DE4308512A1 - Verfahren zum Routing von Verbindungen in einem Kommunikationsnetz - Google Patents
Verfahren zum Routing von Verbindungen in einem KommunikationsnetzInfo
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- H04L—TRANSMISSION OF DIGITAL INFORMATION, e.g. TELEGRAPHIC COMMUNICATION
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Description
Zukünftige Telekommunikationsnetzwerke werden neue Dienste
mit jeweils unterschiedlichen Charakteristiken umfassen.
Dies bedeutet, daß neue Transferkonzepte geschaffen werden
müssen.
Der asynchrone Transfermodus (ATM), der ein spezielles
Transfer-Konzept darstellt, befriedigt sowohl die
Bedürfnisse des Benutzers als auch die des Betreibers.
Mehrere verschiedene Routing-Verfahren werden in bisher
existierenden Computernetzen benutzt. Diese können je
doch nicht auf ATM-Netze angewendet werden, da die
Differenz zwischen ATM-Netzen und klassischen Computer
netzen (bei ATM-Netzen keine virtuelle Speicherung von
Zellen in Kommunikationsknoten, sehr unterschiedliche
Dienste-Chrakteristiken) zu groß ist.
Für Breitband-ISDN ist bisher nur ein einziges Routing-
Verfahren bekannt, nämlich der sogenannte Bandbreitenkon
trollalgorithmus aus dem Artikel "Routing and Flow Con
trol in ISDN′s" von Gerla, M. in Proc. of 8th Conferen
ce ICCC 1986, Munich, September 1986, pp. 643-647 (Do
kument 1).
Die zentrale Idee des Bandbreitenkontrollalgorithmus aus
Dokument 1, der die Grundlage des erfindungsgemäßen Ver
fahrens bildet, ist es, die Diensteigenschaften mit in
Betracht zu ziehen, um die Routing-Entscheidung zu tref
fen. Um die genannte Routing-Entscheidung zu treffen,
wird in Dokument 1 eine zweidimensionale Kostenfunktion
benützt, deren Variablen die verfügbare Bandbreite und die
Hopdistanz sind. Die Werte der beiden genannten Variablen
sind jeweils spezifisch für jeden genannten Verkehrsweg,
der durch einen Ursprungsknoten, einen Zielknoten und die
am Verkehrsweg beteiligten Links festgelegt ist. Die
Einträge in dieser Routing-Tabelle sind in erster Präfe
renz nach wachsender Hopdistanz und in zweiter Präferenz
nach wachsender Bandbreite geordnet. Wenn ein Verbindungs
weg nicht in dieses Muster paßt, wird er nicht als poten
tieller Verkehrsweg ausgewählt.
Fig. 1 zeigt eine beispielhafte Netztopologie und einen
Teil der zugehörigen Routenliste des Knotens 2 bezüglich
des Zielknotens 7 gemäß dem Bandbreitenkontrollalgorith
mus. Während des Aktualisierungsvorgangs tauscht jeder
Netzknoten den kompletten Inhalt seiner in der ersten
Routing-Tabelle enthaltenen Routenlisten mit seinen
benachbarten Knoten aus. Die in einer Routing-Tabelle
gespeicherte Information bezieht sich dabei immer auf
einen Verbindungsweg als Ganzen und umfaßt Informationen
über einen Nachbarknoten N, eine verfügbare Bandbreite B
und eine Hopdistanz H zum Zielknoten.
Die von einem Nachbarknoten empfangenen Informationen über
potentielle Routen werden einer Aktualisierungsprozedur
unterworfen und dabei ggf. verändert, bevor sie in die
Routing-Tabelle eingetragen werden. Diese Prozedur wird im
folgenden kurz erläutert.
Die neue verfügbare Bandweite Bnew wird berechnet, indem
die empfangene verfügbare Bandweite BNK und die lokal
verfügbare Bandweite auf dem relevanten Teilweg BTW ver
glichen wird. Die alte Hopdistanz HNK wird zur Bildung
der neuen Hopdistanz Hnew um den Wert 1 erhöht. Daraus
ergeben sich folgende Berechnungsgleichungen
Bnew = Min (BNK, BTW)
Hnew = HNK + 1.
Hnew = HNK + 1.
Durch die Berechnung der neuen Routing-Tabellen und ihre
Verbreitung auf benachbarte Knoten, werden die aktuellen
Routing-Informationen kontinuierlich über das gesamte
Netz verbreitet.
Die obengenannte Prozedur zum Aufdatieren der Routing-
Tabellen hat den Vorteil, daß die benötigte Datenrate
zur Verbreitung der aktuellen Routing-Informationen sehr
klein ist. Des weiteren ist der genannte Algorithmus für
die Berechnung der neuen Routing-Tabellen sehr schnell.
Ein Nachteil des genannten Verfahrens zur Aufdatierung
der Routing-Tabellen ist es, daß die Aufdatierungsinforma
tionen sehr langsam im Netzwerk verbreitet werden, weil
die für einen nicht benachbarten Netzknoten relevante
Routing-Information für deren Übertragung so viele Aufda
tierungsperioden benötigt, wie sie dazwischenliegende
Teilwege durchlaufen muß. Daraus ergibt sich, daß
Routing-Daten, die sich auf einen langen Verbindungsweg
beziehen, immer relativ alt sind. Dies wiederum erhöht in
starkem Maße die Gefahr des Auftretens von Schleifen. Ein
ernst zu nehmender Nachteil des Bandbreitenkontrollalgo
rithmus ist es also, daß in Netzwerken, wo er angewandt
wird, mit hoher Wahrscheinlichkeit Schleifen entstehen.
Ein weiterer Nachteil des genannten Verfahrens ist darin
zu sehen, daß die Anzahl von potentiellen Routen für ein
Verbindungspaar von der aktuellen Routing-Information
abhängig ist, und so das Vorhandensein von potentiellen
Routen nicht immer garantiert werden kann.
Der Erfindung liegt die Aufgabe zugrunde, ein Routing-
Verfahren anzugeben, das die genannten Nachteile
überwindet.
Diese Aufgabe wird durch die Merkmale des Anspruches 1
gelöst.
Durch die Einbindung einer schleifenfreien zweiten Routing-
Tabelle in die Aktualisierung der ersten Routing-Tabelle
wird die Effizienz des Bandbreitenkontrollalgorithmus
entscheidend erhöht.
Eine Ausführungsform der Erfindung ist durch Anspruch 2
angegeben. Durch diese Ausführungsform wird ein geeigne
tes Verfahren zur Ermittlung der zweiten Routing-Tabelle
angegeben.
Eine weitere Ausführungsform der Erfindung ist durch An
spruch 3 angegeben. Durch diese Ausführungsform wird die
Anzahl der ermittelten potentiellen Teilwege noch erhöht
und dadurch die zweite Routing-Tabelle entsprechend
erweitert.
Eine weitere Ausführungsform der Erfindung ist durch An
spruch 4 angegeben. Bei dieser Ausführungsform wird der
Berechnungsaufwand zur Ermittlung der potentiellen Teilwe
ge durch das eingeschränkte Betrachten von nur horizon
talen Teilwegen als potentielle Teilwege verringert.
Eine weitere Ausführungsform der Erfindung ist durch An
spruch 5 angegeben. Bei dieser Ausführungsform wird eine
für alle Knoten bereits erfolgte Erweiterung der Bestim
mung von Teilwegen als potentielle Teilwege (Erweiterung
sämtlicher Routing-Tabellen) zu Gunsten eines unterver
sorgten Knotens geändert. Als Folge davon müssen bereits
als potentielle Teilwege bestimmte Teilwege, die nun zu
Schleifen führen, nachträglich wieder aus den zweiten
Routing-Tabellen gestrichen werden. Danach wird das Ver
fahren zur Erweiterung der zweiten Routing-Tabelle für
sämtliche Knoten wiederholt. Durch diese Ausführungsform
wird eine gleichmäßigere Versorgung der Knoten des Netzes
mit alternativen potentiellen Teilwegen erreicht.
Eine weitere Ausführungsform der Erfindung ist durch
Anspruch 6 angegeben. Bei dieser Ausführungsform der
Erfindung enthält die erste Routing-Tabelle außer der
Angabe des nächsten Teilweges einer Route auch Angaben
über spezielle Verkehrseigenschaften der Route, die hop
distance und die momentan verfügbare Bandbreite. Anhand
dieser bekannten Verkehrseigenschaften der Routen ist es
möglich, die unterschiedlichen Dienste auf die jeweils am
besten geeigneten Routen zu verteilen und somit die
Effizienz des Routing-Verfahrens zu erhöhen.
Eine weitere Ausführungsform der Erfindung ist durch An
spruch 7 angegeben. Diese Ausführungsform hat den Vorteil,
daß die benötigte Datenrate zur Verbreitung der aktuellen
Routing-Informationen sehr klein ist.
Eine weitere Ausführungsform der Erfindung ist durch
Anspruch 8 angegeben. Bei dieser Ausführungsform wird
die Anzahl der potentiellen Routen zum einen auf die
jenigen Routen mit der geringsten hop distance beschränkt,
und zum anderen diejenigen Routen, die zum Ausgleich für
eine größere hop distance eine größere verfügbare Band
breite aufweisen.
Im folgenden wird die Erfindung anhand der Zeichnung näher
erläutert.
Fig. 1 zeigt eine beispielhafte Netztopologie und einen
Teil einer zugehörigen Routing-Tabelle gemäß dem Band
breitenkontrollalgorithmus,
Fig. 2 zeigt eine spezielle Abbildung einer beispielhaften
Netztopologie auf eine Hierarchiestruktur bezüglich eines
bestimmten Zielknotens,
Fig. 3 zeigt die Knoten einer Hierarchieebene und deren
Verbindungen durch Teilwege,
Fig. 4 zeigt den Ablauf eines iterativen Verfahrens zur Be
stimmung von zweiten Routing-Tabellen,
Fig. 5 zeigt eine mit Hilfe des iterativen Verfahrens gemäß
Fig. 4 ermittelte zweite Routing-Tabelle für eine spezielle
Netztopologie,
Fig. 6 zeigt eine spezielle Netztopologie, die der
Ermittlung der Routing-Tabelle gemäß Fig. 5 zugrunde liegt.
Fig. 7 zeigt eine beispielhafte Netztopologie und einen
Teil einer zugehörigen ersten Routing-Tabelle gemäß ei
ner Ausführungsform des erfindungsgemäßen Verfahrens,
Fig. 8 zeigt eine beispielhafte Netztopologie und einen
Teil einer zugehörigen ersten Routing-Tabelle gemäß einer
weiteren Ausführungsform des erfindungsgemäßen Verfahrens.
Die prinzipielle Idee der Erfindung besteht darin, die
Aufnahme von potentiellen Routen bei der Aktualisierung
der ersten Routen-Tabellen von deren Vorhandensein in
festen zweiten Routen-Tabellen abhängig zu machen, die
jeweils möglichst viele potentielle Teilwege enthalten
und eine Schleifenfreiheit der darauf begrenzten poten
tiellen Routen garantieren. Diese zweiten Routing-
Tabellen bleiben solange unverändert, solange sich die
Topologie des Kommunikationsnetzes nicht ändert.
Im folgenden wird näher beschrieben, wie die zweiten
Routing-Tabellen ermittelt werden.
Die Initialisierungsprozedur für die Bestimmung schleifen
loser zweiten Routing-Tabellen mit alternativen Wegen läßt
sich in zwei Schritten zusammenfassen, nämlich einem er
sten Verfahrensschritt, bei dem die vorgegebene Netzto
pologie mit Hilfe eines geeigneten Algorithmus in eine
Hierarchiestruktur abgebildet wird, und einem zweiten
Verfahrensschritt, bei dem alle in der Hierarchiestruktur
tendenziell absteigenden Teilwege als potentielle Teil
wege (Verkehrswege) bestimmt werden. Die genannten zwei
Verfahrensschritte müssen dabei für jeden Zielknoten des
Kommunikationsnetzes durchgeführt werden. Für jeden Ziel
knoten ergibt sich also eine eigene Hierarchiestruktur.
Fig. 2 zeigt eine spezielle Abbildung der Topologie eines
Kommunikationsnetzes auf eine Hierarchiestruktur bezüglich
eines bestimmten Zielknotens. Dabei wurde als Hierarchie
kriterium die hop distance (Entfernung zum Zielknoten,
gemessen in durchlaufenen Kanälen) verwendet. Wie aus
Fig. 2 ersichtlich, muß die durch die Hierarchiestruktur
erzeugte Rangfolge der Knoten nicht eindeutig sein, so
daß es durchaus mehrere Knoten mit gleichem Rang (Knoten
in derselben Hierarchieebene) geben kann. Diese Tatsache
muß bei der Konstruktion der zweiten Routing-Tabelle
berücksichtigt werden.
Eine der hop distance entsprechende Hierarchiestruktur
kann z. B. sehr effektiv durch den sogenannten inversen
Etikettierungs-Algorithmus erzeugt werden, wenn man als
Kanallänge (Teillänge) die Länge 1 vorgibt. Der inverse
Etikettierungs-Algorithmus ist z. B. aus Dokument 2
bekannt. Es handelt sich dabei um einen iterativen Algo
rithmus, mit dessen Hilfe jeweils für einen bestimmten
Zielknoten die hop distance in den jeweils restlichen
Knoten des Rechnernetzes bestimmt werden kann. Wesent
liches Merkmal des Algorithmus ist das Etikett. Es wird
jedem Knoten zugeordnet und beschreibt die kleinste Ent
fernung zum Zielknoten, die bisher ermittelt werden
konnte.
Außerdem ist dort eingetragen, über welchen Nachbarknoten
dies möglich war. In einem interativen Verfahren werden
diese Werte für alle Knoten des Netzes optimiert.
Der Etikettierungs-Algorithmus kann also als eine geeigne
te und anpassungsfähige Abbildungsfunktion zur Erzeugung
von Hierarchiestrukturen auf Rechnernetzen angesehen wer
den. Es sind darüber hinaus auch andere sinnvolle Ab
bildungsfunktionen zur Erzeugung von Hierarchiestrukturen
vorstellbar. Es ist z. B. möglich, die geographische Ent
fernung der Rechnerknoten zum Zielknoten als Hierarchie
kriterium zu verwenden. In diesem Fall kommt man ohne den
Etikettierungsalgorithmus aus. Auch bei Verwendung des
Etikettierungsalgorithmus gibt es noch eine Vielzahl
weiterer möglichen Hierarchiekriterien, z. B. die gesamte
Verzögerungszeit bis zum Zielknoten oder die gesamte
physikalische Leitungslänge bis zum Zielknoten (ent
sprechend den Leitungskosten).
Die Abbildung einer Topologie auf eine Hierarchie ist nur
der erste Schritt zur Konstruktion schleifenloser zweiter
Routing-Tabellen. In einem zweiten Verfahrensschritt
müssen die potentiellen Teilwege bezüglich der jeweils
betrachteten Hierarchie, d. h. bezüglich des jeweils
betrachteten Zielknotens bestimmt werden, was dem Eintra
gen dieser potentiellen Teilwege in die Routing-Tabellen
der Knoten entspricht.
Dieser zweite Verfahrensschritt kann durch eine erweiterte
Anwendung der Verfahren der kürzesten Wege, wie z. B. des
angegebenen Etikettierungs-Algorithmus, auf alternative
Wege erreicht werden. Zur Verdeutlichung dieser Anwendung
wird nochmals die Hierarchiestruktur in Fig. 2 betrachtet,
die durch die Abbildung der Topologie des Kommunikations
netzes in Fig. 2 erzeugt wurde. Durch die Verfahren der
kürzesten Wege ist neben der Abbildung der Topologie
gleichzeitig pro Knoten genau einer der absteigenden Wege
als potentieller Teilweg bekannt. Bestimmt man nun
erfindungsgemäß alle absteigenden Wege als potentielle
Wege, so wird die Hierarchiebedingung dennoch gewahrt und
man gewinnt gleichzeitig einen Zuwachs an alternativen
Wegen.
Darüber hinaus können sogar horizontale Wege, d. h. Wege,
die innerhalb einer Hierarchieebene liegen, genutzt wer
den, wenn diese Wege auf Schleifen überprüft werden. Dies
kann in einem dritten Verfahrensschritt z. B. gemäß der in
Dokument 4 beschriebenen Algorithmen erfolgen.
Dieser Algorithmus ist ein Verfahren zur Schleifenerkennung
und benutzt als solcher ebenfalls das Hierarchiekriterium.
Wesentliches Merkmal dieses Algorithmus ist es, daß ver
sucht wird, die Netzknoten in Ebenen zu unterteilen, zwi
schen denen nur absteigende Wege existieren. Gelingt dies,
so ist die gegebene Routing-Tabelle schleifenfrei. Bleiben
nicht zuteilbare Netzknoten übrig, so enthält diese Rest
menge mindestens eine Schleife.
Zusammenfassend läßt sich das Verfahren für die Bestimmung
schleifenloser Routing-Tabellen mit alternativen Wegen,
unter denen auch horizontale Wege zugelassen werden, in
drei Schritten darstellen, nämlich einem ersten Verfahrens
schritt, bei dem eine Hierarchiestruktur mit einem geeigne
ten Algorithmus erzeugt wird, einem zweiten Verfahrens
schritt, durch den alle in der Hierarchiestruktur abstei
genden Wege als potentielle Verkehrswege bestimmt werden
und einen dritten Verfahrensschritt, durch den horizontale
Wege unter Überprüfung auf Schleifen als potentielle
Verkehrswege bestimmt werden.
Die genannten drei Verfahrensschritte müssen für jeden
Zielknoten des Kommunikationsnetzes durchgeführt werden.
Für jeden Zielknoten ergibt sich also eine eigene
Hierarchiestruktur.
Bei zwei Knoten, die durch zwei horizontale Teilwege
entgegengesetzter Richtung miteinander verbunden sind,
kann durch die Auswahl dieser horizontalen Teilwege als
potentielle Verkehrswege der Fall eintreten, daß die Da
tenblöcke zwischen den zwei benachbarten Knoten hin- und
her pendeln. Diese spezielle Schleife wird auch als Ping-
Pong-Schleife bezeichnet.
Bei einem Routing-Verfahren, bei dem sogenannte lokale
Zusatzinformationen ausgewertet werden, die beim Empfang
eines Datenblocks entstehen (z. B. Informationen über den
benutzten Empfangskanal), kann das Auftreten einer Ping-
Pong-Schleife durch eine entsprechende Routing-Entschei
dung, die die genannte Zusatzinformation berücksichtigt,
verhindert werden. Daher braucht bei einem solchen Rou
ting-Verfahren auf die Vermeidung von Ping-Pong-Schlei
fen bei der Bestimmung von horizontalen Teilwegen als
potentiellen Verkehrswegen nicht geachtet zu werden und
es können somit horizontale Teilwege in beiden Richtungen
als potentielle Verkehrswege in Betracht gezogen werden.
Der dritte Verfahrensschritt kann zum einen dadurch ge
schehen, daß die horizontalen Teilwege einzeln in Betracht
gezogen werden (vorläufige Bestimmung eines horizontalen
Teilweges als potentieller Verkehrsweg) und jeweils
sofort überprüft wird, ob durch den vorläufig bestimmten
potentiellen Verkehrsweg eine Schleife erzeugt wird, oder
zum anderen dadurch, daß die horizontalen Teilwege gemein
sam in Betracht gezogen werden (alle horizontalen Teil
wege einer Hierarchieebene werden gemeinsam als vorläufige
potentielle Verkehrswege bestimmt) und aufgrund einer
nachher erfolgten Überprüfung auf Schleifen einzelne, vor
läufig als potentielle Verkehrswege bestimmte Teilwege
nachträglich wieder ausgeschlossen werden.
Wenn bei der gemeinsamen Betrachtung der Teilwege einer
bestimmten Hierarchieebene anhand des Schleifenerkennungs
algorithmus eine größere Schleife (beteiligte Knotenanzahl
größer 2) festgestellt wird, muß eine Auswahl aus den in
Betracht gezogenen Teilwegen erfolgen, die sicherstellt,
daß durch die ausgewählten Teilwege, d. h. die endgültig
bestimmten potentiellen Verkehrswege, keine Schleife ent
stehen kann.
Im folgenden wird ein mögliches Verfahren zur Auflösung
einer festgestellten Schleife näher erläutert.
Fig. 3 zeigt die Knoten einer Hierarchieebene und deren
Verbindungen durch Teilwege. Werden in Fig. 3 alle Teil
wege der dargestellten Hierarchieebene in Betracht gezo
gen, so ergibt sich eine Schleife mit einer beteiligten
Knotenzahl größer 2. Um die dargestellte Schleife
aufzulösen, bleibt nur die Möglichkeit, die bidirektionale
Verbindung an einer Stelle aufzutrennen. Bei der Auswahl
der aufzutrennenden Verbindung kann in folgenden Schritten
vorgegangen werden:
In einem ersten Schritt wird derjenige Knoten der betreffen
den Hierarchieebene bestimmt, der die meisten alternati
ven Sendekanäle (Ausgangskanäle) in der Schleife besitzt.
In einem zweiten Schritt wird derjenige Nachbarknoten des
gemäß dem ersten Schritt gefundenen Knotens bestimmt, der
ebenfalls die größte Anzahl von alternativen Sendekanälen
besitzt.
In einem dritten Schritt wird schließlich die Verbindung
zwischen dem gemäß dem ersten und zweiten Schritt gefun
denen Knotenpaar herausgelöst, d. h. die zu dieser Ver
bindung gehörenden Teilwege werden nicht als potentielle
Verkehrswege bestimmt bzw. ausgewählt.
Durch das Fehlen der nicht als potentielle Verkehrswege
ausgewählten Teilwege der herausgelösten Verbindung ge
mäß dem vorhergenannten Verfahren wird die Wahlmöglichkeit
an potentiellen Verkehrswegen in den Knoten der Hierarchie
ebene am wenigsten beeinträchtigt.
In dem Beispiel aus Fig. 3 besitzt der Knoten 3 die
meisten alternativen Sendekanäle (Summe der abgehenden
Teile = 4). Der Knoten 1 ist derjenige Knoten des Knotens
3, der die meisten alternativen Sendekanäle besitzt (Summe
der abgehenden Teile = 3). In diesem Fall wird also die
Verbindung (1, 3) von der Schleife entfernt (siehe das
Kreuz in Fig. 2).
Obwohl das oben beschriebene Verfahren bereits sehr
viele alternative Wege ermittelt, kann es dennoch vor
kommen, daß sich für manche Knoten keine alternativen
potentiellen Verkehrswege ergeben. Eine Weiterentwicklung
des erfindungsgemäßen Verfahrens zielt deshalb darauf ab,
sich teilweise von der vorgegebenen Hierarchie zu lösen,
um auch für diese Knoten Alternativwege, d. h. mehr als
einen einzigen potentiellen Verkehrsweg zu schaffen. Die
Einbeziehung hierarchieverletzender Wege zur Optimierung
der Routing-Tabellen wird im folgenden näher erläutert.
Alternativwege für unterversorgte Knoten mit höchstens
einem potentiellen Verkehrsweg können auch in der darüber
liegenden Hierarchieebene gefunden werden.
Das Auffinden neuer Wege als potentielle Verkehrswege
hängt auch von den bisherigen Bestimmungen der Teilwege
als potentielle Verkehrswege (d. h. bisherigen Einträgen
in Routing-Tabellen) ab. Deshalb kann es sein, daß sich
neue Alternativwege erst dadurch ergeben, daß an anderer
Stelle, d. h. in einer Routing-Tabelle für einen anderen
Knoten, ein Routing-Eintrag erfolgt ist. Um diese Möglich
keiten optimal nutzen zu können, ist ein iteratives
Vorgehen nötig, welches im folgenden näher beschrieben
wird.
Das genannte iterative Verfahren zum Ausfüllen der Rou
ting-Tabellen vollzieht sich in zwei Iterationsschleifen.
In der inneren Schleife wird für alle diejenigen Knoten,
deren Auswahl bisher auf weniger als zwei potentielle Ver
kehrswege beschränkt war, nach einem nicht absteigenden
Alternativweg gesucht. Als Alternativweg wird jedoch ein
Nachbarknoten nur dann zugelassen, d. h. in die Routing-
Tabelle eingetragen, wenn dieser Nachbarknoten bereits
selber einen Alternativweg besitzt und dieser nicht zu
Schleifen führt. Falls mehrere solcher Nachbarknoten
existieren, wird derjenige Nachbarknoten mit der gering
sten hop distance ausgewählt. Falls wiederum mehr als ein
solcher Nachbarknoten mit der geringsten hop distance
existiert, wird derjenige mit den meisten Alternativwegen
ausgewählt.
Ist die Liste der Knoten komplett durchlaufen, wird erneut
mit der Suche begonnen. Erst wenn sich keine Veränderungen
der Routing-Tabellen mehr ergeben, wird die innere Itera
tionsschleife verlassen.
In der äußeren Iterationsschleife werden nun die besteh
enden Routing-Tabellen in zwei Schritten verändert. Zu
nächst wird in einem ersten Schritt demjenigen Knoten mit
der geringsten hop distance zu einem betrachteten Ziel
knoten und maximal einem Eintrag in seiner Routing-Tabelle
(maximal ein potentieller Verkehrsweg) derjenige Nachbar
knoten mit der ebenfalls geringsten hop distance zugeord
net, der noch nicht in der Routing-Tabelle des genannten
Knotens eingetragen ist. Da dieser potentielle Verkehrsweg
bei vorherigen Schleifenüberprüfungen nicht berücksichtigt
werden konnte, ist mit Sicherheit eine Schleife entstan
den. Deshalb müssen in einem zweiten Schritt diejenigen
Einträge, die zur Schleifenbildung führen, entfernt wer
den.
Beginnend mit dem ausgewählten Nachbarknoten werden alle
Wege verfolgt, die von diesen Nachbarknoten zum Zielknoten
führen. Immer, wenn sich auf diesen Wegen eine Schleife
ergibt, wird in demjenigen Knoten, in dem auf einen be
züglich des Zielknotens nicht absteigenden Alternativweg
umgelenkt wurde, dieser Alternativweg entfernt. Diesem
Verfahren liegt die Erkenntnis zugrunde, daß durch abstei
gende Wege keine Schleifen entstehen können. Danach wird
erneut die innere Iterationsschleife durchlaufen.
Die äußere Iterationsschleife kann erst dann wieder ver
lassen werden, wenn nur noch Knoten mit mindestens einem
Alternativweg vorhanden sind.
Die Konvergenz der inneren Iterationsschleife ist dadurch
gesichert, daß die Zahl der möglichen Routing-Einträge be
grenzt ist. Die Konvergenz der äußeren Iterationsschleife
ist jedoch schon deshalb nicht gewährleistet, da nicht mit
Sicherheit gesagt werden kann, ob überhaupt für alle Topo
logien Routing-Tabellen gemäß dem genannten Verfahren er
mittelt werden können, bei denen kein Knoten weniger als
einen Alternativweg besitzt. Deshalb muß für diese äußere
Iterationsschleife ein zusätzliches Abbruchkriterium vorge
sehen werden.
Nach Ausschöpfung dieser Möglichkeiten kann das genannte
iterative Verfahren für die Suche nach zweiten und
dritten Alternativwegen ausgedehnt werden. Um eine mög
lichst gleichmäßige Verteilung der Alternativwege zu er
reichen, kann eine Obergrenze eingeführt werden, die ga
rantiert, daß in denjenigen Knoten mit besonders vielen
Nachbarknoten nur ein bestimmter Anteil der Alternativwege
ausgeschöpft wird. Um das Berechnungsverfahren abzukürzen,
kann noch ein zusätzlicher Berechnungsschritt an den An
fang des iterativen Verfahrens gestellt werden, bei dem
allen denjenigen Knoten, die nur zwei Sendekanäle (Ausgangs
kanäle) besitzen, definitiv die beiden Sendekanäle als
potentielle Verkehrswege zugeordnet werden.
Um das Berechnungsverfahren abzukürzen, kann außerdem die
Suche von Alternativwegen in der inneren Iterationsschlei
fe auf horizontale Teilwege beschränkt werden.
Fig. 4 zeigt den Ablauf des genannten Verfahrens zur Be
stimmung der Routing-Tabellen mit seinen Iterationsschleifen.
Fig. 5 zeigt beispielhaft eine mit Hilfe des beschriebenen
iterativen Verfahrens gewonnene zweite Routing-Tabelle
für eine bestimmte vorgegebene Netztopologie.
Fig. 6 zeigt eine spezielle Netztopologie, die der Ermittlung
der Routing-Tabelle gemäß Fig. 4 zugrundeliegt.
Unter den genannten Verfahren zur Bestimmung der zweiten
Routing-Tabelle ist das iterative Optimierungsverfahren,
das sich bei der Ermittlung der potentiellen Verkehrswege
teilweise von der vorgegebenen Hierarchiestruktur löst, in
der Lage, an jedem Knoten eine ausreichende Anzahl von
Alternativwegen zu ermitteln. Bei der Untersuchung ver
schiedener Netze unter Zuhilfenahme des genannten itera
tiven Optimierungsverfahrens wurde festgestellt, daß bei
den meisten Netzen wenigstens zwei Alternativwege bei
jedem Netzknoten ermittelt wurden, und daß dabei für die
Mehrheit der Netzknoten mehr als 50% der abgehenden Links
als Alternativwege ermittelt wurden.
Dies ist hinreichend für beinahe alle Lastsituationen
und verhindert gleichzeitig die Auswahl sehr langer
potentieller Verkehrswege aus den potentiellen Verbin
dungswegen.
Nach der genannten Initialisierungsprozedur folgt in
periodischen Abständen eine Aktualisierungsprozedur, die
eine Messungsprozedur, eine Verbreitungsprozedur und eine
Berechnungsprozedur umfaßt.
Die Meßprozedur umfaßt die Messung der verfügbaren Band
breite auf den benachbarten Links. Auf der anderen Seite
hängt die Berechnung eines Wertes als Indikator der Last
auf einem Link von den Charakteristiken der ausgeführten
Dienste ab. Es gibt bisher noch keine exakte Definition
von Breitbanddiensten, da die Arbeit auf diesem Gebiet
noch immer voranschreitet.
Die bereits beschriebene Verbreitungsprozedur der Routing-
Informationen zwischen den Netzknoten nach Dokument 1
reduziert die Anzahl der hierzu benötigten Dienstnachrich
ten auf ein Minimum. Die genannte Verbreitungsprozedur
kann dabei in synchroner und asynchroner Weise sowie mit
einem zeitabhängigen oder zeitunabhängigen Aufdatierungs
intervall durchgeführt werden. Durch die schleifenfreien
Ursprungstabellen ist dabei immer gewährt, daß veraltete
Routing-Informationen keine Schleifen verursachen können.
Nachdem mit Hilfe der Verbreitungsprozedur die Routing-
Informationen von benachbarten Netzknoten empfangen
wurden, muß jeder Knoten mit Hilfe der Berechnungsprozedur
seine eigenen Routing-Tabellen aufdatieren.
Die Berechnungsprozedur benutzt in einem ersten Berech
nungsschritt die genannten Gleichungen (1) und (2).
Die genannten Gleichungen werden aber nur für solche Teil
wege bzw. Nachbarknoten benutzt, die in der durch die
Initialisierungsprozedur ermittelten zweiten Ursprungs-
Tabelle aufgelistet sind. Durch den Ausschluß der anderen
Teilwege werden Schleifen aus den bereits genannten Gründe
vermieden.
In einem zweiten Berechnungsschritt wird die Reihenfolge
der potentiellen Routen gemäß ansteigender Hopdistanz und
absteigender Bandbreite neu geordnet. Dabei werden zunächst
alle Einträge mit gleicher Hopdistanz in dieselbe Reihe
aufgenommen. Danach werden die genannten Reihen gemäß
ansteigender Hopdistanz geordnet. Schließlich werden die
Einträge in jeder Reihe gemäß absteigender Bandweite
geordnet. Auf diese Weise ist gewährleistet, daß ein
reihenweises Scannen der Routing-Tabelle auf der Suche
nach einer geeigneten potentiellen Route zu einem
kürzesten Pfad-Routing führt, welches den größten Vorteil
aufweist.
Die beiden genannten Berechnungsschritte entsprechen der
in Dokument 1 vorgeschlagenen Berechnungsprozedur. Im
Unterschied zu dieser Berechnungsprozedur werden bei dem
erfindungsgemäßen Berechnungsverfahren potentielle Routen
mit unzureichender Bandbreite nicht hinausgeworfen, so daß
Alternativwege verfügbar bleiben, wenn sie gebraucht
werden.
Fig. 7 zeigt eine vorgegebene Netztopologie sowie eine
dafür anhand des erfindungsgemäßen Verfahrens ermittelte
Routenliste der ersten Routing-Tabelle. Bei der Routen
liste handelt es sich um eine Routenliste des Knotens 2
bezüglich des Zielknotens 7.
Die Routenliste ist in Zeilen und Spalten (Gruppen G1 bis
G4) unterteilt. Routen in einer Zeile haben jeweils die
gleiche Hopdistanz H. Die Routen in der ersten Gruppe G1
haben gemeinsam, daß sie in einer Zeile jeweils die
höchste Bandbreite B zur Verfügung stellen. Die Routen in
der zweiten Gruppe G2 haben gemeinsam, daß sie in einer
Zeile jeweils die zweithöchste Bandsbreite B zur Verfügung
stellen. Das Gesagte gilt schließlich in analoger Weise
für die Routen der dritten und vierten Gruppe.
Die Routenliste in Fig. 7 enthält Routen, die grund
sätzlich ungeeignet sind (z. B. die Route 2-5-4-6-7, siehe
zweite Reihe und dritte Spalte der Routenliste). Diese
Route ist unbrauchbar, da es eine geeignetere Route gibt,
die ebenfalls über den Netzknoten 5 verläuft, (z. B. die
Route 2-5-8-7, siehe erste Reihe und zweite Spalte der
Routenliste der Fig. 7).
In großen Netzwerken gibt es mit Hilfe des bisher geschil
derten Verfahrens viele solche unbrauchbaren Routen in den
Routing-Tabellen. Um diese unbrauchbaren Routen zu elemi
nieren, wird eine Route, die einen bestimmten Nachbarkno
ten benutzt und eine größere Hopdistanz zum Zielknoten
aufweist als eine andere Route, die denselben Nachbar
knoten benutzt, nur dann in die Routing-Tabelle mit auf
genommen, wenn sie eine größere Bandbreite zur Verfügung
stellt und so den Nachteil der größeren Hopdistanz aus
gleicht. Die Anwendung dieses weiteren Verfahrensschrittes
führt zu einer neuen Routing-Tabelle, von der eine Routen
liste in Fig. 8 dargestellt ist.
Bei der Bearbeitung eines Verbindungswunsches ist neben
der gewünschten Bandbreite auch die Verkehrscharaktkeri
stik des gewünschten Dienstes zu berücksichtigen. Die
unterschiedlichen Dienste können dabei in Realzeitverkehr
(Sprache, Video, TV), interaktiven Verkehr und Massenver
kehr eingeteilt werden.
Der Realzeitverkehr ist ein Dienst mit strengen Zeitgren
zen und definierter Bandbreite. Daraus ergibt sich, daß
nur eine Route mit der kürzesten Hopdistanz und ausreichen
der Bandbreite ausgewählt werden darf. Da der Realzeitver
kehr gegenüber relativen Verzögerungen (jitter) empfindli
cher ist als gegenüber absoluten Verzögerungen, ist bei
der Auswahl einer geeigneten Route das Vorhandensein einer
gewissen Bandbreitenreserve enorm wichtig, um einen soge
nannten Burstverkehr zu absorbieren.
Bei interaktivem Verkehr ist es wichtig, eine relativ
kleine Datenmenge sehr schnell über das Netz zu transpor
tieren. Deshalb ist der Datenverkehr für diese Art von
Diensten relativ unempfindlich gegenüber relativen Ver
zögerungen. Bei der Auswahl einer geeigneten Route kann
deshalb die gesamte verfügbare Bandbreite benützt werden.
Der Massenverkehr hat die geringsten Anforderungen von
allen Diensten, weshalb er die anderen Dienste nicht
behindern sollte. Es sollten deshalb für diesen Dienst
nur solche Routen ausgewählt werden, die eine ausrei
chende Bandbreite aufweisen.
Zur Durchführung der Routenauswahl aufgrund einer Be
nutzeranforderung findet in Abhängigkeit von den genannten
Kriterien im Ursprungsknoten eine erste Wegeauswahl statt.
Da die Routen der ersten Gruppe (siehe oben) das günstigste
Verhältnis von Bandbreite und in Kauf zu nehmender Hopdi
stanz bieten, werden sie bevorzugt zur Auswahl einer geeig
neten Route genutzt.
Der ausgewählte Weg zum ersten Zwischenknoten wird reser
viert und die genannte Benutzeranforderung an diesen Zwi
schenknoten weitergeleitet. Die Routenauswahl wird dann
durch die zweite Wegeentscheidung im genannten Zwischen
knoten fortgesetzt und die Benutzeranforderung in ent
sprechender Weise an den nächsten Knoten weitergeleitet.
Dieses Spuren der bezüglich des angeforderten Dienstes
optimalen Route wird bis zum Zielknoten fortgesetzt.
Falls während des Spurens in einer Routen-Liste kein Weg
gefunden werden kann, der der Benutzeranforderung genügt,
wird der angeforderte Dienst entweder zurückgewiesen,
oder im Ursprungsknoten beginnend, ein erneutes Spuren
mit einer alternativen Route durchgeführt.
Wurde der Verbindungswunsch akzeptiert, so wird die in der
Tabelle für die ausgewählte Route ausgewiesene Bandbreite
um die belegte Bandbreite reduziert. Schließlich werden
sämtliche Routen in derselben Zeile erneut nach absteigen
der Bandbreite sortiert, so daß in einer Zeile immer die
Route mit der höchsten Bandbreite in der ersten Gruppe
enthalten ist.
Das erfindungsgemäße Routing-Verfahren, das auf dem Ver
fahren nach Dokument 1 basiert, weist mehrere Verbes
serungen auf. Schleifen werden ausgeschlossen, lange und
ineffektive potentielle Verkehrswege werden vermieden, und
die Existenz von Alternativwegen ist nicht abhängig von
der aktuellen Lastsituation des Netzwerkes.
Wie bereits erwähnt, kann der Verkehr über existierende
Alternativwege geleitet werden, wenn ein Teilweg oder ein
Netzknoten ausgefallen ist. Zunächst werden diejenigen
Alternativwege mit der geringsten Hopdistanz gewählt,
um auf diese Weise die Übertragungskosten so gering wie
möglich zu halten. Wenn jedoch die verfügbaren Bandbreiten
der Alternativwege die Anforderungen des vorliegenden
Dienstes nicht erfüllen, wird ein Übergang auf längere
Alternativwege mit einer höheren Bandbreite durchgeführt.
Da die erforderlichen Alternativwege bereits bestehen,
kann der Verkehr ohne Zeitverlust umgeleitet werden, d. h.
ohne Verlust von Zellen. Dies ist ein großer Vorteil des
erfindungsgemäßen Routing-Verfahrens.
Nachdem der Verkehr umgeleitet worden ist, müssen die er
sten und zweiten Routing-Tabellen erneut berechnet werden,
weil die Existenz von Alternativwegen im Falle eines
weiteren Ausfalls eines Teilweges nicht als selbstver
ständlich angenommen werden kann. Die genannten Tabellen
müssen dabei für alle Netzknoten berechnet werden, da die
Nichtexistenz von Schleifen in den genannten Tabellen
untereinander abhängig ist.
Weiterhin ist es notwendig, daß die neuen Routing-Tabellen
den Netzknoten möglichst gleichzeitig übergeben werden
müssen. Der Überflutungsalgorithmus nach "Mc Quillan, T.,
Richer, I. and Rosen, E: The New Routing Algorithm for the
ARPANET, IEEE Trans, on Commun., Vol. COM-28, no 5, May
1980, pp. 711-719" stellt einen vorteilhaften Weg dar, um
dieses Ziel zu erreichen.
Dasselbe Verfahren wie bei einem Ausfall eines Teilweges
kann auch benutzt werden, um neue Resourcen, z. B. Teilwege
oder Netzknoten in das Netz aufzunehmen. Dabei ist jedoch
eine stand-by Periode notwendig, so daß die Informationen
über den neuen Netzknoten oder den neuen Teilweg verteilt
werden können.
Claims (9)
1. Verfahren zum Routing von Verbindungen in einem
Kommunikationsnetz, demgemäß
- a) jeder Netzknoten eine erste Routing-Tabelle führt, die bezüglich jedes Zielknotens eine Routenliste mit poten tiellen Routen enthält und periodisch aktualisiert wird,
- b) jeder Netzknoten beim Verbindungsaufbau anhand der Routenliste den für eine Verbindung geeigneten Teilweg in Richtung Zielknoten auswählt,
- c) jeder Eintrag in der Routenliste außer der Angabe des Teilweges in Richtung Zielknoten auch Angaben über die Verkehrseigenschaften der gesamten Route enthält,
- d) die Auswahl einer geeigneten Route in Abhängigkeit vom Diensttyp, dem die aufzubauende Verbindung angehört, und den Verkehrseigenschaften der in der Routenliste zur Verfügung stehenden Routen durchgeführt wird,
dadurch gekennzeichnet,
daß die Aufnahme einer Route bei der Aktualisierung der
ersten Routing-Tabelle davon abhängig gemacht wird, ob der
zu dieser Route gehörige Teilweg in einer entsprechenden,
ausschließlich von der Konfiguration des Kommunikations
netzes abhängigen zweiten Routing-Tabelle enthalten ist,
die schleifenfreie Gesamtwege sicherstellt.
2. Verfahren gemäß Anspruch 1,
dadurch gekennzeichnet,
daß die Teilwege der zweiten Routing-Tabelle ermittelt wer
den, indem
- a) die Topologie des Kommunikationsnetzes in jeweils eine Hierarchiestruktur bezüglich jedes Zielknotens abgebil det wird,
- b) als Teilwege von potentiellen Routen alle in der Hierarchiestruktur bezüglich eines Zielknotens absteigenden Teilwege bestimmt werden.
3. Verfahren gemäß Anspruch 2,
dadurch gekennzeichnet,
daß die zweite Routing-Tabelle sodann erweitert wird,
indem als Teilwege von potentiellen Routen auch nicht
absteigende Teilwege jeweils einzeln in Betracht gezogen
werden, jedoch nur dann als potentielle Teilwege bestimmt
werden, wenn sich dadurch bei der Zusammenfassung der
ermittelten Teilwege zu potentiellen Routen keine Schlei
fen mehr ergeben können.
4. Verfahren gemäß Anspruch 3,
dadurch gekennzeichnet,
daß unter den nicht absteigenden Teilwegen nur horizon
tale Teilwege als potentielle Teilwege in Betracht gezo
gen werden.
5. Verfahren gemäß Anspruch 3 oder 4,
dadurch gekennzeichnet,
daß
- a) nach der Erweiterung sämtlicher zweiter Routing-Tabellen derjenige Knoten ermittelt wird, dem bezüglich eines bestimmten Zielknotens noch immer weniger als eine vor gegebene Mindestanzahl von potentiellen Teilwegen zugeordnet ist und der zugleich, im Falle mehrerer solcher Knoten, unter diesen die geringste Hopdistanz aufweist,
- b) daraufhin für diesen Knoten ein Nachbarknoten ermittelt wird, der unter den Nachbarknoten die geringste Hop distanz aufweist,
- c) der von dem Knoten zu dem ermittelten Nachbarknoten führende Teilweg als potentieller Teilweg bestimmt wird,
- d) die von dem ermittelten Nachbarknoten zum Zielknoten führenden potentiellen Teilwege verfolgt werden, und jedes Mal, wenn dabei eine Schleife erkannt wird, ein an der Schleife beteiligter potentieller Verkehrs weg, der nicht absteigend ist, nachträglich wieder ge strichen wird,
- e) sodann eine erneute Erweiterung sämtlicher zweiter Routing-Tabellen durchgeführt wird und
- f) die Verfahrensschritte a) und e) für eine vorgegebene Anzahl von Durchläufen wiederholt werden.
6. Verfahren gemäß einem der Ansprüche 1 bis 5,
dadurch gekennzeichnet,
daß als Verkehrseigenschaften einer potentiellen Route die Hopdistanz und die momentan verfügbare Bandbreite abgespeichert wird und
die potentiellen Routen einer Routenliste in der ersten Routing-Tabelle gemäß ansteigender Hopdistanz aufgelistet werden, wobei bei gleicher Hopdistanz die größere Bandbreite die Reihenfolge bestimmt.
daß als Verkehrseigenschaften einer potentiellen Route die Hopdistanz und die momentan verfügbare Bandbreite abgespeichert wird und
die potentiellen Routen einer Routenliste in der ersten Routing-Tabelle gemäß ansteigender Hopdistanz aufgelistet werden, wobei bei gleicher Hopdistanz die größere Bandbreite die Reihenfolge bestimmt.
7. Verfahren gemäß einem der Ansprüche 1 bis 6,
dadurch gekennzeichnet,
daß die erste Routing-Tabelle eines Knotens periodisch
aufdatiert wird, indem
- a) dem Knoten zunächst von jedem Nachbarknoten die Einträ ge der Routenliste bezüglich eines jeweiligen Ziel knotens übersandt werden,
- b) die Routing-Tabelle des Knotens unter Berücksichtigung der übersandten Einträge für die aufgrund der Einträge in der betreffenden zweiten Routing-Tabelle in Frage kommenden potentiellen Routen entsprechend aufdatiert wird.
8. Verfahren gemäß Anspruch 7,
dadurch gekennzeichnet,
daß unter den übersandten Einträgen, die über einen be
stimmten Nachbarknoten verlaufende Routen betreffen,
nur diejenigen Einträge zur Aufdatierung der ersten
Routing-Tabelle in Betracht gezogen werden, die als Aus
gleich für eine größere Hopdistanz auch eine größere
Bandbreite zur Verfügung stellen.
Priority Applications (1)
Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
---|---|---|---|
DE4308512A DE4308512A1 (de) | 1993-03-17 | 1993-03-17 | Verfahren zum Routing von Verbindungen in einem Kommunikationsnetz |
Applications Claiming Priority (1)
Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
---|---|---|---|
DE4308512A DE4308512A1 (de) | 1993-03-17 | 1993-03-17 | Verfahren zum Routing von Verbindungen in einem Kommunikationsnetz |
Publications (1)
Publication Number | Publication Date |
---|---|
DE4308512A1 true DE4308512A1 (de) | 1994-09-22 |
Family
ID=6483051
Family Applications (1)
Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
---|---|---|---|
DE4308512A Withdrawn DE4308512A1 (de) | 1993-03-17 | 1993-03-17 | Verfahren zum Routing von Verbindungen in einem Kommunikationsnetz |
Country Status (1)
Country | Link |
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DE (1) | DE4308512A1 (de) |
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