複数の領域に広がって宛先に到達する制約付きラベルスイッチパスLSPの算出に関与するための、ルータにおける方法であって、当該ルータは前記複数の領域のうちの第1の領域内に含まれ、当該方法は、1つ以上の制約のセットを満たす、前記第1の領域の少なくとも1つのボーダールータまでのパスセグメントを算出するステップと、前記少なくとも1つのボーダールータは、前記宛先に到達するために必要なパス中に存在することと、前記複数の領域のうちの第2の領域中のパス算出エレメントに、パス算出要求メッセージを送信するステップと、前記パス算出要求メッセージは、算出される各パスセグメントについての1つ以上の属性のセットを含み、当該1つ以上の属性は、前記制約付きLSPの前記宛先に向かう1つ以上のパスセグメントを算出するために前記パス算出エレメントによって用いられることと、前記制約のセットを満たす、前記ルータから下流の1つ以上のパス算出エレメントによって算出された、1つ以上の算出されたパスセグメントのセットを特定するパス算出応答メッセージを、前記パス算出エレメントから受信するステップと、前記パス算出応答メッセージにおいて特定される前記算出されたパスセグメントのセットのうちの少なくとも1つと、前記ルータによって算出された前記パスセグメントとを連結して、前記制約付きLSPの少なくとも一部を形成するステップと、を含む、方法。前記制約のセットを満たす、前記第1の領域の少なくとも1つのボーダールータまでの前記パスセグメントを算出する前記ステップは、異なるルータによって算出される1つ以上のパスセグメントのセットについての1つ以上のパスセグメント属性のセットを含むパス算出要求メッセージを当該異なるルータから受信することに応じて行われる、請求項1に記載の方法。前記第2の領域中の前記パス算出エレメントに送信される前記パス算出要求メッセージは、前記異なるルータによって算出された前記パスセグメントのセットについての前記パスセグメント属性のセットを含む、請求項2に記載の方法。前記パスセグメント属性のセットは、コスト及びホップカウントを含む、請求項1に記載の方法。前記パスセグメントパラメータのセットは、帯域幅及び管理グループをさらに含む、請求項4に記載の方法。送信される前記パス算出要求メッセージに応答するパス算出応答メッセージを受信するためのタイマを開始するステップ、をさらに含む、請求項1に記載の方法。前記第2の領域は、前記第1の領域とは異なる自律システム中にある、請求項1に記載の方法。複数の領域に広がって宛先に到達するための制約付きラベルスイッチパスLSPの算出に関与するための、ルータにおける方法であって、当該ルータは、前記複数の領域のうちの第1の領域に存在し、前記宛先は、前記第1の領域中にあり、当該方法は、前記複数の領域のうちの第2の領域に存在するルータから、パス算出要求メッセージを受信するステップと、前記パス算出要求メッセージは、前記第2の領域中の前記ルータによって算出された、1つ以上のボーダールータのセットまでの1つ以上のパスセグメントのセットの各々についての1つ以上の属性のセットを含むことと、前記第2の領域に存在する前記ルータによって算出された前記パスセグメントのセットの各々についての前記属性のセットを用いて前記宛先までの1つ以上のパスセグメントのセットを算出するステップと、前記第2の領域に存在する前記ルータに、パス算出応答メッセージを送信するステップと、前記パス算出応答メッセージは、前記宛先までの算出された前記パスセグメントのセット及び前記宛先までの算出された各パスセグメントについての1つ以上の属性のセットを特定することと、を含む、方法。前記パス算出要求メッセージに含まれる前記属性のセットは、前記第2の領域中の前記ルータによって算出される前記パスセグメントのセットの各々についてのコスト及びホップカウントを含み、前記パス算出応答メッセージに含まれる前記属性のセットは、前記第1の領域中の前記ルータによって算出される前記宛先までの前記パスセグメントのセットの各々についてのコスト及びホップカウントを含む、請求項8に記載の方法。前記第2の領域に存在する前記ルータは、前記第1の領域に存在する前記ルータと同じ自律システム中にある、請求項8に記載の方法。前記第2の領域に存在する前記ルータは、前記第1の領域に存在する前記ルータとは異なる自律システム中にあり、前記1つ以上のボーダールータのセットは、自律システムボーダールータASBRであり、前記第1の領域に存在する前記ルータは、ASBRである、請求項8に記載の方法。前記宛先までの前記1つ以上のパスセグメントのセットを算出する前記ステップは、各ボーダールータと前記第1の領域に存在する前記ルータとの間のリンクの1つ以上の特性のセットも算入する、請求項11に記載の方法。複数の領域に広がって宛先に到達する制約付きラベルスイッチパスLSPの算出に関与するための装置であって、当該装置は、ルータを備え、当該ルータは、1つ以上の制約のセットを満たす、前記宛先に到達するために必要なパス中に存在する前記第1の領域の少なくとも1つのボーダールータまでのパスセグメントを算出し、前記複数の領域のうちの第2の領域中のパス算出エレメントによって前記制約付きLSPの前記宛先に向かう1つ以上のパスセグメントを算出するために用いられる算出された各パスセグメントについての1つ以上の属性のセットを含むパス算出要求メッセージを、当該パス算出エレメントに送信し、前記パス算出エレメントから、前記制約のセットを満たし、前記ルータから下流の1つ以上のパス算出エレメントによって算出された、1つ以上の算出されたパスセグメントのセットを特定するパス算出応答メッセージを受信し、前記パス算出応答メッセージにおいて特定される前記算出されたパスセグメントのセットのうちの少なくとも1つと、前記ルータによって算出された前記パスセグメントとを連結して、前記制約付きLSPの少なくとも一部を形成する、ように構成される、装置。前記ルータは、異なるルータによって算出される1つ以上のパスセグメントのセットについての1つ以上のパスセグメント属性のセットを含むパス算出要求メッセージを当該異なるルータから受信することに応じて、前記制約のセットを満たす、前記第1の領域の少なくとも1つのボーダールータまでの前記パスセグメントを算出する、請求項13に記載の装置。前記第2の領域中の前記パス算出エレメントに送信されるべき前記パス算出要求メッセージは、前記異なるルータによって算出された前記パスセグメントのセットについての前記パスセグメント属性のセットを含む、請求項14に記載の装置。前記パスセグメント属性のセットは、コスト及びホップカウントを含む、請求項13に記載の装置。前記パスセグメントパラメータのセットは、帯域幅及び管理グループをさらに含む、請求項16に記載の装置。前記ルータは、送信されるべき前記パス算出要求メッセージに応答するパス算出応答メッセージの受信のためのタイマを開始するようにさらに構成される、請求項13に記載の装置。前記第2の領域は、前記第1の領域とは異なる自律システム中にある、請求項13に記載の装置。複数の領域に広がって宛先に到達する制約付きラベルスイッチパスLSPの算出に関与するための装置であって、当該装置は、ルータを備え、当該ルータは、前記複数の領域のうちの第2の領域に存在するルータから、当該第2の領域中の当該ルータによって算出された、1つ以上のボーダールータのセットまでの1つ以上のパスセグメントのセットの各々についての1つ以上の属性のセットを含むパス算出要求メッセージを受信し、前記第2の領域に存在する前記ルータによって算出された前記パスセグメントのセットの各々についての前記属性のセットを用いて、前記宛先までの1つ以上のパスセグメントのセットを算出し、前記第2の領域に存在する前記ルータに、前記宛先までの算出された前記パスセグメントのセット及び前記宛先までの算出された各パスセグメントについての1つ以上の属性のセットを特定するパス算出応答メッセージを送信する、ように構成される、装置。前記パス算出要求メッセージに含まれる前記属性のセットは、前記第2の領域中の前記ルータによって算出される前記パスセグメントのセットの各々についてのコスト及びホップカウントを含み、前記パス算出応答メッセージに含まれる前記属性のセットは、前記第1の領域中の前記ルータによって算出される前記宛先までの前記パスセグメントのセットの各々についてのコスト及びホップカウントを含む、請求項20に記載の装置。前記第2の領域に存在する前記ルータは、前記第1の領域に存在する前記ルータと同じ自律システム中にある、請求項20に記載の装置。前記第2の領域に存在する前記ルータは、前記第1の領域に存在する前記ルータとは異なる自律システム中にあり、前記1つ以上のボーダールータのセットは、自律システムボーダールータASBRであり、前記第1の領域に存在する前記ルータは、ASBRである、請求項20に記載の装置。前記ルータは、各ボーダールータと前記第1の領域に存在する前記ルータとの間のリンクの1つ以上の特性を算入して、前記宛先までの前記1つ以上のパスセグメントのセットを算出する、請求項23に記載の装置。複数の領域に広がって宛先に到達する制約付きラベルスイッチパスLSPの算出に関与するための、ルータにおける方法であって、当該ルータは当該複数の領域のうちの第1の領域内に含まれる、方法が説明される。一実施形態において、ルータは、1つ以上の制約のセットを満たす、第1の領域の少なくとも1つのボーダールータまでのパスセグメントを算出する。当該少なくとも1つのボーダールータは、宛先に到達するために必要なパス中に存在する。ルータは、複数の領域のうちの第2の領域中のパス算出エレメントに、パス算出要求メッセージを送信する。当該パス算出要求メッセージは、算出される各パスセグメントについての1つ以上の属性のセットを含み、当該1つ以上の属性は、制約付きLSPの宛先に向かう1つ以上のパスセグメントを算出するためにパス算出エレメントによって用いられる。ルータは、制約のセットを満たし、当該ルータから下流の1つ以上のパス算出エレメントによって算出された、1つ以上の算出されたパスセグメントのセットを特定するパス算出応答メッセージを、パス算出エレメントから受信する。ルータは、パス算出応答メッセージにおいて特定される算出されたパスセグメントのセットのうちの少なくとも1つと、ルータによって算出された前記パスセグメントとを連結stitchして、制約付きLSPの少なくとも一部を形成する。別の実施形態において、複数の領域のうちの第1の領域に存在するルータは、複数の領域に広がる制約付きLSPの算出に関与する。宛先も、第1の領域にある。当該ルータは、複数の領域のうちの第2の領域に存在するルータから、パス算出要求メッセージを受信する。当該パス算出要求メッセージは、第2の領域中のルータによって算出された1つ以上のボーダールータのセットまでの1つ以上のパスセグメントのセットの各々についての1つ以上の属性のセットを含む。ルータは、第2の領域に存在するルータによって算出されたパスセグメントのセットの各々についての属性のセットを用いて、宛先までの1つ以上のパスセグメントのセットを算出する。ルータは、第2の領域に存在するルータに、パス算出応答メッセージを送信する。パス算出応答メッセージは、宛先までの算出された前記パスセグメントのセット及び宛先までの算出された各パスセグメントについての1つ以上の属性のセットを特定する。下記の説明においては、多くの具体的な詳細が述べられる。ただし、本発明の実施形態はそれらの具体的な詳細無しに実施をされ得ることが理解される。他の場合において、周知の回路、構造及び技法は、この説明の理解を曖昧にしないように、詳細には示されていない。当業者は、本明細書に含まれる説明により、必要以上の実験無しに適当な機能性を実装することができるであろう。本明細書における一実施形態、ある実施形態、例示的な実施形態等への言及は、説明される実施形態が特定の機能、構造、又は特性を含み得るが、全ての実施形態が必ずしも当該特定の機能、構造、又は特性を含まなくてもよいことを示す。また、そのような表現は、必ずしも同じ実施形態に言及しない。さらに、特定の機能、構造、又は特性が、ある実施形態に関連して説明される場合、明示的に説明されていてもいなくても、そのような機能、構造、又は特性を他の実施形態に関連して達成することは当業者の知識の範囲内であることが提示される。下記の説明及び特許請求の範囲においては、結合されるcoupled及び接続されるconnectedという用語がこれらの派生語と共に用いられ得る。これらの用語は互いに同義語として意図されないことが理解されるべきである。結合されるは、互いに直接物理的に又は電気的に接触してもしなくてもよい2つ以上のエレメントが互いに協働し又は相互作用することを示すために用いられる。複数の領域又は複数の自律システムにわたって広がる制約付きのラベルスイッチパスLSPを算出するための方法及び装置が説明される。一実施形態において、複数の領域又は複数の自律システムにわたって広がるべきLSPについて、当該複数の領域又は複数の自律システムにおけるパス算出エレメントPCE:pathcomputationelementsは、パスが存在する場合には協働してパスを判定する。上流のPCEは、当該PCE自身のドメインの外部にあるLSPの終端についてのパス算出を実行することは不可能である一方、その算出の履歴をその下流のPCEに提供し、当該下流のPCEは算出ジョブを引き継ぐassumes。また、下流のPCEは、パスが完全に算出されるまで、その履歴を別の下流のPCEに送信し得る。図1は、一実施形態に係る、複数の領域にわたって広がる制約付きLSPを算出することを図示するデータフロー図である。図1に図示される例示的なトポロジーは、破線によって分割される西領域140と東領域145とを含む。2つの領域のみが示されるが、本発明は2つの領域のみに限定されず、LSPが広がる2つより多くの領域が存在してもよい。ルータH110及びルータB115は、西領域140内に位置する。ルータH110は、LSPのヘッドエンドである。ルータT145は、東領域145内に位置する。ルータT145は、LSPのテールエンドである。ルータA130及びルータC120は、ボーダールータである。従って、LSPは、ヘッドエンドルータH120からテールエンドルータT125まで算出される。西領域140は、PCE150を含み、東領域は、PCE155を含む。PCE150は、ルータH110内、ルータB115内、ルータA130内、ルータC120内、又は西領域140内の別のネットワークデバイス中に含まれることができる。PCE155は、ルータA130内、ルータC120内、ルータT125内、又は東領域145内の別のネットワークデバイス中に含まれることができる。PCE150は、西領域140ヘッドエンド領域のTEデータベースにおける情報のみにアクセスできる。このため、及びIGPInteriorGatewayProtocol例えば、OSPFOpenShortestPathFirst、IS-ISIntermediateSystemtoIntermediateSystemの性質に起因して、東領域145中のテールエンドルータT125は、西領域140中のPCE150からは可視ではない。ルータA130及びルータC120は、本明細書においてボーダーノードBNと呼ばれることもある領域ボーダールータである。領域ボーダールータは、次の領域又はその先の領域中の宛先までの必要なパス内に存在するただし、領域ボーダーは宛先までのパス内に存在し得るが、当該パスは、より最適なルートが存在する場合、最終的に選択されるパスではないことがあることが理解されるべきである。図1に図示されるように、ルータA130及びルータC120は、ルータH110からルータT125に到達するためのパスに存在する。具体的には、ルータH110からルータA130、ルータT125までのパスと、ルータH110からルータB115、ルータC120、ルータT125までの別のパスが存在する。西領域140及び領域145にわたる制約付きLSPを算出するために、PCE150は、ヘッドエンドルータH110からボーダールータA130までのパス及びヘッドエンドルータH110からボーダールータC120までのパスを算出することによって、算出の一部を実行するこれらのパスは制約付きLSPの制約を満たすと仮定する。算出されるこれらのパスは、テールエンドルータ125までの完全なパスの一セグメントであるので、本明細書においてはパスセグメントと呼ばれる。PCE150は、当該算出の結果をPCE155に提供する。PCE155は、当該情報を用いて、テールエンドルータT125までのパスの算出を完了する。従って、パスの算出は、一方は西領域140において、他方は東領域145においてリレーされるCSPFConstrainedShortestPathFirstジョブとして進む。本明細書において説明されるように、PCEは、パス算出要求PCReqメッセージを生成し及び送信し、PCReqメッセージを受信し及び処理し、パス算出応答PCRepメッセージを生成し及び送信し、並びにPCRepメッセージを受信し及び処理するケイパビリティを有する。ルータA130及びルータC120は東領域145へのボーダールータであるので、これらのルータは、CSPF算出についての最初のシードセットの選択肢として選択される。PCE150は、領域ボーダールータの各々をそれに提供する情報を含むIGPプロトコル及びそれらのTE拡張によって提供されることができる。CSPF、又はより一般的にはSPFShortestPathFirstは、シードベースのアルゴリズムであり、西領域140についてのSPTShortestPathTreeは、これらのシードに基づいて構築される。動作1.1において、PCE150は、LSPについての制約のセットを満たす、ヘッドエンドルータH110からルータA130までのパスセグメントを算出し、及び、LSPについての制約のセットを満たす、ヘッドエンドルータH110からルータC120までのパスセグメントを算出する。動作1.2において、PCE150は、PCE155がテールエンドルータT125までのパスの算出を継続することを可能にする、ルータA130までのパスセグメント及びルータC120までのパスセグメントの当該PCE150による算出に関する情報と共に、パス算出要求PCReqメッセージをPCE155に送信する。この情報は、パス要求情報例えば、制約のセット、並びに、コスト、帯域幅、管理グループ、ホップカウント等といった、ルータA130及びルータC120までの算出されたセグメントのパス属性を含む。この情報を用いて、PCE155は、制約のセットを満たす、テールエンドルータT125へ向けてのパスを算出する。図1は、東領域145中に単一のPCE155を図示するが、ある状況においては、東領域145中に複数のPCEが存在してもよい。そのような状況においては、算出リソースの浪費及びコンテンションを回避するために、PCEのうちの1つのみにPCReqメッセージが送信される必要がある。一実施形態において、PCE150は、選択メカニズムを実行して、適格なPCEのうちの1つを選択する。選択されるPCEは、任意のルータとすることができ、又は専用のPCEとすることができる中継ルータである必要はない。一実施形態において、選択を実行する例えば、最上位のルータID又は最下位のルータIDを有するルータを選択するために、任意のタイブレーカーアルゴリズムが用いられることができる。図2は、一実施形態に係る、パスセグメント算出のシード情報をエンコードするための2009年3月のRFC5440PathComputationElementCommunicationProtocolにおいて説明されるPCEPPCECommunicationProtocolの例示的な拡張を図示する。図2に図示されるように、リレーコンテンツ拡張フォーマット210は、TLVtypelengthvalueフォーマットである。タイプフィールド215は、このメッセージがリレーされるCSPF算出のためのものであることを示す1バイトの値である。長さフィールド220は、拡張の実際の長さを提供する1バイトの値である。ノードIDフィールド225は、ボーダールータのノード識別子を提供する4バイトの値である。リレーコンテンツ拡張210には、セグメント情報をエンコードする1つ以上のサブTVLも含まれる。各サブTLVは、当該サブTLVがセグメント情報を含むことを示す値をエンコードする1バイトのフィールドであるサブタイプフィールド230、当該サブTLVの長さの値例えば、長さ6をエンコードする1バイトのフィールドである長さフィールド235、セグメントについての識別子を提供する1バイトのフィールドであるセグメント識別子フィールド240ボーダールータは当該ボーダールータまでの複数のセグメントパスを有することができるため、このセグメント識別子は、各セグメントが区別されることを可能にし、追加的な制約に順応する場合に用いられる、セグメントのコストを提供するコストフィールド245、及びセグメント上のホップの数を提供するホップフィールド250を含む。一実施形態において、管理グループ及び帯域幅情報は、標準的なパス要求情報フィールドから知得されることができるため、リレーコンテンツ拡張210において搬送されない。図1を再び参照すると、PCReqメッセージ160を受信した後のあるときに、動作1.3において、東領域145のPCE155は、テールエンドルータTまでのパスを算出する場合に、PCReqメッセージ160中のルータA130及びルータC120までのパス情報を用いる。例えば、PCE155は、パス情報を当該PCE155のSPFヒープにデポジットし、テールエンドルータT125までのパス算出を実行する。パス算出を実行する場合、PCE155は、SPFヒープに関連付けられる1つ以上の特性を利用し得る。SPFヒープの1つの特性は、最初のシードでのヒープが未到達の宛先についての任意のSPFステージにおける複数の中間シードでのヒープと等価的であること最短パスツリーSPT:shortestpathtree等価と呼ばれるである。通常のSPFサイクルの期間中に、ヒープは変化し、パスツリーは拡大するであろう。任意の特定のSPFサイクルにおいて、パスツリーは、ある宛先への到達可能性を記録し、これは、IGPルーティングプロトコル例えば、OSPF、IS-ISなどの一般的なSPFアプリケーションにとって重要である。IGPにおいては、宛先がヒープから早く出てくるか又は遅くでてくるかに関わらず、全ての宛先が含まれなければならず、いずれも無視されることはできない。しかしながら、CSPFにおいては、ターゲットとなる宛先のみが重要であるため、関連性のないレコードは算出期間中に破棄されることができる。従って、重要ではない早期のパスツリーのレコードは、破棄されることができる。それ故に、選択される宛先については、複数のシードを伴う拡大されたヒープは、最初の段階におけるヒープと等しい。図4は、この概念を図示する。通常のSPF算出によれば、ヘッドエンドノードルータH410は、SPFヒープの最初のシードとして用いられる。最後のSPTは、ルータA415、ルータB420への到達可能性、及びテールエンドルータT425への到達可能性を提供する。算出がルータA415及びルータB420をデポジットシードとして用いる場合、算出はテールエンドルータT425への同じ到達可能性を伴うSPTという結果になるであろう。2つのSPTの間の相違点は、ヘッドエンドルータH410からルータA415及びルータB420への到達可能性である。SPFヒープの別の特性は、シードがコスト及びネクストホップといった正確な属性を有するcarryのであれば、まだ到達されていない宛先にシードのデポジット時間が影響を受けないinsensitiveことであるシードデポジットタイミング特性と呼ばれる。この特性は、まだ到達されていない宛先までのそのSPTの寄与をシードデポジット時間が変化させないことを意味する。図5は、この概念を図示する。図5における例示的なネットワークは、ヘッドエンドルータH510、ルータA515、ルータB520、ルータC525、及びテールエンドルータT530を含む。ヘッドエンドルータH510は、ルータA515及びルータB520に直接結合される。ルータB520は、ルータC525にも直接結合され、当該ルータC525自体は、テールエンドルータT530に直接結合される。ルータA515も、テールエンドルータT530に直接結合される。この特性が理由で、テールエンドルータT530までのパスを算出する際、ルータA515及びルータB520のシードセットを用いる場合、又はルータA515及びルータC525のシードセットを用いる場合に同一の結果が提供される。SPFヒープの別の特性は、SPT等価特性における複数のシードが、それ無しでは宛先が有効でviableはないノードのセットを構成するノードにさらに低減されることができることであるシードセット低減特性と呼ばれる。これは、パスに寄与しないであろうシードが除去されることを可能にする。図6は、この概念を図示する。図6における例示的なネットワークは、ヘッドエンドルータ610、ルータA615、ルータB620、ルータC625、ルータD635、ルータE640、及びテールエンドルータT630を含む。ヘッドエンドルータH610は、ルータA615及びルータB620に直接結合される。ルータB620は、ルータC625にも直接結合される。ルータC625は、ルータD635及びテールエンドルータT630にも直接結合される。ルータD635は、ルータE640にも直接結合され、ルータA615は、テールエンドルータT630にも直接結合される。テールエンドルータT630への到達可能性について、ヘッドエンドルータH610の最初のシードは、SPT等価特性ごとにルータA615及びルータB620と置換されることができる。これらの2つのシードは、シードデポジットタイミング特性ごとにルータA615、ルータC625、及びルータD635のシードセットとさらに置換されることができる。DはテールエンドルータT630までのパスに寄与しないこととなるので、シードセットは、ルータA615及びルータC625のシードセットにさらに低減されることができる。テールエンドルータT125までの算出を終了したことが分かった後のあるときに、動作1.4において、PCE155は、パス算出応答PCRepメッセージ165をPCE150に送信する。PCRepメッセージ165は、テールエンドルータT125までの算出されたパスについてのそのパスセグメント情報を含む。PCE150は、動作1.5において、PCRepメッセージ165中の情報を用いて、パスセグメントをルータA130及びルータC120のうちの1つにマッピングし、当該セグメントを西領域140におけるセグメントに連結して、テールエンドルータT125までの完全なパスを形成する。例えば、PCRepメッセージ165がルータA130からテールエンドルータT125までのパスセグメント情報を含むと仮定すると、PCE150は、当該セグメントをルータA130にマッピングし、完全なパスがヘッドエンドルータH110からルータA130、テールエンドルータT125までとなるように、複数のセグメントを互いに連結する。図1に図示される例は2つの領域のみについてのものであるが、東領域145よりもさらに東の領域中に宛先が存在し得ることが理解されるべきである。そのような場合、PCE155は、PCReqをさらに下流のPCEにリレーすることとなり、当該PCEは、ターゲットの宛先を見つけるか、又はジョブをリレーすることを継続することとなる。連結は、同様の手法で、ただし反対の順序で進む。図1は、宛先が単一の領域中にあることを図示した。しかしながら、幾つかの状況において、宛先は、マルチホーミングされ、複数の領域を介して有効であってもよい。図3は、テールエンドルータT355に複数の領域領域B315及び領域C320を介して到達可能であるネットワークを図示する。領域A310は、ヘッドエンドルータH330及びPCE332を含む。領域B315は、PCE334を含む。領域Cは、PCE336を含む。領域Dは、テールエンドルータT355及びPCE338を含む。領域A310は、領域B315にボーダールータAB335を介して接続され、領域CにボーダールータAC340を介して接続される。領域B315は、領域D325にボーダールータBD345を介して接続される。領域C320は、領域D325にボーダールータCD350を介して接続される。ルータH330からのパスの算出は、図1を参照しつつ説明されたのと同様の手法で実行されるが、パスの可用性及び最適性を最大化するために、一実施形態では、パス算出要求メッセージが各隣接領域及び各領域の選択されたPCEに送信される。従って、PCE332は、PCReqメッセージ360をPCE334に送信し、PCReqメッセージ362をPCE336に送信する。これらの2つのPCReqメッセージは異なる。PCE334に送信されるPCReqメッセージ360は、ヘッドエンドルータH330とルータAB335との間のルータのシードをエンコードし、PCE336に送信されるPCReqメッセージ362は、ヘッドエンドルータH330とルータAC340との間のルータのシードをエンコードする。PCE334及びPCE336は、それぞれPCReqメッセージ360及び362中の情報に基づいて、テールエンドルータT355までのそれらの算出を実行する。PCE334は、PCReqメッセージ364をPCE338に送信し、PCE336は、PCReqメッセージ366をPCE338に送信する。PCE338は、受信される複数のPCReqメッセージを別々に取扱い、テールエンドルータT355までのパスを別々に算出する。PCE338は、PCRepメッセージ370をPCE334に送信し、PCRepメッセージ372をPCE336に送信する。PCE334は、PCRepメッセージ374をPCE332に送信し、PCE336は、PCRepメッセージ376をPCE332に送信する。複数のPCReqメッセージを送信することはヘッドエンドの領域中のPCEに限定されないことが理解されるべきである。換言すれば、中間領域におけるPCEは、複数の領域への複数のボーダールータを有する場合、複数のPCReqメッセージを送信することができる。一実施形態において、PCE332は、テールエンドルータT355までのパスをエンコードする複数の応答を受信し得るので、PCE332は、宛先までの複数のパスについての競合状態の可能性に適応すべく、考えられる全てのPCReqメッセージを収集するために妥当な待機時間を許容するためのタイマを実装する。PCReqメッセージを受信するPCEは、当該PCEがパスを見つけるか否かを示すPCRepを要求側に送信するべきである。しかしながら、PCRepメッセージは、生成するために時間を要することがあり、また、送信期間中に失われることがある。このため、幾つかの実施形態において、要求側PCEは、リレータイマを開始し、それにより、PCRepメッセージが到達しない場合に当該PCEが無制限に待機しないようにする。図7は、一実施形態に係る、タイマロジックのサンプル疑似コードを図示する。図7に図示されるように、疑似コードは、3つのセクション、即ち、PCReqメッセージを送信すること、PCRepメッセージを受信すること、及びリレータイマが満了することに分離される。PCReqメッセージを送信する場合、要求側PCEは、各ボーダー領域の選択される各PCEについて、当該選択されるPCEにPCReqメッセージを送信し、パス要求情報例えば、制約のセット及びボーダールータのシードを含む。要求側PCEは、選択されるPCEをPCReqペンディングリストに追加し、当該PCEが存在しない場合にリレータイマを作成する。PCRepメッセージを受信すると、要求側PCEは、当該PCRepのソースアドレスをルックアップし、当該PCRepメッセージにおいてエンコードされるパスを判定する。PCEは、当該PCEが受信した、宛先までの過去のパスよりも当該パスが良好であるかを判定する及び、当該良好なパスを最良のパスとして設定する。PCEは、PCRepメッセージを送信したPCEを、PCReqペンディングリストから除去する。それによってPCReqペンディングリストが空になる場合、リレータイマはキャンセルされ、要求側PCEがヘッドエンドである又は、ヘッドエンド領域中にある場合、処理は終了する。さもなければ、要求側PCEは、最良のパスを伴うPCRepを上流のPCEに送信する。リレータイマが満了すると、要求側PCEは、PCReqペンディングリストをクリーンアップする。例えば、要求側PCEは、当該要求側PCEがPCRepメッセージを依然として待機しているエントリを削除する。PCReqペンディングリストが空である場合、リレータイマはキャンセルされ、要求側PCEがヘッドエンドである又は、ヘッドエンド領域中にある場合、処理は終了する。さもなければ、要求側PCEは、最良のパスを伴うPCRepを上流のPCEに送信する。図1は、同じ自律システム中の複数の領域に広がるLSPを説明したが、LSPは、複数の自律システムにわたって広がることもできる。複数の自律システムにわたって広がるLSPの算出は、同じシステム中の複数の領域にわたって広がるLSPの算出と同様であるが、少数の相違点がある。相違点の1つは、PCEがPCRepを異なる自律システム中にある要求側PCEに送信する場合、当該PCEは、明示的なホップごとのEROexplicitrouteobjects:明示的ルートオブジェクトを送信しない点である。代わりに、PCEは、コストメトリックなどのパスレベルキャラクタを伴う疎なlooseEROを送信する。これは、エンドツーエンドのLSPが依然として確立されることができる一方で、異なる自律システムから情報が隠されることを確保する。別の相違点は、PCEの選択概念が複数の自律システムにわたって適用されないことである。換言すれば、PCEが異なる自律システム中にある場合、要求側PCEはPCE選択手続きを実行しない。また、自律システムの数をTEデータベースに保持する必要がない。一実施形態において、PCReqメッセージ及び対応するシードは、有効な各自律システムのピアノードに送信される。別の相違点は、ボーダールータが双方の領域上にある複数領域のトポロジーと異なり、2つの自律システムボーダールータがこれらを互いに接続するためのトランジットリンクを必要とすることである。自律システムボーダールータASBR:autonomoussystemborderrouterがPCReqメッセージを当該ルータのピアASBRに送信しようとする際には、トランジットリンクがASBRのために算入される必要がある。メトリック、ホップカウント、帯域幅といったトランジットリンクの特性もシード値に算入されなければならない。例えば、図8は、制約付きLSPが複数の自律システムにおける複数の領域にわたって広がるネットワークを図示する。図8に図示されるように、自律システム810の西領域815は、ヘッドエンドルータ850、ルータA815、ルータC830、及びPCE850を含み、自律システム820の東領域825は、ルータD840、テールエンドルータT845、及びPCE855を含む。ルータC830及びルータD840は、自律システムボーダールータであり、トランジットリンク835によって接続される。PCE850は、PCReqメッセージ860をPCE855に送信し、当該PCE855は、トランジットリンク835の特性を算入する。PCE855は、テールエンドルータT845までのパスを算出し及びPCE850にPCRepメッセージ865により応答する際に、トランジットリンク835を算入する。図9は、一実施形態に係る、複数の領域にわたって広がる制約付きLSPを算出するための例示的な動作を図示するフロー図である。動作910において、PCEは、制約のセットを満たす、1つ以上の領域の1つ以上のボーダールータまでのパスセグメントを算出する。PCEは、ヘッドエンド領域中にあってもよく、算出を開始し得る。PCEは、中間領域中にあっても、テールエンド領域中にあってもよい。中間領域又はテールエンド領域中にある場合、PCEは、異なる領域中の異なるPCEからパス算出要求メッセージを受信することに応答して、パスセグメントを算出し得る。当該異なる領域は、異なる自律システム中にあってもよい。パス算出要求メッセージは、要求側PCEによって算出された1つ以上のパスセグメントについて1つ以上のパスセグメント属性を含み、PCEによって当該PCEのボーダールータまでのパスセグメントを算出する際に用いられる。フローは、動作910から動作915に移る。随意的である動作915において、PCEは、領域の各々において2つ以上のPCEがあるかを判定する。2つ以上のPCEが無い場合、フローは動作925に移る。2つ以上のPCEがある場合、フローは動作920に移り、2つ以上のPCEを有する領域の各々について、当該PCEのうちの1つを要求側PCEが選択する例えば、最上位のルータID又は最下位のルータIDを有するルータ内のPCEを選択する。フローは、動作920から動作925へ移る。複数の領域が異なる自律システム中にある場合、一実施形態において、915及び920の動作は実行されない。動作925において、要求側PCEは、領域の各々におけるPCEに、パス算出要求メッセージを送信する。パス算出要求メッセージは、当該領域についての算出された各パスセグメントについての属性を含む。パス算出要求メッセージは、パス要求情報例えば、LSPについての制約のセットも含む。一実施形態において、パス算出要求メッセージは、算出されたパスセグメントについての属性をエンコードするための、図210に図示されるPCReqリレーコンテキスト拡張を含む。フローは、動作935に移る。動作935において、要求側PCEは、送信されたパス算出要求メッセージに応答するパス算出応答メッセージを受信する。パス算出応答メッセージは、下流のPCEによって算出されるパスセグメント情報を含む。フローは、動作940に移る。一実施形態において、同じ自律システム中にある下流のPCEからパス算出応答メッセージが受信された場合、パス算出応答メッセージは、明示的EROを含む。ただし、異なる自律システム中にある下流のPCEからパス算出応答メッセージが受信された場合、パス算出応答メッセージは、疎なEROを含む。パス算出応答が疎なEROを含む場合、要求側PCEは、当該疎なEROによって表されるパスセグメントを回復させる。一実施形態において、ボーダールータは、パスセグメントのレコード予め算出されるEROを記憶する。予約要求例えば、RSVP要求がボーダールータに到来する場合、当該要求は、ローカルに記憶されるEROを既に含んでいる。このアプローチは、迅速に機能するが、RSVP実装の変更を必要とする。別の実施形態において、ボーダールータは明示的パスセグメントを記憶せず、むしろ、ステートレスである。要求される場合、ボーダールータは、当該ボーダールータ自身のPCEにEROを判定するように問い合わせるであろう。これは、トポロジーが変化していないと仮定すると、予め算出されるEROのアプローチと同じEROという結果になるであろう。動作940において、要求側PCEは、パスセグメントをボーダールータのうちの1つにマッピングし、パス算出応答メッセージにおいて識別されるセグメントを当該ボーダールータまでのパスセグメントに連結する。要求側PCEがヘッドエンド領域にある場合、連結されたパスは、ヘッドエンドからテールエンドまでの完全なパスとなるであろう。要求側PCEが中間領域にある場合、連結されたパスは、完全なパスの一セグメントとなり、PCEは、その要求側PCEに送信するためにパスセグメント情報を用いてパス算出応答メッセージを生成するであろう。図10は、一実施形態に係る、複数の領域にわたって広がる制約付きLSPを算出するために宛先領域においてPCEによって実行される例示的な動作を図示するフロー図である。動作1010において、PCEは、上流のルータ上の異なるPCEによって算出された1つ以上のパスセグメントについての属性を含むパス算出要求メッセージを受信する。一実施形態において、パス算出要求メッセージは、算出されたパスセグメントについての属性をエンコードするための、図210に図示されるPCReqリレーコンテンツ拡張を含む。フローは、動作1015に移り、PCEは、パス算出要求メッセージ中の情報を用いて、宛先までのパスセグメントを算出する。フローは、動作1020に移り、PCEは、算出されたパスセグメントについてのパスセグメント情報を含むPCE応答メッセージを送信する。一実施形態において、既存のLSPの知識を必要とするバックアップLSP、バイパスLSP、パスの再最適化、又は任意の他のパス算出は、PCReqメッセージに含まれる当該LSPの情報及びそのパスセグメント情報を有する。LSPが複数の自律システムにまたがって広がる場合、上流のルータは、パスセグメントの詳細を、下流のルータから隠す。一実施形態において、共有リスクリンクグループSRLG:sharedrisklinkgroupハンドリングは、単一の自律システムの単一領域のパス算出のそれと何ら変わりない。従って、例えば、GMPLSGeneralizedMultiprotocolLabelSwitchingを介してSRLG情報が利用可能であれば、リレーされる各PCEは、正確なPCEセグメントを算出することができ、エンドツーエンドのパスは、SRLG要件を満たすべきである。本明細書において説明されるように、動作は、ある動作を実行するように構成され又は所定の機能性を有する特定用途向け集積回路ASIC:applicationspecificintegratedcircuitsといったハードウェアの特定の設定、又は非一時的なコンピュータ読取可能な媒体において具現化されるメモリに記憶されるソフトウェア命令を指し得る。従って、図面に示される技法は、1つ以上の電子デバイス例えば、ルータ上に記憶され及び実行されるコード及びデータを用いて実装されることができる。そのような電子デバイスは、非一時的なコンピュータ読取可能な記憶媒体例えば、磁気ディスク、光ディスク、RAM、ROM、フラッシュメモリデバイス、相変化メモリ、及び一時的なコンピュータ読取可能な通信媒体例えば、搬送波、赤外線信号、デジタル信号といった電気的、光学的、音響的、又は他の形態の伝搬信号といったコンピュータ読取可能な媒体を用いて、コード及びデータを、記憶し並びに内部的に、及び/又は、ネットワーク上で他の電子デバイスと通信する。また、そのような電子デバイスは、典型的に、1つ以上のストレージデバイス非一時的な機械読み取り可能なストレージ媒体、ユーザ入力/出力デバイス例えば、キーボード、タッチスクリーン、及び/又はディスプレイ、並びにネットワーク接続といった1つ以上の他のコンポーネントに結合される1つ以上のプロセッサを含む。プロセッサのセットと他のコンポーネントとの結合は、典型的に、1つ以上のバス及びバスコントローラとも称されるブリッジを介する。従って、所与の電子デバイスのストレージデバイスは、典型的に、当該電子デバイスの1つ以上のプロセッサのセット上での実行のためのコード及び/又はデータを記憶する。当然ながら、本発明の一実施形態の1つ以上の部分は、ソフトウェア、ファームウェア、及び/又はハードウェアの異なる組み合わせを用いて実装され得る。図面におけるフロー図は、本発明のある実施形態によって実行される動作の特定の順序を示すが、そのような順序は例示的である例えば、別の実施形態は、当該動作を異なる順序で実行し、ある動作を組み合わせ、ある動作を重複させる等してもよいことが理解されるべきである。本発明は幾つかの実施形態の観点から説明されたが、本発明が上記実施形態に限定されず、添付の特許請求の範囲の思想及び範囲内おいて変更され及び変形されて実施をされることができることを当業者は認識するであろう。従って、説明は、限定ではなく例示としてみなされるべきである。