动态分配的环路保护和恢复技术中的带宽保留再使用的制作方法

专利名称：动态分配的环路保护和恢复技术中的带宽保留再使用的制作方法
技术领域：
本发明涉及通信网络，特别是使用环路的网络。
背景技术：
随着数据业务日益成为商业事物的关键，服务中断日益变得代价高昂。引起人 们巨大关注的一种类型的服务中断是，由于可能的设备或装备故障导致的跨距故障(span outage)。语音通信的载体传统上被设计为对如光缆破损之类的设备故障有较大的抵抗力。 按TelcordiaGR-253和GR-499所陈述的规范组成电信基础的光环形网，由单一设备故障所 引起的语音或其它受保护服务的中断必须不能超过60毫秒，这包括最高10毫秒检测出设 备故障，以及最高50毫秒变更通信量路由。满足上述条件的实现自愈网络(survivable networks)的一项有意义的技术是同 步光环网。这种环的一个基础特征是有一个或多个独立的物理链路，其连接环上相邻的节 点，每一个链路可以是单向的，例如允许通信量以一个单一方向通过，也可以是双向的。一 个节点被定义为通信量可以由此进出环的点。一个单一的跨距连接两个相邻的节点，这里， 跨距由所有直接连接到节点的链路组成。一个跨距的典型形式是在两个节点间的二个或四 个光纤连接，在二个光纤连接的情况下，每个链路是双向的，其中在一个光纤上一半的通信 量按顺时针方向(或方向0)通过，而另一半通信量按逆时针方向(相对于方向0为方向1) 通过。在四个光纤情况下，每个链路是单向的，即二个光纤承载方向0的通信量，另二个光 纤承载方向1的通信量。这使得当任意一对特定节点间的物理跨距损失时，这任意一对节 点间的通信路径能够以一个围绕环的单一方向而维持。在本文的以下部分，将一般地仅参 照方向0和方向1说明。有两种主要类型的同步光环网单向路径切换环路(UPSR)和双向路径切换环路 (BLSR)。在单向路径切换环路的情况下，对于所有节点间通信量，通过围绕着环而在两个方 向上发送数据来实现鲁棒的环运行。这种情况展示于图1。该图所示为一个N节点环，该环 由编号为节点0至节点N-I的节点(网络设备)组成并以跨距互连。在本文中，为方便起 见，节点按方向0从0开始以升序编号。从节点i到节点j通过通信量的链路标示为dij， 一个跨距标示为sij，其与sji是相等的。在本文中，术语跨距(span)将用于一般讨论，术 语链路仅在有精确描述的必要时使用。在该图中，从节点0到节点5的通信量采用方向0 和方向1两个方向上的物理路由(实箭头)，(在本文中，为了方便，节点是按方向0以升序 连续编号的，节点0用作样例。)在接收端，一个特殊的接收器完成“尾端切换(tail-end switching，)”，此时接收器从环上的一个方向选择数据，接收器可基于同步光网络所支持 的各种各样的性能监视(PM)机制来完成这一选择。这种保护机制有其非常简单的优点，因 为无需环路级信息来对环上节点通知跨距中断，同时PM易于构建进同步光网络中，从而保证“坏”跨距不会影响到节点间的物理连通性，因为不会有任何数据由于单向跨距故障而损 失。不幸的是，要为这种保护付出高昂的代价。根据环上的通信量模式，单向路径切换 环路需要100%额外容量(用于单个“集线器(hubbed)”模式)到300%额外容量(用于均 勻的“网状(meshed)”模式)，直至(N_l) *100%额外容量(用于带有最相邻域模式的N节 点环，其例如为图1所示的N节点环)，以达到最好的旁路保护。在两条光纤的双向路径切换环路情况下，如图2A所示，从任何一个已知节点到另 外一个节点的数据典型地是以一个方向(实箭头)沿环传输，图中显示出节点0到节点5 之间的数据传送。每个环的一半容量被保留以对另一个环上的跨距故障提供保护。虚箭头 典型地表现一个节点0与节点5之间无通信量的一个环，跨距故障或不正常通信量堵塞的 情况除外。在图2B中，节点6与节点7之间的跨距经历故障，现在当节点0遇到故障跨距时， 通过使来自节点0的信号的方向反向来提供保护切换，并用剩余的环路容量将该信号路由 到节点5。这种切换在检测到故障的同一个节点进行，非常快速且被设计成满足50毫秒的 要求。双向路径切换环路保护需要100%的额外容量，该额外容量可能是为一个非保护 环所需要的，这是因为除非发生跨距故障事件，并不使用一个完整环的等效带宽。与单向路 径切换环路不同，双向路径切换环路需要环网级信令以交换关于跨距切断(span cut)的信 息，以及适当的节点协调以启动环网保护。尽管这些同步光环网保护技术已证明自己是鲁棒的，但它们非常浪费容量。加之， 单向路径切换环路和双向路径切换环路二者都直接依赖于同步光网络为其运行所提供的 容量，因此它们不容易被变换成非同步光网络传输机制。保护技术所需的是在“正常”运行(即所有环网跨距都在运行)期间，不使用额 外的网络容量；较少与某一特定的传输协议紧密联系；并且被设计成可满足Telcordia的 50毫秒切换要求。

发明内容
本发明说明了一种网络保护与恢复技术和带宽保留方法，其可有效利用网络中的 全部带宽从而克服前述网络的缺点，不与诸如同步光网络的某一特定的传输协议相关联， 且其被设计成满足Telcordia的50毫秒切换要求。所述网络包含两种环，其中第一种环以 顺时针方向(或称方向0)传输数据，而另一种环以逆时针方向(或相对于方向0称方向1) 传输数据。也可以使用附加的环。由目的节点从环中取出通信量。在正常运行期间(即所有跨距都可以工作并且没有性能下降)，节点间的数据在 提供最低成本路径的环上流向目的节点。如果通信量均勻分布于网络上，则最低成本路径 典型地具有到达目的节点的最小数目的跳数，所以，在正常运行期间，两种环都被完全利 用，每一个节点确定从自己到环上每个其它节点的最低成本路径，为了做到这点，每个节点 必须能识别网络拓扑。节点监视每一个该节点处于其接收端的链路的状态以检测故障，其中链路例如为 每一个该节点的入口链路。这种故障的检测导致最高优先权的链路状态广播消息被发送给所有节点。在每一个节点对包含在链路状态广播消息中的信息所进行的处理，导致每一个 节点内的路由表重新配置，以便识别出故障发生后源通信量到达目的节点的最佳路由。因 此，当任何一个链路发生故障时，所有的节点都了解网络状态，并且都独立地识别出到达每 一个目的节点的最佳路由途径。该处理被设计成具有极高效率以达到最大的切换速度。可选择地，如果想进一步提高切换速度，可以使用中间步骤。检测到链路故障的节 点通知其处于发生链路故障的跨距的另一侧的相邻节点，检测到入口链路故障或接收到这 种通知的任何一个节点就使前往该跨距的入站通信量绕行到另一环。通信量仅仅是临时绕 行直到前述通信量的重新路由完成。由于剩余链路因链路故障而将面临更多的数据通信量，所以指定为“非保护的”通 信量被赋予较低优先权并可能被丢弃或延迟，以照顾“受保护的”通信量。具体的技术被描 述为保证用于工作的可用带宽和单一故障的通信量配置、识别一个故障链路、将该故障链 路通知给其它节点、在通信量的受保护及非保护的等级进行区分、及更新路由表。尽管实施 例描述了传输数据分组，但本发明可以应用于传输帧、信元或使用任何其它协议的任何网 络。帧和信元类似于分组，它们均包含数据和控制信息，该控制信息至少与该数据的源和目 的相关。一个单一的帧可以包含多个分组，这取决于协议。一个信元可以是固定大小，这也 取决于协议。


图1为采用同步光环网单向路径切换环路的节点间物理路由，从节点0到节点5 承载通信量，其中在任意单一节点对之间的跨距故障仅仅使用于通信量的两个不同物理路 由中的一个路由无法使用。图2A为采用同步光环网的二条光纤双向路径切换环路的节点间物理路由，从节 点0到节点5承载通信量，每个环有一半容量被保留用于保护，有一半用于承载正常的通信 量。以虚线表示的环就是留做保护容量的环，其用于跨距故障发生时重新路由，如图所示。图2B所示为当节点6和节点7之间有链路故障时，采用图2A的同步光环网双向 路径切换环路结构、通信量从节点0到节点5所取的双向路径，当通信量遇到故障链路时转 向绕路而行。图3为根据本发明的一个实施例的网络，其特别展示了通信量所取的从节点0到 节点5的一个节点间物理路由。图4为在节点6与节点7之间的跨距发生故障时如图3的网络，当在初始路径上 的链路或跨距发生故障时(如在节点0和节点5之间)，通信量在入口节点沿围绕环路的另 一方向重新路由到达目的节点。图5展示出网络的可选的中间状态，该中间状态处于图3所示的状态和图4所示 的状态中间(基于从一个环绕行到另一个环的通信量)。图6为一个单一节点中所用的相关硬件。图7提供图6中交换卡和环路接口卡的附加细节。图8为一个流 程图，说明用于识别网络的状态变化和重新路由通过网络的通信量 的步骤。图9表示图6所示的机架(shelf)控制器插件的附加细节。
具体实施例方式在此所描述的本发明的目的是在环形网内达到迅速的保护，同时提供高效率的网 络容量利用。优选实施例的某些方面是a.给定分组的传输，该传输在两节点之间仅在围绕环的一个方向上进行(而不是 如在同步光环网单向路径切换环路下所作的在两个方向上如此操作)。b.在“受保护的，，和“非保护的，，的通信量等级之间的区分。c. 一种快速拓扑通信机制，其用于迅速地在环上的所有节点间沟通关于跨距故障 的信息。d. 一种快速重新路由/路由表更新机制，其用于使受跨距故障影响的路径重新路 由到围绕环的另一个方向上。e. 一种可选择的临时绕行机制，其可用来进一步提高保护切换的速度。以下详细说明上述这些方面。单向传输一个给定的分组/流仅在围绕网络(即使当存在跨距故障时)的单一方向上传输 于两个节点之间，且该分组/流由目的节点从环路上取出，如图3所示，其中节点0仅以粗 箭头指示的方向向节点5传送信息。从节点5到节点0的传送仅是以相反的方向通过节点 6和7。这样可以优化环容量利用，因为没有另外设置用做保护的容量。最小成本物理路由典型地用于受保护的通信量，这常常是最短跳距 (shortest-hop)的物理路由。例如，从节点0到节点2的传输典型地就是经过节点1的传 输。当通过网络的通信量情况相对均衡时，最短跳距物理路由即对应于最小成本物理路由。 如果通信量情况不均衡，从节点0到节点2的最小成本物理路由可能会代之为围绕环的较 长路径。目的节点从环上取出分组，保证了通信量不会使用比向该目的节点传送该通信量 所需要的容量更多的容量，因此能够通过容量的空间重复使用增加环路容量。空间重复使 用的一个例子如下如果20%的跨距空间被用于从节点0经过节点1到节点2的通信量， 那么，该通信量在节点2上从环上取出就意味着跨距容量的20%此时可用于流动在环上任 何其它跨距上(节点2和节点3之间、节点3和节点4之间等等)的任意通信量。警保护的与非保护的通信量等级在以上所述的单向传输的情况下，环中任何跨距的损失将导致网络容量的下降， 这是根据这一事实得出的在跨距故障的情况下，原本在正常运行期间会沿着一个给定跨 距流动的通信量必须共享其它跨距的容量。例如，图4表示一个在节点6和节点7之间的 跨距故障，和图3对比，从节点0到节点5的传输此时必须在另一个环上以顺时针方向(以 粗箭头标示)进行，增加了那个环的通信量。由于跨距中断时损失了一些网络容量，没有另外设置容量用于保护的重负载网络 必须承受这种中断所带来的某种程度的性能下降。如果通信量被划分为“受保护的”等级 和“非保护的”等级，就可以实施网络供应工作和控制，从而使得受保护的服务不受跨距中 断影响。这种控制是通过运用带宽保留管理来实现的，这种管理考虑到保护切换的影响而 处理供应工作请求。在这种情况下，通过在其余可用跨距上分配给非保护通信量的平均、峰值和突发带宽，所有的性能下降都由非保护等级所“吸收”，从而有足够的网络容量来承载 所有受保护的通信量。在受保护等级中的通信量还可以被进一步划分为不同的子等级，从 而使某些子等级比其它子等级承受更多的性能下降。快谏拓扑通信机制
基于前述Telcordia标准的要求，环上的跨距故障必须被快速检测出并通知到环 上的所有节点。在跨距中断的情况下，跨距内位于每个链路的接收端的节点检测发生故障的每个 特定链路。如果仅检测出单一链路故障，则仅仅报告该链路的损失。根据所应用的特定通信 协议组支持的性能监视(PM)属性，这种检测可基于光信号(或电信号)损失、误码率(BER) 降级、帧丢失或其它指示。每一个链路中断必须随后通知给其它节点，这最有效的是通过一个广播(存储转 发)消息(分组)来完成，不过通过从检测节点向网络中每个其它节点发送的单向消息也 能做到这点。这一消息必须至少以与指向中断跨距的方向相反的方向发送出去。该消息必 须包括指明哪一个链路发生了故障的信息。快谏源节点重新路由机制当一给定节点收到一个链路的故障消息时，该节点必须采取措施重新路由在正常 情况下经过该链路的通信量，一种可能的动作顺序是a.接收链路故障消息；b.估计所有可能的节点间物理路由(在一个N节点环中有2*(N_1)个节点间物理 路由)，以判定哪些节点间物理路由受到链路损失的影响；c.更新路由表，以迫使所有受影响的通信量重新路由到围绕环的其它路径上；d.更新分配给非保护通信量等级的容量，以计入与链路故障相关的网络容量的下 降。如何完成这种容量分配的细节不在本说明书的范围内。为了能够快速完成上面这些动作，需要适当地组织各种各样的表，以便能够令受 影响的路径得到迅速识别。另外，更新必须基于运算上简单的算法或是基于预先计算的查 找表进行。可选择的临时绕行机制为了提高保护切换的速度，可能需要在检测到故障的节点采取直接动作，而不是 等待在所有节点进行重新路由。一种可能的动作顺序是a.在检测到一个入口链路故障时，节点必须向在故障链路另一侧的节点传输一个 相邻故障通知消息，在发生单独的链路故障时仅需要这一通知，这是因为将故障链路作为 出口链路使用的节点将不能检测出该链路是否故障。当出现整个跨距中断的情况时，无法 接收这些通知消息不会影响后面的步骤。b.在检测到一个入口链路故障或者收到一个相邻故障通知消息时，节点必须使流 向该跨距上的对应出口链路的通信量绕行到另外一个环上。这点展示于图5，由于连接节点 7与节点6的跨距中断，从节点0流向节点5的通信量被节点7绕行到相反方向的环上。上面的步骤是任选的，并且应当仅在用这种方法提高保护切换速度是必需的情况 下才使用。这是因为使通信量从一个环绕行到到另一个环所使用的环路容量明显高于本文 中所描述的标准方法。在源节点，从绕行开始到重新路由完成之间的时间间隔尽管短，但必须保留用于保护的容量与二条光纤双向路径切换环路所需要的容量是一样多的。
特定算法本节描述的机制用于计算在环上所提供的带宽。CneW(j，k，0)定义为在环0(如 图3所示的顺时针环)上从节点j到节点k的一个新的单工连接。假定k> j，如果不是 这样，则沿着环路代表节点的编号可以重新编制，使得j = 0而k = k-j。同样，CneW(j，k， 1)可以是在环1 (如图3所示的逆时针环)上从节点k到节点j的一个新的单工连接。连 接CneW(j，k，0)有一个规定的或允许的峰值带宽B。一个连接可以规定为单工或全双工， 其中一个全双工连接包括CneW(j，k，0)和CneW(j，k，l) 二者，并且需要对每一个方向进行 计算。一个给定的连接CneW(j，k，0)可以规定为传输受保护的通信量或非保护的通信量。每个链路有一最大容量L。为确定是否链路是满载的，必须对链路上的所有通信 量求和。通信量可以分为不同的类别。例如，如果环的带宽限制是基于等级的(或其它类 别)，则需求必须包括相关的等级(或类别)。此外，重要的是注意规定的每种类型的通信 量可以被加权，但是标称为1。另外对于突发通信量，在带宽计算中应考虑到峰值带宽。例 如，如果支持三个等级(EF、AF和BE)，在一个链路上被允许的每个等级的通信量的数量可 以通过特定等级的预约的(over-subscription)参数cEF、cAF、cBE而决定，其定义如下L ^ cEF SEF+cAF SAF+cBE SBE其中L是高速链路数据率而S是集合通信量。通信量矩阵被用来确定环路中所提供的通信量。矩阵的元素表示从源节点到目的 节点的集合带宽。所以，在j行和k列的矩阵元素表示从节点j到节点k的集合带宽。有 两种基本矩阵，其定义如下P是工作通信量矩阵，其对应于要求保护的通信量。矩阵元素P[j，k]是从节点j 到节点k的受保护通信量的集合带宽。当提供/排除一条从节点j到节点k具有保护的带 宽为B的新线路时，对/自P [ j，k]加/减B。如果提供/排除一个全双工线路，同样对/自 P[j，k]加 / 减 B。U是工作通信量矩阵，其对应于不要求保护的通信量。矩阵元素U[j，k]是从节点 j到节点k的非保护通信量的集合带宽。当提供/排除一条从节点j到节点k无保护的带 宽为B的新线路时，对/自U[ j，k]加/减B。如果提供/排除一个全双工线路，同样对/自 U[j，k]加 / 减 B。围绕环路的通信量是双向流动的，顺时针和逆时针环都承载通信量。顺时针和逆 时针环有其自己的基本通信量矩阵集。对于一个按等级分类的系统，对于顺时针方向的EF 通信量，是/f7和，对于逆时针方向，则是Af7和Vf。用上述结构，可以进行一些检查以判断是否有可用带宽支持一个新连接。这些检 查包括校验是否有可用的带宽支持工作通信量配置以及各种可能的故障通信量配置。利用上述结构，如果提供了 CneW(j，k，0)，B就被加到组成矩阵中的元素Pc[j，k] 上。随后运行下面基于等级分类的跨距负载算法，从而检验每一个跨距上带宽是否可用于 工作配置。for (x = 0 to N_l) {//对于N个节点的网络，从0到N-1的跨距//ScEF[x] = 0 ；//由通信量EF产生的跨距X应用
ScAF [χ] = 0 ；//由通信量AF产生的跨距X应用ScBE [x] =0;//由通信量BE产生的跨距X应用for (j = (l+x)to(N+x)) {for (k = (l+x)to j) {ScEF [x] = ScEF [x]+PcEF (j mod N, k mod N)；ScEF [χ] = ScEF [χ]+UcEF (j mod N, k mod N)；ScAF [χ] = ScAF [χ]+PcAF (j mod N, k mod N)；ScAF [χ] = ScAF [χ]+UcAF (j mod N, k mod N)；ScBE [χ] = ScBE [χ] +PcBE (j mod N, k mod N)；ScBE [χ] = ScBE [χ] +UcBE (j mod N, k mod N)；}
}Sc [χ] = cEF*ScEF[x]+cAF*ScAF[x]+cBE*ScBE[x]；//总的跨距X应用//if (Sc[χ] > L)reject_provisioning_attempt = 1 ；}如果没有拒绝信息提供给更高一层，则必须检查单一故障配置。下面逐一展开描 述单一故障配置，一个单一链路W发生了故障，其中W位于顺时针方向环上的节点W和节点 w+1之间，通信量矩阵按上述方式构成；但是，流过链路w的通信量在源头处被切换到另一 个环上。对于每一个所提供的受保护的交叉连接C(j，k，0)，矩阵构成如下if (k >= j) {if (w > = k or w < j))Add crossconnect bandwidth to Pc[j, k]；ElseAdd crossconnect bandwidth to Pcc[j，k]；}else{if (w >= j or w < k))Add crossconnect bandwidth to Pcc[j，k]；ElseAdd crossconnect bandwidth to Pc[j, k]；对于交叉连接C (j，k，1)，矩阵构成如下if (k >= j) {if (w > = j or w < k))Add crossconnect bandwidth to Pcc[j, k]；ElseAdd crossconnect bandwidth to Pc[j, k]；} else{
if (w <= j or w > k))Add crossconnect bandwidth to Pc[j，k]；ElseAdd crossconnect bandwidth to Pcc[j，k]；非保护连接的提供如前所述，其独立于单一故障链路。一旦所述的单一故障通信量配置生成，就运算如上所描述的同一种跨距负载算 法。基于运算结果，对更高一层提供拒绝或接受指示。对于顺时针和逆时针方向上的每个 链路都执行该操作。节点N的一个故障对应于节点N-1和节点N+1之间的链路的故障。快谏拓扑通信机制本节描述一种特定的快速机制，用于向环形网中的节点传达拓扑变化。传达有关 在环路上从一个节点到所有其它节点的跨距或链路中断或性能下降的信息的机制如下从每一个在对节点的入口链路上检测到任何链路中断或性能下降的节点发送链 路状态消息，其中入口链路例如为节点处于接收端的链路。(因此，对于一个单一跨距中断， 位于跨距两端的两个节点将各自发出一个链路状态消息，报告一个单一的不同的入口链路 故障。)该消息可以在与链路中断相反的方向上发出，或在两个环路方向上发出。为鲁棒起 见，希望在两个环路方向上发送消息。在不使消息从一个环路方向绕行到另一个环路方向 的网络中，为处理故障情况，要求在两个环路方向发送消息，如图4所示。消息也可以是发 给环上每一个节点的广播或单播消息。为了可靠和节省容量，希望使用广播方式。特别是， 广播可确保链路中断的通知送达所有节点，甚至那些环上的新节点和发送消息的节点还不 知道其存在的节点。在任一种情况下，这个机制保证消息到达环上所有节点需要的传播时 间最高不超过具有最高优先权的消息传送通过整个环所需要的时间。还希望每种机制同样 确保通过每一个节点的消息都被以尽可能最快的方式处理。这将使消息到达环上所有节点 的时间减至最小。从一个节点发出的链路状态消息应包含至少下列信息源节点地址、对该节点处 于接收端的链路的中断或退化的链路标识、及该链路的链路状态。为了便于执行，链路状态 消息可以扩展为包含该节点处于其接收端的所有链路的标识和状态。通常，每一个链路的 链路标识应至少包括离开源节点、处于该链路另一端的节点的节点地址以及连接到目的节 点的该链路的相应的物理接口标识符。源节点取得上述信息的机制可参见由Jason Fan等 人申请并R转让给本发明警让人的相关待决申请,其申请号为No. 09/518, 957、名称为“双 模虚拟网寻址(Dual-Mode Virtual Network Addressing) ”，在此将其引为参考资料。物理 接口标识符是重要的，例如，在一个二节点网络中，只靠另外一个节点的地址不足以判定哪 一个链路真正中断或退化。链路状态应显示链路退化的水平，其以标准术语典型表示为链 路的误码率(或在链路中断的情况下，例如以1作为特殊标识符)。在保护切换是不可反向的情况下，对于每个链路，链路状态消息可以任选地包括 链路状态的两个值。一个不可反向的实例可用例如因光能量暂时损失导致的链路退化来说 明，该光能量随后又恢复。光能量损失将导致网络中其它节点进行保护切换，然而，在不可 反向切换的情况下，光能量的恢复不会导致节点切换回默认路由，直到得到一个外部管理 系统明确指令为止。因此，每个链路的链路状态的两个值可以由这样两个状态组成一个反 映链路的最近测量状态(前面描述的)，另一个反映自从外部管理系统最后一次将该值清零后链路的最差测量状态(或最高链路成本)。链路状态消息可选择性地由其它节点确认。在消息未被确认的情况下，该消息必 须多次发送以保证其可被所有节点接收到。在消息要求收到确认的情况下，必须由所有希 望收到消息的节点在一定的时间范围内确认。否则，源节点可选择向所有希望收到链路状 态消息的节点重发，或特定地向希望收到链路状态消息但没有确认收到该消息的节点重 发。快谏源节点重新路由机制本节详细描述一种机制，其允许环形网上的一个节点跨过故障链路快速地重新路 由路径。下面描述以节点0为源节点的一种快速源节点重新路由机制。对于每个目的节点j，从环上的节点0对每个输出方向指定一个成本(0和1)。从 节点0到节点j的通信量而言，优选方向根据具有最小成本的方向选择。为简单起见，对于 每个源于节点0的输出方向，用于对到达每个目的节点的路径重新指定成本的机制以恒定 数量的操作运行，而与当前的环路条件无关。(该机制可以被进一步优化，从而总是使用尽 可能少数量的操作，但这会增加算法的复杂性，而并未显著提高整体保护切换速度。)根据 路径成本而对前往一个给定节点的通信量分组重新指定输出方向的机制，使得完成这种重 新指定所需的时间减至最少。一个带有目的节点、方向0成本、方向1成本各列内容的表保存于每一个节点中。 一个例子如表1所示。从节点0(假定节点0为源节点)到节点j的一个方向上的成本计 算可以考虑到各种因素，包括在该方向上从源节点到目的节点的跳数数量、在该方向上从 源节点到目的节点的累积归一化误码率、和在该方向上的通信量拥塞水平。基于这些成本， 对于从源节点到任意目的节点的通信量，可以直接选择优选输出方向。下面给出的例子中， 假定在每个方向上从源节点到目的节点的成本仅对应于归一化误码率。如果测量到的误码 率低于使用的误码率阈值，在一给定链路上的成本即被设为1。方便的是，如果全部链路充 分运行，从节点0到节点j的累积成本在没有通信量拥塞的情况下将等于从节点0到节点 j的跳数数量。在这个例子中不考虑通信量拥塞。对于一个具有总共8个节点(按顺时针方向顺序为0、1、2、3、4、5、6、7)的代表性 的环而言，在节点0的表格的正常运行设置是表1.在节点0的优选方向表 优选方向就是到达目的节点j的成本较低的那个方向。对于在方向0上和方向1 上到达节点j的成本相等的情况，则可选任意方向(本例中选择了方向0)。对每一个物理 路由(源节点到目的节点)，根据表3所示的链路状态表计算正常的运行成本。用于选择优选方向的伪代码是For j = 1 to N_1 {N是环中的节点总数}对每个目的节点j更新方向0成本(dir_0_Cost (j))和方向1成本(dir_l_ cost(j)) ;{在本节的后面展开描述}{HYST_FACT是滞后系数，用于防止在可反向网络中由于误码率变化产生的乒乓效 应，在同步光网络中为此所用的缺省值是10}If(dir_0_cost(j) < dir_l_cost(j)/HYST_FACT),dir_preferred (j) = 0 ；Else if(dir_l_cost(j) < dir_0_cost(j)/HYST_FACT),dir_preferred (j) = 1 ；Else if dir一preferred (j) f 予页胃{t，{这表示dir_preferred (j)已被预先设置到一个优选方向，且如果上面两个条件未满足就不应再改变}dir_preferred(j)不改变；Else if dir_preferred (j)没有预定值，lfdir_0_cost(j) < dir_l_cost (j),dir_preferred(j) = 0 ；Else if dir_l_cost(j) < dir_0_cost(j),dir_preferred (j) = 1 ；ElseDir_preferredO) = 0 ；End {else if dir_preferred (j) 、L予页胃ft}End{循环 j}链路状态表(由每个节点的CPU访问)用于计算在上面优选方向表中的成本。链 路状态表的正常运行设置类似于表3.链路状态表(在每一个节点上是相同的)
13 每个链路dij的成本为每个链路的归一化误码率，这里为在每个链路上测得的误 码率除以缺省的运行误码率(通常为10E-9或更低)。在一个链路的归一化误码率小于1 的情况下，对应该链路在表中输入的值为1。在用于选择优选方向的伪代码中，对每个节点j “更新方向0成本和方向1成本” 一行中的伪代码使用表3所示的链路状态表，如下所示{在每个方向中初始化Linkcostsum数值，这些变量在下面的内部循环中被运算 以产生 dir_0_cost (j)和 dir_l_cost (j)。}Linkcostsumdir 0 = 0 ；{Linkcostsumdir :是在方向1上围绕在环路上的所有节点值的合计，其中环路起 始于节点0而终止于节点0。}Linkcostsumdir :=加到所有链路(Linkcostdir ；For j = 0 to N_1 {N是环路上节点的总数}{MAX_C0ST是在优选方向表中所允许的最大成本。Linkcostdir Q,link 是在从节点i到节点j的方向0中的链路成本。}If (Linkcostsumdir 0 < MAX_C0ST)Linkcostsumdir 0 = Linkcostsumdir 0+Linkcostdir 0, link」，(J+1)modN ；elseLinkcostsumdir 0 = MAX_C0ST ；dir 0 cost (j) = LinkcostsumairO ；If (Linkcostsumdir : < MA. X_C0ST)Linkcostsmdir : = Linkcostsmdir i_Linkcostdir : ！inlt(J+1)modN, j ；
elseLinkcostsumdir : = MAX_C0ST ；dir_l_cost (j) = Linkcostsumdir x ；End{循环 j}链路状态表的更新基于下列伪代码{本伪代码版本假定环上的节点数大于2}If(linkstamsmessage. source = node i)and(linkstatusmessage. neighbor = node j)and (direction = 0)LinkcostHl> o,link i, j = linkstatusmessage. status ；else if (linkstatusmessage. source = node i) and(linkstatusmessage. neighbor = node j) and (direction = 1) Linkcostdir link 』，i = linkstatusmessage. status ；在一个链路中断的情况下，该链路的linkstatusmessage. status是一个非常大 的数值。在一个链路退化的情况下，该链路的linkstatusmessage. status为在该链路上所 测得的误码率除以该链路未退化时的误码率，假定所有未退化链路具有相同的未退化误码率。链路状态表可选择性地包含每方向两个成本列以处理不可反向切换情况。它们可 以是测量到的成本(相当于表3当前所示的列)和不可反向的成本。每个方向的不可反向 成本列包含自最后一次被外部系统清零以来所报告的链路成本的最高值。这一成本列(而 不是测量到的成本)将被用于在不可反向切换情况下计算优选方向。优选方向表也可选择 性地包含每个方向两个成本列，与链路状态表相同。它还可以包含两个优选方向列，一个基 于测得成本而另一个基于不可反向成本。同样，不可反向成本列将被用于在不可反向成本 切换情况下的计算。作为一个例子，假定节点2和节点3之间的顺时针链路出现系数为a的退化(其 中a > HYST_FACT)，节点4和节点5之间的顺时针链路中断(系数为MAX)，节点1和节点2 之间的逆时针链路出现系数为b的退化(其中b > HYST_FACT)，节点5和节点6之间的逆 时针链路出现系数为c的退化(其中c > a/HYST_FACT)。则这个例子的链路状态表如表5 所示。表5.带有退化和中断链路的链路状态表的例子 附加在源节点和目的节点之间所需链路的成本以确定总成本。于是源节点0的优选方向表即为表7、带有退化和中断链路的优选方向表的例子 (在选择优选方向时，假定HYST_FACT= 10。)一旦这些优选方向得到确定，在数据路径上的分组处理器中，目的节点0对优选 方向的相应映射表将被修正以与上表匹配。可诜择临时绕行中的相邻故障通知机制本节详细描述一种特定的快速机制，其用于使位于故障跨距一侧的节点向位于另 一侧的节点传送故障通知。如前所述，这个机制仅仅在单向链路故障的情况下才需要，因为 用该链路作为其出口链路的节点无法检测链路是否故障。每个节点在检测到任意一个作为该节点入口链路的链路出现中断或退化时，发出一个相邻故障通知消息。该消息被送上入口链路发生故障的那个跨距的每一个出口链路。 为了确保收到消息，该通知消息可以通过围绕环上两个方向的传输而得到确认。如果未得 到确认，则传输节点必须多次发送该消息以确保其被收到。该消息具有最高优先权以保证 在目的地接收到消息所需的时间为最少。从一个节点发出的相邻故障通知消息应至少包含下列信息源节点地址、本节点 位于其接收端的链路的中断或退化的标识以及该链路的链路状态。为了便于执行，相邻故 障通知消息可以等同于前述的广播给所有节点的链路状态消息。向附属接口卡提供临时信息和路由信息的机制图9表明机架控制器插件62的附加细节。机架控制器62从节点和网络管理系统 的接口获得状态信息。机架控制器62既向装置20内的其它卡提供状态信息也从其它卡获 得状态信息。另外，机架控制器还与外部网络管理系统想接口且与其它类型的外部管理接 口相连。控制这些功能的应用软件在CPU 92上运行。CPU可以是IBM/MotorolaMPC750微 处理器。存储器93完成节点的存储。显然，它们可分为SSRAM、SDRAM、闪速存储器和EEPR0M 存储器以满足系统速度和功能的需求。CPU连到一个位于CPU和各类外部接口之间的PCI桥94，该桥可以是IBM CPC700 或任何其它合适的型号。以太网控制器96和102连到PCI总线上，该控制器可以是Intel21143或任何其 它合适的型号。以太网交换机98控制所述机架控制器和装置内其它卡之间的第二层通信。这一 通信经由底板上的控制线进行。进行内部通信的第二层协议用于100 BaseT交换式以太网。 这种交换机可以是BrOadCOmBCM5308以太网交换机或任何其它合适的型号。以太网交换机的输出在送上底板以前必须通过以太网物理层(Ethernet Phy)模 块100。以太网物理层可以为Bel Fuse, Inc.的S558或任何其它能直接与所用的以太网 交换机连接的类型。以太网控制器102的输出在送出网络管理系统(匪S) 10/100 BaseT以太网端口以 前必须通过以太网物理层104。该以太网物理层可以为AMD AM79874或任何其它合适类型。运行在机架控制器CPU上的应用程序与运行在其它卡上的应用程序之间通过公 知的机制传递信息，这些机制包括远程过程调用(RPCs)和基于事件的消息。可靠性由TCP/ IP或带有转发功能的UDP/IP保证。经由外部管理系统提供各类卡和端口要经过NMS以太网端口。利用一种已知的管 理协议，如简单网络管理协议(SNMP)，匪S可以通过在机架控制器CPU上安排的SNMP代理 (agent)应用程序来控制一个装置。SNMP代理与机架管理应用程序相接口。机架管理应用 程序主要用于规定(provisioning)标记为52的附属接口卡。从机架控制器到环路的通信要经由交换卡CPU。对于从一个物理连接到机架上的 外部管理系统向环上的远程装置发送SNMP消息来说，这种类型的通信是重要的。确定规定 是否被接受的带宽管理运行于机架控制器或外部工作站上。硬件描述图6展示在每个节点中的相关功能块。所示节点0为一个示例。每一个节点通过环路接口卡30和32与相邻节点连接。这些环路接口卡将光缆34和36上的输入光信号转 换为交换卡38所用的电子数字信号。图7说明环路接口卡32的更多细节，展示出光收发器40。可以在卡32中用一个 附加交换进行两个交换卡之间的交换从而增加可靠性。光收发器可以是一个可从市场上购 到的使用1300nm激光的千兆以太网光收发器。光收发器40的串行输出被一个串并/并串转换器(SERDES)42转换成一组并行的 比特信息(图6)。作为一个例子，串并/并串转换器42用一个表将来自光收发器40的一 连串10比特信息转换为一组并行的8比特信息。为了改善性能，所选择的对应于8位编码 的10位编码满足每码在1和0的数目上的平衡标准，以及在连续的1和0的最大数目上的 平衡标准。例如。大量顺序的逻辑1造成基线漂移，其为一种长期平均电压电平中的位移， 被接收机用作阈值以在1和0之间加以区分。通过在底板上利用带有平衡数目的1和0的 10比特字，基线漂移被大幅降低，因而能更好地使卡与底板交流耦合。当串并/并串转换器42从环路接口卡32接收串行的10比特数据时，串并/并串 转换器42可以检测这个10比特字中是否有错误，是否该字不与表中的字匹配。串并/并 串转换器42随后产生一个出错信号。串并/并串转换器42用上述的表将来自交换卡38 的8比特编码转换为一个10比特串行流，以便由环路接口卡32进一步处理。串并/并串 转换器42可以是Vitesse公司的VSC 7216型或任何其它合适类型。介质访问控制器(MAC) 44计算由串并/并串转换器42检测到的错误数量，并 且这些错误在一个中断期间或依据轮询机制被发送到CPU 46。CPU 46可以是Motorola MPC860DT微处理器。后面将描述当CPU 46判定链路退化到足够程度时，如何采取行动使 节点重新路由通信量以避开故障链路。MAC 44还去掉由SERDES转发的所有控制字，并通 过构建一个MAC帧而为特定协议提供0SI第二层(数字链路)格式。MAC是公知的，且其 描述于由罗杰 弗里曼(Roger Freeman)所著《电信系统工程学》(“Telecommunication System Engineering" )，John ffiley&Sons, Inc.，1996 年第三版中，本说明书在此将其全 部内容引为参考资料。MAC 44可以是一个现场可编程门阵列。分组处理器48以分组字段使MAC 44所发送的各个比特相关，该分组字段例如为 报头字段或数据字段。分组处理器48然后检测由MAC44所构建的分组的报头字段，并且可 以针对并非发往本节点的分组修改报头中的信息。适当的分组处理器48的实例包括MMC Networks 的 XPIF-300 千兆位比特流处理器(XPIF-300 Gigabit Bitstream Processor)或 EPIF 4-L3C1 以太网端口 L3 处理器(EPIF 4-L3C1 Ethernet Port L3Processor)，在此结 合其数据表作为参考资料。分组处理器48与外部搜索机/存储器47 (即查询表)接口，该查询表包含将数据 路由到其预定目的地的路由信息。存储器47中的路由表的更新将在后面详细讨论。图6中的存储器49表示节点上的所有其它存储器，但应认识到，其中可能分布有 SSRAM、SDRAM、闪速存储器和EEPR0M以满足系统速度和功能上的需求。分组处理器48将分组提供给交换结构(switch fabric) 50的一个端口，该交换结 构随后根据分组报头而将该分组路由到交换结构50的适当端口。如果分组报头中的目的 地址与节点0(图6所示节点)的地址符合，交换结构50随后将该分组路由到交换结构50 的适当端口，以便由指定的节点0的附属接口卡52(图5)接收(将在下面详细讨论)。如果分组报头指示不同于节点0的另一个地址，则交换结构50通过适当的环路接口卡30或 32(图5)来路由该分组。控制分组被路由到CPU 46。这种用来通过交换结构而确定分组 所需通过路径的交换结构和路由技术是公知的，不再详细描述。一种适当的分组交换机是MMC Networks的nP5400型分组交换模块，在此将其数 据表引为参考资料。在一个实施例中，每个交换卡中连接四个这样的交换机以加快吞吐量。 交换机提供分组缓冲、组播和广播能力、四级服务优先权和基于严格优先权或加权公平排 队的调度。分组处理器54与一个或多个附属接口卡例如附属接口卡52相关联，接收从交换 结构50前往与附属接口卡52相关联的设备(例如一个局域网)的分组。分组处理器54是双向的，与分组处理器48相同。分组处理器54和48可以是相 同型号的处理器。一般地，分组处理器54检测通过分组处理器54的数据的方向，并访问路 由表存储器55以确定某些所需报头字段、使分组到达环路的最佳路由路径、和使分组通过 交换而到达或离开环路的所需路径。后面将讨论更多细节。当分组处理器54从交换结构 50接收一个分组时，其将该分组转发至介质存取控制(MAC)单元56，单元56完成类似MAC 44的功能，然后将该分组转发至串并/并串转换器58将数据串行化。串并/并串转换器 58类似于串并/并串转换器42。串并/并串转换器58的输出被应用于一个特定的附属接口卡，如图5的附属接口 卡52，其连接到底板59。附属接口卡可使数据排队并将数据路由到附属接口卡52的一个特 定的输出端口。通过附属接口卡所进行的这种路由和排队是常规的，无必要详述。附属接 口卡的输出以电气方式，例如通过铜电缆，连接到任意类型的设备，如电话交换机、路由器、 局域网或其它设备。在外部接口是光接口的情况下，附属接口卡也可以通过利用光收发器 而将电信号转换为光信号。在一个实施例中，上述硬件在高于lGbps速率的情况下完成。跨距故障/退化期间的硬件功能图8是一流程图，其概括了在跨距故障或退化期间网络硬件完成的操作。由于常 规的路由技术和硬件是公知的，讨论将集中在优选实施例的新特征上。在图8中的步骤1，每个节点持续地或周期性地测试其与相邻节点的链路。图7中 的MAC 44计算数据流中的错误(如前述)并将这些错误传送给CPU 46。该CPU将误码率与 预定阈值比较从而判定该链路是否良好。一个光链路故障也可被传送到该CPU。CPU 46可 以从相邻设备监视入口链路，这种监视基于MAC 44所计算的错误或基于对入口光纤36上 光能量损失的检测。这种检测由各种可从市场上购到的光收发器完成，如Lucent NetLight 收发器系列。光能量损失条件可以在底板上通过直接信令的方式(例如通过I2C线路)报 告给CPU 46，在CPU引发一个中断或低电平事件。在步骤2，CPU 46判定是否一相邻链路的状态有变化。该变化可以是一个故障(误 码率超过阈值)或者是先前的一个故障被修复。在这个例子中假定节点6检测到了在将其 连接到节点7的入口链路中的一个故障。如果在步骤2没有检测到故障，则对网络不作改变。在图8中假定相邻节点6和 7双方都检测到在就节点6连接到节点7的入口链路中的故障。这个故障检测引发一个中 断或低电平事件(由MAC 44产生)，其通过交换结构50发送给CPU 46发信号改变状态。
在可选择的步骤3，节点6和7试图彼此直接通知各自检测到的入口链路故障。例 如，由节点6发送的通知在使节点6连接到节点7的出口链路上被发送。如果整个跨距中 断，这些通知显然无法到达目的节点。它们只有当跨距内一个单向链路损坏时才是有用的。 这是因为节点无法检测到影响出口链路的光纤损坏。基于这个通知，每个节点可以用图5 所示的方式直接使通信量绕行。在节点6的通信量绕行是通过一个来自CPU 46对分组处 理器48的配置命令完成的，这个分组处理器48如图7所示连接到环路接口卡32 (假定来 自环路接口卡32的链路连到节点7)。收到这个命令以后，分组处理器48将通信量通过交 换结构回送到环路接口卡30，其可正常地直接对节点7进行发送。节点所进行的每次链路状态通信都与一个会话编号相关联。一个节点仅仅在它检 测到一个相邻节点的状态变化时才会生成一个新的会话编号。只要节点以当前的会话编号 接收分组，该节点就会知道网络上没有变化。节点6和7均当各自节点检测到故障时使存 储在各自节点的会话编号递增。在步骤4，节点6和7两者都随后广播一链路状态消息，包括新的会话编号，将故障 的位置传送给所有节点。每个检测到新会话编号的节点将上述广播转发到它的相邻节点。在一般拓扑重构情况下，链路或跨距故障即为其中一种情况，对会话编号的作用 的进一步描述可参见由Jason Fan等人申请并已转让给本发明受让人的题目为“双模虚拟 网寻址”的相关待决申请，在此将其引为参考资料。在步骤5，在每个节点中故障的标识随后被分组处理器54用来更新存储器55中 的路由表。一般路由表是公知的，其使一个报头中的目的地址与一个特定的物理节点相关 联，而使与该报头相关的数据路由到该特定物理节点。每个路由表随后被设置成从源节点 到目的节点的最小值。典型地，如果先前的一个到目的节点的最佳路径不得不通过故障链 路，则路由被更新为在环上以相反方向传输，从而避开故障路由。在每个节点中，分组处理 器54的每个路由表将根据该节点相对于故障链路的位置的需要被改变。路由表的细节在 前面已经讨论。在一个实施例中，每个节点必须用新会话编号确认广播，并且始发节点继续跟踪 确认。超过一定时间限制而没有收到所有确认时，故障位置被重新广播但不递增会话编号。因此，所有节点都存储环路的当前拓扑，而且所有节点都可以独立地生成用以进 入环路当前配置的最佳路由表。在步骤6，每个节点的路由表都经过更新且数据通信量恢复流动。因此，由分组处 理器54给源自连到附属接口卡52(图5)的局域网的数据附加一个经过更新的路由报头， 以便使数据通过交换结构50路由到适当的输出端口，从而令数据能够到达其预定的目的 地。目的地可能是始发该数据的同一个节点，所以，交换结构50可以通过同一个节点中的 附属接口卡将数据送回。由于本发明总的来说可应用于任何协议和路由技术，因此可采用 任何路由技术。因绕行在环上的某些通信量必须被重新路由以避开故障链路，而链路的带宽是固 定的，故绕行正常链路传输的通信量可能超过该正常链路的带宽。因此，一些较低优先权的 通信量可能需要被丢弃或延迟，如步骤7所示。通常，因带宽减少，要按需要而丢弃或延迟 “非保护”等级的通信量以支持“受保护”的通信量。在一个实施例里，分组处理器54在分组被加到交换结构50以前检测标识出属于非保护的分组的报头，并且根据需要而丢弃该分组。通常语音通信量一般是受保护的通信量。在步骤8，交换结构50将所有由分组处理器54所转发的分组路由至适当的输出端 口，以便传送回到本节点或传送到一个相邻节点。上述对用于实现本发明的一个实施例的硬件的描述，对于一个本领域技术人员来 讲是充分的，因为关于分组交换和路由的一般硬件是完全公知的。本领域技术人员可以容 易地编程MAC、分组处理器、CPU46和其它功能单元以完成这里描述的步骤。可以用防火墙 或者软件来实现这里所描述的步骤。尽管展示和描述了本发明的特定实施例，对本领域技术人员来说显而易见的是， 可对其作各种变化和修改而就其最广的方面而言并不偏离本发明，因此，所附各项权利要 求将在其范围内涵盖所有这类落入本发明实质精神与范围中的变化和修改。
权利要求
一种以通信网络实现的方法，所述网络包含由通信链路互连的节点，至少一些所述节点由所述链路以环形方式连接，所述方法包括判定是否各链路运行于预定工作阈值上；向各节点广播第一链路状态消息，该链路状态消息标识出各链路中的一个链路未运行于预定工作阈值上；更新每一个节点上的路由表，使得该路由表指定回避第一链路状态消息所标识出的各链路的路由。
2.根据权利要求1的方法，其中判定是否各个链路运行于预定工作阈值上包括将与各 个链路相关的误码率与预定的误码率阈值进行比较。
3.根据权利要求1的方法，其进一步包括判定第一链路状态消息所标识出的链路正在运行于预定工作阈值上； 向每一个节点广播第二链路状态消息，通知第一链路状态消息所标识出的链路正在运 行于预定工作阈值上；更新每一个节点上的路由表，使得该路由表指定至少一些路由，其包括第一链路状态 消息所标识出的各链路。
4.根据权利要求1的方法，其进一步包括根据经过所述更新的路由表来路由通过网络 的的通信量。
5.根据权利要求1的方法，其进一步包括判定是否特定的通信量具有第一等级或是具有第二等级； 对第一等级的通信量提供接入该网络的优先权。
6.根据权利要求1的方法，其进一步包括从每一个接收到第一链路状态消息的节点发 送一个确认消息。
7.根据权利要求6的方法，其进一步包括在广播第一链路状态消息后，等待一个预定的时间间隔终止；判定是否已接收到至少预定数量的所述确认消息；如果已接收到的所述确认消息少于该预定数量，重发第一链路状态消息。
8.根据权利要求6的方法，其中在第一链路状态消息中进一步包含会话标识符。
9.根据权利要求1的方法，其进一步包括向未运行于预定工作阈值上的链路的另一端的节点发送一个错误通知消息； 在所述未运行于预定工作阈值上的链路的另一端的节点接收该错误通知消息； 对接收该错误通知消息加以响应，在所述未运行于预定工作阈值上的链路的另一端的 节点重新路由通信量。
10.一种以通信网络实现的方法，所述网络包含由通信链路互连的节点，至少一些所述 节点由所述链路以环形方式连接，所述方法包括判定是否各链路运行于预定工作阈值上；向各节点广播第一链路状态消息，该链路状态消息标识出各链路中的一个链路未运行 于预定工作阈值上；更新每一个节点上的路由表，使得该路由表指定回避第一链路状态消息所标识出的各 链路的路由；根据经过所述更新的路由表来路由通过网络的的通信量； 判定第一链路状态消息所标识出的链路正在在运行于预定工作阈值上； 向每一个节点广播第二链路状态消息，通知第一链路状态消息所标识出的链路正在运 行于预定工作阈值上； 更新每一个节点上的路由表，使得该路由表指定至少一些路由，其包括第一链路状态 消息所标识出的各链路。
11.根据权利要求10的方法，其进一步包括判定是否特定的通信量具有第一等级或是具有第二等级； 对第一等级的通信量提供接入该网络的优先权。
12.根据权利要求10的方法，其进一步包括从每一个接收到第一链路状态消息的节点 发送一个确认消息。
13.根据权利要求10的方法，其进一步包括在广播第一链路状态消息后，等待一个预定的时间间隔终止；判定是否已接收到至少预定数量的所述确认消息；如果已接收到的所述确认消息少于该预定数量，重发第一链路状态消息。
14.根据权利要求6的方法，其中在第一链路状态消息中进一步包含会话标识符。
15.根据权利要求10的方法，其进一步包括向未运行于预定工作阈值上的链路的另一端的节点发送一个错误通知消息； 在所述未运行于预定工作阈值上的链路的另一端的节点接收该错误通知消息； 对接收该错误通知消息加以响应，在所述未运行于预定工作阈值上的链路的另一端的 节点重新路由通信量。
全文摘要
本发明涉及动态分配的环路保护和恢复技术中的带宽保留再使用。所公开的网络包含两种环，第一种按顺时针方向传输数据，另一种按逆时针方向传输数据。通信量由环上的目的节点取出。在正常运行期间，节点之间的数据可以按任一方向流动。所以在正常运行期间，两种环都得到充分利用。各个节点周期性地检测链路的误码率(1)以检测其中一个链路上的故障(2)。检测到这类故障后向所有节点发送广播信号(3、4)，以重新配置节点内的路由表，从而确定在故障后源通信量到达目的节点的最佳路由(5)。由于故障链路导致可用链路面临更多的数据通信量，被指定为“非保护的”通信量被给予较低优先权，并可以被丢弃或延迟以照顾“受保护的”通信量(7)。
文档编号H04L12/437GK101854284SQ20101018890
公开日2010年10月6日 申请日期2002年3月11日 优先权日2001年3月12日
发明者D·T·迈维泽尔, J·C·范, R·F·卡尔曼, S·杰梅罗斯 申请人:光网络公司