專利名稱：用于確定傳輸網(wǎng)中最小恢復(fù)容量的快速恢復(fù)機制和方法
技術(shù)領(lǐng)域：
本發(fā)明涉及電信領(lǐng)域，尤其涉及一種在出現(xiàn)線路故障時恢復(fù)網(wǎng)狀傳輸網(wǎng)的方法。本發(fā)明還涉及一種確定網(wǎng)狀傳輸網(wǎng)中最小恢復(fù)容量的方法以及相應(yīng)的網(wǎng)絡(luò)規(guī)劃工具和網(wǎng)絡(luò)管理設(shè)備。再者，本發(fā)明還涉及一種用于網(wǎng)狀傳輸網(wǎng)的網(wǎng)絡(luò)單元。
然而，僅僅由于地域廣度，在諸如城域網(wǎng)或廣域網(wǎng)(分別稱為MAN和WAN)的傳輸網(wǎng)中，這種快速修理或更換不太可能或成本過高。因此，針對這種網(wǎng)絡(luò)，網(wǎng)絡(luò)自身或網(wǎng)絡(luò)與網(wǎng)絡(luò)管理的組合體需要提供裝置和設(shè)備，以確保充分的可用性。通常，這些網(wǎng)絡(luò)機制在保護和恢復(fù)方面是有區(qū)別的。
傳輸系統(tǒng)比如SDH系統(tǒng)(同步數(shù)字系列)的保護機制要求100％的資源備用容量，以供網(wǎng)絡(luò)保護所用，并且，就可用性而言，提供很快的修復(fù)故障的裝置，一般在50ms以內(nèi)。
恢復(fù)機制在備用容量使用方面更嚴(yán)格，能提供較低速率的故障修復(fù)，通常在幾秒鐘范圍內(nèi)建立通過網(wǎng)絡(luò)的全新通路。
圖2中示出了恢復(fù)的一個例子。在某一鏈路或節(jié)點出故障的情況下，受到影響的業(yè)務(wù)量為得以恢復(fù)可通過具有預(yù)留容量的其他一些鏈路被重新發(fā)送。重新發(fā)送受這種故障影響的業(yè)務(wù)量的過程稱為通路恢復(fù)，因為建立了新通路來取代出故障的通路。對于快恢復(fù)和慢恢復(fù)情況，恢復(fù)網(wǎng)絡(luò)所需的時間是不同的，在快恢復(fù)情況下，在約10秒鐘或不到10秒鐘內(nèi)恢復(fù)所有通路，而在慢恢復(fù)情況下，在幾分鐘內(nèi)恢復(fù)所有通路。如果恢復(fù)是網(wǎng)絡(luò)管理所提供的一種功能性，那么這種恢復(fù)稱為集中式恢復(fù)，如果恢復(fù)是網(wǎng)絡(luò)本身所提供的一種功能性(如同為了保護)，那么這種恢復(fù)稱為分布式恢復(fù)。
這些機制適用于基本上任何網(wǎng)結(jié)構(gòu)—環(huán)狀、網(wǎng)狀或樞紐結(jié)構(gòu)或其組合結(jié)構(gòu)。然而，某些機制與其他機制相比更適用于某種結(jié)構(gòu)—基本上這種規(guī)劃要求現(xiàn)有的特定網(wǎng)絡(luò)來確定最佳配置。
大型網(wǎng)絡(luò)中的首要問題在于確定在何處需要預(yù)留多少備用容量以供恢復(fù)所用，以便確保網(wǎng)絡(luò)中任何單一故障都可以被完全恢復(fù)。對于大多數(shù)現(xiàn)有網(wǎng)絡(luò)，這通過人工方式來完成作出一些假設(shè)并模擬任何故障來判斷是否達到完全可恢復(fù)性。然而，在網(wǎng)絡(luò)中無論何時作出拓撲變化，例如通過增加或更換單個鏈路或節(jié)點，都必須進行這種試驗。
這些目的和以下出現(xiàn)的其他目的分別可以由如權(quán)利要求1所述的方法、如權(quán)利要求12所述的方法、如權(quán)利要求14所述的網(wǎng)絡(luò)單元、如權(quán)利要求13所述的網(wǎng)絡(luò)規(guī)劃工具以及如權(quán)利要求15所述的網(wǎng)絡(luò)管理設(shè)備來實現(xiàn)。一些有利的改進方式如從屬權(quán)利要求中所述。
本發(fā)明的優(yōu)點在于，使得可以確定免受任何單個線路故障的影響所需的最小恢復(fù)容量，和為大型網(wǎng)絡(luò)提供最快的恢復(fù)機制。


圖1示出了一個作為描述本發(fā)明的例子的網(wǎng)狀網(wǎng)絡(luò)；圖2示出了圖1的網(wǎng)絡(luò)中的已知恢復(fù)原理；圖3示出了圖1的網(wǎng)絡(luò)中的哈密頓格網(wǎng)；圖4示出了圖1中所示網(wǎng)絡(luò)的環(huán)狀方式的邏輯表示；圖5示出了上述網(wǎng)絡(luò)中線路故障的恢復(fù)；圖6示出了第一實施方式中附加容量對平均節(jié)點次數(shù)的關(guān)系曲線；圖7示出了第二實施方式中附加容量對平均節(jié)點次數(shù)的關(guān)系曲線；圖8示出了沒有哈密頓格網(wǎng)的網(wǎng)絡(luò)的幾個例子；圖9示出了具有兩個格網(wǎng)的網(wǎng)絡(luò)覆蓋；圖10示出了格網(wǎng)覆蓋的附加容量對平均節(jié)點次數(shù)的關(guān)系曲線；圖11示出了合并兩個網(wǎng)絡(luò)的原理；圖12示出了棋盤式網(wǎng)絡(luò)合并的特殊情況；和圖13示出了邏輯上描繪成環(huán)狀的上述網(wǎng)絡(luò)中所使用的網(wǎng)絡(luò)單元的框圖；圖14示出了用來描述不平衡網(wǎng)絡(luò)中容量分配的網(wǎng)絡(luò)結(jié)構(gòu)；圖15示出了用來描述格網(wǎng)覆蓋的另一個網(wǎng)絡(luò)結(jié)構(gòu)；圖16示出了圖15的網(wǎng)絡(luò)結(jié)構(gòu)中的哈密頓格網(wǎng)；圖17示出了圖15的網(wǎng)絡(luò)結(jié)構(gòu)中的第一種格網(wǎng)覆蓋，它采用共享恢復(fù)容量作為資源優(yōu)化恢復(fù)方法；和圖18示出了圖15的網(wǎng)絡(luò)結(jié)構(gòu)中的第二種格網(wǎng)覆蓋，它用于時間優(yōu)化恢復(fù)方法，而無需采用共享恢復(fù)容量。
如前面所提到，圖2示出了恢復(fù)原理。數(shù)據(jù)從源S1通過第一通路P1發(fā)送到接收端S2。第一通路P1是經(jīng)由節(jié)點A、C、E和J的一系列鏈路。此時，鏈路A-C因線路故障而中斷。這一故障通過建立經(jīng)由節(jié)點A、B、D、H和J的新通路S2來恢復(fù)。這意味著，一些備用容量可用來建立新通路P2。由于網(wǎng)絡(luò)恢復(fù)需要重新配置一些中間節(jié)點，因此，這是一個緩慢的過程。然而，如前面所說明，難以事先確定能夠恢復(fù)任意可能的故障所需的備用容量數(shù)額。
首先，來介紹一些術(shù)語。從概念上講，網(wǎng)絡(luò)的節(jié)點與鏈路之間的拓撲關(guān)系可以用圖(graph)G＝(V，A)來表示，其中，V是節(jié)點的集合，總共為#V，而A是將節(jié)點相互連接的弧的集合，總共為#A，其中弧ai由兩個節(jié)點O(ai)和T(ai)以及一組弧屬性(例如容量、費用等)來確定。
節(jié)點N的節(jié)點次數(shù)(node degree)是指與N連接的鏈路的個數(shù)。如果鏈路和節(jié)點的總數(shù)分別用#A和#V來表示，那么G的平均節(jié)點次數(shù)d為d＝2*#A/#V，因為每個弧涉及兩個節(jié)點。
兩個節(jié)點N1與N2之間的通路是n個弧ai的序列b1，...，bn，這樣，O(b1)＝N1，T(bn)＝N2，和T(bm)＝O(bm+1)，m＝1，...，n-1，而每個節(jié)點只出現(xiàn)一次。針對該通路的弧，除了具有次數(shù)1的節(jié)點N1和N2外，通路的每個節(jié)點N均具有次數(shù)2。格網(wǎng)是這樣一個通路，其中，N1＝N2＝N，而節(jié)點N出現(xiàn)兩次，即O(b1)＝T(bn)＝N。換言之，格網(wǎng)是閉合的一系列鏈路。
只要兩個節(jié)點之間有通路，這兩個節(jié)點就是連接的。一個圖可以是
-k-弧連接的，如果對于將節(jié)點集合V劃分成非空集Vr和Vl的每個劃分，當(dāng)一個節(jié)點在Vr中而另一個節(jié)點在Vl中時，其k-1個弧的撤除都不會斷開任意兩個節(jié)點。
-k-節(jié)點連接的，如果任意k-1個節(jié)點及其關(guān)聯(lián)的弧的撤除都不會斷開任意兩個節(jié)點。
-k-連接的，如果它是k-弧和k-節(jié)點連接的。
切割是將V劃分成兩個非空子集Vr和Vl。該切割集合(Vr，Vl)是弧ai的集合，其中，一個節(jié)點O(ai)∈Vr而另一個節(jié)點T(ai)∈Vl，反之亦然。
G的哈密頓格網(wǎng)(Hamiltonian mesh)Gh＝(V，Ah)是一個正好訪問所有節(jié)點一次的格網(wǎng)。根據(jù)定義，該格網(wǎng)的每個節(jié)點其節(jié)點次數(shù)正好都是2，即格網(wǎng)的弧數(shù)#Ah正好等于節(jié)點數(shù)#V。換言之，哈密頓格網(wǎng)是正好穿過每個節(jié)點一次的閉合的一系列鏈路。圖3中，用實線示出了哈密頓格網(wǎng)的一個例子。
哈密頓格網(wǎng)的一些基本特性是-哈密頓格網(wǎng)是2-弧連接的，即在任何兩個節(jié)點之間正好有兩個弧不交疊的通路；-哈密頓格網(wǎng)是具有最少弧數(shù)的2-弧連接的格網(wǎng)；和-G的每一切割集合都包括哈密頓格網(wǎng)Gh的至少兩個弧。
因此，本發(fā)明的基本思想在于，在網(wǎng)狀網(wǎng)絡(luò)G＝(V，A)中尋找一個哈密頓格網(wǎng)，并首先在該格網(wǎng)中提供共享容量。在該例網(wǎng)絡(luò)中，可發(fā)現(xiàn)該哈密頓格網(wǎng)Gh＝(V，Ah)是經(jīng)過節(jié)點A、C、E、F、I、G、K、L、J、H、D、B再返回到A的閉合的一系列鏈路。
如圖4中所示，哈密頓格網(wǎng)邏輯上可表示成一個環(huán)。任何不屬于哈密頓格網(wǎng)的網(wǎng)絡(luò)鏈路都作為該環(huán)中的橫切鏈路出現(xiàn)。應(yīng)當(dāng)理解，圖4是整個網(wǎng)絡(luò)的邏輯表示，并且該網(wǎng)絡(luò)本身實際上并不是環(huán)狀的，因為，它被網(wǎng)絡(luò)中不屬于哈密頓格網(wǎng)的但受格網(wǎng)所保護的其余鏈路所橫切，這與環(huán)狀網(wǎng)絡(luò)情況不一樣。
在第一實施方式中，假定網(wǎng)絡(luò)所提供的容量完全需要滿足業(yè)務(wù)量的要求。此外，還假定，為了便于恢復(fù)，現(xiàn)有鏈路即電纜或電纜管道被用裝置擴充以提供這種附加容量，即，如果電纜或電纜管道被切斷，那么分配給該電纜或電纜管道的恢復(fù)容量也被切斷。因此，所要回答的問題是至少需要多少附加容量才能確保能恢復(fù)業(yè)務(wù)量。
在本發(fā)明的該第一實施方式中，通過加倍哈密頓格網(wǎng)的任意弧的容量使網(wǎng)絡(luò)G＝(V，A)擴充了共享容量。由此擴充的容量規(guī)定了恢復(fù)容量。此時，網(wǎng)絡(luò)如果發(fā)生任何可能的故障都可以恢復(fù)。在上述所假定的未擴充的容量完全需要滿足業(yè)務(wù)量的要求的情況下，這種配置也提供了最小恢復(fù)容量。
設(shè)p為G＝(V，A)所表示的網(wǎng)絡(luò)除了使其可恢復(fù)之外所需的開銷容量的百分比，而d為該網(wǎng)絡(luò)的平均節(jié)點次數(shù)。此外，還設(shè)G具有一個哈密頓格網(wǎng)Gh。于是，具有下列關(guān)系式p*d＝2。在圖6中，示出了該第一實施方式中附加容量對平均節(jié)點次數(shù)的關(guān)系曲線。
第二實施方式源于這樣的假定可以分配網(wǎng)絡(luò)G＝(V，A)所提供的一些容量用于進行恢復(fù)。此外，還假定，如果電纜或電纜管道被切斷，那么分配給該電纜或電纜管道的恢復(fù)容量也被切斷。因此，所要回答的問題是至少要預(yù)留多少容量才能確保在某一鏈路出故障情況下能恢復(fù)業(yè)務(wù)量。
根據(jù)本發(fā)明，該第二實施方式中的最小恢復(fù)容量按以下步驟來判定(步驟1)構(gòu)造一個哈密頓格網(wǎng)Gh＝(V，Ah)，和(步驟2)預(yù)留哈密頓格網(wǎng)的每條鏈路的容量的一半作為恢復(fù)容量。
顯然，哈密頓格網(wǎng)的每個弧中的業(yè)務(wù)量可以被恢復(fù)。再者，其他所有弧也可以被恢復(fù)，因為業(yè)務(wù)量的一半通過哈密頓格網(wǎng)按順時針方向被發(fā)送而業(yè)務(wù)量的另一半通過哈密頓格網(wǎng)按反時針方向被發(fā)送。此外，由于任何弧故障都會導(dǎo)致所提供的恢復(fù)容量的滿使用率，因此，這一恢復(fù)容量預(yù)備量是任何具有平衡鏈路容量的網(wǎng)絡(luò)可能的絕對最小值。
設(shè)p為G＝(V，A)所表示的網(wǎng)絡(luò)使其可恢復(fù)所需的容量的百分比，而d為該網(wǎng)絡(luò)的平均節(jié)點次數(shù)。此外，還設(shè)G具有一個哈密頓格網(wǎng)Gh。于是，第二實施方式具有下列關(guān)系式p*d＝1。在圖7中，示出了該第二實施方式中預(yù)留容量對平均節(jié)點次數(shù)的關(guān)系曲線。
在出現(xiàn)單個鏈路故障的情況下，網(wǎng)絡(luò)的恢復(fù)根據(jù)以下算法來實現(xiàn)情況1如果故障鏈路是哈密頓格網(wǎng)的單元，那么沿哈密頓格網(wǎng)的其他鏈路重新發(fā)送所有故障業(yè)務(wù)量。
情況2如果故障鏈路不在哈密頓格網(wǎng)中，那么，通過哈密頓格網(wǎng)鏈路的預(yù)留容量按順時針方向重新發(fā)送一半故障業(yè)務(wù)量，而按反時針方向重新發(fā)送另一半故障業(yè)務(wù)量。
利用圖4的網(wǎng)絡(luò)描述，故障的恢復(fù)如圖5中所示。本例中，橫切鏈路H-G被切斷，因此從G到H的業(yè)務(wù)量需要被恢復(fù)。由于哈密頓格網(wǎng)的容量的一半被預(yù)留用于保護，因此，節(jié)點G將指向節(jié)點H的業(yè)務(wù)量分離成大小相等的兩個部分，并沿哈密頓格網(wǎng)按順時針方向發(fā)送一部分而按反時針方向發(fā)送另一部分。同樣，可以完成從H到G的反方向的恢復(fù)(未示出)。
在環(huán)中沒有故障的時候，沿格網(wǎng)以預(yù)留容量發(fā)送一個空閑信號。這種空閑信號還稱為“未配置”信號。也就是說，網(wǎng)絡(luò)中的任何節(jié)點都將這一未配置信號從相應(yīng)的輸入端交換到相應(yīng)的輸出端，不論該信號攜帶有什么內(nèi)容。在出故障情況下，只需要重新配置終接該故障鏈路的節(jié)點，以接收來自與哈密頓格網(wǎng)相應(yīng)的端口的受到影響的業(yè)務(wù)量。任何中間節(jié)點都象上述未配置信號那樣交換攜帶有受影響業(yè)務(wù)量的一部分的信號。由于接收節(jié)點H檢測到故障，因此，他等待通過哈密頓格網(wǎng)的業(yè)務(wù)量，從而得知預(yù)留容量信道上的這一業(yè)務(wù)量是指向他的。因此，在任意節(jié)點之間都無需附加信令來恢復(fù)網(wǎng)絡(luò)。由于只有終接節(jié)點需要重新配置，因此，恢復(fù)很快。
盡管如此，某些傳輸網(wǎng)可能仍要求重新配置中間節(jié)點，例如在SDH情況下，每個輸入端口都必須配置為可以接受一種實際信號結(jié)構(gòu)。由于基本的SDH傳輸幀(稱為STM-N)載送高階虛容器VC-4(它們可以是連接的也可以不是連接的)，并由于連接的VC-4和非連接的VC-4針對它們的指針需要不同的處理，因此，每個輸入接口必須要知道它所接收到的信號結(jié)構(gòu)。不過，這種重新配置可以在節(jié)點內(nèi)部完成，而無需網(wǎng)絡(luò)管理的交互作用。在節(jié)點中，可以通過檢測實際信號結(jié)構(gòu)并配置相應(yīng)的接口以接受這種結(jié)構(gòu)來完成重新配置。
不幸的是，有些網(wǎng)絡(luò)并沒有哈密頓格網(wǎng)。圖8示出了幾個例子。顯然，在實際網(wǎng)絡(luò)中可能出現(xiàn)這些結(jié)構(gòu)。此外，在圖G＝(V，A)所表示的任意網(wǎng)絡(luò)中尋找哈密頓格網(wǎng)是一個NP完成(NP-complete)的問題，因此難以找到。再者，在一個圖中，并沒有存在哈密頓格網(wǎng)的合適的條件，因為，所有具有保證哈密頓格網(wǎng)的圖都是一些其“網(wǎng)狀”程度在實際應(yīng)用中找不到的圖。
然而，尋找哈密頓圖的問題的一種緩解辦法在于尋找圖G的格網(wǎng)覆蓋。G的格網(wǎng)覆蓋是#M個格網(wǎng)的一個集合Mi＝(VMi，AMi)，從而-G的每個節(jié)點N被至少一個格網(wǎng)所覆蓋，并且-任何格網(wǎng)都具有至少一個與另一個格網(wǎng)共有的節(jié)點。
本發(fā)明利用這樣的共識，即任何2-弧連接的圖都具有格網(wǎng)覆蓋。
在無法尋找哈密頓格網(wǎng)的情況下，根據(jù)本發(fā)明，網(wǎng)絡(luò)G＝(V，A)的規(guī)劃按下列算法實現(xiàn)算法格網(wǎng)覆蓋查找步驟0i＝1步驟1從G中選擇一條鏈路ak，并尋找一條其兩個端節(jié)點之間的省去ak的通路。這條通路與ak一起確定了一個格網(wǎng)Mi。
步驟2對于某個i，選擇一個節(jié)點 和一個節(jié)點Nq∈VMi。根據(jù)定義，這兩個節(jié)點之間存在兩個鏈路不交疊的通路，而對于至少兩條鏈路，存在 (所有i)。最終，這些鏈路與格網(wǎng)Mi的一些鏈路一起構(gòu)成了一個格網(wǎng)Mi+1。
步驟3由于G是2-鏈路連接的，因此，這一過程可一直延續(xù)，直到所有節(jié)點都被覆蓋。
步驟4預(yù)留這些格網(wǎng)的每條鏈路的C/2作為恢復(fù)容量。
圖9示出了這種情況，其中G的格網(wǎng)覆蓋是這樣構(gòu)成的從G中的任意格網(wǎng)M1(粗體線)開始，加上一個從/向該格網(wǎng)中的節(jié)點到不在當(dāng)前格網(wǎng)中的某個節(jié)點的附加格網(wǎng)M2(虛線)。設(shè)p為網(wǎng)絡(luò)G＝(V，A)使其可恢復(fù)所需的容量的百分比，而d為該網(wǎng)絡(luò)的平均節(jié)點次數(shù)。設(shè)M為覆蓋G的格網(wǎng)的集合。那么，具有下列關(guān)系式p*d=(1+#M-1#V)]]>圖10示出了具有30個節(jié)點的網(wǎng)絡(luò)根據(jù)這一關(guān)系式得到的數(shù)值計算。
假設(shè)兩個圖G’＝(V’，A’)和G”＝(V”，A”)，它們分別具有哈密頓格網(wǎng)G’h和G”h。這兩個圖這樣被合并G’h的兩個鄰近節(jié)點與G”h的兩個鄰近節(jié)點合并，最終省略了多余的弧。于是，得到的圖G＝(G’∪ G”)＝(V’∪V”，A’∪A”)具有哈密頓格網(wǎng)。合并具有哈密頓格網(wǎng)(粗體線)的兩個圖如圖11a-c所示。圖11a示出了具有哈密頓格網(wǎng)的第一個網(wǎng)絡(luò)，圖11b示出了具有哈密頓格網(wǎng)的第二個網(wǎng)絡(luò)，而圖11c示出了合并后的網(wǎng)絡(luò)。
一種特殊情況是根據(jù)合并方法構(gòu)成的這樣一些圖，其中，從一個具有哈密頓格網(wǎng)的4節(jié)點圖開始，可以一個接一個地合并其他一些具有哈密頓格網(wǎng)的4節(jié)點圖。最終，將得到一些類似于棋盤的結(jié)構(gòu)，所有這些結(jié)構(gòu)都含有哈密頓格網(wǎng)。根據(jù)定義，這樣可得到偶數(shù)個節(jié)點的圖。這一“棋盤拓撲”如圖12中所示。因此，含有與棋盤圖同形的子圖Gc＝(V，Ac)的任何圖G＝(V，A)都具有哈密頓格網(wǎng)。
從圖11中所示的普遍意義上講，棋盤拓撲是在地區(qū)分布式網(wǎng)絡(luò)中可看到的相當(dāng)普通的拓撲。因此，在大多數(shù)網(wǎng)絡(luò)設(shè)施中，可以輕易地檢測到哈密頓格網(wǎng)，因此可以得到最小恢復(fù)容量。
如上所述，尋找哈密頓格網(wǎng)是一個NP完成的問題，因此，查找哈密頓格網(wǎng)的合適方法正推廣應(yīng)用一種“分支和查找”算法。
然而，應(yīng)當(dāng)認(rèn)識到，在連網(wǎng)情況下，存在著與網(wǎng)絡(luò)中存在的節(jié)點一樣多的可用計算機。因此，本發(fā)明的改進方法提出了哈密頓格網(wǎng)查找的一種分布式實現(xiàn)方法。
近來，GMPLS(通用多協(xié)議標(biāo)號交換)得到了廣泛關(guān)注，因為它是甚至在沒有網(wǎng)絡(luò)管理的中心實例介入的情況下都有可能用于快速連接的技術(shù)。GMPLS如以下論文中所述-Banerjee，A等人，“Generalized Multiprotocol Label SwitchingAn Overview of Routing and Management Enhancements”，IEEE Communications Magazine，VOL.39，N0.1，2001年1月，和-Banerjee，A等人，“Generalized Multiprotocol Label SwitchingAn Overview of Signalling Enhancements and RecoveryTechniques”，IEEE Communications Magazine，VOL.39，No.7，2001年7月，這些文章在此作為參考?；舅枷胧?，為了網(wǎng)絡(luò)單元之間協(xié)商的通路可能性和最終建立相應(yīng)的通路，這些網(wǎng)絡(luò)單元采用了稱為GMPLS的協(xié)議。此外，由于GMPLS經(jīng)受過大量的標(biāo)準(zhǔn)化努力，因此，它的推廣應(yīng)用確保了不同廠商的設(shè)備的互配。
由于GMPLS的動態(tài)帶寬分配算法要求在網(wǎng)絡(luò)的節(jié)點中進行分布式處理，因此，分布式計算平臺已就位并可用于分布式哈密頓通路查找。
對于這種實現(xiàn)方式，提出了下列協(xié)議。當(dāng)查找過程啟動時，種子節(jié)點向其所有鄰近節(jié)點發(fā)出下列消息消息＝(被訪節(jié)點表，所承擔(dān)的費用)(ListOfNodesVisited，IncurredCost)最初，“被訪節(jié)點表”只包括種子節(jié)點的節(jié)點ID，而“所承擔(dān)的費用”＝0。每個接收節(jié)點Nrec根據(jù)下列算法估算輸入消息算法分布式哈密頓格網(wǎng)查找步驟1Nrec利用分配給接收到該消息所用鏈路的費用來更新“所承擔(dān)的費用”。
步驟2“被訪節(jié)點表”的處理。
情況1如果Nrec不在“被訪節(jié)點表”中，那么，該節(jié)點將其NrecID附加到該表中，并將該消息轉(zhuǎn)發(fā)到其所有拓撲鄰近點。
情況2如果Nrec在“被訪節(jié)點表”中，那么，由于格網(wǎng)已被找到，因此可測定該消息。若“被訪節(jié)點表”的長度為#L而N的表中位置為q，那么，顯然格網(wǎng)的長度為#L-q+1。
情況2a如果格網(wǎng)長度為#V，那么哈密頓格網(wǎng)已被找到，因此網(wǎng)絡(luò)通過終止查找過程的廣播消息得知這一事件。
情況2b如果格網(wǎng)長度小于#V，那么節(jié)點保存具有最小“所承擔(dān)的費用”的最長格網(wǎng)。
然而，即使是利用分布式實現(xiàn)方式，也無法排除在算法復(fù)雜度方面的組合激增，這是因為不保證存在哈密頓格網(wǎng)。在節(jié)點中所要檢查的消息個數(shù)可以多達 這樣，例如，對于#V＝30個節(jié)點平均節(jié)點次數(shù)d＝3.5的網(wǎng)絡(luò)，將導(dǎo)致約400,000個消息。這些數(shù)字表明，一個簡單的哈密頓格網(wǎng)查找可能得不到理想的結(jié)果，即使由于這些消息的長度只有很少幾個字節(jié)而使得這一查找在原理上是可行的。
為了便于獲得有保證的容量分配，提出了下列改進的過程當(dāng)開始查找哈密頓格網(wǎng)時，如果沒有找到哈密頓格網(wǎng)，那么種子節(jié)點規(guī)定終止這一查找的超時?？梢约俣?，找到至少一個格網(wǎng)才選擇超時。當(dāng)由于超時而終止查找時，每個節(jié)點都將其最大的格網(wǎng)通報給種子節(jié)點。種子節(jié)點對這些結(jié)果進行仲裁，并將最大的格網(wǎng)通報給其他網(wǎng)絡(luò)節(jié)點?，F(xiàn)在，不在這一格網(wǎng)中的節(jié)點開始以與上述類似的方法并以尋找格網(wǎng)覆蓋的算法查找節(jié)點不交疊的結(jié)束于該最大格網(wǎng)中的一個節(jié)點的最大通路。這一算法結(jié)束后，格網(wǎng)覆蓋已被確定，從而可以分配恢復(fù)容量。
即使在規(guī)劃網(wǎng)絡(luò)時需要完成恢復(fù)容量的分配，根據(jù)上述過程的實現(xiàn)方式也允許進行恢復(fù)容量的動態(tài)重新分配。為了避免網(wǎng)絡(luò)瓶頸(這可以通過通常與基于GMPLS的預(yù)備算法配合使用的業(yè)務(wù)工程工具來預(yù)見)，重新分配可能是必要的。在這種重新分配中，可以省略網(wǎng)絡(luò)圖中的那些具有大于C/2的業(yè)務(wù)分配的鏈路。
在鏈路故障情況下恢復(fù)網(wǎng)絡(luò)的最快方法是利用恢復(fù)容量預(yù)留量沿著格網(wǎng)建立環(huán)形通路。在哈密頓格網(wǎng)和恢復(fù)事件情況下，只需重新配置故障鏈路的端節(jié)點處的網(wǎng)絡(luò)單元，這實現(xiàn)起來容易且快速。
網(wǎng)絡(luò)中所有網(wǎng)絡(luò)單元的配置還可以由了解網(wǎng)絡(luò)拓撲的中心網(wǎng)絡(luò)管理設(shè)備來實現(xiàn)。網(wǎng)絡(luò)管理可以確定哈密頓格網(wǎng)，或者如果網(wǎng)絡(luò)因拓撲原因沒有哈密頓格網(wǎng)，則可以確定格網(wǎng)覆蓋，并預(yù)留哈密頓格網(wǎng)或格網(wǎng)覆蓋的部分或全部鏈路容量供恢復(fù)所用。
根據(jù)本發(fā)明的網(wǎng)絡(luò)單元如圖13中所示。這一網(wǎng)絡(luò)單元是一個數(shù)字交叉連接的DXC，它具有若干個輸入端口和輸出端口。為了簡明起見，圖中只示出了三個輸入和輸出端口。輸入和輸出端口與交換矩陣M連接，該矩陣受控制單元C控制。輸入端口進行檢查，以便查看是否有接收信號以及接收信號是否有效。來自輸入端口的告警信號輸入到控制單元C。
網(wǎng)絡(luò)單元在故障情況下的操作如下輸入信號13因線路故障遭到破壞。相應(yīng)的輸入端口檢測該故障情況并將這一故障情況作為告警信號報告給控制單元C。在檢測到故障情況時，控制單元配置交換矩陣M恢復(fù)該故障。本例中，假定，業(yè)務(wù)信號13在正常操作情況下以與故障信號13相反方向來發(fā)送。當(dāng)網(wǎng)絡(luò)單元在13的接收方向檢測到故障時，顯然，發(fā)送方向也將受到該故障的影響，因此要以這一相反方向發(fā)送的業(yè)務(wù)信號需要被重發(fā)。這可以這樣來實現(xiàn)在受控制單元C控制的交換矩陣M中，將業(yè)務(wù)信號分離成兩個相等的部分，并將這兩個部分交換到相應(yīng)的的輸出端口，輸出端口將這兩個信號部分作為信號O2和O3來發(fā)送。本例中，O2和O3表示前面所述的哈密頓格網(wǎng)的兩個方向。這一操作實現(xiàn)了網(wǎng)絡(luò)節(jié)點G的圖5中所示的故障恢復(fù)。
本發(fā)明提供了平衡網(wǎng)絡(luò)中一種用于超快速恢復(fù)的機制。這種基本機制完全基于允許對使網(wǎng)絡(luò)可恢復(fù)所需的最小附加容量進行最佳分配的網(wǎng)絡(luò)的拓撲特能。估算達到完全可恢復(fù)所要求的備用容量數(shù)額所需要的唯一拓撲參數(shù)是能給出網(wǎng)絡(luò)的“網(wǎng)狀”指示的平均節(jié)點次數(shù)。
以上利用假定網(wǎng)絡(luò)中的所有鏈路都具有相等容量的情況下的一例網(wǎng)絡(luò)拓撲描述了實施方式。然而，這種假定只是為了簡明起見才引入的，應(yīng)當(dāng)理解，本發(fā)明并不局限于這種網(wǎng)絡(luò)拓撲，而可以適用于任何網(wǎng)狀網(wǎng)絡(luò)。顯然，對熟練技術(shù)人員而言，考慮到上述原理和規(guī)則，本發(fā)明可能有許多選擇和變形。以上所述的本發(fā)明尤其適用于SDH/SONET型網(wǎng)絡(luò)(ITU-T G.707)和OTN型網(wǎng)絡(luò)(ITU-T G.709)。
一個實際網(wǎng)絡(luò)可能具有一些容量不同的鏈路。這種網(wǎng)絡(luò)稱為不平衡網(wǎng)絡(luò)。在本發(fā)明的一種改進實施方式中，提出了一種不平衡網(wǎng)絡(luò)中的容量分配。圖14中示出了用于說明這種實施方式中的分配的例子。小圓圈代表編號為1-12的網(wǎng)絡(luò)節(jié)點。粗體鏈路是哈密頓格網(wǎng)的鏈路，用小方塊中的編號1-12來表示。其余鏈路(這里稱為弦(chord))用灰色方塊中的編號1-12來表示。
該方法從尋找哈密頓格網(wǎng)Gh的步驟開始。在第二步驟中，查找容量分配。對于容量分配，作出了下列參數(shù)定義-cap(an)是鏈路an的容量，-rest(an)是鏈路an上的恢復(fù)容量預(yù)留量，-work(an)是鏈路an上的工作容量預(yù)留量。
于是，按下列方式進行約束對于任何不在格網(wǎng)中的鏈路chk(用弦表示)，定義兩個半哈密頓格網(wǎng)K1(chk)和K2(chk)，其中，K1(chk)∪K2(chk)＝Gh，而i∈K1(chk)。還定義，rest(ai)是分配給鏈路ai的恢復(fù)容量，rest(Ky(chk))是分配給(Ky(chk))，y＝1，2的鏈路的最小恢復(fù)容量。于是，對于每條弦chk，一定有-rest(K1(chk))+rest(K2(chk))≥cap(chk)和-rest(Ky(chk))≤cap(ai)，ai∈Ky(chk)，y＝1，2。
然后，容量分配算法從尋找初始可行配置的步驟開始。這一初始分配的結(jié)果如下表1中所示。
-選擇Gh中的任一鏈路i。
-建立一個具有#V行和(#A-#V)列的表。表中的條目定義如下
-T(1，k)＝[cap(chk)/2]，其中[x]表示≥x的最小整數(shù)，而T(1，k)與鏈路i相應(yīng)-T(n，k)＝T(1，k)，如果an∈K1(chk)，an≠i-T(n，k)＝[cap(an)-T(1，k)]，如果an∈K2(chk)。后面的值在表中用灰底色來表示。
表示要分配給鏈路an的恢復(fù)容量。
以上所定義的配置可能不遵守約束。不遵守約束的鏈路在以下的表1 中用“x”來標(biāo)記，它表示違背了這里的約束rest(Ky(chk))≤cap(ai)，ai∈Ky(chk)。 表1初始配置如前面參照圖4所述，哈密頓格網(wǎng)邏輯上可表示成一個環(huán)，它被其余網(wǎng)絡(luò)鏈路所橫切，因此這些鏈路稱為弦。每條弦邏輯上可將該邏輯環(huán)分成兩個半圓。沒有底色的數(shù)字表示這些半圓之一，而帶有底色的數(shù)字表示另一半圓。顯然，每列中，兩個半圓的預(yù)留容量的總和必須等于所要恢復(fù)的弦的容量。
在容量分配的下一步驟中，這樣來確定初始可行配置在表1的每一列k中查找“x”，并修改T(1，k)直到所有“x”均消失為止。其結(jié)果如下表2中所示。
■如果條目沒有底色，則減小T(1，k)■如果條目有底色，則增大T(1，k)■如果k列中不存在使所有“x”均消失的分配T(1，k)，則根本不存在可行的分配。 表2初始可行配置在該算法的下一步驟中，還可以對初始可行配置進行修改，以得到最佳可行配置。這一配置如表3中所示?？梢赃@樣得到最佳可行配置通過加減“1”來修改每一列中的T(1，k)，并檢查總費用是否提高。如果總費用提高，則修改T(1，k)直到“x”出現(xiàn)(即違背了某種容量約束)為止。 表3最佳可行配置最小恢復(fù)容量預(yù)留量rest(an)的分配在表3的最后一列中給出。顯然，對于格網(wǎng)覆蓋，也可采用同樣的算法。
此外，也可以計算出格網(wǎng)鏈路中業(yè)務(wù)的恢復(fù)容量預(yù)留量，即得出格網(wǎng)中業(yè)務(wù)和恢復(fù)容量的分配，從而在給出格網(wǎng)鏈路容量的情況下使業(yè)務(wù)容量最大。
步驟1將所有鏈路按照下列遞增容量排序capM(a1)≤capM(a2)...≤capM(aN)，restM(ai)+workM(ai)＝capM(ai)，其中，capM(ai)為格網(wǎng)鏈路容量，workM(ai)為業(yè)務(wù)容量，restM(ai)為恢復(fù)容量預(yù)留量(減小一半以上鏈路上的業(yè)務(wù)量可以減小業(yè)務(wù)量)步驟2得出中間值capM(an)(N＝2n或N＝2n+1)初始分配restM(ai)＝capM(an)/2(1≤i＜n)workM(ai)＝capM(an)/2(n≤i≤N)步驟3調(diào)整初始分配如果capM(an)/2＞capM(a1)，則restM(a1)＝capM(a1)，workM(ai)＝capM(a1)(2≤i≤N)于是，由下式可以計算出格網(wǎng)鏈路的最終恢復(fù)容量預(yù)留量restF(ai)restF(ai)＝Max{restM(ai)，rest(ai)}由業(yè)務(wù)鏈路上的可用容量可以給出哈密頓格網(wǎng)鏈路上可提供的最大業(yè)務(wù)量，即anwork(an)≤cap(an)-restF(an)因此，對于所有鏈路，最終可以計算出哈密頓格網(wǎng)鏈路an的分配三元組{cap(an)，work(an)，restF(an)}。
在進一步的有用實施方式中，可以采用前面參照圖8和9所描述的格網(wǎng)覆蓋。在網(wǎng)絡(luò)太大和地域遼闊的情況下，單個格網(wǎng)沒有意義，因此，網(wǎng)絡(luò)的格網(wǎng)覆蓋是理想的解決方案。下面，根據(jù)圖15中所示意的一個網(wǎng)絡(luò)引出這一思想。
本例中，可以找到單個哈密頓格網(wǎng)，如圖16中所示。顯然，考慮到地域遼闊，沿著這一格網(wǎng)進行恢復(fù)看來并不是最佳方案。如圖17中所示的這一網(wǎng)絡(luò)的格網(wǎng)覆蓋看上去要整潔得多。共有四個格網(wǎng)—東北部、中部、西北部和南部格網(wǎng)。格網(wǎng)覆蓋的這種選擇其優(yōu)點在于，沒有任何鏈路的端節(jié)點處于兩個不同的格網(wǎng)中。如果要在一個格網(wǎng)中完成恢復(fù)，那么，網(wǎng)絡(luò)的恢復(fù)容量預(yù)留量分配任務(wù)可減輕為在四個子網(wǎng)中分配它們并組合這些結(jié)果。最終，根據(jù)計算出的恢復(fù)容量預(yù)留量，沿著格網(wǎng)框架的鏈路，為每條格網(wǎng)鏈路建立盲連接。
在這種格網(wǎng)覆蓋中，基本上有兩種恢復(fù)方法可適用，這取決于帶寬和時間的限制。第一種方法是資源優(yōu)化格網(wǎng)恢復(fù)法(ROMP)，該方法將每個格網(wǎng)都作為單個實體來處理，而屬于一個以上格網(wǎng)的鏈路可以共享恢復(fù)資源。然而，在任何兩個分支節(jié)點之間，恢復(fù)容量預(yù)留量在各自的網(wǎng)絡(luò)單元內(nèi)相連。
這種策略的缺點在于，分支節(jié)點處的網(wǎng)絡(luò)單元無法被預(yù)配置來滿足每個格網(wǎng)的要求，有兩種可能的配置的選擇(通常為鏈路數(shù)-1)。分支節(jié)點處的網(wǎng)絡(luò)單元的配置的選擇需要通過以下方式被傳送●協(xié)議(例如基于GMPLS的)或●某種集中網(wǎng)絡(luò)管理系統(tǒng)和DCN。
另一種方法是時間優(yōu)化格網(wǎng)保護法(TOMP)，該方法將每個格網(wǎng)都作為單個實體來處理，而屬于一個以上格網(wǎng)的鏈路并不共享恢復(fù)資源。其示意圖如圖18中所示。在一個格網(wǎng)中，恢復(fù)容量預(yù)留量在各自的網(wǎng)絡(luò)單元中相連。
這種策略的主要優(yōu)點在于，分支節(jié)點處的網(wǎng)絡(luò)單元可以被預(yù)配置以滿足每個格網(wǎng)的要求。因此，只在受故障影響的兩個網(wǎng)絡(luò)單元(即發(fā)出LOS(信號丟失)告警的兩個單元)中才有重新配置的必要性。因此，網(wǎng)絡(luò)節(jié)點之間無需信令。保護速度只取決于網(wǎng)絡(luò)單元根據(jù)某種預(yù)配置方法可對其本身進行重新配置的速率。
此外，這些附加資源使得可以處理甚至多個同時發(fā)生的故障(只要這些故障發(fā)生在不同的格網(wǎng)中)。
在這兩種可選方法ROMP和TOMP之間，一種利用這兩種方法的混合方法也是可行的。
權(quán)利要求
1.一種在出現(xiàn)線路故障時恢復(fù)網(wǎng)狀傳輸網(wǎng)的方法，所述方法包括如下步驟-確定網(wǎng)絡(luò)中的至少一個格網(wǎng)(GH)，所述格網(wǎng)是正好穿過格網(wǎng)的每個節(jié)點(A-L)部分一次的一個閉合雙向鏈路序列，網(wǎng)絡(luò)中不屬于該格網(wǎng)的但受格網(wǎng)所保護的其余鏈路橫切所述格網(wǎng)(GH)；-在所述格網(wǎng)(GH)中預(yù)留傳輸容量，以供恢復(fù)所用；和-在網(wǎng)絡(luò)中的鏈路出故障的情況下，通過所述格網(wǎng)利用所述預(yù)留容量重新發(fā)送來自故障鏈路的業(yè)務(wù)量。
2.如權(quán)利要求1所述的方法，其中，所述格網(wǎng)是一個哈密頓格網(wǎng)(GH)，它正好穿過網(wǎng)絡(luò)中的每個節(jié)點(A-L)一次。
3.如權(quán)利要求2所述的方法，其中，如果在網(wǎng)絡(luò)中無法找到哈密頓格網(wǎng)，那么，該方法包括如下步驟為網(wǎng)絡(luò)確定一個具有兩個或兩個以上的格網(wǎng)(M1，M2)的格網(wǎng)覆蓋，并在所述格網(wǎng)(M1，M2)中預(yù)留傳輸容量，以供恢復(fù)所用。
4.如權(quán)利要求2所述的方法，包括如下步驟-預(yù)留所述哈密頓格網(wǎng)(GH)的鏈路容量的一半供恢復(fù)所用，和-在故障情況下，將通過該故障鏈路所發(fā)送的業(yè)務(wù)量分離成兩個部分，并沿所述哈密頓格網(wǎng)的兩個方向利用所述預(yù)留容量重新發(fā)送所述兩個部分。
5.如權(quán)利要求2所述的方法，包括如下步驟-將所述哈密頓格網(wǎng)(GH)的容量擴充一個等于前一格網(wǎng)容量的量；和-預(yù)留所述擴充的容量供恢復(fù)所用。
6.如權(quán)利要求1所述的方法，包括如下步驟在無故障操作期間，沿所述格網(wǎng)利用所述預(yù)留容量發(fā)送一個空閑信號。
7.如權(quán)利要求1所述的方法，其中，所述重新發(fā)送步驟僅在所述故障鏈路的端節(jié)點(G，H)中進行。
8.如權(quán)利要求2所述的方法，其中，所述確定哈密頓格網(wǎng)(GH)的步驟利用分布式查找通過在采用GMPLS協(xié)議的網(wǎng)絡(luò)節(jié)點之間傳送消息來進行。
9.如權(quán)利要求8所述的方法，其中，對這些消息應(yīng)用了超時，以免所生成的消息的數(shù)量的激增，并且其中，在沒有找到哈密頓格網(wǎng)就超時的情況下，采用所找到的最大格網(wǎng)，并在不屬于該最大格網(wǎng)的節(jié)點中啟動分布式查找以確定格網(wǎng)覆蓋。
10.如權(quán)利要求1所述的方法，還包括如下步驟根據(jù)每條鏈路的最大容量和所要保護的鏈路的容量來確定格網(wǎng)(GH)的鏈路的容量分配，所述容量分配按如下步驟進行確定初始容量分配，在違背約束情況下修改所述初始容量分配以得到初始合理容量分配，并通過使費用函數(shù)最小來優(yōu)化所述初始合理容量分配以得到最優(yōu)化合理容量分配。
11.如權(quán)利要求1所述的方法，包括如下步驟邏輯上將所述網(wǎng)絡(luò)劃分成一些地理子網(wǎng)，并確定每個所述子網(wǎng)的哈密頓格網(wǎng)，每個哈密頓格網(wǎng)都正好穿過其相應(yīng)子網(wǎng)的每個節(jié)點一次，這些哈密頓格網(wǎng)的集合構(gòu)成了所述網(wǎng)絡(luò)的格網(wǎng)覆蓋。
12.一種用于確定網(wǎng)狀傳輸網(wǎng)中最小恢復(fù)容量的方法，所述方法包括如下步驟-確定網(wǎng)絡(luò)中的哈密頓格網(wǎng)(GH)，所述哈密頓格網(wǎng)是正好穿過所述網(wǎng)絡(luò)的每個節(jié)點(A-L)一次的一個閉合雙向鏈路序列；和-在所述哈密頓格網(wǎng)(GH)中預(yù)留一半傳輸容量，以供恢復(fù)所用。
13.一種用于確定網(wǎng)狀傳輸網(wǎng)中最小恢復(fù)容量的網(wǎng)絡(luò)規(guī)劃工具，所述工具包括用于確定網(wǎng)絡(luò)中的哈密頓格網(wǎng)(GH)的裝置，所述哈密頓格網(wǎng)是正好穿過所述網(wǎng)絡(luò)格網(wǎng)的每個節(jié)點(A-L)一次的一個閉合雙向鏈路序列。
14.一種網(wǎng)狀傳輸網(wǎng)中的網(wǎng)絡(luò)單元(DXC)，所述網(wǎng)絡(luò)單元是一個格網(wǎng)(GH)的一部分，該格網(wǎng)是正好穿過所述格網(wǎng)的每個節(jié)點(A-L)部分一次的一個閉合雙向鏈路序列，所述格網(wǎng)中的一部分傳輸容量被預(yù)留以供恢復(fù)所用；所述網(wǎng)絡(luò)單元包括-用于檢測由所述網(wǎng)絡(luò)單元所終結(jié)的鏈路的故障的裝置；和-裝置(M，C)，用于將通過該故障鏈路所發(fā)送的業(yè)務(wù)量分離成兩個部分，并沿所述格網(wǎng)的兩個方向利用所述預(yù)留容量重新發(fā)送所述兩個部分。
15.一種網(wǎng)絡(luò)管理設(shè)備，用于配置網(wǎng)狀傳輸網(wǎng)的網(wǎng)絡(luò)單元(A-L)，所述設(shè)備包括-用于確定網(wǎng)絡(luò)中的格網(wǎng)(GH)的裝置，所述格網(wǎng)是正好穿過所述格網(wǎng)的每個節(jié)點部分一次的一個閉合雙向鏈路序列；和-裝置，用于配置所述格網(wǎng)(GH)的所述網(wǎng)絡(luò)單元(A-L)部分，以在所述格網(wǎng)中預(yù)留一部分傳輸容量供恢復(fù)所用。
全文摘要
為了在故障后恢復(fù)網(wǎng)絡(luò),重要的是要有足夠的備用容量可供使用。為了確?？苫謴?fù)性,確定一種正好穿過每個網(wǎng)絡(luò)節(jié)點一次的閉合的一系列鏈路的哈密頓格網(wǎng),并預(yù)留其容量的一半以供恢復(fù)所用。在某一并非哈密頓格網(wǎng)鏈路的鏈路出現(xiàn)線路故障的情況下,受到影響的業(yè)務(wù)量被分離成兩個部分,并沿哈密頓格網(wǎng)的兩個方向被重新發(fā)送。如果網(wǎng)絡(luò)沒有哈密頓格網(wǎng),那么,確定一個格網(wǎng)覆蓋,并預(yù)留足夠的備用容量以供恢復(fù)所用。
文檔編號H04L12/56GK1379573SQ0210858
公開日2002年11月13日 申請日期2002年4月3日 優(yōu)先權(quán)日2001年4月4日
發(fā)明者伯恩德·X.·維斯 申請人:阿爾卡塔爾公司