CN102783096A - 用于mpls多播的高效保护方案 - Google Patents

Abstract

公开了一种用于对点到多点LSP连接进行保护的用于MPLS多播的高效保护方案。所述用于MPLS多播的高效保护方案包括用于每个多播连接的冗余多播树对，所述冗余多播树以这样的方式对将多播LSP的源与全部其目的相连接，使得，如果所述网络中单一链路或节点出故障的话，每个目的节点在所述两棵树的至少一个中仍然连接到所述根节点。此外，公开了一种方法，所述方法确保现有冗余多播树可以在不大量修改的情况下适应所述目的节点集合的改变和/或网络拓扑改变。相对于本领域中已知的保护方案，所述用于MPLS多播的高效保护方案特别有利于减少保护带宽需求。

Description

用于MPLS多播的高效保护方案

技术领域

本发明涉及多协议标签交换多播，并且特别涉及用于多播网络的高效保护方案。

背景技术

随着例如IPTV和虚拟专用LAN服务（VPLS）的产生收入的基于多播商业服务正变为在新兴的基于MPLS的网络基础设施上提供，用于MPLS多播的故障恢复正变得日益重要。传统上已通过对网络中链路和/或节点故障的保护和恢复机制来达到故障恢复。所述机制在SONET/SDH网络中已获得行业最佳的名声。在新兴的基于MPLS的网络基础设施中实现可比拟的故障恢复名声继续是具有活跃关注的领域。

在MPLS网络中连接对应于标签交换路径（LSP），以及保护的目标是，确保每个被保护的LSP（称为主LSP）在出现任意链路和/或节点故障的情况下继续提供不中断服务。所述不中断服务通常通过以下来达到：提供一个或更多可替换LSP，从而，对于主LSP的每个故障，这些可替换LSP中的一个保持不受影响，并且如果还不活跃的话可以被激活。

MPLS快速重选路（FRR）已随着具有单一源和单一目的地（也称为点到点或P2P）的LSP的事实标准保护机制而演进。在FRR中，对于每个需要保护的LSP分段建立也称为迂回路径的可替换LSP。位于该分段起始处的节点称为本地修复点（PLR），以及，位于该分段末端处的节点称为归并点（MP）。通常沿从PLR到MP的最短路径（与沿主LSP的路径不相交的链路/节点）来对迂回路径进行选路。当PLR检测到故障时，其将流量切换到保护已出故障分段的迂回路径上，并且MP简单地将来自分段和迂回路径的流量进行归并。恢复时间很大程度上取决于PLR检测到故障花费的时间，其中，恢复时间是故障出现与关联的迂回路径被激活的时间点之间的时间。如果以使得每个分段的PLR可以尽快检测到故障的方式选择将要保护的分段，则FRR可以提供可与SONET/SDH网络中相比拟的恢复时间。例如，如果每个链路被保护，则链路故障检测是完全在PLR本地的。

特别在拓扑改变的情况下，对网络中所有LSP的迂回路径的管理和信令可以变得非常复杂，并且在网络节点上计算繁重。为减轻所述复杂性，在将要保护的分段是沿网络拓扑而非每个单独的主LSP而定义并且为所述分段创建了设施迂回路径（facility detours）的情况下，使用一种称为设施保护（facility protection）的变型。因而，经过具有设施迂回路径的分段的任何主LSP使其迂回路径隧道通过所述设施迂回路径。设施迂回路径可以被建立，以便保护链路和/或网络节点。

为适应MPLS多播的日益增长使用，FRR现在正被扩展为支持具有单一源和多个目的地（也称为点到多点或P2MP）的多播LSP。然而，用于P2MP LSP的FRR就其在网络中消费的带宽来说可能是非常低效的，并且，特别在目的节点集合动态改变的情况下或者如果拓扑改变的话，可能由于增加的迂回路径数量而涉及甚至更多信令和管理复杂度。在用于P2P的FRR中，在任意给定时间点，主LSP或其迂回路径中的仅一个可以是在链路上活跃的。

然而，在用于P2MP的FRR中，假设可以存在多于一个目的节点，则迂回路径和主LSP可以在给定链路上同时活跃。这可以导致同一分组的两个副本在所述链路上被发送。术语分组复制描述这样的情况，其中，同一分组的两个或更多副本需要在链路上被发送。P2MP迂回路径的使用可以使在链路上发送的副本的最大数量的限额为2，但取决于其如何被实现，这是以大大增加的信令复杂度为代价或以浪费的带宽消费为代价而得到。

对于例如用于传送IPTV内容那些的高带宽多播LSP，FRR的这些问题可以变得被显著放大。

因此，将期望具有一种提供MPLS链路和节点保护的方法，所述方法将不导致如在当前技术中可见的保护的代价和复杂度。

发明内容

本发明的目的是提供一种用于对MPLS多播网络的更高效保护的方法。

根据本发明的一方面，提供一种方法，所述方法用于为分组交换网络中根节点与目的节点集合的MPLS多播连接请求提供保护，所述分组交换网络具有网络节点和连接所述网络节点的通信链路，所述方法具有构建冗余多播树对的步骤；其中，所述冗余多播树对中的第一冗余多播树以所述根节点为根，并且连接到所述目的节点集合中的全部目的节点；以及其中，所述冗余多播树对中的第二冗余多播树以所述根节点为根，并且连接到所述目的节点集合中的全部目的节点。进一步地，在正常操作期间，在所述第一冗余多播树上，将多播流量从所述根节点广播到所述目的节点集合；以及，在故障操作期间，在所述第一和第二冗余多播树上，将多播流量从所述根节点广播到所述目的节点集合。

在本发明的某些实施例中，所述方法包括：在正常操作期间，在所述第二冗余多播树上，将多播流量从所述根节点广播到所述目的节点集合。

根据某些实施例，所述故障操作包括，所述通信链路中的通信链路的故障；以及，根据其它实施例，所述故障操作包括，所述网络节点中的网络节点的故障。

根据本发明的另一方面，提供一种方法，所述方法用于为分组交换网络中根节点与目的节点集合的MPLS多播连接请求构建冗余多播树对，所述分组交换网络具有网络节点和连接所述网络节点的通信链路，其中，所述分组交换网络可以用从所述根节点构建出的图来代表，所述图具有包括所述网络节点的顶点，以及，所述图具有包括所述通信链路的有向边，所述方法包括将所述分组交换网络划分为第一部分和第二部分的步骤，其中，每个部分由所述分组交换网络的所述网络节点的全部构成，每个部分包含用以构成分组交换网络的无环图的通信链路的子集，以及，所述第一部分和所述第二部分只共同具有仅来自由切割链路（cut link）和到切割节点（cut node）的链路组成的链路组的所述分组交换网络的所述图的链路。然后，构建第一生成树，所述第一生成树在所述第一部分中将所述根节点与所述目的节点集合相连接；构建第二生成树，所述第二生成树在所述第二部分中将所述根节点与所述目的节点集合相连接；以及，为所述目的节点集合提供所述第一生成树和所述第二生成树作为所述冗余多播树对。在某些实施例中，所述方法还包括，如果所述分组交换网络的拓扑改变，则更新所述第一和第二部分。所述分组交换网络的拓扑的所述改变可以包括：网络节点的删除：或可替换地，网络节点的添加；或可替换地，导致网络节点在所述第一和第二部分的一个中缺少传入链路的所述分组交换网络的通信链路的故障。

有利的，在某些实施例中，所述方法进一步包括：作为所述划分步骤的部分，创建网络节点的有序列表，使得每个非根节点在所述有序列表中具有至少一个在前传入邻居节点和至少一个后继传入邻居节点。在某些实施例中，所述划分步骤可以进一步包括构建第一和第二子图对，其中，所述子图的每个包含全部网络节点，以及其中，所述第一子图包括第一通信链路集合，以及所述第二子图包括第二通信链路集合；以及其中，所述第一通信链路集合与所述第二通信链路集合不相交；所述第一子图对应于所述第一部分；以及，所述第二子图对应于所述第二部分。

在某些实施例中，所述构建步骤进一步包括，提供所述第一和第二通信链路集合共同的通信链路子集，其中，所述共同链路子集由所述图的切割链路和到切割节点的链路构成。

有优势地，在某些实施例中，所述方法包括，如果所述分组交换网络的拓扑改变，则更新所述第一和第二部分。

同样有优势地，在某些实施例中，所述第一生成树由最短路径树构成，而在其它实施例中，所述第一生成树由Steiner树构成。

根据本发明的又另一方面，提供一种制造产品，所述制造产品包括在其中编码了处理器可执行代码的处理器可读介质，所述处理器可执行代码当被一个或更多处理器执行时使能进行动作，所述动作用于为分组交换网络中根节点与目的节点集合的MPLS多播连接请求构建冗余多播树对，所述分组交换网络具有网络节点和连接所述网络节点的通信链路，其中，所述分组交换网络可以用从所述根节点构建出的图来代表，所述图具有包括所述网络节点的顶点，以及，所述图具有包括所述通信链路的有向边，所述方法包括将所述分组交换网络划分为第一部分和第二部分的步骤，其中，每个部分由所述分组交换网络的所述网络节点的全部构成，每个部分包含用以构成所述分组交换网络的无环图的所述通信链路的子集，以及，所述第一部分和所述第二部分只共同具有来自由切割链路和到切割节点的链路构成的链路组的所述分组交换网络的所述图的链路。进一步，构建第一生成树，所述第一生成树在所述第一部分中将所述根节点与所述目的节点集合相连接；构建第二生成树，所述第二生成树在所述第二部分中将所述根节点与所述目的节点集合相连接；以及，为所述目的节点集合提供所述第一生成树和所述第二生成树作为所述冗余多播树对。

应当指出，以下说明书和附图仅示出本发明的原理。因此应当认识到，本领域的技术人员将能够设想各种安排，所述各种安排尽管未在此处明确描述或示出，但体现了本发明的原理，并且被包括在其精神和范围内。此外，此处详述的全部示例主要旨在专门用于仅教学目的，以便帮助读者理解本发明的原理和由发明人为推进本领域而贡献的概念，并且将被解释为不限于所述特别详述的示例和情况。此外，此处详述本发明的原理、方面和实施例及其特定示例的全部陈述旨在包括其等价体。

附图说明

从以下参考附图对本发明实施例的详细描述中，将进一步理解本发明，其中：

图1示出了具有通信链路、根节点和多个目的节点的一组网络节点的示例，以及，同一网络的具有根据本发明实施例的冗余多播树的版本；

图2作为有向图示出了网络和具有根据本发明实施例的冗余多播树的同一网络的图；

图3示出了根据本发明实施例将图2的网络划分成红和蓝图的示例；

图4示出了根据本发明实施例的、用于与已定义源和目的节点的给定多播连接的RMT对的示例；

图5示出了根据本发明实施例的加入和离开操作的示例；

图6示出了根据本发明实施例计算出的生成树的示例；

图7示出了根据本发明实施例的、用于图6的生成树的一系列主干列表；

图8示出了根据本发明实施例的、具有红和蓝链路的用于图6的生成树的最终主干列表；

图9示出了根据本发明实施例的、计算出的生成树和一系列关联的主干列表的示例；

图10示出了根据本发明实施例的、用于图9中所示生成树的、具有红和蓝链路的最终节点排列以及计算出的红和蓝子图；

图11示出了根据本发明实施例的生成网络的示例，所述生成网络具有受影响节点以及关联于生成树的主干列表和最终节点排列；以及

图12示出了根据本发明实施例的、重建后的图11的网络的最终红和蓝图的示例。

具体实施方式

下面呈现一种用于MPLS多播的新颖和高效保护机制，所述保护机制解决了当前技术保护方案的上述带宽和复杂度考虑。所提出的机制是基于冗余多播树（RMT）的概念。基于RMT的保护涉及构建以多播源为根的两棵树，从而，如果单一链路或节点出故障的话，源节点保持连接到全部多播目的节点。RMT的树中的一个充当主用，以及另一个充当用于保护目的的备份。保护可以通过两个模式中的一个来达到：热备份或冷备份模式。

热备份模式，其中，流量被源同时馈入两棵树，并且目的节点挑选两个馈入中的一个。用于确定监听哪个馈入的合适机制可以要么基于例如BFD的低层信息交换，要么基于根与目的节点之间的某种等价机制。如果单一链路或节点出故障，两个馈入中的至少一个被保证是活跃的。

冷备份模式，其中，源在正常操作期间将流量馈入两棵树中的一个，而如果出故障的话则馈入两棵树。

在热备份模式下，本发明的实施例提供与MPLS快速重选路（FRR）类似或甚至比之更好的恢复时间。冷备份模式的恢复时间将取决于用于在根与目的节点之间进行通信的机制。

假设节点r与目的节点集合D的多播LSP连接请求M，保护机制的总体目标如下：

a）促进两个P2MP LSP的构建，其每个以r为根，其共同构成冗余多播树，以及

b）一旦已构建所述RMT，提供必要机制来确保：出现任何改变时，两个P2MP LSP继续是RMT，其中，所述改变是由于新目的节点的添加、现有目的节点的删除和/或底层网络拓扑的改变，所述底层网络拓扑的改变由链路上的故障或更多当前关于可用资源的信息导致。

一般来说，RMT构建和对所述RMT进行修改以适应目的节点集合和/或网络拓扑改变的解决方案是基于通过对网络链路着色将网络拓扑划分为两个逻辑部分。初始RMT的构建通过为这些部分的每个内的多播连接请求创建P2MP树来实现。

由此构建的RMT所需的对改变的适应通过以这样的方式更新逻辑划分来实现，所述方式使需要改变所属部分的链路的数量最小化。

网络模型和定义

考虑被建模为有向图G(V,E)的基于MPLS的网络，其中，每个节点v∈V是路由器/交换机，以及一组边E是其间的有向通信链路。从节点u到节点v的链路用有向边(u,v)∈E,来表示，其中，将节点u和v分别称为边尾和头。此外，将节点u称为节点v的传入邻居，而将节点v称为节点u的传出邻居。每个有向边e=(u,v)∈E关联于由c_e表示的正代价（positivecost），并且，(u,v)的代价可以与(v,u)的不同。

以下描述中呈现的机制很大程度上考虑从给定节点r∈V来看的网络，所述给定节点充当P2MP LSP的根。以下定义因此暗含地是从r的角度。非源节点u∈V–{r}如果从r到节点u存在有向路径的话则被称为可达。否则，节点u被称为不可达。下面假设，如从r的角度所见的，G包含仅可达节点。如果G包含从r到节点u的至少2节点不相交路径，则将可达节点u称为2节点不相交可达或简单地称为2可达，否则，称其为1可达。切割节点（切割链路）是这样的节点（链路），其从G的移除使得节点中的某些从r不可达。其中

的G的子图H(V，A)，如果每个节点u∈V–{r}通过使用仅A中的链路从r可达，则称为可达。

如果每个节点u∈V–{r}为2可达，则称图G关于r强2可达。如果G不是强2可达，那么，如果每个节点u∈D从r 2可达，则称G对于给定集合

弱2可达。

以上定义意味着，弱2可达图包含切割节点或切割链路。参考图1，可见对于集合D={u,v，w}的弱2可达图。应当注意到，在该图中，链路(r,b)是切割链路，因为其移除使节点b从r不可达。

冗余多播树

假设根节点r与目的节点集合

使两棵树T_B和T_R代表以r为根并且提供从r到D的多播连接的P2MP LSP。使P_B(r，u)(P_R(r，u))代表T(T_R)中从r到u∈D的路径。如果

有P_B(r，u)和P_R(r，u)2节点不相交，则称T_B和T_R是冗余多播树（RMT）或RMT对。将RMT对的两棵树称为蓝树和红树。参考图2，可见有向图202。对于具有根节点r和一组目的D={c，e，g，j}的该有向图，为目的节点示出了RMT对204。

对于包括树T_B和T_R的RMT对，使E_B和E_R分别是T_B和T_R中的边集合。如果(E_B∩E_R)=φ，则称T_B和T_R为严格RMT或严格RMT对。换句话说，如果两棵树不共享任何有向边，则RMT对是严格的。严格RMT的示例在图2中204处给出。应当指出，对于根和一组目的

尽管RMT可能存在，但是，甚至当每个u∈D从r2可达时，其可以不是严格的。作为示例，考虑图1中102处呈现的图。该图包含单一源节点r和三个目的节点u、v和w。应当注意到，在该示例中，存在从源节点到每个目的节点的两个节点不相交路径，以及还有，不存在任何两个将源与目的节点相连接的严格RMT。作为说明，为造成矛盾，假设构成严格RMT对的两棵树存在。树中的至少一个包含源节点的传出链路中的仅一个。然而，在该示例中，任意连接到全部三个目的节点的树必须包括r的至少两个传出链路。从这点上，其遵循，严格RMT对对于给定拓扑不存在。如果RMT对不是严格的，则称其为宽松RMT对。图1在104处呈现了用于以上示例的宽松RMT对。在该示例中，两棵树都使用链路(r，b)、(b,d)，同时仍然提供到每个目的节点的2节点不相交路径。该实例表明，甚至在严格RMT不存在的情况下，可以找到宽松RMT。在给定图G中存在RMT对的必要条件是，对于目的集合D，G具有关于根节点r的弱2可达性。然而，以上示例意味着，这不是严格RMT存在的充分条件。下面示出了，强2可达性是严格RMT存在的必要和充分条件。此外，定理1指定，在强2可达性不出现时，确定严格RMT存在性的问题是NP困难的。定理1：考虑具有源节点r和目的节点集合

的有向图G(V,E)。假设G对于集合D弱2可达。找到将r与D中的全部目的节点相连接的严格RMT的问题是NP困难的。

显而易见，对于高效带宽消费，将优选构建称为最优RMT对的具有最小总代价的RMT。然而，由于定理2指定，找到对于给定目的集合的最优RMT对的问题是NP困难的。于是，以下公开呈现一种用于构建和维护低代价RMT对的高效方法，所述RMT对可能不是最优的那些。

定理2：靠靠v具有源节点r和目的节点集合的有向图G(V,E)。假设G强2可达。找到将r与D中的全部目的节点相连接的最小代价RMT对（严格或宽松RMT）的问题是NP困难的。

保护方案综述

如之前讨论的，给定具有源节点r和目的节点集合D的多播连接请求，总体目标是构建用于M的RMT对，并且确保，当组成的树由于目的集合和/或网络拓扑改变而被更新时，该RMT对继续是RMT对。可以将该目标表述为以下独特目的的集合。

目的1（初始RMT构建）：给定具有源节点r和目的节点集合D的有向图G(V,E)，找到具有低总代价的以r为根的RMT对。

目的2（由于拓扑改变的RMT更新）：给定有向图G(V,E)、RMT对以及拓扑改变集合，修改RMT对的红和蓝树，所述修改是通过使用最小改变并且以导致红和蓝树继续是低代价RMT对的方式。

目的3（由于目的节点的添加/删除的RMT更新）：给定有向图G(V,E)、RMT对以及将作为对应于RMT对的多播连接的目的节点被添加或删除的节点d，修改RMT对的蓝和红树为添加或删除d，所述修改是通过使用相当少量的修改并且以导致红和蓝树继续是低代价RMT对的方式。

初始RMT构建

定理2声明，在目的节点集合不包括全部非根节点的情况下，找出最优RMT的问题是NP困难的。下面是构建低代价RMT的方法。在所述方法中，用于与根节点r的多播连接的低代价RMT被构建如下：代表由节点r所见的网络的图G(V,E)（例如，从OSPF链路状态数据库构建出）被逻辑上划分为称为蓝和红的两个部分，使得每个部分由网络中的全部节点构成并且包含链路的子集。这些部分是G的有向无环子图。分别由图G_B(V，E_B)和G_R(V，E_R)代表的蓝和红部分满足以下属性。如果G中不存在任何切割链路或节点，则(E_B∩E_R)=φ。否则，(E_B∩E_R)可以包含切割链路以及切割节点的传出链路。假设P_R(u，v)表示红部分中从u到v的路径，以及P_B(u,v)表示蓝部分中从u到v的路径。参考图3，可以看见图2中102处所呈现的图的所述红302和蓝304部分的示例。红302和蓝304部分满足以下属性。

属性1.（a）对于每个2可达节点u∈V–{r}，有，G_R中从r到u的任意路径P_R(r，u)是与G_B中从r到u的任意路径P_B(r，u)不相交的节点。（b）对于每个1可达节点u∈V–{r}，有，G_R中从r到u的任意路径P_R(r，u)可以与G_B中从r到u的路径P_B(r，u)共享仅切割节点和切割链路。

现在考虑与根节点r和目的节点集合

的多播连接请求M。给定上面的红和蓝部分，则可以在蓝和红部分中构建用于M的P2MPLSP。用于这些P2MP LSP的树可以是最短路径树或Steiner树，或者是基于任意其它机制。未对部分内的树构建机制施加任何约束。为简单起见，在本公开的全部说明性示例中，使用最短路径树算法。在任意情况下，属性1意味着，如果D中的全部节点是从r2可达的，则两棵树构成RMT对。在某些目的是仅1可达的情况下，某些切割链路和节点可以被两棵树共享。应当注意到，对于仅1可达的目的节点，没有任何方案可以提供任何应对切割链路和节点的故障的保护。参考图4，可以看见以节点r为源具有目的节点D={c，e，g，j，h}的多播连接的两个RMT。在402处可见红RMT，以及在404处可见蓝RMT。在406处，相结合的图表明，两个RMT实际上导致到每个目的节点的两个节点不相交路径，其中，406的虚线代表蓝部分，以及实线代表红部分。尽管所述划分可以基于每连接来完成，但由于实现实用性考虑，优选对于以r为根的全部多播连接的、独立于其目的节点集合的单一划分。

给定以上划分方案，当连接建立请求到达节点r时，r计算蓝和红P2MP LSP的树，并且根据所支持的信令机制（例如，IETF标准过程）实施建立信令。将需要为目的节点提供这样的信息，所述信息用于促进以下识别：这两个P2MP LSP构成被用于保护的RMT对。所述特征是对于实现直观的。如先前建议的，机制需要适于根和目的节点通过连接其的P2MP LSP协助进行连接验证。

针对拓扑改变的RMT更新

用于MPLS多播的任意保护方案必须还足够灵活，以便在几乎没有或没有任何对现有连接的中断的情况下支持拓扑的动态改变。在所公开的方法中，这翻译为，确保拓扑改变几乎不导致或不导致任何对现有RMT对的改变。应当记得，对于给定的根节点r，创建了网络的逻辑蓝和红部分。拓扑改变可以通过以下方式中的一种影响给定RMT对：a）全部目的节点在蓝和红树这两者中继续可达，b）一个或更多目的节点在这两棵树的一个中从r不可达，以及c）一个或更多目的在蓝和红树这两者中都不可达。对于a）和b），除非进一步的拓扑改变发生，否则不存在任何对于MPLS连接的服务中断，并且因此不采取任何进一步的即时动作可以是可接受的。然而对于c），取决于受影响目的的服务恢复需求，可能需要采取即时动作。在存在这样的RMT的情况下，其中，对于所述RMT，一个或更多目的在蓝和红部分这两者中都变得从r不可达，但所述目的在整个图G中从r仍然可达，则所述方法使用下面详细描述的重划分方法。重划分通过这样的方式来完成：仅少量链路需要从蓝到红或从红到蓝改变其颜色。在实施所述重划分之后，对于以r为根的每个单独RMT对，考虑以下情况。

情况I：RMT不受拓扑改变影响。RMT的全部节点和链路仍然活跃，并且链路中没有任何一个已改变其颜色。在所述情况下，对于该RMT不需要做任何事。

情况II：全部RMT节点和链路是活跃的但某些链路改变了其颜色。所述异常其自身对所述RMT的保护能力没有任何影响。然而，如果新的叶子被添加到所述RMT，而只要当前的红和蓝这两部分中存在去往该新叶子的路径则不危及保护，有可能某些链路上的带宽使用可以是不高效的。这将是当之前的蓝（红）链路在红（蓝）部分中被用于新叶子时的情况。因此建议，新叶子可以仅在该异常被修复之后被添加到树，所述修复是通过根据当前划分对具有混合颜色的树的路径进行重选路。除非存在对添加即时生效的新目的的特殊请求，否则所述重选路不需要在重划分之后被立即实施，并且可以根据网络节点上可用的计算资源来调整步骤。为确保在重选路过程中连接可故障恢复，对于每个被修改的RMT路径，建议使用先合后开方法。如果新叶子需要被添加到所述连接，则在该叶子被添加之前对RMT进行重选路。

情况III：拓扑改变影响RMT。这意味着，某些目的节点通过RMT不可达，并且因此其不再被保护。在所述情况下，那些RMT路径被重选路到两个部分的每个中的受影响目的节点。与情况II类似，建议先合后开方法。

针对目的节点添加/删除的RMT更新

如对于拓扑改变那样，在出现对多播连接的目的节点集合的动态更新时，任意保护方案必须是健壮的。在当前方法中，应当记得，初始划分方法独立于任意以r为根的连接的目的节点集合而对网络进行划分。因此，对于目的节点的任意集合满足属性1，即使其被动态更新为包括或删除节点。添加或删除目的节点是简单地在蓝和红部分的每个内实施现有MPLS网络中所使用的标准过程。同样应当指出，即使在出现拓扑改变时，由于确保仅少量链路伴随颜色改变的划分方法属性，以及没有任何新目的被添加到具有混合颜色RMT路径的RMT的建议限制，所以添加和删除目的是直观的。

参考图5可见将节点d添加为新目的和从目的集合移除节点g的效应。红RMT 502和蓝RMT 504示出了加入和离开操作之后的两个RMT，而在其中蓝RMT使用虚线链路并且红RMT使用实线链路的相结合的图506示出，两个产生的树是两个有效RMT。在该示例中，节点d已被包括在蓝树中，由此，方案将仅链路(c,d)添加到蓝树。对于离开操作，节点g是红树的概念上的分支节点，因为其还馈入节点j。因此，不从红树移除任何链路，并且从蓝树移除仅链路(d,g)。

初始划分方法

考虑具有根节点r的有向图G(V,E)。初始划分方法的目的是，构建对应于满足属性1的蓝和红部分的两个子图G_B(V，E_B)和G_R(V，E_R)。所提出的方法包含两个阶段：

阶段I：节点排序该阶段创建节点的有序列表L，使得每个非根节点在L中具有至少一个在前传入邻居和至少一个后继传入邻居。

阶段II：两个子图的构建该阶段利用来自阶段I的节点排序来构建红和蓝子图，所述红和蓝子图满足属性1，并且确保每个非根节点在两个子图中都可达。

这两个阶段在下面的小节中阐述。首先，在方法描述中，假设输入图G是强2可达的。该假设在下面的小节中被放宽。在随后的小节中，讨论了方法的正确性和复杂度方面。

节点排序方法

定义1（完整节点排列）：给定具有根节点r的有向图G(V,E)。假设L是节点的有序列表，其中，该列表中的第一和最后一个元素代表根节点r，并且该列表中的每隔一个元素唯一地代表非根节点中的一个。如果在列表L中每个非根节点在其前面和后面都具有传入邻居，则称列表L是完整节点排列。

稍后将示出，完整节点排列足够用于构建满足属性1的两个子图。列表构建过程包含两个步骤。在第一个步骤中，计算出主干列表该主干列表提供节点的仅部分排序。然后，在第二个步骤中，在每个集合U_j中细化节点的排序。

考虑集合其中，该集合具有包含全部图节点的两个或更多节点集合。第一和最后一个集合U₁和U_m包含仅根节点r（应当注意到，仅根节点在列表L中表示了两次），并且每个一个的集合U_j包含一个或更多非根节点。每个集合U_j代表G中以某个节点v为根的有向子树T_v。通过root(U_j)=v表示集合的根节点v。也将U_j称为集合根节点。由于每个非根节点被包括在单一集合U_j中，所以集合的根节点被用作其集合的唯一标识。通过root(u)＝v表示包含u的集合U_j的根节点。

子树的集合

如果满足部分节点排列则被称为主干列表，其中，所述部分节点排列使得，对于每个集合U_j，1＜j<m，其根root(U_j)在L中U_j之前的集合中具有至少一个传入邻居，并且在L中U_j之后的集合中具有至少一个传入邻居。应当记得，如果每个集合

包含单一节点，则

定义了完整节点排列。下面呈现计算完整节点排列的迭代过程。其开始于初始化的主干列表

并且在每个迭代中，其在保持部分节点排列的同时增加

中集合的数量。

主干列表初始化步骤：方法通过计算以r为根的生成树T开始。计算出的树可以是任意生成树，然而，为计算低代价RMT，所述方法计算最小代价生成树。然后，其构建具有|N_r|+2个集合的列表，其中，N_r表示树T中的传出邻居。第一和最后一个集合包含仅根节点r。对于每个节点v∈N_r，所述方法创建集合U_j,2≤j≤|N_r|+1，该集合代表以节点v为根的T的子树T_v。应当注意到，由于第一和最后一个集合包含r并且r是每个集合U_j的根的传入邻居，所以由此创建的列表是满足部分节点排列的主干列表。

主干列表细化步骤：所述方法然后迭代地找出不同集合中两个节点之间的链路(u,w)∈E，使得w不是集合根节点，即，root(w)≠root(u)且root(w)≠w。尽管可以选择任意满足该条件的链路，但为了产出低代价RMT，优选方法是选择具有最小代价的一个。假设v=root(w)是包含节点w的集合U_v的根。所述方法从树T_v中移除子树T_w，并且创建包含w中的节点的新集合U_w。另外，对于每个节点x2Tw，所述方法设root(x)=w。假设U_u是由root(u)定义的集合。如果U_u在主干列表中在v之前出现，则U_w在主干列表

中被插入到U_v紧挨之前。否则，U_w在

中被插入到U_v紧挨之后。当每个集合包含仅单一节点或所述方法不能找出所述链路(u,w)时，该过程结束。稍后示出，如果图G包含切割链路和节点，则细化过程可以在确定完整排序之前结束，并且描述了用于处理切割节点和链路的解决方案。

图6示出了对于图2中202处示出的输入图通过节点排序方法计算出的中间主干列表。图6示出了通过所述方法计算出的生成树，以及对应的初始主干列表在图7中700处给出。在702和704处分别示出了一个和四个迭代之后获得的主干列表。图8在800处示出了由主干列表定义的完整节点排列，其中，蓝链路在顶部，并且红链路在底部。

子图构建阶段

在构建出代表完整节点排列的列表L之后，所述方法计算满足属性1的分别由G_R(V，E_R)和G_B(V，E_B)表示的红和蓝图。子图的每个都包含全部节点，同时，子图包含链路的不相交集合。红图的链路集合E_R包括每个使得u≠r并且集合root(u)在L中出现在集合root(v)之前的链路(u,v)。类似地，蓝树的链路集合E_B包含每个使得u≠r并且集合root(u)在L中出现在集合root(v)之后的链路(u,v)。E_R中的链路将称为红链路，并且，E_B中的链路将称为蓝链路。

对r的传出链路给予特殊对待。由于r在L中由第一和最后一个集合这两者代表，所以r的每个传出链路(r,u)被包括在所述子图的任一个中，并且因此将具有红和蓝传出链路这两者。然而，应当指出，对于r的一个或更多传出邻居，可以不是这种情况。因此，有必要验证两个子图包括到r的每个传出邻居u∈N_r的两个节点不相交路径。仅如果r的传出邻居u∈N_r通过不同颜色的链路具有另一非根传入邻居时，该要求被保留。以下被实施以确保该需求被保留。如果节点u的全部传入非根邻居在L中出现在节点u之后，则链路(r,u)被着以红色并被添加到红图。如果节点u的全部传入非源邻居在L中出现在节点u之前，则链路(r,u)被着以蓝色并被添加到蓝图的集合E_B。否则，可以基于某种其它准则将链路(r,u)添加到子图中的一个，所述准则例如是均衡从根节点r来看的红和蓝传出链路的数量。

考虑在图6中600处计算出的完整节点排列。图8在800处示出了由该排列导致的链路着色，其中，蓝链路在顶部并且红链路在底部。在此情况下，链路(r,a)和(r,f)必须是红的，而链路(r,c)和(r,h)必须是蓝的。

处理切割节点和链路

在以下讨论中将方法扩展为处理任意这样的有向图G(V,E)，所述有向图包括并非2可达的实例并且可以包含切割节点和链路。应当记得，在前面的子小节中已考虑了这样的情况，其中，r的传出链路也是切割链路，并且其被插入红和蓝子图这两者中。现在，考虑切割链路(u,v)，其中，u≠r。由此，其遵循，节点u自身必须是切割节点。由此，用于切割节点的方法也解决了切割链路。

所述方法是基于检测切割节点，以及使用节点复制技术来产出经修订的输入图，该经修订的输入图是2可达的。在该修改之后，甚至对于某些其中目的节点从r2可达的场景，所述方法可以提供仅宽松RMT。这与定理1一致，其中，定理1指定，在所述设置中，找出严格RMT是NP困难的。由于切割节点是提前未知的，所以，属性2可以被用于在先前呈现的节点排序过程结束时对其进行检测。

属性2.假设

是通过节点排序方法计算出的主干列表。如果

包含不能被细化的具有两个或更多节点的集合U_j，则集合U_j的的根节点root(U_j)＝v是G的切割节点，并且其中的其它节点仅通过节点v可达。

对于每个在集合U_j中检测出的切割节点v，所述方法实施节点复制以便获取经修订的图，其中，在所述经修订的图中，v不是切割节点。首先，其定义另一节点

，在集合U_j中，该节点

具有与节点v相同的传入邻居，并且的传出邻居是v的传出邻居。然后，所述方法移除节点v和节点

的任何传入链路(w，v)，使得其尾w在集合U_j中。该操作消除最终红和蓝子图中的环。最后，其创建具有仅节点

的新集合

，并且其将U_k紧挨集合U_j之后插入

中。应当注意到，在该修改之后，由于每个曾仅经由节点v可达的节点现在还通过节点

可达，所以节点v不再是切割节点。在对每个检测出的切割节点v实施节点复制之后，所述方法恢复如之前一样的迭代式主干列表细化过程，直到每个集合包含单一节点或者另外的切割节点被检测到为止。在后一种情况下，重复节点复制过程，直到

中的每个集合包含单一节点并且获得完整节点排列为止。

参考图9和10，可以看到用于处理切割节点和切割链路的已修订方法的示例。考虑在图1中102处给出的输入图。在该图中，节点b是切割节点，并且根节点r的全部传出链路是切割链路。图9呈现了针对该图计算出的初始生成树900，以及，初始主干列表在902处给出。在904处给出了细化过程之后获得的主干列表。由于节点b和d仍然被包括在同一集合中，其导致b(集合{b，d}的根)是切割节点。在906处给出了复制节点b并且再次调用主干列表细化过程之后的最终节点排列。应当指出，产生的列表呈现了完整节点排列，其中，切割节点在该列表中被表示了两次。

在构建了代表完整节点排列的列表L之后，所述方法如在前面小节中描述的那样对网络链路中的每个进行着色，其中，在该前面小节中公开了子图构建阶段。在切割节点v的情况下，对G中其传出链路(v，u)的每个给予特殊对待。应当记得，节点v在L中用由v和

表示的两个节点来代表，由此，节点v的传出邻居u在集合L中可以位于节点v与节点

之间。在所述情况下，在经修订的图中，用不同颜色对链路(v,u)和

进行着色，并且因此，实际链路(v,u)被添加到红和蓝子图这两者。

考虑图10中1000处所示的节点排列和链路着色。在该示例中，链路(r,a)、(r,b)、和(r,c)被检测为切割链路，并且被着色为红和蓝这两者。另外，实际链路(b,d)在经修订的图中用两个链路(b,d)和

来代表。这两个链路被着色为红和蓝这两者。由此，链路(b,d)与两种颜色相关联。最后，在图10中，呈现了计算出的红1002和蓝1004图。

重划分方法

在本小节中，所述方法被扩展为解决拓扑改变。如果拓扑改变（任意数量的新网络单元或部件出故障）的话，对红和蓝子图实施最小修改以便保持属性1。修改是基于这一观察：节点在完整节点排列L中的实际位置对于计算红和蓝子树不是关键性的。实际上，子图的拓扑通过每个节点在L中相对于其传入和传出邻居的布局来确定。

所述方法操作如下：最初，其检测用Z表示的节点的有限集合，其中，所述节点在经修订完整节点排列中的布局可能受影响。然后，通过利用节点排序过程的有限变型，其计算出与最初那个尽可能相似的完整节点排列，并且相应地修改红和蓝图。

检测受影响节点

以下描述确定可能受拓扑改变影响的节点集合Z的迭代过程。在概念上，集合Z包含每个这样的节点，所述节点是在子图的一个或两个中不可达的u∈V中的节点，或者每个这样的路径，所述路径是经过来自Z的其它节点的、在子图的一个中从根节点r到u的路径。

所述方法使用以下三个节点集合初始化集合Z：

a）已被添加到网络的全部新节点。

b）每个这样的节点，所述节点的传入链路中的一个已出故障，并且因此其不具有红和蓝传入链路这两者。

c）每个具有新传入邻居的1可达节点。

应当记得，1可达节点是在主干列表细化过程中检测出的。

在初始化集合Z之后，所述方法迭代地识别出可能受拓扑改变影响的其它节点。对于每个u∈Z的节点，其从G中移除其传出链路，并且对于每个使得其头

的链路(u，v)，其检查v是否仍然具有红和蓝这两者传入链路。否则，其添加到集合Z。当Z中的全部节点的全部传出邻居已被检查之后，该过程终止。

重计算受影响节点的排列

接下来，所述方法重计算列表L。实质上，其从列表中计算出这样的新主干列表

，所述新主干列表使得集合L中每个节点u∈V-Z相对于其传入邻居的位置被保留。为计算L中的节点的位置，所述方法调用在节点排序方法小节中呈现的主干列表细化过程，其中，所述主干列表细化过程产出经修订的完整节点排列。

与节点排序方法小节中的初始化步骤一样，所述方法开始于计算以节点r为根的有向生成树T_r，使得集合V-Z中没有任何节点是Z中节点的后代。根据Z的定义，所述树存在，并且可以被计算出。例如，通过为V-Z中的节点的全部传入链路指派代价零，以及计算最短路径树。接下来，所述方法使用现有完整节点排列L来计算新主干列表

。首先，其从L中移除Z中的节点。由此，产生的列表包含仅保留其在L中的相对顺序的V-Z中的节点。然后，对于每个在树T_r中具有来自集合Z的子孙的节点u∈V-Z，所述方法构建子树T_u，其中，该子树T_u以节点u为根，并且除u之外包含仅Z中的节点。该子树与已包括在

中的集合root(u)相关联。在该步骤结束时，

包含所有这样的网络节点，其中，Z中的每个节点关联于以某个节点u∈V-Z为根的集合

接下来，所述方法调用主干列表细化过程。由于该步骤需要找出仅Z中的节点在主干列表中的排列，所以，对于排序细化，将仅考虑有需要的节点的传入链路。最后，所述方法如在子图构建阶段中描述的那样重建红和蓝树。

作为总结的示例，以下是当剩余网络不是强2可达的时重建红和蓝子树的示例。考虑图2中202处所示的输入图，其中，其具有如图3中所示的红和蓝图以及如图8中所示的完整节点排列。现在，假设节点a出故障。在此情况下，由于节点g是切割节点并且链路(r,h)是切割链路，所以产生的图不是2可达的。这里，受影响节点的集合Z={j,h}。应当指出，尽管节点f和g是节点i的传出邻居，但其未被包括在Z中，因为其仍然具有红和蓝两者入口链路。

图11在1100处示出了计算出的生成树，而图11在1102和1104处示出了初始和最终主干列表。由于节点g是切割节点，所以其被复制并且在列表中出现两次。在图12中示出了修改的红1202和蓝1204图。应当注意到，由于节点j和h是1可达而不是2可达的，所以链路(g，j)和(r,h)被包括在两个图中。

模拟设置和结果

基于来自代表主要现实世界网络的公开可用网络拓扑的数据，相对于FRR方案的不同变型，评估基于RMT的保护方案的性能。全部被考虑的网络是2连接的，其中，每个网络节点是从每个剩余节点2可达的。在每个模拟运行中，收集与用于主以及迂回通路/备份P2MP LSP的带宽相关的信息，其中，所述主以及迂回通路/备用P2MP LSP具有随机指定的根和目的节点集合。

模拟结果显示，RMT的总带宽消费和总权重大大低于全部FRR变型的。

观察到权重比率度量的结果与带宽比率度量呈现的类似。这意味着，基于RMT的方法不仅消费比FRR大大减少的带宽，而还高效地利用低权重链路来保持RMT的总权重尽可能低。应当指出，针对链路和节点故障提供保护的RMT方案超越甚至FRR仅链路（FRR-LO）方案，其中，FRR仅链路方案仅提供针对链路故障的保护。

此外，模拟显示，RMT方案不产生任何分组复制。同样观察到，甚至在单一目的节点的情况下，RMT超越其余方案。整体上，目的节点的数量越多，RMT方法相比于FRR表现越好。

作为总结，已呈现了基于RMT的对MPLS网络中的多播连接的保护方案。方案利用高效方法逻辑上划分网络拓扑，并且以这样的方式将两个产生的部分用作RMT对，其中，对于相同的根节点和目的集合，在每个部分中独立地对P2MP LSP进行选路。已示出，所述划分可以仅需要很少地在影响可达性的重大改变发生时被实施。这，加上划分方案的复杂度可与标准最短路径树计算方案的相比拟的事实，指示该方案可以容易地在网络节点上实现。还呈现了一种机制，所述机制用于最小化需要改变颜色的链路的数量的重划分。所述重划分方案可以大大减少拓扑改变对现有RMT的影响。

经由模拟，已表明，所述方案在带宽使用方面大大超越各种MPLSFRR，并且还避免了分组复制问题。甚至在FRR被用于仅链路保护的情况下，所述方案也提供更好的性能，并且还提供针对链路和节点故障这两者的保护。

本发明可以以方法和用于实践那些方法的装置的形式来体现。本发明可以还以包含在现实介质中的程序代码的形式来体现，其中，所述现实介质例如是磁记录介质、光记录介质、固态存储器、软盘、CD-ROM、硬盘或任意其它机器可读存储介质，其中，当所述程序代码被加载到例如计算机的机器中并被其执行时，所述机器变为用于实践本发明的装置。本发明可以还以程序代码的形式来体现，所述程序代码例如或者被存储在存储介质中，或者被加载到机器中和/或被机器执行，其中，当所述程序代码被加载到例如计算机的机器中并被其执行的时候，所述机器变为用于实践本发明的装置。当在通用处理器上被实现时，所述程序代码段结合处理器来提供这样的设备，所述设备类似于专用逻辑电路那样操作。

应当进一步理解，在不脱离如由以下权利要求中表述的本发明的范围的情况下，本领域的技术人员可以做出为阐述本发明的本质而已描述和示出的对部分在细节、材料和排列上的各种改变。

应当理解，此处阐述的示例性方法的步骤不必要按所描述的顺序来实施，并且所述方法的步骤的顺序应当被理解为是仅示例性的。同样，在与本发明的各种实施例一致的方法中，另外的步骤可以被包括在所述方法中，并且特定步骤可以被省略或合并。

尽管以下方法权利要求中的单元（如果有的话）以特定顺序使用对应的标记被详述，但除非权利要求详述暗示了实现那些单元中的一些或全部的特定顺序，否则那些单元不必预期限于以该特定顺序来实现。

此处对“一个实施例”的引用是指，结合该实施例而描述的特定特性、结构或特征可以被包括在本发明的至少一个实施例中。短语“在一个实施例中”在本说明书中各个位置处的出现不必全都是指同一实施例，也不是必须与其它实施例互斥的单独或可替换实施例。同样的道理适用于术语“实现”。在不脱离权利要求中定义的本发明的范围的情况下，可以对以上描述的本发明的实施例做出各种修改、变型和调整。

Claims (10)

1.一种用于为分组交换网络中根节点与目的节点集合的MPLS多播连接请求提供保护的方法，所述分组交换网络具有网络节点和连接所述网络节点的通信链路，所述方法包括：

构建冗余多播树对，其中，所述冗余多播树对中的第一冗余多播树以所述根节点为根，并且连接到所述目的节点集合中的全部目的节点，以及其中，所述冗余多播树对中的第二冗余多播树以所述根节点为根，并且连接到所述目的节点集合中的全部目的节点；

在正常操作期间，在所述第一冗余多播树上，将多播流量从所述根节点广播到所述目的节点集合；以及

在故障操作期间，在所述第二冗余多播树上，将多播流量从所述根节点广播到所述目的节点集合。

2.根据权利要求1的方法，进一步包括：

在正常操作期间，在所述第二冗余多播树上，将多播流量从所述根节点广播到所述目的节点集合。

3.根据权利要求1的方法，其中，所述故障操作包括所述通信链路中的一通信链路的故障。

4.根据权利要求1的方法，其中，所述故障操作包括所述网络节点中的一网络节点的故障。

5.一种用于为分组交换网络中根节点与目的节点集合的MPLS多播连接请求构建冗余多播树对的方法，所述分组交换网络具有网络节点和连接所述网络节点的通信链路，其中，所述分组交换网络可以用从所述根节点构建出的图来代表，所述图具有包括所述网络节点的顶点，以及，所述图具有包括所述通信链路的有向边，所述方法包括：

将所述分组交换网络划分为第一部分和第二部分，其中，每个部分由所述分组交换网络的所述网络节点中的全部组成，每个部分包含用以形成所述分组交换网络的无环图的所述通信链路的子集，以及，所述第一部分和所述第二部分只共同具有来自由切割链路和到切割节点的链路组成的链路组的所述分组交换网络的所述图的链路；

构建第一生成树，其中，所述第一生成树在所述第一部分中将所述根节点与所述目的节点集合相连接；

构建第二生成树，其中，所述第二生成树在所述第二部分中将所述根节点与所述目的节点集合相连接；

为所述目的节点集合提供所述第一生成树和所述第二生成树作为所述冗余多播树对；以及

如果所述分组交换网络的拓扑改变的话，则更新所述第一和第二部分。

6.根据权利要求5的方法，其中，所述分组交换网络的所述拓扑的改变包括网络节点的删除或添加。

7.根据权利要求5的方法，其中，所述分组交换网络的所述拓扑的改变包括，导致网络节点在所述第一和第二部分的一个中缺少传入链路的、所述分组交换网络的通信链路的故障。

8.根据权利要求5的方法，进一步包括：

创建网络节点的有序列表，使得，在所述有序列表中，每个非根节点具有至少一个在前传入邻居节点和至少一个后继传入邻居节点；

提供所述第一和第二通信链路集合共同的通信链路子集，其中，所述共同链路子集由切割链路和到所述图的切割节点的链路组成；

如果所述分组交换网络的拓扑改变的话，则更新所述第一和第二部分；

构建第一和第二子图对，其中，所述子图的每个包含全部网络节点，其中，所述第一子图包括第一通信链路集合，以及，所述第二子图包括第二通信链路集合，所述第一通信链路集合与所述第二通信链路集合不相交，所述第一子图对应于所述第一部分，以及，所述第二子图对应于所述第二部分。

9.根据权利要求5的方法，其中，所述第一生成树包括最短路径树。

10.根据权利要求5的方法，其中，所述第一生成树包括Steiner树。

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