CN1333564C

CN1333564C - 层次式交换网络的短接通信方法

Info

Publication number: CN1333564C
Application number: CNB2004100987325A
Authority: CN
Inventors: 李俊; 葛敬国; 钱华林; 牛广峰; 娄雪明; 申祥军
Original assignee: Computer Network Information Center of CAS
Current assignee: Computer Network Information Center of CAS
Priority date: 2004-12-15
Filing date: 2004-12-15
Publication date: 2007-08-22
Anticipated expiration: 2024-12-15
Also published as: CN1622537A

Abstract

本发明公开了一种层次式交换网络的短接通信方法，设置进行短接通信控制的短接信道表、短接前缀地址映射表和间接短接节点表，数据包的短接通信包括以下步骤，1)数据包到达某节点域，查询并匹配短接前缀地址映射表和短接信道表，确定是否需要进行间接或直接短接通信；若不需要直接或间接短接通信，则进入步骤3)；否则，若需要间接短接通信，则将数据包送到本侧直接短接节点域，然后进入步骤2)；若需要直接短接通信，则直接进入步骤2)；2)查询并匹配短接信道表，将数据包发送到短接信道对侧后，进入步骤3)；3)利用层次式交换网络的普通树信道发送数据包。本发明既保持了树型结构的优点，又克服了树结构的不灵活性。提高了短接信道的利用率，增加了短接通信的灵活性。

Description

层次式交换网络的短接通信方法

技术领域

本发明涉及一种层次式交换网络的短接通信方法。

背景技术

层次式交换网络(下文有时简称为层次网络)是一种拓扑结构按层次结构构造的网络，其地址空间也按照层次结构进行分配，而且拓扑结构的层次与地址结构的层次是严格匹配的。这种结构的网络主要解决当前Internet因采用任意连接的拓扑结构、一维平铺且无序的地址分配、以及地址与拓扑结构无直接关系等原因造成的路由表庞大、全局路由信息交换与计算复杂、网络服务质量难以保证、组播树生成算法因高复杂度而难以实现、路由设备因可被任何人访问而受到干扰造成降低工作效率和不安全、故障自愈要依赖另外一套毫不相干的技术SDH来协助完成等一系列致命的问题。它通过重新规定网络拓扑结构、网络地址分配的方法、以及二者之间必须满足的关系，用IP交换(IP Switching)代替IP路由(IPRouting)，避免路由操作，实现数据包按照层次地址快速地进行交换，从而提高网络节点的性能，简化核心网络的复杂度，适合构造高性能、可扩展、可管理、安全可靠的下一代Internet。

从逻辑上看，层次式交换网络的骨干网结构是由多个层次结构组成的树型结构。简单树型结构虽然因为两个节点之间链路唯一而简化了路由，但是一条信道或节点的失效会导致该信道或节点下连的子树失去连接性，从而造成一批下属子树的断连，而且这种唯一的路径不能满足灵活的路由需求。因此，层次式交换网络的拓扑结构不采用简单树型结构，而是对严格的树型结构加以扩展，采用基于逻辑节点域、逻辑链路、短接链路的扩展结构来避免简单树型结构的缺点。

基于逻辑节点域与逻辑链路的扩展是指以逻辑节点(或称节点域)替代树型结构的节点，以逻辑链路替代树型结构的分支，以逻辑节点和逻辑链路为基本元素按树型结构组织成逻辑上的树型结构网络，保持层次树型结构的特点。在物理实现角度看，每个逻辑节点域中有多个节点，这些节点互联保证了交换节点容量的可扩展性和路径选择的灵活性；而每条逻辑链路又包含了多条物理链路，从而扩展了逻辑链路的带宽。这种扩展方法既保持了树型结构的特点，又保证了可靠性和可扩展性。基于短接的扩展是指在不同的子树间增加直接链路，从而使得子树间存在第二条有效路径，因而子树间的流量不一定需要它们共同的祖先节点转发。短接链路是局部自治的，只有短接通信组的成员才知道此短接的存在，对其它节点域透明。这种扩展方法主要解决严格层次结构的灵活性和效率问题，既保持了拓扑的层次性，又具有灵活的拓扑结构，从而提供最大的联网灵活性，并且在将现有网状连接的网络转换成层次式交换网络时能保留已有的任意连接的拓扑结构。

扩展后的层次式交换网络是以节点域、逻辑链路、短接链路作为基本元素构造的层次网络。层次式交换网络的管理和交换控制过程以节点域为基本单位，独立于其它节点域，因而节点域是一个自治域Autonomous Domain(AD)。由于节点域本身是一个规模有限、功能相对单一的系统，因此需要高性能、高可靠的管理和控制方法。

目前存在的自治域系统控制方法有RIP(路由信息协议Routing Information Protocol)、OSPF(开放的最短路径优先Open Shortest Path First)、PNNI(专用网络间接口PrivateNetwork-Network Interface Specification)以及MPLS(多协议标记交换Multiprotocol LabelSwitching)。这些方法和系统面向大规模、松散的自治系统，都有复杂的路由信息交换与路由计算过程。路由器依靠如OSPF或IS-IS(中间系统-中间系统Intermediate System toIntermediate System)的路由协议交换信息，参与当前整个自治系统内的路由、管理与控制操作。由于这些协议复杂且交互范围大，互操作能力弱，导致故障恢复时间、负载平衡能力、资源利用率不理想：如依赖于如RIP、OSPF、IS-IS等内部网关协议的失效检测和故障信息发布，当自治域较大时，其收敛时间达分钟级，故障恢复时间长，因此会造成TCP连接的中断；而自治系统内部的负载均衡主要依赖于基于AS内部粗粒度协议级路由协议的负载均衡功能，如OSPF的等价多路径功能，这些功能相对较弱；如Z.Wang和J.Crowcroft(Shortest Path First with Emergency Exits，Proceedings of the 1990 ACM SIGCOMMConference，1990)、D.Sidhu等(Finding Disjoint Paths in Networks，Proceedings of the 1991ACM SIGCOMM Conference，1991)、S.Bahk和M.E.Zarki(Dynamic Multi-path Routing andHow it Compares with Other Dynamic Routing Algorithms for High Speed Wide Area Networks，Proceedings of the 1992 ACM SIGCOMM Conference，Vol.22，Oct.1992)所提出的多路径路由方案，由于其存储、计算开销大，因此大大增加了路由协议的复杂度。

为了提高路由器的转发速度和提供服务质量保证，人们试图尽量用交换来代替路由，提出了综合网络核心交换和网络边缘IP路由二者的优点而产生的IP/MPLS路由/标记交换结构。在IP/MPLS结构下，路由是永远避不开的，只能做到部分地减少路由表查找次数，并没有从根本上解决问题：第一，没有消除路由表复杂的生成过程、庞大的路由表、及对路由表费时的查询工作；第二，不能对各个独立的、时间上随机到达的IP包是否属于同一个流进行有效的认定；第三，当流的数量很大时，识别流的计算开销以及保存流状态的存储开销都很大；第四，由于难以预测一个流的长度，因此对于一个短流，可能刚为其建立标记交换路径它就马上就结束了，其效果比路由还差；第五，采用标记交换提高了复杂度，例如标记的生成、分配、管理等，使得核心网内部越做越复杂，增加了Internet核心的复杂性。

综上所述，已有的协议功能复杂、效率不高，不能满足节点域管理与控制的需求。

发明内容

针对上述现有层次式交换网络的通信方法中所存在的问题和不足，本发明的目的提供一种结构上灵活和流量合理、同时增加了可扩展性的层次式交换网络的短接通信方法。

本发明是这样实现的：一种层次式交换网络的短接通信方法，设置进行短接通信控制的短接信道表、短接前缀地址映射表和间接短接节点表，数据包的短接通信包括以下步骤，

1)数据包到达某节点域，查询并匹配短接前缀地址映射表或短接信道表，确定是否需要进行间接或直接短接通信；若不需要直接或间接短接通信，则进入步骤3)；否则，若需要间接短接通信，则将数据包送到本侧直接短接节点域，然后进入步骤2)；若需要直接短接通信，则直接进入步骤2)；

2)查询并匹配短接信道表，将数据包发送到短接信道对侧后，进入步骤3)；

3)利用层次式交换网络的普通树信道发送数据包。

进一步地，所述短接可为处于树的任意不同层次的节点域之间的任意链接，对于两节点域之间的路径只出现上行或只出现下行的，不允许其短接。

进一步地，所述节点域为包括多个交换机互联而成的逻辑节点域。

进一步地，所述短接信道表位于短接信道一侧的直接短接节点域中，每一个表项包括短接信道对侧参与短接通信的短接节点域的地址前缀、本侧节点域中连接短接信道的交换机SID、该交换机的端口PID、短接信道的带宽以及短接信道的状态，短接信道对侧所有的直接短接节点域和间接短接节点域的地址前缀。

进一步地，所述间接短接节点域中包括一张短接前缀地址映射表，该短接前缀地址映射表的表项包括对侧所有直接和间接短接节点域的地址前缀、对应的本侧直接短接节点域的地址前缀以及短接信道的状态。

进一步地，所述直接短接节点域中包括一张间接短接节点域表，该间接短接节点域表将本侧所有间接短接节点域与短接信道建立关联；每个表项包括间接短接节点域的地址前缀和短接信道的标识。

所述短接信道状态改变，即失效或恢复，直接短接节点域在低层协议中检测到状态变化后，自动通知本侧的所有间接短接节点域；查询匹配短接前缀地址映射表或短接信道表时，若短接信道的状态处于失效状态，则不能获得匹配，数据包沿着树信道被送达目的地。

进一步地，所述数据包目的地址与短接前缀地址映射表的表项匹配时，利用隧道将数据包送到短接信道的本侧直接短接节点域，其中可用的隧道技术包括跳到跳选项报头(Hop-by-hop Options Header)、路由报头(Routing Header)和信宿选项报头(DestinationOptions Header)技术；也可以通过层次式交换网络的内部控制报文技术来实现。

进一步地，所述短接信道为逻辑信道，其由多条物理信道组成。

另外，参与一条短接信道进行直接短接通信和间接短接通信的所有节点域，组成一个短接通信组。无论短接通信的关系怎样复杂以及针对不同短接信道的节点域之间怎样相互交错，所有的配置信息都以短接通信组进行安排。这样使得短接信道表、短接前缀地址映射表和间接短接节点域表的配置过程十分清晰简单。虽然短接通信组的所有成员节点域中都要有其中的一张或一些表格，其配置操作涉及了短接通信组中所有成员节点域的管理员，但要求许多管理员互相配合完成正确的表格配置是很困难的。为此，本发明可以只在短接信道的两侧直接短接节点域完成配置，只要该两个节点域的管理员参与。其中的短接信道表和间接短接节点域表都处在直接短接节点域中，虽然短接前缀地址映射表处于所有的间接短接节点域中，但可以在直接短接节点域中生成，然后自动送给本侧所有间接短接节点域而不要这些节点域的管理人员参与。本发明的配置简单而不易出错。

层次式交换网络的拓扑结构是严格的树型结构，地址结构与拓扑结构的严格匹配，使层次式交换网络以交换代替路由，带来一系列优良的网络性能，但同时失去了网络结构的灵活性，通常相邻的节点域之间通信必须经过远处的上层父节点域转发，有时会不合理。本发明解决了这个问题，既保持了树型结构的优点，又克服了树结构的不灵活性。任意多的短接信道的使用，使得网络具有网状拓扑结构的特性。以扩展骨干节点域之间的容量，增加通信的可靠性，使特定通信伙伴之间可以有专门的路径，改善了特定通信应用的质量。使得短接信道能为任意的通信伙伴提供短接通信服务，提高了短接信道的利用率，增加了短接通信的灵活性。

附图说明

下面结合附图，对本发明作出详细描述。

图1为节点域之间任意连接短接信道的结构示意图；

图2是本发明短接信道表示意图；

图3是本发明的节点域之间的短接的另一结构示意图；

图4是本发明短接前缀地址映射表示意图；

图5是本发明树内部节点域之间的短接结构示意图；

图6是本发明短接信道的延伸的结构示意图；

图7a是本发明短接节点域的一种类型的结构示意图；

图7b是本发明短接节点域的另一种类型的结构示意图；

图8是本发明间接短接节点域表的示意图；

图9是本发明高层骨干网全连接短接通信的结构示意图；

图10是本发明高层骨干网间接短接通信的结构示意图。

具体实施方式

本发明连接两个不同节点域的短接信道，可以是由多条物理信道组成的一条逻辑信道，也可以是简单的一条物理信道。像层次网络的其他树结构信道一样，多条物理信道的负载分配和均衡、对其中个别物理信道失效的检测以及发现失效和恢复后的自愈处理等工作是由一个下层功能模块完成的。如图1所示，本发明给出了两个层次网络，一个以根节点域A表示，一个以根节点A′表示；图中网络用双实线表示树型结构的逻辑信道，简称为树信道；用虚线表示短接信道。本发明的短接信道具有以下四个方面的特征：

1、允许层次式交换网络中有任意多的短接信道；

2、允许一个节点域对其它任意多个节点域有短接信道；

3、允许处于树的任意不同层次的节点域之间有短接信道；但对于两节点域之间的路径只出现上行或只出现下行的，不允许其短接。也就是说，仅在一个上行或下行树信道中的两节点域不允许短接；

4、允许短接信道任意延伸。

本发明的节点域在接收数据包时，首先判断该节点域有没有短接信道，若无则直接处理树信道；若有则先处理短接信道，然后处理树信道。

本发明数据包按如下步骤转发：1)判断是否有短接信道表。若没有，转2)；若有，查短接信道表中的地址前缀是否与数据包目的地址的高位相同，若没有相同的项，转2)；若有匹配的项，向短接信道表中指明的短接信道(由SID和PID决定)上转发出去。交换过程结束。2)对于不需要短接信道转发的数据包，判断其是上行转发或下行转发。判断上行的方法是比较数据包目的地址与本节点域的地址前缀部分是否相同，若不同，则符合上行条件，将数据包上行转发给父节点域；若不是上行数据包，则选择下行逻辑信道转发数据包。下行逻辑信道的选择，由数据包目的地址中对应本节点域交换字段的部分的值决定。

本发明通过在节点域的交换机中增加一张叫“短接信道表”的表来处理短接信道，表的结构如图2所示。图2中，节点域标识是短接信道对方所连接的节点域的地址前缀。其中A_i/B_i的表示方法与CIDR表示方法相同。A_i为地址前缀，B_i为掩码长度。SID是本节点域中连接相应短接信道的交换机，PID是该交换机的端口。带宽指短接信道的容量，本发明以Mbps为单位。状态指信道可用(状态0)或失效(状态1)。图2中前两项的对方节点域地址前缀相同，表示这两条短接信道对侧相同，属于同一条逻辑信道，但两条物理信道从本节点域的不同交换机及不同端口连出去的。

本发明的节点域在处理数据包转发时，先插入一个针对短接信道的处理，判断数据包信宿地址的前缀部分是否与短接信道表中的某项相一致，如果一致，从表中得到SID和PID。有了这个SID和PID，就可以对数据包进行EPID的封装(用于节点域内部将数据包转发给SID/PID的封装)，然后根据SID和PID将EPID封装后的数据包送到短接信道所在的交换机和端口并转发出去。在这个过程中，短接信道相当于外部信道。由于结构的限制，本发明的一个节点域的短接信道数量是很少的，通常不会超过3～5根，因此短接信道表也只有3～5个表项，查表处理的时间可以忽略。对于没有短接信道的节点域，短接信道表为空，就退化为只有向外部输出信道转发数据包的普通操作。

为了使得增加的短接信道不影响树型结构的特性，本发明的一条短接信道只有点到点的作用，把数据包送到短接信道的对方，就算完成了任务。在决定是否要经短接信道送出时，只考虑对方节点域的地址，不考虑对方节点域的层次位置。这样，就简化了对短接信道的处理难度，容易把树信道与短接信道分开，使得表面上看来是任意连接的网状结构，仍然具有层次式树型结构的一切特性。

短接信道两端直接连接的节点域，称为“直接短接节点域”。如图3中的节点域C’和节点域E。当短接信道用于两个直接短接节点域中的用户之间互相通信时(即两棵子树之间的通信)，称为短接信道的直接短接通信。对短接信道的直接短接通信，若按图2的控制方法只能用于向下传送的过程(下行)，即数据包到了对方直接短接节点域后，只能向下传送，不能向上传送(上行)。如图3中节点域C’向节点域E转发的数据包，如果C’的短接信道表中只列出了节点域E的地址前缀，其目的地只能是E子树内的信宿主机，而不能从E向上传送。其原因是C’节点域在决定向E传送时，用的判断条件是E的地址前缀，数据包的信宿地址高位部分与E节点域地址的高位部分完全相同，数据包到了E后，不可能继续向上传送，数据包的接收者只能是E、J和K这棵子树中的任意一个主机。

为使具备向上传送的能力，本发明对短接信道表加以扩充。仍利用图3中节点域C’和节点域E的短接信道作例子加以说明。如果在节点域C’的短接信道表中不但设置E节点域的地址前缀，同时加入E节点域所属的树的根节点域(A)的地址前缀，不仅高位地址与E节点域地址前缀完全一致的数据包被传送到E，E所在的整个以A为根的树也可以到达。

如果能让节点域C’通过短接信道C’-E将目的地为另一子树(例如图3中的H子树)的数据包转发出去，只要把节点域H的地址前缀登记在C’的短接信道表中即可。一旦数据包从C’送到了E后，它就在右侧的树中沿B、A、D到达H。前两站是上行，后两站是下行。

可以看出，通过短接信道表，只要对同一短接信道(由SID/PID表示)列出多个对方层次网的节点域地址前缀，就可以实现向对方全网或任意子网的数据包转发，而操作却十分简单，并不影响原有的树型结构及其特性。上述对短接信道表的扩充，使得不直接与短接信道相连的其它节点域也可以放在短接信道表里。本发明称这些与短接信道之间被树信道隔开的节点域为间接短接节点域，以区别于短接信道两侧的直接短接节点域。当通过短接信道通信的两边用户中至少有一个是来自间接短接节点域的，这时称该通信为短接信道的间接短接通信。这样不论短接信道表中设置了多少节点域地址前缀，本发明短接信道上的通信可以分为直接短接通信和间接短接通信两类。

图3中，对于短接信道C’-E，如果只允许直接短接通信，则子节点域C’中的任何主机与子节点域E中的任何主机之间进行通信时，无论是从C’流向E的数据包还是从E流向C’的数据包，均走同一条路径。如果图3中的C’-E短接线的右侧改连到节点域A，变成C’-A短接信道，并且只允许直接短接通信，则C’子域内的所有主机可以与A的整个树中所有主机通信，双向的数据包仍然能走相同的路径。极端情况下，如果短接信道为A’-A，且只允许直接短接通信，则两棵树中的所有主机之间都能进行正常的通信，双向数据包走相同的路径。

短接信道与树信道在传输能力上是有差别的。以图3为例，假设对短接信道C’-E在C’节点域中配置了节点域E和H的地址前缀。当F’中的一台主机Ha要与L中的一台主机Hb通信时，Ha发给Hb的数据包可以经F’、C’、E、B、A、D、H、L到达主机Hb，但从Hb发给Ha的数据包却找不到主机Ha。因为信宿地址是主机Ha的地址，要经过F’才能到达，但数据包从L、H、D、到达节点域A后，根据节点域按地址字段交换数据包的规则，节点域A并不能将数据包下行送到E去，而认为Ha的地址超出了本树型网的范围。本网找不到，就从缺省路径送到层次网以外的地方去了。尽管最终也能送到主机Ha，但走的路径是通过了外界与A’和A两个层次网络同时连接的非层次网络或更高层次的层次网络。为解决这一问题，本发明在节点域H中也配置C’子域的地址前缀，并设立一张如图4的“短接前缀地址映射表”，把C’子域地址前缀映射到E子域的地址前缀。当H中的任意一台主机Hb向C’中的主机Ha发数据包时，数据包上行到H，发现前缀地址映射表中有C’的前缀，就用E的地址封装数据包，在H和E之间建立一条隧道。这样该数据包通过隧道从H送到节点域E。到节点域E后，拆去封装，从E的短接信道表中发现数据包应通过短接信道送到C’。然后由C’送到主机Ha。有了这样的控制方法，任意子节点域都可以被列入短接信道表中。为了方便，本发明称这种封装为短接封装，称这种隧道为短接隧道。

值得注意的是，设立短接隧道并不是唯一的方法，要把数据包先送到E，再由E判断是否经短接信道将数据包送给C’，还有更简单的办法。本发明可利用IPv6的扩展报头的功能，其中的下一报头(Next Header)号为0的跳到跳选项报头(Hop-by-hop OptionsHeader)、下一报头号为43的路由报头(Routing Header)或下一报头号为60的信宿选项报头(Destination Options Header)，都可以用来实现先将数据包送到节点域E，由E处理后再送到C’的目的。本发明以信宿选项报头(编号为60)为例加以说明。Hb发给Ha的数据包，上行到H后，发现H中有短接前缀地址映射表，并且有一个表项是C’与E的地址前缀对应关系，而数据包的信宿地址Ha中就含有C’的地址前缀，正好与表项匹配，这时从表中查到E的前缀，利用E的前缀作为数据包的信宿地址，而把原来的信宿地址Ha保存在扩展报头的Option中，并在Option中标明适当的TLV(类型、长度、值)将Ha保存在V中。数据包被送到节点域E后，E就是该数据包的信宿(临时信宿)，它就检查其扩展报头信宿选项报头，根据所定义的TLV，知道这是间接短接的处理，从Option的V字段取出数据包的原始信宿地址Ha，作为真正的信宿地址，并取消扩展报头，将数据包恢复成从Hb发出时的样子，然后转发该数据包。转发时，当然先查短接信道表，发现表中有C’的表项，并与数据包信宿地址Ha的地址前缀相同，就把它从短接信道上送到C’。不难看出，数据包到达E并在E被恢复成原始数据包以后，就是正常的直接短接的处理。

上述例子中，数据包在H被修改后送到临时信宿E的过程，是正常的数据包转发过程，但到了E，E成为数据包的接收者，就会出现问题。因为根据层次网络的规则，为了网络安全的需要，只有内部报文(采用内部特殊地址的报文)，才能被节点域、节点域中的某个交换机或节点域中的某个服务器接收，而一般的用户数据包只能被转发，不能被收下。本发明提出两种解决方法。一种方法是启用扩展报头功能。以前为了快速、简便，在层次网内部不检查IPv6数据包的扩展头，透明地将数据包转发到层次网的边缘出口，扩展报头由信宿自行处理。现在本发明要求节点域对收到的数据包进行转发之前，先查一下是否有扩展头，如有，检查是否有编号为60的扩展头，如有，再检查是否有特殊定义的TLV的T类型，如有，则作恢复原始数据包的工作。只要上述任意一个判断出现否，就作正常数据包的转发。本发明的第二种方法，直接在H中将数据包封装成内部数据包。信宿地址是E的地址前缀，信源地址是H的地址前缀，并在信宿地址的低位部分，标明是由节点域接收该数据包。数据包到达E后，加以处理，撤销封装，恢复原始数据包。这种方法就不需要启用扩展报头及相应的处理了。

本发明提出了三种方法来处理间接短接信道上反向数据包(从Hb发给Ha的数据包)的处理：1)在H和E之间建立隧道，在隧道终点做处理(撤销隧道封装)；2)启用扩展报头的处理，利用信宿选项扩展报头，让临时信宿E检查TLV并作处理(恢复原始数据包)；3)封装成内部报文，在临时信宿E撤销封装。本发明优选第3)种方法，其实这也是一种隧道方法，是一种特殊的隧道方法，利用内部控制报文特殊编址的特点，避免处理IPv6扩展头，使得层次式交换网络维持简单、透明的特性。为了简便，在后文的描述中，上述传送方法一律简称为短接隧道。

无论哪一种方法，都要增加数据包的长度，例如封装成内部报文，至少要增加40个字节。这里，16字节信宿内部地址，16字节信源内部地址，8字节TLV形式的Option。虽然信源内部地址可以不要，但为了数据包格式的规范化，本发明还是将其加上；虽然TLVOption只要一个字节的T就够了，但为了满足IPv6的任何报头的长度都应是8字节的整数倍，尽管内部报文可以特殊化，本发明也还是遵照8字节整数倍的规则。为了满足MTU的要求，在IPv6查询路径最大MTU时，应考虑到这一点。

如果E对短接信道C’-E登记的短接节点域中，除了直接短接节点域C’外，还有间接短接节点域(例如B’)存在，则H的“短接前缀地址映射表”中不仅有C’到E的地址前缀映射表项，还有B’到E的地址前缀映射表项。对方的直接短接节点域只有一个，但间接短接节点域可以有很多，在短接前缀地址映射表中应包括对方的直接短接节点域和所有的间接短接节点域。

当一条短接信道两侧都扩展了一批间接短接节点域以后，只要在双方的间接短接节点域中对称地设立了对方间接短接节点域的“短接前缀地址映射表”表项，双方的间接短接节点域之间的通信就完全可能了。

对于短接信道表或短接前缀地址映射表，每个表项都应有一个状态字段，标明短接信道是处于正常工作状态还是暂时失效。无论是直接短接节点域还是间接短接节点域，对处于失效状态的短接信道，将被视为不存在，数据包按无短接的树信道交换规则进行交换转发。通过两棵树之间的缺省连接(例如两棵树分别连到外界非层次网络或连到更高层的层次网络)，仍然可以通信，只是绕道会远一些。

本发明的短接信道控制规则为：对间接短接通信，如果短接信道的一侧(例如图3中的C’)在短接信道表中包含了对方的间接节点域地址前缀(例如H)，则要求该间接短接节点域(H)中也要配置对侧(C’)的地址前缀，并建立短接信道两侧直接短接节点域地址前缀的映射表项(C’与E的映射)及所有间接短接节点域地址前缀的映射表项(如B’与E的映射)。通过短接隧道的方式将数据包从间接短接节点域(H)送到直接短接节点域(E)，然后由直接短接节点域(E)拆封后经短接信道送到对方直接短接节点域(C’)(如果目的地址不是C’而是更远的B’，则还要由C’转发到B’。这种转发就以常规的树信道转发规则进行)，完成反向数据包的传递。

这样，本发明不仅保证了反向(从H去C’)数据包能送到目的地，还保证了正向(从C’去H)数据包与反向(从H去C’)数据包走相同的路径。同样，在以图3为基础的上述例子中，当E的短接信道表中除了包含直接短接节点域C’外还有间接短接节点域B’，在B’中也要有对方所有直接短接节点域E和间接短接节点域H等的短接前缀地址映射表项。两侧的处理方法是一样的。本发明的短接隧道的设置，不仅使由直接短接节点域一侧(例如C’)发起的通信在两个方向上的数据包走相同的路径，还保证了从间接短接节点域一侧(例如H)发起的通信，通过在H节点域作的隧道封装，也能到达对方(例如主机Ha)，并且双向也是走相同的路径。

短接信道还存在一个问题，本发明仍以图3为例加以说明。假设图3中C’的短接信道表中包含了两个项，一个是E的地址前缀，另一个是A的地址前缀。E是直接短接节点域，A是间接短接节点域。当F’中的用户主机Ha与L中的主机Hb通信时，按照前面的短接信道控制规则，正向数据包(Ha去Hb)的路径是Ha-F’-C’-E-B-A-D-H-L-Hb，反向数据包(Hb去Ha)的路径是Hb-L-H-D-A-B-E-C’-F’-Ha，两个方向走的路径相同。由于A中有C’到E的短接地址映射表项，原则上，A中的任何主机向C’中的任何主机送的反向数据包，都能找到一条路径进行通信，但并不能保证双向走相同的路径。现举例说明，假设图3节点域F’的主机Ha与节点域G中的主机Hc通信，按照前面的规则，正向数据包(Ha去Hc)的路径是Ha-F’-C’-E-B-G-Hc，反向数据包(Hc去Ha)的路径是Hc-G-B-A-B-E-C’-F’-Ha，两个方向走的路径不同。正向路径只有6跳，反向路径有8跳，反向路径中B出现了两次。从B上行到A，在A中进行隧道封装后，再从A下行到B(因为B中没有C’到E的短接地址映射表项，而A中有，故数据包只能从B上行到A，在A中封装后，才能下行经B去E)，重复地走了B-A和A-B。而这个重复的上行和下行原本是不必要的。上面的例子中，E和A之间只有一个节点域B，如果有多个节点域，情况更加严重，大量浪费层次网的高层信道资源。

为解决上述问题，本发明不仅在间接短接节点域A中保存C’的地址前缀与E地址前缀的映射表项，还要求在直接短接节点域E与间接短接节点域A之间的所有途经的节点域(本例中只有B)都保存这个映射表项。这样，上例中的反向数据包(Hc去Ha)的路径是Hc-G-B-E-C’-F’-Ha，与正向数据包走的路径相同。隧道封装不在A中做，而是在B中做，隧道始于B终于E。一旦数据包被第一个遇到的匹配映射表项进行隧道封装后，以后即使在路上再遇到节点域有映射表，因为数据包的信宿已经是E了，也不可能再查表进行重复的封装了。

值得注意的是，上述的“所有途经的节点域”是有限制条件的，只有当直接短接节点域(本例中的E)向间接短接节点域(A)进发的路径上只用上行信道时，所有途经的节点域才要保存映射表项。只要出现过下行信道，就都不要保存映射表项了。本发明称这种只有上行信道的路径为单调上行路径，而把只有下行信道的路径称为单调下行路径。单调上行路径和单调下行路径均称为单调路径。如图3中将节点域H作为C’的间接短接节点域时，C’中的主机只与H子树中的用户主机才有短接通信，反向数据包在H被封装，隧道始于H终于E，隧道路径是H-D-A-B-E。显然，不需要在节点域B、A、D中建立隧道，因而不需要它们保存映射表项。也就是说，从直接短接节点域E向间接短接节点域H进发的路上，一路上行到A后，又下行到D和H，只要出现过下行，就不是单调上行路径了，沿路的节点域就都不要保存映射表项了。

本发明对间接短接通信的控制方法概括如下：

1)在间接短接节点域中保存短接信道对侧所有直接短接节点域和间接短接节点域的地址前缀到本侧直接短接节点域地址前缀的映射表项；

2)如果从直接短接节点域到间接短接节点域的路段上是单调上行路径，则沿路所有途经的节点域中都要保存地址映射表项；如果该路段是非单调路径，则沿途节点域都不保存地址映射表项。另外，从直接短接节点域到间接短接节点域的路段是不可能出现单调下行路径的；

3)转发反向数据时，遇到第一个拥有相应地址映射表项的节点域时，就要用隧道送到对应的直接短接节点域。

短接通信不仅可以用于两个不同的树型网络(通常由两个不同的ISP运行)之间，也可以用于同一个树型网络的不同子树之间，也不限于信道两侧直接短接节点域所处的层次。如图5所示，示出了三条同一树内节点域之间的短接。以F-L为例，如果仅允许F和L子域内的用户之间相互通信，就只有直接短接通信。如果在L的短接信道表中，还包含了间接短接节点域E，就允许了间接短接通信。本发明对直接短接通信和间接短接通信的规则和相应控制方法，同样适用于同一树内的短接通信。但由于同一树中各子树地址都是上面各层节点域地址的子地址，如果短接信道使用不当，就会出现错误。

在三条短接信道中，F-L和C-L是合法的，A-L是不合法的。表面看来，A-L可以减少L中的用户与B、C子树中用户之间通信的跳数，例如将路径L-H-D-A-B缩短为L-A-B。但这样短接后，按照先处理短接信道，后处理上行，最后处理下行的顺序规则，当L中的用户对其它节点域的用户通信时，永远只走L-A，不再走L-H的路径了。如果通信对方是A、B、C、E、F、G、J、K各节点域中的用户主机，是正确的。如果通信对方是D、H、I、L、M各节点域中的用户，就不正确了。

这样的错误分为两类。一类是对D、H、I、M各节点域用户的通信，本来应该沿树信道走的，现在却绕道A，然后下行到D、H、I、M各节点域。这种绕道本身不合理，路远了，浪费了宝贵的高层信道A-D路段的带宽，还使得两个方向上的数据包走不同的路径，例如L去M的数据包走L-A-D-H-M，反方向的数据包走M-H-L。对这类错误，虽有跳数多、带宽浪费和双向不同路径等缺点，但通信还是能完成的。另一类错误出现在L节点域内部或L的下层节点域(N与P)用户之间的通信。这时将出现数据包在树中无限循环的严重错误。例如从N发给P的数据包将走N-L-A-D-H-L-A-D-H-L......，在由L、A、D、H、L构成的回路中循环，永远送不到目的地。

本发明的解决方法是建立一条短接规则：短接信道两侧的直接短接节点域之间，如果为同一树的单调上行路径(对图5的L而言)或单调下行路径(对图5的A而言)，是应被禁止的。如果是非单调路径，则是允许的。图5的三条短接信道中，F-L和C-L是允许的，A-L是应被禁止的。这条规则只对同一棵树中的短接信道适用，对不同树之间的短接，没有这种限制。

短接信道可以通过互相衔接而加以延伸。为了更清楚地研究短接信道延伸的特性，本发明以图6为例加以说明。图中深色节点域表示参与短接的节点域，虚线表示短接信道，点划线表示间接短接关系而并不物理地存在。

图6中列出了两种短接信道延伸的请况。一种是通过直接短接节点域延伸，如F-L-M。另一种是通过间接短接节点域延伸，如F-L-I-B’。进一步，如果I-B’再一次通过间接短接的方式扩展到了C’，则存在F-L-I-B’-C’，情况十分复杂。不管有多少次延伸，有一个规律，直接短接信道可以连续出现，也可以在中间插入一个间接短接关系。其实，无论直接短接信道(图中虚线)和间接短接关系(图中点划线)怎样互相延伸，怎样复杂，只要没有配置信息，即使有连线，也是互相没有关系的。例如图6中虽然有F-L-I-B’-C’或F-L-M通信的可能，但如果在F的短接信道表中只包含了L，则目的地为M、I、B’、和C’的数据包进入F后，是不会经短接信道F-L送出去的。因而，连接关系可以任意复杂，而规定短接关系范围的是短接信道表和短接前缀地址映射表内配置的表项信息。图6中，如果要让Ha和Hb之间能通信，F的短接信道表中必须包含L和M，同样，为了通信的对称，M的短接信道表中也要包含L和F。当然，L中包含两个直接短接节点域F和M。如果要使Ha和Hc之间能对称地通信，F的短接信道表中应包含L和I，L的短接信道表中应包含F，I的短接前缀地址映射表中应包含F到L的地址映射表项。这样配置后，I-B’的短接信道与F、L、I三个节点域组成的通信组没有关系。如果要使Ha和Hd之间能通信，F的短接信道表中应包含L、I、B’、C’，L的短接信道表中应包含F，L的短接前缀地址映射表中应包含B’和C’到I的地址映射表项(注意，这时L有双重身分，一方面它是F-L短接信道的直接短接节点域，有短接信道表；另一方面它又是I-B’短接信道的间接短接节点域，有短接前缀地址映射表。故L同时拥有两张表)，I的短接前缀地址映射表中应包含F到L的地址映射表项，I的短接信道表中要包含B’和C’(I也是双重身分)，B’的短接信道表中应包含I、L、F，C’的短接前缀地址映射表中应包含F、L、I到B’的地址映射表项。Ha和Hd之间的通信就是短接信道的延伸。这虽然看似复杂，其实配置的原则同样很简单，只要将远程的节点域地址前缀分别配置到两张表中即可。

在上述例子中，Ha发向Hd的数据包，只在L-I段上有隧道封装，在B’-C’段上没有隧道封装。Hd发向Ha的数据包，在C’-B’段上有隧道封装，在I-L段上也有隧道封装。

上述配置过程看似复杂，其实很有规律。配置取决于需要通信的范围。本发明把要利用直接短接信道及间接短接通信关系互相进行通信的一组节点域称为一个短接通信组(有时简称“通信组”)。例如F、L和I可以组成一个通信组，I、B’、C’可以组成另一个通信组而与F、L、I通信组没有关系。甚至L、I、B’、C’通信组，也可以与F、L、I通信组没有关系：对L、I、B’、C’通信组，I中的短接信道表中包含B’、C’，B’中的短接信道表包含I、L，L中的短接前缀地址映射表中包含B’和C’到I的地址映射表项，C’中的短接前缀地址映射表中包含L和I到B’的地址映射表项。对F、L、I通信组，F中的短接信道表中包含L和I，L中的短接信道表包含F，I中的短接前缀地址映射表中包含F到L的地址映射表项。这样配置后，即使两个通信组有公共的短接节点域L和I，还有公共的L-I间接短接关系，两个通信组相互之间仍然是独立的。而只有当把F、L、I、B’、C’都组合在一个通信组中时(上面Ha和Hd之间通信的例子)，才需要把远程更多的节点域包含到两张表中。

短接通信还有一个问题是对IPv4隧道的支持能力。正如在层次网络IPv4隧道部分论述的，IPv4包必须被封装在IPv6包头中，才能经层次网络转发。隧道是在一个层次网络的两个边缘端口之间建立的，如果两个边缘端口分别处在两棵树的某一子树中，该怎样建立隧道并完成短接通信？本发明可以把问题分解成两部分：一部分是怎样跨越不同的树为IPv4包建立IPv6隧道？另一部分是怎样实现短接通信(包括直接短接通信和间接短接通信)？其实前一部分完成后，得到的数据包已经是IPv6格式了，对它们所作的短接通信控制，与前述的方法没有区别。主要问题就集中在跨越不同的树为IPv4包建立IPv6隧道上。这要求将短接信道两侧有关子树中用到的IPv4网号及对应的层次网络边缘端口地址前缀保存在两边各自的隧道配置服务器中，发起通信时，先做IPv6隧道封装，再进行短接通信的控制即可。

为了减少配置的复杂性，本发明在配置短接信道之前，先规划出需要进行短接通信的节点域，把它们归为一个短接通信组。对短接信道的配置，以短接通信组为单位来进行。

从前面的描述中看出，与一条短接信道相关的节点域可能有很多，并分为两类：第一类是直接短接节点域；第二类是间接短接节点域。本发明把单调上行路径上帮助封装的间接短接节点域包含在一般的间接短接节点域中，归为第二类。第一类配置短接信道表，第二类配置短接地址前缀映射表。正如前述图6中的例子指出的，如果一个节点域既是一条短接信道的直接短接节点域，又是另一条短接信道的间接短接节点域，则同时拥有两张表。当需要短接隧道时，前一类总是隧道的终点，后一类总是隧道的起点。

图7a、b中，本发明用虚线表示短接信道，用点划线表示间接短接节点域的连接关系，点划线并不物理地存在。C’-E是短接信道。图7-a的间接短接节点域D，从E走向D的路径是非单调路径，故只有D是间接短接节点域；图7-b的间接短接节点域A，由于从E走向A的路径是单调上行路径，单调上行路径上的所有节点域，都是间接短接节点域，故B和A都是本发明的第二类节点域。

对于图7-a的情况，右边的树结构，E为隧道终点，D为隧道起点。对于图7-b的情况，右边的树E为隧道终点，A和B都是隧道起点。在对短接信道C’-E进行配置时，对右边的A网，图7-a只要配置E和D，而图7-b要配置E、A和B。左边的A’网也同样处理。

本发明以图7-b为例子来说明如何为节点域进行配置。直接短接节点域E的配置内容是一张短接信道表，表项为A’网络中的直接短接节点域C’和间接短接节点域B’。这些内容是人为地指定的，只能由人工进行输入。

此外，也要人工地告诉E，本网内利用短接信道C’-E的间接短接节点域是哪些，本例中是B和A。E在为数据包作转发操作时，并不需要用到B或A等间接短接节点域的信息。B和A并不进入E的短接信道表中，而是设立第三张表，本发明称为“本网间接节点域表”，如图8所示，该表的每个表项只有两个字段：间接短接节点域地址前缀和对应的短接信道。其中对应的短接信道可用短接信道标识号标示，这里只简单地用C’-E来表示。输入B和A的目的有两个，一是当E作为隧道终点撤销隧道封装时，可以核对数据包的信源地址(B或A的节点域内部地址前缀)是否合法；二是可以让E为B和A自动配置短接前缀地址映射表。这种自动配置是必须的，一方面可以简化节点域管理员的配置操作，尤其是当短接通信组的成员较多，甚至出现短接信道延伸的情况时，让很多不同节点域的管理员分别为同一个短接通信组作人工配置，就容易出错；另一方面，这些配置信息中，短接信道的状态是动态改变的，如果出现短接信道失效或恢复事件，人工去修改两张表是不能满足要求的，必须由直接短接节点域自动对各节点域中的两张表进行实时的状态更新。

图7-b的例子中节点域A和B为间接短接节点域。它们的配置内容只有一张短接前缀地址映射表。表项为C’、B’到E的映射。这张表不需要人工输入，因为E中已经有了C’和B’的信息(在短接信道表中)，同时E中也人工输入了自己的短接节点域A和B(在本网间接节点域表中)。由E负责构造包含C’、B’的短接前缀地址映射表表项，发给A和B。A和B收到发来的表项后，如果自己已经有了针对其他短接信道的短接前缀地址映射表，则只要把新收到的表项合并到表中就行了；如果A和B中原先没有这种表，则利用新收到的表项创建一张短接前缀地址映射表。

由于发送短接前缀地址映射表的操作中，信宿是各间接短接节点域本身，故还要使用内部地址构造的内部数据包来完成。发送完短接前缀地址映射表后，系统就可以工作了。短接信道对侧的配置，操作完全一样。

以下对本发明的网络管理进行描述。网络管理原则上分两类，一类为全局性管理；一类为局部性管理。其中全局性管理侧重于网络的规划与设计，例如全网地址交换字段的划分等，这些工作一旦做完，如果没有网络结构上的改变并作地址交换字段的重新规划，平时就无事可做了，也就是说，全局管理与日常运行的管理几乎没有什么关系。局部性管理，指对单个节点域的管理，与网络的日常运行、配置管理、失效管理、性能管理、安全管理、通信量统计、计费管理等有关。网络的日常运行主要依靠局部性管理。每个节点域有独立的管理员，管理的范围就是本节点域。当然，如果及时把各节点域局部管理的数据汇总到某个地方，也能得到全网的运行状况，但这些全网运行状况只是为了显示、汇总和统一收费，全网管理人员并不需要去修改某节点域的配置。

短接信道的安排，尤其是间接短接节点域的设置，不是一个节点域管理员能独立决定的，因而属于全局性管理的任务。设立多少短接信道，设在哪里，信道容量各是多少，分别包含哪些间接短接节点域等，完全是根据全网运行的情况和用户提出的需求，由全网管理和决策机构而统筹安排的。一旦由全局管理员完成了短接信道的连接地点、信道容量、短接通信组的构成等的安排后，全局管理也就完成了。其日常运行，仍由节点域管理员负责，仍是局部性的。可见，尽管短接信道是跨越多个节点域的，但其管理模式仍然没有违背层次网络的设计全局化、运行管理局部化的原则。从前面的描述可清楚地看到，与短接通信有关的所有配置地点，都在有短接信道的那个直接短接节点域完成。总部把安排通知给该节点域的管理员，由其执行。短接信道对侧的网络，操作也一样。

通信过程中，短接信道表中有一个字段表示短接信道的状态：正常或失效。连接短接信道的端口检测到信道失效后，将信道状态标为失效。对失效的短接信道，并不从短接信道表中删除。节点域发现短接信道失效后，不再利用它转发数据包，即使数据包的目的地址前缀与表项匹配，也只按树信道交换规则转发。

由于间接短接节点域中保持了该短接信道的短接前缀地址映射表表项。产生于间接短接节点域子树内目的地址指向短接信道对侧的数据包，仍会利用映射表建立隧道，将数据包送往本侧的直接短接节点域，企图通过短接信道送到对方，当然不能成功。为了让间接短接节点域不再转发这样的数据包，应在短接前缀地址映射表中也将相应的表项标识成失效状态。本发明的做法是让检测到短接信道失效的节点域，用控制包通知自己一侧所有的间接短接节点域。其控制协议与建立短接前缀地址映射表表项时完全相同，只是状态字段为失效。

为了保证控制包的正确到达，收到控制包的节点域，应该向发出控制包的节点域发回一个应答。收不到应答时，过一定时间再送一次。多次不能成功时，停止发送。

下面结合附图9和附图10的实施例对本发明作进一步说明。

在层次网络中，除了子树内部的通信外，很多远程访问的通信量都要上行到高层信道进而去其他子树，国际通信及与非层次网的通信主要从顶层节点域出去。这会使上层信道的通信量很大。虽然可以用多条物理信道构建上层的逻辑信道来减轻上层信道的压力，但仅依靠增加带宽是不够的，还应在网络结构中考虑怎样分流。在高层使用短接信道便是有效地解决该问题的重要手段之一。本发明用一个全国性网络的例子加以说明。

如图9所示是短接通信的例子，该例子与现有的电信网和ISP的IP高层骨干网十分相似：在全国8个主要城市设立骨干节点域，并用全连接的方式互连，共使用28条信道(N×(N-1)/2，N＝8)。8个城市向高层节点域用树结构信道连接(实线)，各城市之间的连接，均可以配置成简单的直接短接信道(虚线)，任意两个城市之间通过短接信道直通，不必绕道其他城市。短接信道本身也是逻辑信道，可以有多条物理信道构成，以增加容量，提高可靠性。可见有了短接信道的配合，能更好地解决层次网高层可扩展性问题。每个大城市的节点域，可以用多台(例如三台)层次网交换机组成，向下连接一批区域内的下层节点域。

与传统电信网或IP网所不同，这里还设立了一个全国性的顶层节点域，国际通信、与本网以外的层次网或非层次网的通信、以及当某城市之间的短接信道失效时，才有数据包流向去顶层节点域的信道，经顶层节点域出口或交换到别的城市。这个顶层节点域可以用地处上海、北京、广州的三台或更多的层次网交换机组成，用高速内部信道互连。

由于层次网的结构特点，下层子网内部或子网之间的通信不会跑到上层，不会出现无序的远程绕道，这样设计的网络，对高层信道的压力应该比传统IP网更好。这种全连接的结构，使得各大城市之间只有一跳。即使最底层的用户之间通信，通常经历8-10个节点域便可到达。显然，节点域中只要短接信道表，没有短接前缀地址映射表。

想减少城市之间的信道数量，不用全连接结构，就要使用间接短接节点域。例如图10中只用了12条短接信道。

以广州为例，它与成都、上海和武汉之间都是直接短接，只有一跳。而广州到南京(经上海转发)、广州到北京(经武汉转发)、广州到西安(经成都转发)、广州到沈阳(经武汉转发)都是两跳。两跳或更多跳意味着有间接短接节点域存在。例如从广州发起的到北京的通信，利用广州到武汉的短接信道，将北京作为间接短接节点域。数据包进入广州节点域后，经短接信道进入武汉节点域，由于武汉与北京之间拥有直接的短接信道，数据包到了武汉后就被转发到了北京。然而，由于所有的连接都是直接连接，北京返回广州的数据包可以有多种选择：经武汉到广州，经成都到广州，都是两跳。因此，在配置时要特别注意，把广州、武汉和北京组成一个通信组，广州的短接信道表中包含武汉、北京，武汉的短接信道表包含广州、北京，北京的短接信道表中包含武汉、广州。由于广州到武汉和武汉到北京这三个节点域之间依次有直接短接信道，这就是前面讨论过的短接信道的延伸，而且是情形最为简单的直接短接信道的延伸，通信路径中没有树信道的参与，因而三个节点域中只有短接信道表而没有短接前缀地址映射表，也不必使用隧道。这样配置后，两个方向走相同的路径。

图10中需要定义很多短接通信组，例如对广州来说，为了能与所有其他城市之间最多用两跳完成通信，除了(广州、武汉、北京)外，还应有(广州、成都、西安)、(广州、上海、南京)和(广州、武汉、沈阳)，因为广州与北京、南京、西安、沈阳四个城市之间没有信道，就必须有四个短接通信组。类似地，从上海出发的短接通信组有(上海、沈阳、武汉)、(上海、沈阳、西安)、(上海、南京、北京)和(上海、广州、成都)。对其他城市也一样，每个城市参与四个短接通信组。排除重复的短接通信组后，总共有24个。前面说过，与图9的全连接情形一样，每个城市节点域中只有短接信道表，没有短接前缀地址映射表。每个城市的短接信道表中都有7个表项，也与图9的全连接情形相同。造成表项数目相同的原因是所有的短接通信组里均没有经过树信道的间接短接通信，而只有经过直接短接信道作延伸的间接短接通信。本发明的短接通信组只是为了管理员清晰地列出短接信道表和短接前缀地址映射表时用的，一旦表项列出后，不同组的表项被汇合在同一个表中后，其意义就不重要了。当然，短接信道表是针对短接信道建立的，表中必须规定信道的标识和属性(图2中的节点域标识、SID、PID、带宽及状态)，当这条短接信道的状态有变化时，受到影响的总是与这条信道相关的短接通信组。虽然图9与图10的短接信道表项数目相同，但去目的地时经过的PID是不同的。

如果把图10中的信道数量继续减少，将出现三跳甚至四跳，而且通信组的组成将更加复杂。对高层骨干网来说，不应过分减少短接信道的数量，尽量采用直接短接通信是重要的考虑原则。其实，现有的PSTN网和商用的IP网，已经实现了8大城市的全连接了，因而高层的全连接并不是层次网络的独特要求。在层次网络中，全连接意味着最丰富的短接信道数量和只需要快速、简单的直接短接通信。全连接并不是单纯为了增加可靠性而以多设信道作代价的，它也增加了骨干网络的总通信能力，改善通信延迟，并不浪费线路。

类似地，下一层的大区内节点域之间也可以按需要设置若干短接信道。短接信道数量对短接关系的复杂性和短接信道的分流能力有很大的影响。增加短接信道的数量，分流能力自然增强；短接信道多了，尽量采用直接短接通信方式，短接关系简单，配置也就清晰而简单。增加短接信道的唯一限制是成本，但在当前信道成本大幅度下降的环境下，只要通信量出现饱和，增加树信道和短接信道的数量或提升它们的容量是唯一的选择，但短接信道没有任何技术上的限制。

本实施例中使用的结构，是层次网络中的较高三层(国家级顶层、大区层和大区内的下层)，是完全符合树型结构的，在加了短接信道及其相应的控制后，既保持了树型结构的特性，又有了任意连接网络(mesh topology)的通信灵活性。

Claims

1、一种层次式交换网络的短接通信方法，设置进行短接通信控制的短接信道表、短接前缀地址映射表和间接短接节点表，数据包的短接通信包括以下步骤，

3)利用层次式交换网络的普通树信道发送数据包。

2、如权利要求1所述的层次式交换网络的短接通信方法，其特征在于，所述短接可为处于树的任意不同层次的节点域之间的任意链接，对于两节点域之间的路径只出现上行或只出现下行的，不允许其短接。

3、如权利要求1或2所述的层次式交换网络的短接通信方法，其特征在于，所述节点域为包括多个交换机互联而成的逻辑节点域。

4、如权利要求3所述的层次式交换网络的短接通信方法，其特征在于，所述短接信道表位于短接信道一侧的直接短接节点域中，每一个表项包括短接信道对侧参与短接通信的短接节点域的地址前缀、本侧节点域中连接短接信道的交换机、该交换机的端口、短接信道的带宽以及短接信道的状态，短接信道对侧所有的直接短接节点域和间接短接节点域的地址前缀。

5、如权利要求3所述的层次式交换网络的短接通信方法，其特征在于，所述间接短接节点域中包括一张短接前缀地址映射表，该短接前缀地址映射表的表项包括对侧所有直接和间接短接节点域的地址前缀、对应的本侧直接短接节点域的地址前缀以及短接信道的状态。

6、如权利要求3所述的层次式交换网络的短接通信方法，其特征在于，所述直接短接节点域中包括一张间接短接节点域表，该间接短接节点域表将本侧所有间接短接节点域与短接信道建立关联；每个表项包括间接短接节点域的地址前缀和短接信道的标识。

7、如权利要求3所述的层次式交换网络的短接通信方法，其特征在于，所述短接信道状态改变，即失效或恢复，直接短接节点域在低层协议中检测到状态变化后，自动通知本侧的所有间接短接节点域；查询匹配短接前缀地址映射表或短接信道表时，若短接信道的状态处于失效状态，则不能获得匹配，数据包沿着树信道被送达目的地。

8、如权利要求3所述的层次式交换网络的短接通信方法，其特征在于，所述数据包目的地址与短接前缀地址映射表的表项匹配时，利用隧道将数据包送到短接信道的本侧直接短接节点域，其中可用的隧道技术包括跳到跳选项报头、路由报头和信宿选项报头技术；或也可以通过层次式交换网络的内部控制报文技术来实现将数据包送到短接信道的本侧直接短接节点域。

9、如权利要求1所述的层次式交换网络的短接通信方法，其特征在于，所述短接信道为逻辑信道，其由多条物理信道组成。