CN1379573A

CN1379573A - 用于确定传输网中最小恢复容量的快速恢复机制和方法

Info

Publication number: CN1379573A
Application number: CN02108584A
Authority: CN
Inventors: 伯恩德·X.·维斯
Original assignee: Alcatel NV
Current assignee: Alcatel CIT SA; Alcatel Lucent SAS; Alcatel Lucent NV
Priority date: 2001-04-04
Filing date: 2002-04-03
Publication date: 2002-11-13
Also published as: US7133359B2; ATE268081T1; US20030067867A1; DE60200530D1; DE60200530T2

Abstract

为了在故障后恢复网络,重要的是要有足够的备用容量可供使用。为了确保可恢复性,确定一种正好穿过每个网络节点一次的闭合的一系列链路的哈密顿格网,并预留其容量的一半以供恢复所用。在某一并非哈密顿格网链路的链路出现线路故障的情况下,受到影响的业务量被分离成两个部分,并沿哈密顿格网的两个方向被重新发送。如果网络没有哈密顿格网,那么,确定一个格网覆盖,并预留足够的备用容量以供恢复所用。

Description

用于确定传输网中最小恢复容量的快速恢复机制和方法

技术领域

本发明涉及电信领域，尤其涉及一种在出现线路故障时恢复网状传输网的方法。本发明还涉及一种确定网状传输网中最小恢复容量的方法以及相应的网络规划工具和网络管理设备。再者，本发明还涉及一种用于网状传输网的网络单元。

背景技术

电信网的一个很基本的方面是其实用性和可靠性。因此，这种网络的运行要求通过某种机制来快速排除故障。在局域网(LAN)中，例如在某大楼或校园内，可能只要有技术人员和设备备用物资库就足够了，这是因为，在整套设施附近，可以迅速地完成修理或更换。

然而，仅仅由于地域广度，在诸如城域网或广域网(分别称为MAN和WAN)的传输网中，这种快速修理或更换不太可能或成本过高。因此，针对这种网络，网络自身或网络与网络管理的组合体需要提供装置和设备，以确保充分的可用性。通常，这些网络机制在保护和恢复方面是有区别的。

传输系统比如SDH系统(同步数字系列)的保护机制要求100％的资源备用容量，以供网络保护所用，并且，就可用性而言，提供很快的修复故障的装置，一般在50ms以内。

恢复机制在备用容量使用方面更严格，能提供较低速率的故障修复，通常在几秒钟范围内建立通过网络的全新通路。

图2中示出了恢复的一个例子。在某一链路或节点出故障的情况下，受到影响的业务量为得以恢复可通过具有预留容量的其他一些链路被重新发送。重新发送受这种故障影响的业务量的过程称为通路恢复，因为建立了新通路来取代出故障的通路。对于快恢复和慢恢复情况，恢复网络所需的时间是不同的，在快恢复情况下，在约10秒钟或不到10秒钟内恢复所有通路，而在慢恢复情况下，在几分钟内恢复所有通路。如果恢复是网络管理所提供的一种功能性，那么这种恢复称为集中式恢复，如果恢复是网络本身所提供的一种功能性(如同为了保护)，那么这种恢复称为分布式恢复。

这些机制适用于基本上任何网结构—环状、网状或枢纽结构或其组合结构。然而，某些机制与其他机制相比更适用于某种结构—基本上这种规划要求现有的特定网络来确定最佳配置。

大型网络中的首要问题在于确定在何处需要预留多少备用容量以供恢复所用，以便确保网络中任何单一故障都可以被完全恢复。对于大多数现有网络，这通过人工方式来完成：作出一些假设并模拟任何故障来判断是否达到完全可恢复性。然而，在网络中无论何时作出拓扑变化，例如通过增加或更换单个链路或节点，都必须进行这种试验。

发明内容

因此，本发明的一个目的在于，提供一种确定网络中最小恢复容量的方法。本发明的另一个目的在于，提供一种在出现线路故障时快速恢复传输网的方法。本发明的其他目的在于，提供一种能快速恢复的网络单元、一种用于确定传输网中最小恢复容量的网络规划工具和一种能为传输网配置最小恢复容量的网络管理设备。

这些目的和以下出现的其他目的分别可以由如权利要求1所述的方法、如权利要求12所述的方法、如权利要求14所述的网络单元、如权利要求13所述的网络规划工具以及如权利要求15所述的网络管理设备来实现。一些有利的改进方式如从属权利要求中所述。

本发明的优点在于，使得可以确定免受任何单个线路故障的影响所需的最小恢复容量，和为大型网络提供最快的恢复机制。

附图说明

下面，参照附图详述本发明的一些优选实施方式，其中：

图1示出了一个作为描述本发明的例子的网状网络；

图2示出了图1的网络中的已知恢复原理；

图3示出了图1的网络中的哈密顿格网；

图4示出了图1中所示网络的环状方式的逻辑表示；

图5示出了上述网络中线路故障的恢复；

图6示出了第一实施方式中附加容量对平均节点次数的关系曲线；

图7示出了第二实施方式中附加容量对平均节点次数的关系曲线；

图8示出了没有哈密顿格网的网络的几个例子；

图9示出了具有两个格网的网络覆盖；

图10示出了格网覆盖的附加容量对平均节点次数的关系曲线；

图11示出了合并两个网络的原理；

图12示出了棋盘式网络合并的特殊情况；和

图13示出了逻辑上描绘成环状的上述网络中所使用的网络单元的框图；

图14示出了用来描述不平衡网络中容量分配的网络结构；

图15示出了用来描述格网覆盖的另一个网络结构；

图16示出了图15的网络结构中的哈密顿格网；

图17示出了图15的网络结构中的第一种格网覆盖，它采用共享恢复容量作为资源优化恢复方法；和

图18示出了图15的网络结构中的第二种格网覆盖，它用于时间优化恢复方法，而无需采用共享恢复容量。

具体实施方式

图1中示出了一个网络拓扑，它将作为本发明的以下描述中的例子。该网络拓扑包括一些网络节点，标记为A至L。这些网络节点实际上通过一些传输线(比如，光纤、同轴电缆或微波链路)相互连接。为简明起见，在本例中，假定网络中的所有传输线都具有相同的总传输容量。还假定每一链路都是双向的。如图1中所示，该例网络拓扑包括下列物理链路：A-B，A-C，B-D，C-D，C-E，D-E，E-F，E-G，E-J，F-I，F-H，F-K，G-H，G-I，G-K，G-L，H-J，I-K，K-L，L-J。以下所考虑的故障类型是两个网络节点之间的链路的切断。

如前面所提到，图2示出了恢复原理。数据从源S1通过第一通路P1发送到接收端S2。第一通路P1是经由节点A、C、E和J的一系列链路。此时，链路A-C因线路故障而中断。这一故障通过建立经由节点A、B、D、H和J的新通路S2来恢复。这意味着，一些备用容量可用来建立新通路P2。由于网络恢复需要重新配置一些中间节点，因此，这是一个缓慢的过程。然而，如前面所说明，难以事先确定能够恢复任意可能的故障所需的备用容量数额。

首先，来介绍一些术语。从概念上讲，网络的节点与链路之间的拓扑关系可以用图(graph)G＝(V，A)来表示，其中，V是节点的集合，总共为#V，而A是将节点相互连接的弧的集合，总共为#A，其中弧a_i由两个节点O(a_i)和T(a_i)以及一组弧属性(例如容量、费用等)来确定。

节点N的节点次数(node degree)是指与N连接的链路的个数。如果链路和节点的总数分别用#A和#V来表示，那么G的平均节点次数d为d＝2*#A/#V，因为每个弧涉及两个节点。

两个节点N₁与N₂之间的通路是n个弧a_i的序列b₁，...，b_n，这样，O(b₁)＝N₁，T(b_n)＝N₂，和T(b_m)＝O(b_m+1)，m＝1，...，n-1，而每个节点只出现一次。针对该通路的弧，除了具有次数1的节点N₁和N₂外，通路的每个节点N均具有次数2。格网是这样一个通路，其中，N₁＝N₂＝N，而节点N出现两次，即O(b₁)＝T(b_n)＝N。换言之，格网是闭合的一系列链路。

只要两个节点之间有通路，这两个节点就是连接的。一个图可以是：

-k-弧连接的，如果对于将节点集合V划分成非空集V_r和V_l的

每个划分，当一个节点在V_r中而另一个节点在V_l中时，其k-1

个弧的撤除都不会断开任意两个节点。

-k-节点连接的，如果任意k-1个节点及其关联的弧的撤除都不

会断开任意两个节点。

-k-连接的，如果它是k-弧和k-节点连接的。

切割是将V划分成两个非空子集V_r和V_l。该切割集合(V_r，V_l)是弧a_i的集合，其中，一个节点O(a_i)∈V_r而另一个节点T(a_i)∈V_l，反之亦然。

G的哈密顿格网(Hamiltonian mesh)G_h＝(V，A_h)是一个正好访问所有节点一次的格网。根据定义，该格网的每个节点其节点次数正好都是2，即格网的弧数#A_h正好等于节点数#V。换言之，哈密顿格网是正好穿过每个节点一次的闭合的一系列链路。图3中，用实线示出了哈密顿格网的一个例子。

哈密顿格网的一些基本特性是：

-哈密顿格网是2-弧连接的，即在任何两个节点之间正好有两个

弧不交叠的通路；

-哈密顿格网是具有最少弧数的2-弧连接的格网；和

-G的每一切割集合都包括哈密顿格网G_h的至少两个弧。

因此，本发明的基本思想在于，在网状网络G＝(V，A)中寻找一个哈密顿格网，并首先在该格网中提供共享容量。在该例网络中，可发现该哈密顿格网G_h＝(V，A_h)是经过节点A、C、E、F、I、G、K、L、J、H、D、B再返回到A的闭合的一系列链路。

如图4中所示，哈密顿格网逻辑上可表示成一个环。任何不属于哈密顿格网的网络链路都作为该环中的横切链路出现。应当理解，图4是整个网络的逻辑表示，并且该网络本身实际上并不是环状的，因为，它被网络中不属于哈密顿格网的但受格网所保护的其余链路所横切，这与环状网络情况不一样。

在第一实施方式中，假定网络所提供的容量完全需要满足业务量的要求。此外，还假定，为了便于恢复，现有链路即电缆或电缆管道被用装置扩充以提供这种附加容量，即，如果电缆或电缆管道被切断，那么分配给该电缆或电缆管道的恢复容量也被切断。因此，所要回答的问题是至少需要多少附加容量才能确保能恢复业务量。

在本发明的该第一实施方式中，通过加倍哈密顿格网的任意弧的容量使网络G＝(V，A)扩充了共享容量。由此扩充的容量规定了恢复容量。此时，网络如果发生任何可能的故障都可以恢复。在上述所假定的未扩充的容量完全需要满足业务量的要求的情况下，这种配置也提供了最小恢复容量。

设p为G＝(V，A)所表示的网络除了使其可恢复之外所需的开销容量的百分比，而d为该网络的平均节点次数。此外，还设G具有一个哈密顿格网G_h。于是，具有下列关系式：p*d＝2。在图6中，示出了该第一实施方式中附加容量对平均节点次数的关系曲线。

第二实施方式源于这样的假定：可以分配网络G＝(V，A)所提供的一些容量用于进行恢复。此外，还假定，如果电缆或电缆管道被切断，那么分配给该电缆或电缆管道的恢复容量也被切断。因此，所要回答的问题是至少要预留多少容量才能确保在某一链路出故障情况下能恢复业务量。

根据本发明，该第二实施方式中的最小恢复容量按以下步骤来判定：(步骤1：)构造一个哈密顿格网G_h＝(V，A_h)，和(步骤2：)预留哈密顿格网的每条链路的容量的一半作为恢复容量。

显然，哈密顿格网的每个弧中的业务量可以被恢复。再者，其他所有弧也可以被恢复，因为业务量的一半通过哈密顿格网按顺时针方向被发送而业务量的另一半通过哈密顿格网按反时针方向被发送。此外，由于任何弧故障都会导致所提供的恢复容量的满使用率，因此，这一恢复容量预备量是任何具有平衡链路容量的网络可能的绝对最小值。

设p为G＝(V，A)所表示的网络使其可恢复所需的容量的百分比，而d为该网络的平均节点次数。此外，还设G具有一个哈密顿格网G_h。于是，第二实施方式具有下列关系式：p*d＝1。在图7中，示出了该第二实施方式中预留容量对平均节点次数的关系曲线。

在出现单个链路故障的情况下，网络的恢复根据以下算法来实现：

情况1：如果故障链路是哈密顿格网的单元，那么沿哈密顿格网的其他链路重新发送所有故障业务量。

情况2：如果故障链路不在哈密顿格网中，那么，通过哈密顿格网链路的预留容量按顺时针方向重新发送一半故障业务量，而按反时针方向重新发送另一半故障业务量。

利用图4的网络描述，故障的恢复如图5中所示。本例中，横切链路H-G被切断，因此从G到H的业务量需要被恢复。由于哈密顿格网的容量的一半被预留用于保护，因此，节点G将指向节点H的业务量分离成大小相等的两个部分，并沿哈密顿格网按顺时针方向发送一部分而按反时针方向发送另一部分。同样，可以完成从H到G的反方向的恢复(未示出)。

在环中没有故障的时候，沿格网以预留容量发送一个空闲信号。这种空闲信号还称为“未配置”信号。也就是说，网络中的任何节点都将这一未配置信号从相应的输入端交换到相应的输出端，不论该信号携带有什么内容。在出故障情况下，只需要重新配置终接该故障链路的节点，以接收来自与哈密顿格网相应的端口的受到影响的业务量。任何中间节点都象上述未配置信号那样交换携带有受影响业务量的一部分的信号。由于接收节点H检测到故障，因此，他等待通过哈密顿格网的业务量，从而得知预留容量信道上的这一业务量是指向他的。因此，在任意节点之间都无需附加信令来恢复网络。由于只有终接节点需要重新配置，因此，恢复很快。

尽管如此，某些传输网可能仍要求重新配置中间节点，例如在SDH情况下，每个输入端口都必须配置为可以接受一种实际信号结构。由于基本的SDH传输帧(称为STM-N)载送高阶虚容器VC-4(它们可以是连接的也可以不是连接的)，并由于连接的VC-4和非连接的VC-4针对它们的指针需要不同的处理，因此，每个输入接口必须要知道它所接收到的信号结构。不过，这种重新配置可以在节点内部完成，而无需网络管理的交互作用。在节点中，可以通过检测实际信号结构并配置相应的接口以接受这种结构来完成重新配置。

不幸的是，有些网络并没有哈密顿格网。图8示出了几个例子。显然，在实际网络中可能出现这些结构。此外，在图G＝(V，A)所表示的任意网络中寻找哈密顿格网是一个NP完成(NP-complete)的问题，因此难以找到。再者，在一个图中，并没有存在哈密顿格网的合适的条件，因为，所有具有保证哈密顿格网的图都是一些其“网状”程度在实际应用中找不到的图。

然而，寻找哈密顿图的问题的一种缓解办法在于寻找图G的格网覆盖。G的格网覆盖是#M个格网的一个集合M_i＝(V_Mi，A_Mi)，从而：

-G的每个节点N被至少一个格网所覆盖，并且

-任何格网都具有至少一个与另一个格网共有的节点。

本发明利用这样的共识，即任何2-弧连接的图都具有格网覆盖。

在无法寻找哈密顿格网的情况下，根据本发明，网络G＝(V，A)的规划按下列算法实现：

算法：格网覆盖查找

步骤0：i＝1

步骤1：从G中选择一条链路a_k，并寻找一条其两个端节点之间的省去a_k的通路。这条通路与a_k一起确定了一个格网M_i。

步骤2：对于某个i，选择一个节点

和一个节点N_q∈V_Mi。根据定义，这两个节点之间存在两个链路不交叠的通路，而对于至少两条链路，存在

(所有i)。最终，这些链路与格网M_i的一些链路一起构成了一个格网M_i+1。

步骤3：由于G是2-链路连接的，因此，这一过程可一直延续，直到所有节点都被覆盖。

步骤4：预留这些格网的每条链路的C/2作为恢复容量。

图9示出了这种情况，其中G的格网覆盖是这样构成的：从G中的任意格网M1(粗体线)开始，加上一个从/向该格网中的节点到不在当前格网中的某个节点的附加格网M2(虚线)。设p为网络G＝(V，A)使其可恢复所需的容量的百分比，而d为该网络的平均节点次数。设M为覆盖G的格网的集合。那么，具有下列关系式：

p * d = (1 + \frac{# M - 1}{# V})

图10示出了具有30个节点的网络根据这一关系式得到的数值计算。

假设两个图G’＝(V’，A’)和G”＝(V”，A”)，它们分别具有哈密顿格网G’_h和G”_h。这两个图这样被合并：G’_h的两个邻近节点与G”_h的两个邻近节点合并，最终省略了多余的弧。于是，得到的图G＝(G’∪ G”)＝(V’∪V”，A’∪A”)具有哈密顿格网。合并具有哈密顿格网(粗体线)的两个图如图11a-c所示。图11a示出了具有哈密顿格网的第一个网络，图11b示出了具有哈密顿格网的第二个网络，而图11c示出了合并后的网络。

一种特殊情况是根据合并方法构成的这样一些图，其中，从一个具有哈密顿格网的4节点图开始，可以一个接一个地合并其他一些具有哈密顿格网的4节点图。最终，将得到一些类似于棋盘的结构，所有这些结构都含有哈密顿格网。根据定义，这样可得到偶数个节点的图。这一“棋盘拓扑”如图12中所示。因此，含有与棋盘图同形的子图G_c＝(V，A_c)的任何图G＝(V，A)都具有哈密顿格网。

从图11中所示的普遍意义上讲，棋盘拓扑是在地区分布式网络中可看到的相当普通的拓扑。因此，在大多数网络设施中，可以轻易地检测到哈密顿格网，因此可以得到最小恢复容量。

如上所述，寻找哈密顿格网是一个NP完成的问题，因此，查找哈密顿格网的合适方法正推广应用一种“分支和查找”算法。

然而，应当认识到，在连网情况下，存在着与网络中存在的节点一样多的可用计算机。因此，本发明的改进方法提出了哈密顿格网查找的一种分布式实现方法。

近来，GMPLS(通用多协议标号交换)得到了广泛关注，因为它是甚至在没有网络管理的中心实例介入的情况下都有可能用于快速连接的技术。GMPLS如以下论文中所述：

-Banerjee，A等人，“Generalized Multiprotocol Label Switching：

An 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 Switching：

An Overview of Signalling Enhancements and Recovery

Techniques”，IEEE Communications Magazine，VOL.39，No.7，

2001年7月，这些文章在此作为参考。基本思想是，为了网络单元之间协商的通路可能性和最终建立相应的通路，这些网络单元采用了称为GMPLS的协议。此外，由于GMPLS经受过大量的标准化努力，因此，它的推广应用确保了不同厂商的设备的互配。

由于GMPLS的动态带宽分配算法要求在网络的节点中进行分布式处理，因此，分布式计算平台已就位并可用于分布式哈密顿通路查找。

对于这种实现方式，提出了下列协议。当查找过程启动时，种子节点向其所有邻近节点发出下列消息：消息＝(被访节点表，所承担的费用)(ListOfNodesVisited，IncurredCost)

最初，“被访节点表”只包括种子节点的节点ID，而“所承担的费用”＝0。每个接收节点N_rec根据下列算法估算输入消息：

算法：分布式哈密顿格网查找

步骤1：N_rec利用分配给接收到该消息所用链路的费用来更新“所承担的费用”。

步骤2：“被访节点表”的处理。

情况1：如果N_rec不在“被访节点表”中，那么，该节点将其N_recID附加到该表中，并将该消息转发到其所有拓扑邻近点。

情况2：如果N_rec在“被访节点表”中，那么，由于格网已被找到，因此可测定该消息。若“被访节点表”的长度为#L而N的表中位置为q，那么，显然格网的长度为#L-q+1。

情况2a：如果格网长度为#V，那么哈密顿格网已被找到，因此网络通过终止查找过程的广播消息得知这一事件。

情况2b：如果格网长度小于#V，那么节点保存具有最小“所承担的费用”的最长格网。

然而，即使是利用分布式实现方式，也无法排除在算法复杂度方面的组合激增，这是因为不保证存在哈密顿格网。在节点中所要检查的消息个数可以多达

这样，例如，对于#V＝30个节点平均节点次数d＝3.5的网络，将导致约400,000个消息。这些数字表明，一个简单的哈密顿格网查找可能得不到理想的结果，即使由于这些消息的长度只有很少几个字节而使得这一查找在原理上是可行的。

为了便于获得有保证的容量分配，提出了下列改进的过程：

当开始查找哈密顿格网时，如果没有找到哈密顿格网，那么种子节点规定终止这一查找的超时。可以假定，找到至少一个格网才选择超时。当由于超时而终止查找时，每个节点都将其最大的格网通报给种子节点。种子节点对这些结果进行仲裁，并将最大的格网通报给其他网络节点。现在，不在这一格网中的节点开始以与上述类似的方法并以寻找格网覆盖的算法查找节点不交叠的结束于该最大格网中的一个节点的最大通路。这一算法结束后，格网覆盖已被确定，从而可以分配恢复容量。

即使在规划网络时需要完成恢复容量的分配，根据上述过程的实现方式也允许进行恢复容量的动态重新分配。为了避免网络瓶颈(这可以通过通常与基于GMPLS的预备算法配合使用的业务工程工具来预见)，重新分配可能是必要的。在这种重新分配中，可以省略网络图中的那些具有大于C/2的业务分配的链路。

在链路故障情况下恢复网络的最快方法是利用恢复容量预留量沿着格网建立环形通路。在哈密顿格网和恢复事件情况下，只需重新配置故障链路的端节点处的网络单元，这实现起来容易且快速。

网络中所有网络单元的配置还可以由了解网络拓扑的中心网络管理设备来实现。网络管理可以确定哈密顿格网，或者如果网络因拓扑原因没有哈密顿格网，则可以确定格网覆盖，并预留哈密顿格网或格网覆盖的部分或全部链路容量供恢复所用。

根据本发明的网络单元如图13中所示。这一网络单元是一个数字交叉连接的DXC，它具有若干个输入端口和输出端口。为了简明起见，图中只示出了三个输入和输出端口。输入和输出端口与交换矩阵M连接，该矩阵受控制单元C控制。输入端口进行检查，以便查看是否有接收信号以及接收信号是否有效。来自输入端口的告警信号输入到控制单元C。

网络单元在故障情况下的操作如下：输入信号13因线路故障遭到破坏。相应的输入端口检测该故障情况并将这一故障情况作为告警信号报告给控制单元C。在检测到故障情况时，控制单元配置交换矩阵M恢复该故障。本例中，假定，业务信号13在正常操作情况下以与故障信号13相反方向来发送。当网络单元在13的接收方向检测到故障时，显然，发送方向也将受到该故障的影响，因此要以这一相反方向发送的业务信号需要被重发。这可以这样来实现：在受控制单元C控制的交换矩阵M中，将业务信号分离成两个相等的部分，并将这两个部分交换到相应的的输出端口，输出端口将这两个信号部分作为信号O2和O3来发送。本例中，O2和O3表示前面所述的哈密顿格网的两个方向。这一操作实现了网络节点G的图5中所示的故障恢复。

本发明提供了平衡网络中一种用于超快速恢复的机制。这种基本机制完全基于允许对使网络可恢复所需的最小附加容量进行最佳分配的网络的拓扑特能。估算达到完全可恢复所要求的备用容量数额所需要的唯一拓扑参数是能给出网络的“网状”指示的平均节点次数。

以上利用假定网络中的所有链路都具有相等容量的情况下的一例网络拓扑描述了实施方式。然而，这种假定只是为了简明起见才引入的，应当理解，本发明并不局限于这种网络拓扑，而可以适用于任何网状网络。显然，对熟练技术人员而言，考虑到上述原理和规则，本发明可能有许多选择和变形。以上所述的本发明尤其适用于SDH/SONET型网络(ITU-T G.707)和OTN型网络(ITU-T G.709)。

一个实际网络可能具有一些容量不同的链路。这种网络称为不平衡网络。在本发明的一种改进实施方式中，提出了一种不平衡网络中的容量分配。图14中示出了用于说明这种实施方式中的分配的例子。小圆圈代表编号为1-12的网络节点。粗体链路是哈密顿格网的链路，用小方块中的编号1-12来表示。其余链路(这里称为弦(chord))用灰色方块中的编号1-12来表示。

该方法从寻找哈密顿格网G_h的步骤开始。在第二步骤中，查找容量分配。对于容量分配，作出了下列参数定义：

-cap(a_n)是链路a_n的容量，

-rest(a_n)是链路a_n上的恢复容量预留量，

-work(a_n)是链路a_n上的工作容量预留量。

于是，按下列方式进行约束：

对于任何不在格网中的链路ch_k(用弦表示)，定义两个半哈密顿格网K₁(ch_k)和K₂(ch_k)，其中，K₁(ch_k)∪K₂(ch_k)＝G_h，而_i∈K₁(ch_k)。还定义，rest(a_i)是分配给链路a_i的恢复容量，rest(K_y(ch_k))是分配给(K_y(ch_k))，y＝1，2的链路的最小恢复容量。于是，对于每条弦ch_k，一定有：

-rest(K₁(ch_k))+rest(K₂(ch_k))≥cap(ch_k)和

-rest(K_y(ch_k))≤cap(a_i)，a_i∈K_y(ch_k)，y＝1，2。

然后，容量分配算法从寻找初始可行配置的步骤开始。这一初始分配的结果如下表1中所示。

-选择G_h中的任一链路_i。

-建立一个具有#V行和(#A-#V)列的表。表中的条目定义如下：

-T(1，k)＝[cap(ch_k)/2]，其中[x]表示≥x的最小整数，而T(1，k)与链路_i相应

-T(n，k)＝T(1，k)，如果a_n∈K₁(ch_k)，a_n≠_i

-T(n，k)＝[cap(a_n)-T(1，k)]，如果a_n∈K₂(ch_k)。后面的值在表中用灰底色来表示。

表示要分配给链路a_n的恢复容量。

以上所定义的配置可能不遵守约束。不遵守约束的链路在以下的表1 中用“x”来标记，它表示违背了这里的约束rest(K_y(ch_k))≤cap(a_i)，a_i∈K_y(ch_k)。

表1：初始配置

如前面参照图4所述，哈密顿格网逻辑上可表示成一个环，它被其余网络链路所横切，因此这些链路称为弦。每条弦逻辑上可将该逻辑环分成两个半圆。没有底色的数字表示这些半圆之一，而带有底色的数字表示另一半圆。显然，每列中，两个半圆的预留容量的总和必须等于所要恢复的弦的容量。

在容量分配的下一步骤中，这样来确定初始可行配置：在表1的每一列k中查找“x”，并修改T(1，k)直到所有“x”均消失为止。其结果如下表2中所示。

■如果条目没有底色，则减小T(1，k)

■如果条目有底色，则增大T(1，k)

■如果k列中不存在使所有“x”均消失的分配T(1，k)，则根本不

存在可行的分配。

表2：初始可行配置

在该算法的下一步骤中，还可以对初始可行配置进行修改，以得到最佳可行配置。这一配置如表3中所示。可以这样得到最佳可行配置：通过加减“1”来修改每一列中的T(1，k)，并检查总费用是否提高。如果总费用提高，则修改T(1，k)直到“x”出现(即违背了某种容量约束)为止。

表3：最佳可行配置

最小恢复容量预留量rest(a_n)的分配在表3的最后一列中给出。显然，对于格网覆盖，也可采用同样的算法。

此外，也可以计算出格网链路中业务的恢复容量预留量，即得出格网中业务和恢复容量的分配，从而在给出格网链路容量的情况下使业务容量最大。

步骤1：将所有链路按照下列递增容量排序：

cap_M(a₁)≤cap_M(a₂)...≤cap_M(a_N)，rest_M(a_i)+work_M(a_i)＝cap_M(a_i)，

其中，cap_M(a_i)为格网链路容量，work_M(a_i)为业务容量，rest_M(a_i)为恢复容量预留量(减小一半以上链路上的业务量可以减小业务量)

步骤2：得出中间值cap_M(a_n)(N＝2n或N＝2n+1)

初始分配：

rest_M(a_i)＝cap_M(a_n)/2(1≤i＜n)

work_M(a_i)＝cap_M(a_n)/2(n≤i≤N)

步骤3：调整初始分配：

如果cap_M(a_n)/2＞cap_M(a₁)，则rest_M(a₁)＝cap_M(a₁)，

work_M(a_i)＝cap_M(a₁)(2≤i≤N)

于是，由下式可以计算出格网链路的最终恢复容量预留量rest_F(ai)：

rest_F(ai)＝Max{rest_M(a_i)，rest(a_i)}

由业务链路上的可用容量可以给出哈密顿格网链路上可提供的最大业务量，即：

a_n work(a_n)≤cap(a_n)-rest_F(a_n)

因此，对于所有链路，最终可以计算出哈密顿格网链路a_n的分配三元组{cap(a_n)，work(a_n)，rest_F(a_n)}。

在进一步的有用实施方式中，可以采用前面参照图8和9所描述的格网覆盖。在网络太大和地域辽阔的情况下，单个格网没有意义，因此，网络的格网覆盖是理想的解决方案。下面，根据图15中所示意的一个网络引出这一思想。

本例中，可以找到单个哈密顿格网，如图16中所示。显然，考虑到地域辽阔，沿着这一格网进行恢复看来并不是最佳方案。如图17中所示的这一网络的格网覆盖看上去要整洁得多。共有四个格网—东北部、中部、西北部和南部格网。格网覆盖的这种选择其优点在于，没有任何链路的端节点处于两个不同的格网中。如果要在一个格网中完成恢复，那么，网络的恢复容量预留量分配任务可减轻为在四个子网中分配它们并组合这些结果。最终，根据计算出的恢复容量预留量，沿着格网框架的链路，为每条格网链路建立盲连接。

在这种格网覆盖中，基本上有两种恢复方法可适用，这取决于带宽和时间的限制。第一种方法是资源优化格网恢复法(ROMP)，该方法将每个格网都作为单个实体来处理，而属于一个以上格网的链路可以共享恢复资源。然而，在任何两个分支节点之间，恢复容量预留量在各自的网络单元内相连。

这种策略的缺点在于，分支节点处的网络单元无法被预配置来满足每个格网的要求，有两种可能的配置的选择(通常为链路数-1)。分支节点处的网络单元的配置的选择需要通过以下方式被传送：

●协议(例如基于GMPLS的)或

●某种集中网络管理系统和DCN。

另一种方法是时间优化格网保护法(TOMP)，该方法将每个格网都作为单个实体来处理，而属于一个以上格网的链路并不共享恢复资源。其示意图如图18中所示。在一个格网中，恢复容量预留量在各自的网络单元中相连。

这种策略的主要优点在于，分支节点处的网络单元可以被预配置以满足每个格网的要求。因此，只在受故障影响的两个网络单元(即发出LOS(信号丢失)告警的两个单元)中才有重新配置的必要性。因此，网络节点之间无需信令。保护速度只取决于网络单元根据某种预配置方法可对其本身进行重新配置的速率。

此外，这些附加资源使得可以处理甚至多个同时发生的故障(只要这些故障发生在不同的格网中)。

在这两种可选方法ROMP和TOMP之间，一种利用这两种方法的混合方法也是可行的。

Claims

1.一种在出现线路故障时恢复网状传输网的方法，所述方法包括如下步骤：

-确定网络中的至少一个格网(G_H)，所述格网是正好穿过格网的每个节点(A-L)部分一次的一个闭合双向链路序列，网络中不属于该格网的但受格网所保护的其余链路横切所述格网(G_H)；

-在所述格网(G_H)中预留传输容量，以供恢复所用；和

-在网络中的链路出故障的情况下，通过所述格网利用所述预留容量重新发送来自故障链路的业务量。

2.如权利要求1所述的方法，其中，所述格网是一个哈密顿格网(G_H)，它正好穿过网络中的每个节点(A-L)一次。

3.如权利要求2所述的方法，其中，如果在网络中无法找到哈密顿格网，那么，该方法包括如下步骤：为网络确定一个具有两个或两个以上的格网(M1，M2)的格网覆盖，并在所述格网(M1，M2)中预留传输容量，以供恢复所用。

4.如权利要求2所述的方法，包括如下步骤：

-预留所述哈密顿格网(G_H)的链路容量的一半供恢复所用，和

-在故障情况下，将通过该故障链路所发送的业务量分离成两个部分，并沿所述哈密顿格网的两个方向利用所述预留容量重新发送所述两个部分。

5.如权利要求2所述的方法，包括如下步骤：

-将所述哈密顿格网(G_H)的容量扩充一个等于前一格网容量的量；和

-预留所述扩充的容量供恢复所用。

6.如权利要求1所述的方法，包括如下步骤：在无故障操作期间，沿所述格网利用所述预留容量发送一个空闲信号。

7.如权利要求1所述的方法，其中，所述重新发送步骤仅在所述故障链路的端节点(G，H)中进行。

8.如权利要求2所述的方法，其中，所述确定哈密顿格网(G_H)的步骤利用分布式查找通过在采用GMPLS协议的网络节点之间传送消息来进行。

9.如权利要求8所述的方法，其中，对这些消息应用了超时，以免所生成的消息的数量的激增，并且其中，在没有找到哈密顿格网就超时的情况下，采用所找到的最大格网，并在不属于该最大格网的节点中启动分布式查找以确定格网覆盖。

10.如权利要求1所述的方法，还包括如下步骤：根据每条链路的最大容量和所要保护的链路的容量来确定格网(G_H)的链路的容量分配，所述容量分配按如下步骤进行：确定初始容量分配，在违背约束情况下修改所述初始容量分配以得到初始合理容量分配，并通过使费用函数最小来优化所述初始合理容量分配以得到最优化合理容量分配。

11.如权利要求1所述的方法，包括如下步骤：逻辑上将所述网络划分成一些地理子网，并确定每个所述子网的哈密顿格网，每个哈密顿格网都正好穿过其相应子网的每个节点一次，这些哈密顿格网的集合构成了所述网络的格网覆盖。

12.一种用于确定网状传输网中最小恢复容量的方法，所述方法包括如下步骤：

-确定网络中的哈密顿格网(G_H)，所述哈密顿格网是正好穿过所述网络的每个节点(A-L)一次的一个闭合双向链路序列；和

-在所述哈密顿格网(G_H)中预留一半传输容量，以供恢复所用。

13.一种用于确定网状传输网中最小恢复容量的网络规划工具，所述工具包括用于确定网络中的哈密顿格网(G_H)的装置，所述哈密顿格网是正好穿过所述网络格网的每个节点(A-L)一次的一个闭合双向链路序列。

14.一种网状传输网中的网络单元(DXC)，所述网络单元是一个格网(G_H)的一部分，该格网是正好穿过所述格网的每个节点(A-L)部分一次的一个闭合双向链路序列，所述格网中的一部分传输容量被预留以供恢复所用；所述网络单元包括：

-用于检测由所述网络单元所终结的链路的故障的装置；和

-装置(M，C)，用于将通过该故障链路所发送的业务量分离成两个部分，并沿所述格网的两个方向利用所述预留容量重新发送所述两个部分。

15.一种网络管理设备，用于配置网状传输网的网络单元(A-L)，所述设备包括：

-用于确定网络中的格网(G_H)的装置，所述格网是正好穿过所述格网的每个节点部分一次的一个闭合双向链路序列；和

-装置，用于配置所述格网(G_H)的所述网络单元(A-L)部分，以在所述格网中预留一部分传输容量供恢复所用。