgelassen.
Es wird die Implikation der RUAA für die Empfindlichkeit der Subnetzeinnahmen gegenüber den Streckenkapazitäten betrachtet. Mit der glatten Fortsetzung von L_s(d, ν, C) für nicht ganzzahlige Werte von C wie oben besprochen konnte hier gezeigt werden, daß der entsprechende Gradient der Subnetzeinnahmen in bezug auf die Kapazität der Strecke l wie folgt lautet:
Aus den Gleichungen (8), (13) und (14) erhält man daher
Kurz gefaßt gilt für große Streckenkapazitäten C_l und Verkehrsintensitäten derselben Größenordnung.
Hier wird σ 1 / l, i = 1, 2, 3 durch (10) und (11) gegeben, wobei z* durch z * / l ersetzt wird. Außerdem erhält man ξ 1 / l durch Lösen des Systems von 3L linearen Gleichungen in Gleichung (14).
Die Größen w_l werden die linearisierten Kapazitätskosten genannt.
6. Mathematische Grundlage des Algorithmus
Wenn man (17) berücksichtigt und auf das Subnetz Ω anwendet, das dem auf jeder Strecken l die Bandbreite C (Ω) / l zugeteilt ist, lautet eine linearisierte Extrapolation der Einnahmen für das Subnetz
Hier sind W (Ω) / l, l = 1, 2, ... L die durch (18) gegebenen 1inearisierten Kapazitätskosten und die ganzen Zahlen n (Ω) / l sind Kandidaten für die Modifikation der aktuellen Kapazitätszuteilungen. Die letzteren Größen müssen O(1) sein, damit (19) gilt.
C ^(Ω) wird als (C (Ω) / l, ..., C (Ω) / L) und nΩ als (n (Ω) / l, ..., n (Ω) / L) definiert. Außerdem wird C als {C (Ω) / l} definiert.
Da die Netzeinnahmen die Summe der Subnetzeinnahmen sind, gilt
Es wird nun n so ausgewählt, daß W(C-n) maximiert wird. Das heißt,
Die zweite Nebenbedingung spiegelt lediglich die Anforderungen wider, daß die neuen Kapazitätszuteilungen nicht negativ sind und nicht individuell irgendeine Streckenkapazität übersteigen können.
Es sind zwei Schritte beteiligt. Der erste, der angesichts der linearen Struktur der Kostenfunktionen und der Separabilität der Nebenbedingungen nach Strecken völlig intuitiv ist, bestimmt, daß sich (21) in L Probleme zerlegt (eines für jede Strecke). Das heißt, mit
lautet das durch l (l = 1, 2,..., L) indizierte Problem
In (23) wurde die zweite Nebenbedingung (21) verschärft, um zusätzlich sicherzustellen, daß die Entscheidungsvariablen nicht so groß sind, daß die Approximation in (19) ungültig wird. Dies geschieht folgendermaßen:
wobei ein vernünftiger Wert der Konstante (const) ^~ 0,5 ist. Es ist wichtig, sicherzustellen, daß die obigen Schranken ganze Zahlen sind, so daß in dem später zu beschreibenden Schritt die optimale Lösung und somit die neuen Kapazitätszuteilungen auch ganzzahlig sind. Man beachte
Das Linearprogrammierungsproblem in (23) soll nun untersucht und eine explizite Lösung angegeben werden. Nur hier ist der Index l redundant, und um die Notation einfach zu halten, wird er ausgelassen. Außerdem nehme man ohne Verlust an Allgemeingültigkeit
an, d.h. das Subnetz 1 ist das "billigste", das Subnetz Ω das "teuerste" und so weiter. Daher nimmt die Zielfunktion immer dann ab, wenn man
reduziert und
um einen identischen Betrag vergrößert, solange Ω₁ < Ω₂ gilt. Die Lösung von (23) besteht daher aus der Maximierung von n⁽¹⁾ mit kleinen Werten von i und der Minimierung von n⁽¹⁾ mit großen Werten von i dergestalt, daß die globale Nebenbedingung Σn^(Ω) = 0 erfüllt ist.
Etwas Nachdenken zeigt, daß wegen (26) und (27) ein eindeutiger Subnetzindex I dergestalt existiert, daß folgendes gilt:
Daher existiert n⁽¹⁾ dergestalt, daß folgendes gilt:
Wenn darüber hinaus alle n ^(Ω) und n ^(Ω) ganzzahlig sind, gilt das gleiche für n⁽¹⁾. Wenn deshalb die eindeutige Lösung von (30) ist, lautet eine Lösung des linearen Programms in (23)
TABELLE A
Beispiel
Es werden kurz die Ergebnisse der vorliegenden rechnerischen Experimente auf der Basis der oben beschriebenen Verfahren beschrieben. Das in 1 gezeigte Infrastrukturnetz besitzt 8 Knoten und 24 OC3-Strecken, die 10 Paare von Knoten in beiden Richtungen verbinden. Es gibt 6 Dienste, wobei effektive Bandbreiten einzelner Verbindungen 16, 48, 64, 96, 384 und 640 Kbps über alle Strecken beträgt.
Es gibt 4 VPNs für die West-, Mittel-West-, die Ost- bzw. die Süd-Korporation. Diese sind alle nationale Kunden mit Verkehr von jedem Knoten zu jedem Knoten für jeden der Dienste, wobei die Verkehrsmuster für einzelne Korporationen ein gewisses Übergewicht von Verkehr zu und von den Knoten in den ihren Namen entsprechenden geographischen Gebieten aufweisen. Die zulässigen Routen sind dergestalt, daß es höchstens 4 Sprünge in der Route gibt.
Tabelle I gibt eine Zusammenfassung der gebotenen und geführten Bandbreite über die VPNs für den optimierten Entwurf. Von besonderer Bedeutung ist das Fehlen einer signifikanten Variabilität des Blockierens für die VPNs.
Tabelle I: Zusammenfassende Statistik für den optimierten Entwurf
Die obigen Ergebnisse sollen mit denen verglichen werden, die durch den Entwurf des vollständigen gemeinsamen Benutzens erhalten werden, bei dem VPN-Struktur beseitigt und der Aggregatverkehr optimal geroutet wird. Die gesamt geführt mit vollständigem gemeinsamen Benutzen beträgt 73.795, was zu 1,2% Blockierung führt. Daher sind etwa 1,85 inkrementelles Blockieren auf die Partitionierung von Betriebsmitteln zwischen VPNs zurückzuführen.
In Tabelle II wird die Strecke 20.2 (siehe 1) betrachtet, und es werden die Kapazitätszuteilungen zu den VPNs beim optimierten Entwurf angegeben.
Tabelle II: Strecke 20.2 (Kapazität = OC3)
Außerdem zeigt die Tabelle Ausnutzungen durch jeden der sechs Dienste. Recht bemerkenswert ist das Fehlen einer signifikanten Variabilität der Ausnutzung der Strecke durch die VPNs.
Es waren nur 10 äußere Iterationen notwendig, um die Konvergenzschwelle von 10^–3 zu erfüllen. Tabelle III zeigt die gesamte geführte Bandbreite nach einer geraden Anzahl von Iterationen. Besonders bemerkenswert ist die Güte des anfänglichen Entwurfs, der ein auf der Lösung des vollständigen gemeinsamen Benutzens basierender VPN-Entwurf ist.
Tabelle III: Konvergenz von Entwurfsprozeß

Claims

Verfahren zum Zuteilen von Bandbreitenkapazität auf Strecken (20.1, 20.2 usw.) eines Kommunikationsnetzes, das mehrere Subnetze und mehrere Kommunikationsdienste unterstützt und bei dem zwischen jeweiligen Quelle-Ziel-Paaren für jedes Subnetz und jeden Dienst Mengen zulässiger Routen definiert werden, wobei das Verfahren in jeder von zwei oder mehr Iterationen folgendes umfaßt: (a) Aufteilen (110) der Bandbreitenkapazität jeder von mindestens einem Teil der Strecken des Netzes zwischen den Subnetzen, die diese Strecke gemeinsam benutzen; und (b) in jedem von zwei oder mehr Subnetzen für jeden Dienst und für jedes davon versorgte Quelle-Ziel-Paar, Bestimmen (15) einer jeder zulässigen Route zwischen dem Quelle-Ziel-Paar anzubietenden Verkehrsrate; wobei mindestens eine Instanz (145) von (a) umfaßt, eine Menge von aufgeteilten Streckenkapazitäten auf der Basis einer Zuteilung von Verkehrsraten, die aus einer vorherigen Instanz (131) von (b) resultiert, zu aktualisieren; mindestens eine Instanz (131) von (b) auf einer aktualisierten Streckenkapazitätsaufteilung zwischen Subnetzen basiert, die aus einer vorherigen Instanz (145) von (a) resultiert; und die Menge aufgeteilter Streckenkapazitäten durch Berechnen (132) einer Menge von Abhängigkeiten einer Netz-Einnahmenfunktion von Streckenkapazität für jedes Subnetz aus der aktuellen Menge aufgeteilter Streckenkapazitäten und den aktuellen Verkehrsraten und Verwenden der berechneten Abhängigkeiten und der aktuellen Menge aufgeteilter Streckenkapazitäten als Eingabe für die Erzeugung einer aktualisierten Menge aufgeteilter Streckenkapazitäten aktualisiert wird.
Verfahren nach Anspruch 1, wobei die Netz-Einnahmenfunktion eine gewichtete Summe von Bandbreitenmaßen für jedes Subnetz ist und (a) und (b) so ausgeführt werden, daß die Netz-Einnahmenfunktion maximiert wird.
Verfahren nach Anspruch 2, wobei die Netz-Einnahmenfunktion mit einer Nebenbedingung maximiert wird, die eine minimale Dienstqualität in mindestens einem Subnetz vorgibt.
Verfahren nach Anspruch 2, wobei in jeder Iteration (a) für jedes Subnetz unabhängig ausgeführt wird und (b) dergestalt ausgeführt wird, daß die jeder Strecke zugeteilte Bandbreite vollständig zwischen Subnetzen aufgeteilt wird und dergestalt, daß Bandbreite jeder Strecke unabhängig neu zugeteilt wird.
Verfahren nach Anspruch 1, wobei die Netz-Einnahmenfunktion durch Summieren (135) jeweiliger Subnetz-Einnahmen aus jedem der Subnetze ausgewertet wird, die Berechnung von Abhängigkeiten der Netz-Einnahmenfunktion von Streckenkapazität umfaßt, für jede Strecke jedes Subnetzes Kapazitätskosten zu berechnen (132), die die Empfindlichkeit der betreffenden Subnetz-Einnahmen gegenüber der der Strecke für das Subnetz zugeteilten Bandbreite ausdrücken; und das Verfahren ferner umfaßt, in jeder Iteration mit (145) den Kapazitätskosten von aktuellen Subnetz-Einnahmen auf der Basis einer aktuellen Menge der Bandbreitenzuteilungen auf neue Subnetz-Einnahmen auf der Basis einer Neuzuteilung der Bandbreiten zu extrapolieren.
Verfahren nach Anspruch 5, wobei mit jeder Strecke jedes Subnetzes für jeden jeweiligen Dienst ein als implizierte Kosten bezeichneter jeweiliger Straffaktor assoziiert wird; die implizierten Kosten jeweils dahingehend wirken, effektive Einnahmen pro Verbindung des betreffenden Subnetzes bzw. Dienstes, der auf der betreffenden Strecke geroutet wird, zu verringern; die implizierten Kosten Wahrscheinlichkeiten widerspiegeln, daß Verbindungen aufgrund unzureichender Bandbreite auf den verschiedenen Strecken jedes Subnetzes verloren werden; und die Berechnung der Kapazitätskosten eine Auswertung implizierter Kosten umfaßt.
Verfahren nach Anspruch 1, das ferner nach der letzten Iteration von (b) umfaßt, vorübergehend Bandbreite in mindestens einer Strecke aus mindestens einem Subnetz neu mindestens einem anderen Subnetz zuzuteilen.
Verfahren nach Anspruch 1, wobei das Verfahren ferner umfaßt, in mindestens einer Dienstklasse, die mindestens einem Quelle-Ziel-Paar in mindestens einem Subnetz angeboten wird, Verkehrsintensität zu messen; wobei die Schritte (a) und (b) als Reaktion auf den Meßschritt ausgeführt werden; und das Verfahren ferner umfaßt, als Reaktion auf (a) und (b) mindestens einen Betriebsparameter eines Netzelements einzustellen.
Verfahren nach Anspruch 8, wobei der Schritt des Einstellens mindestens eines Betriebsparameter eines Netzelements umfaßt, ein Ablaufplanungsgewicht einzustellen.
Verfahren nach Anspruch 1, wobei das Verfahren ferner umfaßt, in mindestens einer Dienstklasse, die mindestens einem Quelle-Ziel-Paar in mindestens einem Subnetz angeboten wird, Verkehrsintensität zu messen; wobei die Schritte (a) und (b) als Reaktion auf den Meßschritt ausgeführt werden; und das Verfahren nach (a) und (b) ferner umfaßt, mindestens eine weitere Messung der Verkehrsintensität vorzunehmen; und das Verfahren ferner umfaßt, als Reaktion auf die mindestens eine weitere Messung der Verkehrsintensität vorübergehend Bandbreite in mindestens einer Strecke aus mindestens einem Subnetz neu mindestens einem anderen Subnetz zuzuteilen.