CN101499930A - 一种基于局部扩散式的预置保护圈分布式配置协议 - Google Patents

Abstract

本发明涉及通信领域，本发明实施例公开了一种基于局部扩散式的预置保护圈分布式配置协议。本发明实施例方法包括：通过配置保护圈的跨接链路的配置消息扩散，实现保护圈信息的快速分发；圈上邻居节点间的泛洪操作；本地资源信息维护方法；基于GMPLS体系结构下的OSPF－TE协议扩展；基于OPNET ASON Simulator仿真平台；局部扩散、圈间互通的配置方式。所述配置方式利用圈内节点范围的泛洪通知P圈配置资源信息的过程，具有快速、可靠等特点，在实际网络中，只需要对于设备的处理方式进行很小的修改即可实际应用。所述配置方法尤其适用于高速、高连通度格状光网络，可以提高现代光网络的保护资源配置速度，降低维护的成本，在动态特性较强的网络中优势更加突出。

Description

一种基于局部扩散式的预置保护圈分布式配置协议

技术领域

本发明涉及通信领域，尤其涉及一种格状光网络中的预置保护圈的分布式配置协议。

背景技术

预置保护圈(Preconfigured-Cycle，简称P圈)的概念1998年由W.D.Grover首先提出，其设计基本目标为在以类格网的效率提供接近环网的保护速度。P圈保护是格状网络中一种保护方式，它结合了环形网保护和网状网保护恢复两者的优点，通过空闲资源预先设置的环形通道来实现格状网络中的快速保护，同时允许工作通道在网络资源图上选择最短的直达路由。P圈的设置发生在任何网络故障之前，并且所要求的实时倒换动作完全是预先设计好的。尽管在倒换功能及网络拓扑上使用P圈和环相似，但P圈与任何至今为止有恢复能力的基于环的系统并不相同，因为它不仅能对环上链路的故障提供保护，还能为跨接区段的故障提供保护，甚至针对节点故障、或者混合故障都有提出解决方案，在波分复用(Wavelength Division Multiplexing，简称WDM)光网络中具有较好的应用前景。

但是，目前该技术尚未得到广泛的应用，就其因主要是由于该方法并未能够和现有的设备进行很好的兼容，对于P圈的研究还是停留在对于网络性能的仿真阶段或者要求新的组网方式。虽然可以在网络规划阶段对P圈进行预配置，但是，一旦网络拓扑结构发生了某些改变，或者网络中资源使用情况发生了一定的变化，这势必需要用网管系统重新进行一次集中式配置，这大大增加了网管人员的工作强度，对于网络的可扩展性和升级性是不利的。通过分布式的计算和配置方式可以实现保护环的自动化配置，无需人工的干预，是未来智能光网络的发展趋势。

在以往的研究过程中，Grover先生曾经提出了一种分布式P圈预先配置协议(Distributed Cycle Pre-Configuration，DCPC)，通过协议启动后，每个节点内部将产生一个配置数据包，其中保存了该节点的节点标识、路由跳数、有效权重以及路由表等。随后，每一个节点将自产的数据包发布给下一跳圈上节点。当下游节点收到发送过来的数据包以后，首先将该数据包与本节点所储存的以前数据包进行比较，如果收到的数据包的权重比以前数据包中存储的权重高，则用这个数据包中的内容更新数据库中的资源信息，反之，则抛弃该数据包。经过这些处理后，再继续向下游节点转发数据包。使用DCPC协议可以有效地进行P圈的分布式配置，但是由于该协议属于顺次执行，配置时间长，在格状网络拓扑结构下效率低下。并且在业务强度较大时无法采用带内配置方式，需要额外的控制通道才能保证基本的性能指标。

综上所述，对于格状光网络下的高速路由器组网方式下，需要提高DCPC的效率。本发明借鉴DCPC的核心思想并针对DCPC的不足，为格状网络拓扑设计了一种局部扩散式P圈分布式配置协议，通过圈内节点间的协作快速完成配置，利用自动交换光网络(Automatically Switched Optical Network，简称ASON)控制平面实现P圈的静态、动态自动化配置，适用于网络业务强度较大以及高速、具有较高连通度的网络拓扑结构。

发明内容

本发明实施例要解决的技术问题是提供一种基于扩散式的分布式P圈自动配置协议，通过节点间的协作，在保护圈上的局部范围内进行泛洪，将资源信息扩散出去，完成在WDM网络中的P圈快速配置。特别地使用ASON的控制平面提供配置消息的发送通道，借用开放最短路径优先(Open Shortest Path First，简称OSPF)路由协议完成圈上节点范围内的消息扩散。并利用OPNET下的ASONSimulator仿真平台进行扩展，支持扩散式配置方案。

由于DCPC配置方式采用逐跳计算、显示通告的模式，其配置时间往往比扩散式要长，对于实时性较高的业务相对比较难以接受。本发明给出一种基于局部扩散式的P圈自动配置方案(Flooding basedDCPC，F-DCPC)，可以在计算有效权重的同时，快速完成P圈的自动配置。扩散式配置方式通过向环上邻居集和本地节点邻居集进行消息扩散来获得圈内部的所有信息。每个节点执行标准的泛洪操作，对于收到扩散消息的每个节点都要检查本地的LSD，比较是否扩散来的消息更新，由于扩散的内容为和单个节点连接信息相关的信息，而不涉及多个节点混合进行计算的信息，故整个圈内连接关系的消息处理比较简单。当环上每个节点检查本地的资源数据库发现具有整个可行邻居集合的节点后，扩散的过程终止。对于未扩展的路由器，简单的丢弃该类型的LSA，因而不会为网络带来兼容性的问题。

本发明实施例提供的基于局部扩散式的预置保护圈分布式配置协议，包括：

通过配置保护圈的跨接链路的配置消息扩散，实现保护圈信息的快速分发；

圈上邻居节点间的泛洪操作；

本地资源信息维护方法；

基于GMPLS体系结构下的OSPF-TE协议扩展；

基于OPNET ASON Simulator仿真平台；

局部扩散、圈间互通的配置方式。

所述基于局部扩散的分布式配置方法实际上是一种利用圈内节点范围的泛洪通知P圈配置资源信息的过程。具有快速、可靠等特点，在实际网络中，只需要对于设备的处理方式进行很小的修改即可实际应用。局部扩散式配置方法的特点是速度快，尤其针对多条跨接链路呈单点多枝型结构式效果更加显著，但是如果对于大规模网络，计算出来的预配置圈的物理节点集合会覆盖较大的范围，对于没有重合节点的多条跨接链路的环的扩散式开销相当大，并且其快速的特点也会随着不相关跨接链路数的增多而增加。

本发明可以解决在格状光网络中保护资源快速配置、快速分发的问题，尤其适用于高连通、高负载、高速路由器组网的网络。通过实时更新预置圈的信息，动态地修正本地资源数据库，实现快速通告，从而提高现代光网络的保护资源配置速度，降低维护的成本，在动态特性较强的网络中优势更加突出。

本发明的其它特征和优点将在随后的说明书中阐述，并且，部分地从说明书中变得显而易见，或者通过实施本发明而了解，本发明的目的和其它优点可通过在所写的说明书、权利要求书，以及附图中所特别指出的结构来实现和获得。

附图说明

结合描述了本发明的各种实施例的附图，根据以下对本发明的各发明的详细描述，将更易于理解本发明的这些和其它特征，其中：

图1描述了基本的DCPC配置协议的流程；

图2描述了局部扩散式配置协议F-DCPC局部扩散式配置流程；

图3描述了每个节点对于扩展的CD-LSA的流程图；

图4描述了基于OPNET下ASON Simulator的北美NSFnet仿真拓扑配置；

图5描述了基于OPNET下ASON Simulator的泛欧COST239仿真拓扑配置；

图6给出了本发明在ASON Simulator下的扩散收敛时间；

图7给出了本发明在ASON Simulator下的不同性能的路由器组网的收敛时间；

图8给出了本发明在ASON Simulator下的控制带宽开销；

图9给出了本发明在ASON Simulator下的由于泛洪所引入的额外开销，并且给出不同的P圈算法下的定量曲线图。

具体实施方式

下面将结合附图对本发明的实施方式进行详细描述。

图1描述了基本的DCPC配置协议的流程。图中101-102-103-104-105形成了一个基本的保护圈结构，DCPC分布式配置方案实质上为一种逐跳链式配置方案，逐跳链式配置过程分为计算阶段和配置阶段，对于计算阶段，扩展的消息包首先从P圈节点集合的首节点101(首节点可以根据任何规则指定)开始，发送到下游节点102，接收到配置消息的节点根据本地的连接情况计算有效权重(Effective Weight，简称EW)，并改写消息包中的EW字段，节点102再继续转发来自101的消息。而对于配置阶段，则环上各个节点不对接收到的消息包进行修改，而是通过配置包中的EW来更新本地所存储的EW值。通常此种配置方式的TTL设为圈的最大跳数的2倍，并在本地创建配置状态标识配置消息包是处于计算阶段还是配置阶段。配置完成后，通过全网泛洪该圈的属性参数，在全网范围内保持同步。通过圈内的局部泛洪使得圈上的所有节点学习到每个保护圈的具体保护权值以及资源配置信息等。对于跨圈的资源信息，通过保护圈之间的互联节点通告邻接圈的信息，完成故障后的保护倒换操作。

图2描述了局部扩散式配置协议F-DCPC局部扩散式配置流程。201-202-203-204-205为配置的保护圈，圈上的每个节点根据圈上邻居集合的信息，进行配置消息扩散。所谓圈上邻居集，是指在邻居列表和圈节点列表交集中的节点。以节点205为例，向其圈上邻居节点集合{201，202，203，204}发送配置信息，一般信息包含在链路状态通告(Link State Advertisement，简称LSA)。本发明所用的配置信息包含在一种基于GMPLS(Generalized Multiprotocol Label Switching，简称通用多协议标记交换)控制平面体系所扩展的新的类型圈链路状态通告(Cycle Do not age LSA，简称CD-LSA)内，CD-LSA不参与老化过程，这样做的目的是为了减少路由器的控制开销。每个邻居收到CD-LSA检查本地数据库，比较该LSA的新旧，确定是否将该LSA安装在本地的链路状态数据库(Link State Database，简称LSD)中。安装在LSD中的数据需要参与本圈上所有节点之间的同步过程，对于本地没有的信息，继续将该LSA信息转发到本地除入端口以外的所有其它接口。如节点204需要继续将该信息转发到节点203，重复此过程直到圈上的所有节点都已经具有该条LSA的信息，这个过程也即使局部的扩散过程。可以看出扩展的CD-LSA并未参与所有的标准OSPF过程。图中206即为本地的LSD，当网络收敛后，圈上的每个节点内所保存的数据应当一致，207、208分别为LSD内中存储的数据结构，207为标准的OSPF的LSA，此处标记为Comm LSA，208为本发明所扩展的LSA，具体内容包括，圈ID(CycleID)、节点ID(NodeID)、序列号(Seq)、链路类型(LinkType，简称LT)、生存时间(Time To Live，简称TTL)、EW以及资源使用情况等。其中CycleID和NodeID是必选参数，其余为可选参数，可以用于实现不同功能。LT用于指示具体的消息包所经过的链路的类型，可以为圈上链路或者跨接链路。EW为计算出来的有效权重。Seq表示扩散分组的序列号，为了表示不同扩散周期内的分组的新旧，对于要拆除的圈的序列号通常可以设为0xFFFF，TTL用于防止扩散消息分组在网络中的无限循环造成不必要的负担，当TTL＝0时，路由器应当对其进行丢弃。最后一部分为P圈的节点链表部分，用于P圈上的消息通告，具体圈的资源信息由链路资源管理器(Link Resource Manager，简称LRM)负责保存。209指示出203-204之间的链路使用情况，链路标记为3种状态，分别为：工作(Working)、配置保护(Configured)以及空闲(Unused)。分别用于区分工作容量、保护容量以及链路的占用情况。

在环路建立后，此时的保护圈可以看成为一个未知保护圈，对于其上的所有性能实际上并不可知，此时对于圈上的每一个节点，所能得到的只是关于P圈的物理点集合。为了在故障发生时，能够择优选择P圈进行保护，需要了解每个圈的性能参数，具体的评价标准可以是P圈的跳数、资源冗余度或者容量效率，等等。圈上的每个节点，首先查找各自的圈上邻居集。在圈上邻居集中，开始圈范围的小规模局域资源泛洪，泛洪停止的条件也就是每个节点都收到来自圈上邻居集的所有节点的消息，圈上节点的LSD达成同步。根据泛洪收到的消息，动态的计算每个圈的跨接链路数，进而计算出P圈的性能参数。

根据P圈的基本定义，对于环上链路，可以保护一倍的工作容量，而对于跨接链路来说，则可以保护两倍的工作容量，因此，对于某一个P圈p0i来说，其有效权重的具体计算方法为：

${\mathrm{EW}}_{p_i}=\underset{\∀j\∈S}{\mathrm{\Σ}}{X}_{p_i,j}=2\left|S_{p_i,S}\right|+\left|S_{p_i,C}\right|$

其中，

表示对于特定P圈p_i，第j条链路的权重值，当链路j为该P圈的环上链路时， $X_{p_i,j}=1;$ 当链路j为该P圈的跨接链路时， $X_{p_i,j}=2;$ 否则 $X_{p_i,j}=0.$

代表该P圈所包含的环上链路的个数，

代表该P圈所包含的跨接链路的个数。对于一个P圈组P＝{p₁，p₂，p₃...p_N}，定义该集合P的有效权重为所有P圈有效权重的平均值，即：

$\mathrm{EW}\left(P\right)=\frac{\underset{\∀i\∈N}{\mathrm{\Σ}}{\mathrm{EW}}_{p_i}}{N}$

其中，N代表集合P中P圈的个数，而

代表某一个P圈p_i的有效权重。P圈组有效权重越高，则代表着P圈集合所能保护的资源范围越广。表1给出了图2中所述各个节点的EW变化：

表1 P圈的局部扩散式配置流程

 

节点号	环上邻居集	2EWi
			201	2(+1)，5(+1)	2
202	1(+1)，5(+2)，3(+1)	4
			203	2(+1)，5(+2)，4(+1)	4
204	3(+1)，5(+1)	2
			205	1(+1)，2(+2)，3(+2)，4(+1)	6

所述局部扩散式配置方法的特点是速度快，尤其针对多条跨接链路呈单点多枝型结构式效果更加显著，但是如果对于大规模网络，计算出来的预配置圈的物理节点集合会覆盖较大的范围，对于没有重合节点的多条跨接链路的环的扩散式开销相当大，并且其快速的特点也会随着不相关跨接链路数的增多而增加。扩散式配置方式通过向环上邻居集和本地节点邻居集进行消息扩散来获得圈内部的所有信息。每个节点执行标准的泛洪操作，对于收到扩散消息的每个节点都要检查本地的LSD，比较是否扩散来的消息更新，由于扩散的内容为和单个节点连接信息相关的信息，而不涉及多个节点混合进行计算的信息，故得到整个圈内连接关系的消息处理比较简单。当环上每个节点检查本地的资源数据库发现具有整个可行邻居集合的节点后，扩散的过程终止。

图3描述了每个节点对于扩展的CD-LSA的流程图。OSPF协议中的链路状态更新(Link State Update，简称LSU)包提供了泛洪LSA的一种有效的机制，每个LSA通过其对应的ACK消息来确认传输的有效性。该流程首先开始于步骤S301，此时收到来自邻居节点的LSU消息包，其中包含了多个LSA消息在内，包括图2中所示的CommLSA和CD-LSA。

然后，在步骤S302，根据LSU消息包的来源，检查邻居的状态是否高于Exchange，因为在OSPF的规定中，对于邻居状态没有达到Exchange状态的路由器是不能够直接交互消息的。

如果步骤S302的结果为“是”，则流程进入步骤S304；否则进入步骤S303；

在步骤S304，对于收到的LSU进行消息解码，根据LS Type确定类型为CD-LSA的LSA，从而得到下一个有效的CD-LSA指针。如果下一个指针为NULL，则对于此LSU消息包的处理过程结束。否则，进入步骤S305。

在步骤S303，邻居的状态为达到Exchange状态，将收到的消息包直接丢弃。

在步骤S305，根据取得的LSA内部的LS Checksum计算该LSA是否有效，如果S305的结果为“是”，则流程进入步骤S307；否则进入步骤S306；

在步骤S307，由于收到的LSA非法，路由器直接丢弃，并返回步骤S304，取出LSU包中的下一个CD-LSA的指针；

在步骤S306，根据LSA内的LS Age，确定其是否为MaxAge，由于本发明采用的为CD-LSA为DNA类型的LSA，不参与老化过程，所以其Age只具有初始值和MaxAge两种。如果S306的结果为“是”，则流程进入步骤S308；否则进入步骤S309；

在步骤S308，向邻居节点发送LSA的确认消息，通知其已经收到该条LSA，防止无效的重传，将该条LSA的拷贝项从邻居路由器的重传列表中删除；

在步骤S309，在LSD中查找对应的LSA项；并在步骤S310中确定在LSD中是否存在该条LSA的副本。如果S310的结果为“是”，则流程进入步骤S312；否则进入步骤S311；

在步骤S311，可以确定此时收到的LSA为本地所没有的LSA，将所述LSA安装到本地的LSD中，同时触发步骤S316中的泛洪操作；

在步骤S312，根据LSD中保存的LSA副本的时间t，以及当前LSA的时间戳t’，来确定是否接纳该条LSA，并更新LSD中的保存项。确定的原则是判断|t-t′|<MinLSArrival是否成立。如果S312的结果为“是”，则流程进入步骤S313；否则进入步骤S314；

在步骤S313，丢弃该条LSA，并返回步骤S304，取出LSU包中的下一个CD-LSA的指针；

在步骤S314，此时的LSA可以通过最小时间间隔的检验，根据LSA的内容，确定该条LSA是否比LSD中的副本更新，因为泛洪的过程产生的数据包可以通过多个接口传入，很可能旧的信息在网络中经过较长的路由后才传输到某个路由器。具体的判断原则如下：

检查两个LSA的序列号，在序列空间内，具有较高的序列号的LSA更新。如果二者的序列号相同，则继续检查其LS Checksum，具有较高的Checksum的LSA被认为更新。如果Checksum相同的LSA，则继续查看LSA的Age字段，具有较高MaxAge的LSA被认为是较新的LSA实例。由于CD-LSA不参与LSD的老化操作，OSPF的Age比较对其可以忽略，只是简单的查看是否存在MaxAge的LSA。如果上述检验仍然不能够确定二者的新旧关系，则认为两个LSA的新旧程度相同，路由器不进行任何操作。

如果S314的结果为“是”，则流程进入步骤S315；否则进入步骤S313；

在步骤S315，安装LSA到本地的LSD，同时触发步骤S316的泛洪过程；

在步骤S316，根据本地保存的圈上邻居集合进行泛洪的操作，通过全范围内的快速泛洪，使得圈上节点对于整个配置圈的信息产生一致的理解。不同圈之间的信息，通过圈的公共点进行通告，链路的恢复只需要了解链路故障两端节点所配置的保护圈信息即可，而无需保存全网所配置的保护圈信息，从而通过局部泛洪的方式可以快速分发配置的保护圈信息，之后进入步骤S317。

在步骤S317，由于拓扑的信息很可能已经变化，路由器定制路由表下一次更新重算时间，从而维护路由表的同步。在事件列表中添加后，返回步骤S304，继续取出LSU包中的下一个LSA，直到LSU包中的所有CD-LSA被全部遍历为止。

图4描述了基于OPNET下ASON Simulator的北美NSFnet仿真拓扑配置。401为数据平面节点，负责数据的转发，业务的发送接收等；402为路由器节点，负责计算路由等3层操作；403为控制通道，为发送IP控制消息提供传输实体；404为数据传输所使用的光纤；405为数据平面与控制平面的接口。平台全部实现基于Pro-C语言以及标准C语言，拓扑结构共有16节点24条链路。

图5描述了基于OPNET下ASON Simulator的泛欧COST239仿真拓扑配置。图中的各个节点、链路符号含义同图4，共有11节点26条链路。

图6给出了本发明在ASON Simulator下的收敛时间。其中F-DCPC表示本发明所采用的局部扩散式P圈配置方案。L-DCPC则表示Grover先生之前所提出的基本DCPC配置协议。COST239和NSFnet则分别表示仿真所采用的网络拓扑结构。每条链路上有双向各有16个波长，网络承载的业务采用动态业务模型，业务矩阵通过非对称伪随机矩阵生成算法生成，业务量从10爱尔兰增加到60爱尔兰。从图6可以看出，F-DCPC受网络负载变化的影响较小，网络中的业务量从10erl增长到60erl，配置时间的变化不超过0.5s，而L-DCPC的业务则和网络的负载量密切相关，对于60erl业务强度，网络的配置时间高达6.42s，对于实时业务时无法忍受的。相比而言，F-DCPC即使在60爱尔兰时，仍然可以保证在秒量级内完成配置，网络的资源信息能够快速收敛。

图7给出了本发明在ASON Simulator下的不同性能的路由器组网的收敛时间。图例中的符号表示同图6。图7给出了不同性能的路由器中实现F-DCPC和L-DCPC的配置时间的比较曲线。从图中可以看出，由于NSFnet网络拓扑结构连通度较低，网络具有较高的配置时间，并且在路由器包转发速率小于3kpps时尤为明显。F-DCPC在NSFnet中应用效果并不理想，主要由于NSFnet网络中所形成的圈的跨接链路数很少，采用局部泛洪的方法不但不能够加快网络的配置时间，反而会给网络带来沉重的负担。对于低端路由器而言，F-DCPC的配置时间反而较L-DCPC要长，在路由器端口的配置消息排队的延时成为主要的延时；当包转发速率超过4kpps时，F-DCPC的性能优于L-DCPC。网络运行时，可以采用考虑扩散式配置方案，并将链式配置方式作为备选配置方案，专为保证低速路由器的配置时间。

表2和表3给出了千兆包转发速率路由器在两种配置方式下的控制开销和收敛时间。NSFnet具有较长的配置时间，L-DCPC的时间随拓扑变化相对较小，和圈的规模密切相关，而F-DCPC在连通度增大时和L-DCPC的变化规律相反，网络的开销增大。

表2 1000Mpps路由器控制开销比较(bit/s)

 

	NSFnet	COST239
			F-DCPC	99.71411	106.0828
L-DCPC	38.21371	37.15462

表3 1000Mpps路由器收敛时间(s)

 

	NSFnet	COST239
			F-DCPC	0.55625	0.1015625
L-DCPC	0.4878906	0.1355469

图8给出了本发明在ASON Simulator下的控制带宽开销。图例中的符号表示同图6。F-DCPC和L-DCPC相比，利用P圈的跨接链路完成快速通告，引入额外的控制带宽开销，如图8所示。其中业务强度为5erl，F-DCPC由于配置引入的额外的控制开销比L-DCPC约高60bit/s，对于低速路由器，NSFnet的开销比COST239要高，在包转发速率超过400pps后，NSFnet的链式配置方式优于扩散式配置方式，这是由于NSFnet的配置时间较长所造成的。总之，控制通道总带宽开销相比，这些额外的开销不会降低网络的性能指标。

图9给出了本发明在ASON Simulator下的由于泛洪所引入的额外开销，并且给出不同的P圈算法下的定量曲线图。其中BP表示基本圈，采用的是Grover之前所提出的SLA算法，NP表示网孔圈算法，仿真拓扑为泛欧COST239。BP_CL_2和NP_CL_2分别表示两种算法计算后分别进行扩圈操作。图9中分析了不同P圈算法分别在两种配置模式下的配置消息泛洪开销，图中分别对处理速度为1E3pps～1E5pps四个典型值的路由器进行比较。BP_CL_2由于多次扩张，增大了圈的规模，相应的也就具有最大的花费。低速路由器会由于处理速度慢而减缓相应的控制带宽开销，换来的代价也就是相应的配置时间加长，同时对于路由器本身的缓存也带来巨大的考验。总体来说，L-DPCP相比F-DCPC具有较小的控制带宽开销。

虽然结合附图描述了本发明的实施方式，但是本领域内熟练的技术人员可以在所附权利要求的范围内做出各种变形或修改。

Claims (7)

1、一种基于局部扩散式的预置保护圈分布式配置协议，其特征在于所述分布式配置协议包括以下部分：

通过配置保护圈的跨接链路的配置消息扩散，实现保护圈资源信息的快速分发；

圈上邻居节点间的泛洪操作；

本地资源信息维护方法；

基于GMPLS体系结构下的OSPF-TE协议扩展；

基于OPNET ASON Simulator仿真平台；

局部扩散、圈间互通的配置方式。

2、根据权利要求1所述的分布式配置协议，其特征在于所述通过配置保护圈的跨接链路的配置消息扩散，对保护圈信息进行快速分发的操作，具体可以是：

所述扩散式配置方式通过向环上邻居集和本地节点邻居集进行消息扩散来获得所述圈内部的所有信息；

利用新型的CD-LSA通告所述本地的资源信息；

圈上每个节点执行泛洪的标准操作，根据接收到的LSU包更新本地的LSD。

3、根据权利要求1所述的分布式配置协议，其特征在于所述圈上邻居节点间的泛洪操作包括：

初始时，向所述所有圈上邻居节点发送配置消息通告，并封装在LSU包中批量发送；

每个节点收到来自邻居的LSU包，取出相应的CD-LSA，比较新旧，发送LSA的ACK消息，同时查找本地的LSD；

所述收到的LSA消息在本地LSD中进行比较，确定所述LSA是否更新，从而决定是否向所有其它节点继续转发还是简单的丢弃。

4、根据权利要求1所述的分布式配置协议，其特征在于所述本地资源信息维护方法，具体是：

在本地的LSD中保存传统的LSA和扩展的CD-LSA；

新扩展的CD-LSA不参与LSD的老化操作；

非老化的CD-LSA的新旧判断方法。

5、根据权利要求1所述的分布式配置协议，其特征在于所述基于GMPLS体系结构下的OSPF-TE协议扩展，具体是：

扩展了新型LSA，其LS Type为CD-LSA；

对于未扩展的路由器，简单的丢弃该类型的LSA；

扩展的LSA内部包含圈ID、节点ID、序列号、链路类型、生存时间、预置圈的有效权重以及资源信息等。

6、根据权利要求1所述的分布式配置协议，其特征在于所述基于OPNET的ASON Simulator仿真平台，包括：

数据层面转发节点实体；

控制平面节点实体；

控制链路实体；

光纤链路实体；

数据平面和控制平面的接口实体。

7、根据权利要求1所述的分布式配置协议，其特征在于所述局部扩散、圈间互通的配置方式，具体可以是：

通过圈内的局部泛洪使得圈上的所有节点学习到每个保护圈的具体保护权值以及资源配置信息等；

网络故障时的保护操作，通过圈间互联节点通告所述邻接圈的信息，完成故障后的保护倒换操作。

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