DE60014138T2

DE60014138T2 - System um etikettierte wegelenkungsbäume zu kommunizieren

Info

Publication number: DE60014138T2
Application number: DE60014138T
Authority: DE
Inventors: J. Joaquin Garcia-Luna-Aceves; Marcelo Spohn; A. David BEYER
Original assignee: Nokia Wireless Routers Inc
Current assignee: Nokia Inc
Priority date: 1999-10-15
Filing date: 2000-10-16
Publication date: 2005-10-13
Anticipated expiration: 2020-10-17
Also published as: US20030165117A1; WO2001030035A9; AU1965201A; CA2387569A1; US6836463B2; CA2387569C; EP1224776B1; ATE277467T1; DE60014138D1; US20040213167A1; WO2001030035A3; WO2001030035A2; EP1224776A2

Description

Die vorliegende Erfindung betrifft Wegelenkungsprotokolle in Computernetzwerken, und noch genauer Wegelenkungsprotokolle in Ad-hoc-Netzwerken mit Funkverbindungen.
Paketfunknetzwerke mit vielen Funkfeldern oder Ad-hoc-Netzwerke bestehen aus beweglichen Hosts, die mittels Routern, die sich auch bewegen können, untereinander verbunden sind. Der Einsatz von solchen Routern ist ad hoc und die Topologie von solchen Netzwerken ist sehr dynamisch wegen der Host- und Router-Mobilität, wegen Signalausfalls und Störung, und Stromausfällen. Zusätzlich ist die in Ad-hoc-Netzwerken verfügbare Kanalbandbreite relativ begrenzt, verglichen mit verdrahteten Netzwerken, und unangeleinte Router mögen es erfordern, mit Batterie-Lebensdauerbeschränkungen zu arbeiten. In diesen Netzwerken muss die Wegelenkung vorzugsweise erreicht werden, indem eine so gering wie mögliche Anzahl von Steuernachrichten und Nachbar-zu-Nachbar-Quittungsaustauschen wie möglich verwendet wird, um die Kanalbandbreite für Benutzerdaten zu erhalten und um die Batterielebensdauer von unangeleinten Knoten zu bewahren. Wegen der Dynamik der Topologie in einem Ad-hoc-Netzwerk sind Rundfunk-Funkverbindungen für miteinander verbundene Router ohne dem Erfordernis nach Topologieplanung vorzuziehen.
Wegelenkungsprotokolle für Computernetzwerke können eingeteilt werden gemäß: a) der Art der Information, welche die Protokolle verwenden, um die bevorzugten Wege zu berechnen, und b) der Weise, in welcher die Router die Wegelenkungsinformation erhalten. Bezüglich der Art der Information, die durch die Wegelenkungsprotokolle verwendet werden, können Wegelenkungsprotokolle in Verbindungszustandsprotokolle und Entfernungsvektorprotokolle eingeteilt werden. Router, die ein Verbindungszustandsprotokoll verwenden, benutzen Topologieinformationen, um Wegelenkungsentscheidungen zu treffen; Router, die ein Entfernungsvektorprotokoll verwenden, benutzen Entfernungen und in einigen Fällen Wegeinformationen zu Zielpunkten, um Wegelenkungsentscheidungen zu treffen.
Bezüglich der Weise, in welcher die Router Informationen erhalten, wurden Wegelenkungsprotokolle unterteilt als entweder tabellengetrieben oder auf Anfrage. In einem Auf Anfrage-Wegelenkungsprotokoll behalten die Router die Wegeinformationen für nur diejenigen Zielpunkte, welche sie zum Kontaktieren als Quelle oder Relais von Informationen benötigen. Der grundlegende Ansatz besteht daraus, einem Router zu erlauben, der nicht weiß, wie er einen Zielpunkt erreichen kann, eine Flut-Such-Nachricht auszusenden, um die Wegeinformationen zu erhalten, die er benötigt. Eines der ersten Wegelenkungsprotokolle dieses Typs wurde vorgeschlagen, um virtuelle Schaltungen in dem MSE-Netzwerk einzurichten, siehe V.O.K. Li und R. Chang "Proposed routing algorithms for the US Army mobile subscriber equipment (MSE) network," Proc. IEEE MILCOM'86, Monterey, Kalifornien, Oktober 1986, und es gibt verschiedene andere, jüngste Beispiele dieses Ansatzes (zum Beispiel AODV, siehe C. Perkins "Ad Hoc On Demand Distance Vector (AODV) Routing" draft-ietf-manet-aodv-00.txt, November 1997; ABR, siehe C-K. Toh, "Wireless ATM & Ad Hoc Networks," Kluwer, November 1996; DSR, siehe D. Johnson und D. Maltz, "Protocols for Adaptive Wireless and Mobile Networking," IEEE Pers. Commun., Vol. 3, No. 1, Februar 1996; TORA, siehe V. Park und M. Corson, "A Highly Adaptive Distributed Routing Algorithm for Mobile Wireless Networks," Proc. IEEE INFOCOM 97, Kobe, Japan, April 1997; SSA, siehe R. Dube et al., "Signals Stability-Based Adaptive Routing (SSA) for Ad Hoc Mobile Networks," IEEE Pers. Commun., Februar 1997; und ZRP, siehe Z. Haas und M. Pearlman, "The Zone Routing Protocol for Highly Reconfigurable Ad Hoc Networks," Proc. ACM SIGCOMM 98, Vancouver, British Columbia, August 1998). Das dynamische Quellenwegelenkungsprotokoll (DSR) wurde gezeigt, um viele andere Auf Anfrage-Wegelenkungsprotokolle zu übertreffen. J. Broch et al., "A Performance Comparison of Multi-Hop Wireless Ad Hoc Networking Routing Protokolls," Proc. ACM MOBICOM 98, Dallas, Texas, Oktober 1998. Die bestehenden Auf Anfrage-Wegelenkungsprotokolle unterscheiden sich in den spezifischen Mechanismen, die zum Verteilen der Flut-Such-Pakete verwendet werden, und den Antworten darauf, in den Mitteln, die verwendet werden, um die während dem Suchen anderer Knoten empfangenen Informationen zwischenzuspeichern, und in der Weise, in der die Kosten einer Verbindung und die Existenz eines Nachbarn bestimmt werden. Jedoch ist eine gemeinsame Charakteristik sämtlicher Auf Anfrage-Wegelenkungsprotokolle, die bisher bekannt sind, dass solche Protokolle auf Entfernungen zu Zielpunkten basieren. Anders ausgedrückt, gibt es bis heute keine Auf Anfrage-Verbindungszustands-Wegelenkungsprotokoll-Vorschläge.
In einem tabellengetriebenen Schema behält jeder Router Wegeinformationen für jeden bekannten Zielpunkt in dem Netzwerk und aktualisiert seine Wegelenkungstabelleneinträge wie benötigt. Beispiele von tabellengetriebenen Algorithmen, die auf Entfernungsvektoren basieren, sind die Routing-Protokolle des DARPA Paketfunknetzwerks, J. Jubin und J. Tornow, "The DARPA Packet Radio Network Protocols," Proceedings of the IEEE, Vol. 75, No. 1, Januar 1987; DSDV, C. Perkins und P. Bhagwat, "Highly Dynamic Destination-Sequenced Distance-Vector Routing (DSDV) for Mobile Computers," Proc. ACM SIGCOMM 94, London, UK, Oktober 1994; WRP, S. Murthy and J.J. Garcia-Luna-Aceves, "An Efficient Routing Protocol for Wireless Networks," ACM Mobile Networks and Applications Journal, Special issue on Routing in Mobile Communication Networks, 1996; WIRP, J. J. Garcia-Luna- Aceves et al., " Wireless Internet Gateways (WINGS)," Proc. IEEE, MILCOM'97, Monterey, Kalifornien, November 1997; und Geringster-Widerstand-Wegelenkungsprotokolle, M. Pursley and H. B. Russell, "Routing in Frequency-Hop Packet Radio Networks with Partial-Band Jamming," IEEE Trans. Commun., Vol. 41, No. 7, Seiten 1117-1124, 1993.
Frühere tabellengetriebene Ansätze zum Verbindungszustands-Wegelenken in Paketfunknetzwerken basieren auf Topologie-Rundsendungen. Jedoch bringt das Verteilen von vollständigen Verbindungszustandsinformationen an alle Router wegen der Dynamik des Netzwerks und der kleinen verfügbaren Bandbreite einen überhöhten Kommunikationszusatz in einem ad-hoc Netzwerk mit sich. Demgemäß basieren alle bisherigen Verbindungszustands-Wegelenkungsansätze für Paketfunknetzwerke auf hierarchischen Wegelenkungsschemata. R. Ramanathan und M. Steenstrup, "Hierarchically-organized, Multihop Mobile Wireless Networks for Quality-of-Service Support," ACM Mobile Networks and Applications, Vol. 3, No. 1, Seiten 101-119, 1998; C. V. Ramamoorthy and W. Tsai, "An Adaptive Hierarchical Routing Algorithm," Proc. IEEE COMPSAC '83, Chicago, Illinois, Seiten 93-104, November 1983; und M. Steenstrup (Hrsg.), "Routing in Communication Networks," Prentice-Hall, 1995. Ebenfalls erfordern frühere Vorschläge für Verbindungszustands-Wegelenkung, die partielle Verbindungszustandsdaten ohne Cluster verwenden, siehe bspw. J.J. Garcia-Luna-Aceves und J. Behrens, "Distributed, scalable routing based on vectors of link states," IEEE Journal on Selected Areas in Communications, Vol. 13, No. 8, 1995; und J. J. Garcia-Luna-Aceves and M. Spohn, "Scalable Link-State Internet Routing," Proc. IEEE International Conference on Network Protocols (ICNP 98), Austin, Texas, 14.-16. Oktober 1998, Router, um ihre Nachbarn im einzelnen zu informieren, welche Verbindungen sie verwenden und welche Verbindungen sie aufhören zu verwenden.
Eine Anzahl von früheren Wegelenkungsprotokollen basieren auf der Kenntnis von Wegelenkungsbäumen, in denen die Router entweder den Zustand (d.h. Kosten oder Länge) der Verbindungen in einem Kürzesten-Wege-Wegelenkungsbaum oder die Entfernung von der Wurzel des Baums und den vorletzten Sprung in dem Wegelenkungsbaum für jeden Knoten in dem Baum kommunizieren. Ein frühes Beispiel dieser Art von Protokoll wurde vorgeschlagen in dem US-Patent 4 466 060 von Riddle. In Riddle's Protokoll kommuniziert ein Router verschiedene Wegelenkungsbäume an verschiedene Nachbarn; solche Bäume werden "Ausschließende Bäume" genannt, und bestimmen die bevorzugten Wege zu Zielpunkten genau, indem sie diejenigen Wege ausschliessen, die den Router, an den die Aktualisierung gesendet worden ist, miteinbeziehen. Ein Aktualisierungspacket oder eine Aktualisierungsnachricht bestimmt einen ganzen ausschließenden Baum. Ein anderes Protokoll, dass auf Wegelenkungs bäumen basiert, wurde von J.J. Garcia-Luna-Aceves berichtet, "A Fail-Safe Routing Algorithm for Multihop Packet-Radio Networks," Proc. IEEE Infocom 86, Miami, Florida, April 1986, dieses Protokoll unterscheidet sich von Riddle's Protokoll darin, dass derselbe Wegelenkungsbaum stufenweise von einem Router an alle seine Nachbarn gesendet wird. A. Humblet "Another Adaptive Shortest-Path Algorithm," IEEE Trans. Comm., Vol. 39, No. 6, Juni 1991, Seiten 995-1003 (und siehe US-Patent 4 987 536); Cheng et al., C.Cheng et al., "A Loop-Free Extended Bellman-Ford Routing Protocol without Bouncing Effect", Proc. ACM SIGCOMM 89, Seiten 224-236; B. Rajagopalan und M. Faiman, "A Responsive Distributed Shortest-Path Routing Algorithm within Autonomous Systems," Journal of Internetworking: Research and Experience, Vol. 2, No. 1, März 1991, Seiten 51-69; und S. Murthy und J. J. Garcia-Luna-Aceves, "Loop-Free Internet Routing Using Hierarchical Routing Trees," Proc. IEEE INFOCOM 97, Kobe, Japan, 7.-11. April, 1997, haben alle vorgeschlagenen Protokolle, die auf Quellbäumen basieren, in denen ein Router mit seinem Nachbarn den Kürzesten-Wege-Wegelenkungsbaum stufenweise kommuniziert und diese letzteren Beispiele unterscheiden sich von dem oben zitierten Protokoll von Garcia-Luna-Aceves darin, wie ein Router seinen eigenen Quellbaum aus den von seinen Nachbarn berichteten Bäumen erhält. Ein wichtiges Merkmal von allen vorigen Wegelenkungsbaum-basierten Protokollen ist die Tatsache, dass sie alle darauf basieren, dass Wegelenkungsbäume bezüglich der Länge der Verbindungen und der Identifizierer der Knoten, die einen Teil des Wegelenkungsbaums bilden, kommuniziert werden.
Zum Beispiel offenbart Garcia-Luna-Aceves et al. "Efficient Routing in Packet-Radio Networks Using Link-State Information," Proc. IEEE Wireless Communications and Networking Conference, vol. 03, 24. September 1999, Seiten 1308-1312 ein Quellbaum-adaptives Wegelenkungs (STAR)-Protokoll. In STAR meldet jeder Router an seine Nachbarn die Charakteristiken jeder Verbindung, die er verwendet, um ein Ziel zu erreichen. Der Satz von Verbindungen, die von einem Router in seinen bevorzugten Wegezielen verwendet werden, wird der Quellbaum des Routers genannt. Ein Router kennt seine benachbarten Verbindungen und den Quellbaum, der von seinen Nachbarn gemeldet worden ist. Die Zusammenfassung der benachbarten Verbindungen eines Routers und die von seinen Nachbarn gemeldeten Quellbäume stellen einen partiellen Topologiegraphen dar. Die Verbindungen in dem Quellbaum und dem Topologiegraphen müssen benachbarte Verbindungen sein oder Verbindugnen, die zumindest von einem Nachbar gemeldet worden sind. Der Router verwendet den Topologiepraphen, um seinen eigenen Quellbaum zu erzeugen. Jeder Router leitet eine Wegelenkungstabelle ab, die den Nachfolger zu jedem Zielpunkt genau bestimmt, indem ein lokaler Wegeauswahl-Algorithmus auf seinem Quellbaum ausgeführt wird.
In einer Ausführungsform des vorliegenden Schemas werden einer oder mehrere Wegelenkungsbäume bei einem Router eines Computernetzwerkes erzeugt gemäß einer Kürzesten-Wege-Entscheidung, die über einen partiellen Topologiegraphen des Netzwerkes getroffen worden ist, wobei die Wegelenkungsbäume etikettierte Wegelenkungsbäume, LRTs sind, wobei jede Verbindung in den etikettierten Wegelenkungsbäumen mit einem lokalen Verbindungsidentifizierer etikettiert wird, und wobei die etikettierten Wegelenkungsbäume eine Verbindungszustandsinformation und eine explizite Knotenzustandsinformation enthalten, und wobei der partielle Topologiegraph entsprechend der Kenntnis von benachbarten Verbindungen des Routers und eines oder mehr LRTs von benachbarten Routern erzeugt wird. Die LRTs des Routers können aktualisiert werden in Antwort auf den Empfang von Wegelenkungs-Zustands-Aktualisierungsnachrichten, und solche Nachrichten können lokale Verbindungsidentifizierer beinhalten, die von einem Kopf derjenigen Verbindung, zu welcher die Identifizierer gehören, zugeordnet worden sind, und Knotenparameter eines Endes der Verbindung, zu welcher die lokalen Verbindungsidentifizierer gehören. Die Wegelenkungs-Zustands-Aktualisierungsnachrichten können innerhalb des Netzwerks übertragen werden: (i) in Antwort auf einen neuen Zielknoten, der von einem existierenden Knoten innerhalb des Netzwerks entdeckt worden ist, (ii) in Antwort auf einen Zielpunkt, der von einer Sammlung von existierenden Knoten unerreichbar wird, (iii) in Antwort auf eine Veränderung in den Kosten eines Weges zu wenigstens einem Zielpunkt, die einen Schwellenwert-Delta überschreiten, und/oder (iv) in Situationen, in denen eine Wegelenkungsschleife zwischen zwei, oder mehreren der Knoten des Netzwerks angetroffen werden kann (bspw. zu Zeiten, bei denen ein in dem LRT des Routers beinhalteter Weg zu einer Schleife führt).
In einem anderen Ausführungsform lässt das vorliegende Wegelenkungsprotokoll das Verteilen von lokalen Verbindungsidentifizierern zwischen Knoten eines Computernetzwerkes innerhalb der Wegelenkungs-Zustands-Aktualisierungsnachrichten zu. Diese lokalen Verbindungsidentifizierer sind vorzugsweise einem Kopf einer Verbindung zugeordnet, zu welcher die Identifizierer gehören. Die Wegelenkungs-Zustands-Aktualisierungsnachrichten können Zustandsparameter für Knoten an Enden von Verbindungen enthalten, zu welchen die Identifizierer gehören. Das Wegelenkungsprotokoll sieht weiterhin das Verteilen von etikettierten Wegelenkungsbäumen der Knoten des Computernetzwerkes zwischen den Knoten vor, wobei z.B. jeder Knoten des Computernetzwerks seine etikettierten Wegelenkungsbäume an seine Nachbarknoten verteilt.
In solch einem Wegelenkungsprotokoll behält jeder Knoten des Computernetzwerkes vorzugsweise einen etikettierten Wegelenkungsbaum pro Servicetyp, der in dem Computernetzwerk angeboten wird, bei. Diese etikettierten Wegelenkungsbäume können entsprechend einem partiellen Topologiegraphen erzeugt werden, der von den den Knoten benachbarten Verbindungen und den etikettierten Wegelenkungsbäumen der Nachbarknoten abgeleitet worden ist, z.B., indem ein Wegeauswahlalgorithmus auf den partiellen Topologiegraphen angewendet wird. Die etikettierten Wegelenkungsbäume können dann aktualisiert werden in Antwort auf den Empfang der Wegelenkungs-Zustands-Aktualisierungsnachrichten. Solche Aktualisierungen können durchgeführt werden, entweder gemäß einem optimalen Wegelenkungsansatz oder einem Geringsten-Gemeinkosten-Wegelenkungsansatz, abhängig davon, welcher Ansatz innerhalb des Computernetzwerks verwendet wird.
Für den optimalen Wegelenkungsansatz können Wegelenkungs-Zustands-Aktualisierungsnachrichten vorzugsweise übermittelt werden: (i) wenn eine Wegelenkungs-Zustands-Aktualisierungsnachricht empfangen wird, die veranlasst, dass eine Verbindung zu etikettierten Wegelenkungsbäumen eines Gegenstandknotens hingefügt wird, (ii) wenn eine noch neuere Wegelenkungs-Zustands-Aktualisierungsnachricht betreffend eine bestehende Verbindung in den etikettierten Wegelenkungsbäumen eines Gegenstandsknotens empfangen wird, und/oder (iii) wenn ein Zielpunkt durch den gegenwärtigen Knoten unerreichbar wird. In dem Geringsten-Gemeinkosten-Wegelenkungsansatz können Wegelenkungs-Zustands-Aktualisierungsnachrichten übermittelt werden: (i) wenn ein gegenwärtiger Knoten einen neuen Zielpunkt findet oder irgendwelche Nachbarn des gegenwärtigen Knotens das gleiche berichten, (ii) wenn ein Zielpunkt durch den gegenwärtigen Knoten oder durch irgendwelche seiner Nachbarn unerreichbar wird, (iii) wenn der gegenwärtige Knoten herausfindet, das die Veränderung in den Kosten eines Weges zu wenigstens einem Zielpunkt ein Schwellenwert-Delta übersteigt (iv) wenn ein in irgendwelchen der etikettierten Wegelenkungsbäumen des gegenwärtigen Knotens beinhalteter Weg zu einer Schleife führt und/oder ein neuer ausgewählter Nachfolger zu einem vorgegebenen Zielpunkt eine Adresse hat, die größer als eine Adresse des gegenwärtigen Knotens ist, und ein berichteter Abstand von dem neuen Nachfolger zu einem bestimmten Zielpunkt größer ist als ein berichteter Abstand von einem vorherigen Nachfolger zu diesem bestimmten Zielpunkt. Eine andere Ausführungsform stellt eine Wegelenkungs-Aktualisierungsnachricht zur Verfügung, die Informationen betreffend der Leistungscharakteristiken und Adressinformationen für eine Verbindung eines Computernetzwerks und eines Knotens des Netzwerks am Schweifende der Verbindung beinhaltet und wobei die Adressierungsinformationen und die Knotenzustandsinformationen in der Form von etikettierten Wegelenkungsbäumen, LRTs, bereitgestellt werden, wobei jede Verbindung in den etikettierten Wegelenkungsbäumen mit einem lokalen Verbindungsidentifizierer etikettiert wird. In einigen Fällen kann die Wegelenkungs-Aktualisierung eine Zeitmarke beinhalten, die durch einen Knoten an einem Kopfende der Verbindung zugeordnet wird, einen Servicetyp-Vektor, und Adressinformationen für den Knoten an dem Kopfende der Verbindung. Die Leistungscharakteristiken beinhalten vorzugsweise Verbindungszustandsparameter (z.B. Verbindungsverzögerung, Verbindungskosten, verfügbare Bandbreite und/oder Verfügbarkeit der Verbindung, wobei der Servicetyp-Vektor vorzugsweise einen Servicetyp-Wegelenkungsbaum bezeichnet, in dem die Verbindung durch einen Knoten verwendet wird, der die Wegelenkungs-Aktualisierungsnachricht übermittelt. Die Adressierungsinformation der Verbindung ist vorzugsweise in der Form eines lokalen Verbindungsidentifizierers bezeichnet, der der Verbindung durch den Knoten an einem Kopfende der Verbindung zugeordnet wird.
Die vorliegende Erfindung ist beispielhaft und nicht begrenzend in den Figuren der beiliegenden Zeichnungen erläutert, in denen gleiche Bezugszeichen sich auf ähnliche Elemente beziehen und in denen:
1 ein Beispiel eines Ad-hoc drahtlosen Netzwerks erläutert, mit Routern, die in Überein stimmung mit dem vorliegenden Wegelenkungsprotokoll aufgebaut sind;
2a bis 2d ein Beispiel eines drahtlosen Netzwerks mit sechs Knoten erläutern, mit Routern, die in Übereinstimmung mit dem vorliegenden Wegelenkungsprotokoll aufgebaut sind und die etikettierten Wegelenkungsbäume an verschiedenen der Router ausgebildet sind;
3a bis 3f ein Beispiel eines drahtlosen Netzwerks mit sechs Knoten erläutern, mit. Routern, die in Übereinstimmung mit dem vorliegenden Wegelenkungsprotokoll aufgebaut sind und bei dem die Wegelenkungs-Zustands-Aktualisierungen nach bestimmten Verbindungsfehlern innerhalb des Netzwerks generiert worden sind; und
4a bis 4f ein Beispiel erläutern, wie ein Verbindungsfehler innerhalb eines drahtlosen Netzwerks, das von einer Anzahl von Routern gebildet wird, die in Übereinstimmung mit dem vorliegenden Wegelenkungsprotokoll aufgebaut sind, nicht zum Erzeugen von neuen Aktualisierungsnachrichten von solchen Routern führen kann, wenn sämtliche solche Router immer noch einen Weg zu allen verfügbaren Zielpunkten in dem Netzwerk haben.
Ein Schema zum Ermöglichen der Wegelenkung von Datenpaketen in einem Computernetzwerk entlang von bevorzugten Wegen entweder auf einer abschnittsweisen Basis oder durch das effiziente Bestimmen eines Quellweges mittels lokalen Identifizierern ist hier offenbart. Obwohl mit Bezug auf bestimmte gezeigte Ausführungsbeispiele diskutiert, wird ein Durchschnittsfachmann beim Studium dieser Beschreibung erkennen, dass das vorliegende Schema in einer Vielzahl von Systemen seine Anwendung finden kann. Daher sollten die erläuterten Ausführungsbeispiele in der folgenden Beschreibung lediglich als beispielhaft betrachtet, und nicht als den Schutzbereich beschränkend erachtet werden.
In dem vorliegenden Schema trägt jedes geleitete Packet einen Wegelenkungs-Betriebscode (ROC), der den empfangenden Router anweist, welches Wegelenkungsverfahren angewendet wird, um das Packet weiterzuleiten. Ein Packet kann weitergeleitet werden in sämtlichen der folgenden Weiterleitungsmodi: (a) in einem konventionellen abschnittsweisen Wegelenkungsmodus, der die Wegelenkungstabelle des Routers verwendet; oder (b) in einem Quellwegelenkungsmodus, in dem der gesamte Quellweg in dem Packet spezifiziert ist, in dem lokale Verbindungsidentifizierer anstelle von Relais-Routern, wie es in früheren Quellwegelenkungsansätzen üblich ist, verwendet werden. Diese Weiterleitungsmodi werden ermöglicht, indem das vorliegende Wegelenkungsprotokoll verwendet wird, das als das adaptive Internet-Routing (AIR)-Protokoll bezeichnet wird, das eine Verteilung der Verbindungs-Zustandsinformationen und Knoten-Zustandsinformationen in der Form von etikettierten Wegelenkungsbäumen (LRTs) ermöglicht.
Mit dem AIR sendet ein Router Aktualisierungen an seinen Nachbarn betreffend die Verbindungen und Knoten in seinen bevorzugten Wegen zu Zielpunkten. Die Verbindungen und Knoten entlang der bevorzugten Wege von einer Quelle zu jedem bestimmten Zielpunkt bedingen einen LRT, der implizit die vollständigen Wege von der Quelle zu jedem Zielpunkt genau benennt. Jede Verbindung ist mit einem lokalen Verbindungsidentifizierer (LLID) etikettiert.
Jede Verbindung in einem LRT ist geleitet und hat einen Kopf-einer-Verbindung-Knoten und einen Schweif-einer-Verbindung-Knoten. Der Kopf der Verbindung etikettiert die Verbindung mit einem LLID, das diese Verbindung von allen anderen Verbindungen von demselben Knoten zu anderen Nachbarn unterscheidet. Der LLID einer Verbindung ist viel kleiner (bezüglich der Anzahl der Bits, die benötigt werden, um den LLID genau zu bestimmen) als die Adresse eines Knotens.
Jeder Router behält einen LRT für jeden Servicetyp, der in dem Netzwerk definiert ist (bspw. Minimumsprung, Minimumverzögerung, und maximale Bandbreitenwege der kleinsten Anzahl von Sprüngen). Jeder Router behält ebenfalls einen Wegelenkungs- oder Topologiegraphen, der die Zustandsinformationen über benachbarte Verbindungen und die von seinen Nachbarn berichteten LRTs enthält. Jeder Router berechnet seinen LRT für einen vorgegebenen Servicetyp, der auf der Verbindung und der in seinem Topologiegraphen verfügbaren Knoteninformation basiert.
Ein Router berichtet Veränderungen sämtlicher seiner LRTs stufenweise oder atomar an alle seine Nachbarn. Die Regeln, die verwendet werden, um zu entscheiden, wann ein Router Veränderungen eines Zustands eines Knotens oder einer Verbindung kommunizieren sollte, kann basiert werden auf Optimalen-Wegelenkungs- oder Geringsten-Gemeinkosten-Wegelenkungsansätzen. Die Zusammenfassung von benachbarten Verbindungen und Wegelenkungsbäumen, die durch die Nachbarn berichtet worden sind, stellt dann die partielle Topologie dar, die einem Router bekannt ist. Um die Anzahl der Zeitpunkte, zu denen der Zustand einer Verbindung an die Nachbarn kommuniziert wird, zu minimieren, kann ein Router einen Typenvektor jeder Verbindung zuordnen, wobei jedes Bit des Vektors anzeigt, in welchem LRT die Verbindung durch den Router verwendet wird.
AIR erfordert keine Hauptleitungen, die Verteilung von vollständigen Cluster-Topologien innerhalb eines Clusters, oder die Verteilung eines vollständigen Zwischenclusterzusammenhangs unter Clustern. Des Weiteren kann. AIR mit verteilten hierarchischen Wegelenkungsschemata verwendet werden, die in der Vergangenheit entweder für Entfernungsvektor- oder Verbindungszustands-Wegelenkung vorgeschlagen worden sind. Siehe z.B. L. Kleinrock und F. Kamoun, " Hierarchical Routing for Large Networks: Performance Evaluation and Optimization," Computer Networks, Vol. 1, Seiten 155 bis 174, 1977; M. Steenstrup (Hrsg.), Routing in Communication Networks, Prentice-Hall, 1995; S. Murphy und J.J. Garcia-Luna-Aceves, "Loop-Free Internet Routing Using Hierarchical Routing Trees," Proc. IEEE INFOCOM 97, Kobe, Japan, 7.-11. April 1997, und J. Behrens und J.J. Garcia-Luna-Aceves, "Hierarchical Routing Using Link Vektors," Proc. IEEE INFOCOM 98, San Francisco, Kalifornien, 29. März bis 2. April 1998.
Ein Router wählt seine bevorzugten Wege für einen vorgegebenen Servicetyp aus, indem er einen lokalen Wegeauswahlalgorithmus verwendet. Ein bevorzugter Wegeauswahlalgorithmus zur Verwendung gemäß dem vorliegenden Schema ist eine Modifikation des Kürzsten-Wege (SPF)-Algorithmus. Das Ergebnis eines Laufs des Wegeauswahlalgorithmus über den Topologiegraphen ist ein LRT für einen gegebenen Servicetyp, der spezifiziert für jeden Knoten in dem LRT: Die Adresse des Kopfs der auf den Knoten einfallenden Verbindung, die Zustandsparameter der Verbindung, die Zustandsparameter des Knotens, und die LLIDs, die der Verbindung durch den Kopf der Verbindung zugeordnet sind. Selbstverständlich können andere Wegeauswahlalgorithmen verwendet werden, um ähnliche Ausgaben bereitzustellen.
Von seinem LRT kann ein Router einen Quellweg zu einem vorgegebenen Zielpunkt berechnen. Da die Verbindungen mit LLIDs etikettiert sind, die dem Kopf der Verbindungen zugeordnet sind, kann ein Router einen Quellweg zu einem Zielpunkt eindeutig bestimmen, indem er seine eigene Adresse, gefolgt von einer Folge von LLIDs, die seinem bevorzugten Weg zu dem Zielpunkt entsprechen, verwendet, statt einer Adresse eines viel größeren Netzwerks oder von Verbindungsebenen-Adressen. Obwohl Quellwegelenkung und die Verwendung von lokalen Verbindungsidentifizierern unabhängig voneinander in Wegelenkungs- und Brückenprotokollen in der Vergangenheit verwendet worden sind, ist AIR das erste Wegelenkungsprotokoll, das die LLIDs der Verbindungen verteilt, dies lässt daher eine kompakte genaue Beschreibung von Quellroutern zu, und erlaubt eine viel effizientere Verwendung der verfügbaren Bandbreite.
Das vorliegende Wegelenkungsschema ist daher gut für ein Ad-hoc Netzwerk geeignet, das eine nahtlose Erweiterung des Internet-Protokolls (IP) auf eine Ad-hoc drahtlose Umgebung ermöglicht. AIR wird bezüglich seines Betriebs in Internetradios oder IRs, die drahtlose Router sind, beschrieben. Jedoch ist es für einen Durchschnittsfachmann offensichtlich, dass AIR auf Computernetzwerke und Zwischennetzwerke angewendet wird, die nicht auf drahtlosen Verbindungen für Routerverbindungen basieren müssen. 1 veranschaulicht Aspekte eines beispielhaften Ad-hoc Internets, was dabei helfen wird, die verbleibende Erläuterung zu verstehen.
Ad-hoc Netzwerk 10 kann als eine Anzahl von Unternetzwerken 12a, 12b, 12c betrachtet werden, die eine Erweiterung des Internets 14 durch eine Anzahl von Internet-Radios oder IRs 16a-16i bereitstellen. Jedes IR 16a-16i ist ein drahtloser Router mit einer zugeordneten IP-Adresse und einer Übertragungsmedium-Zugangskontroll(MAC)-Adresse. Generell können die IR 16a-16i in einem der unregulierten UHF-Frequenzbändern betrieben werden, dadurch wird der Bedarf an Betriebslizenzen umgangen. Das Verbinden der Ad-hoc Netzwerke 10 mit dem Internet 14 wird durch einen Router 18 erreicht, der durch einen Internet Service Provider (ISP) betrieben werden kann. Wie gezeigt, kann ein einziger ISP ein LAN 20 betreiben, an das viele IRs angeschlossen sind. In solch einem Schema können die IRs 16a und 16b als "AirHeads" fungieren, die den Netzübergangs-Service zum Internet 14 über den Router 18 bereitstellen. Einige IRs, bspw. IRs 16d und 16e aus 1, können mit Hosts 22a, 22b und 22c in Verbindung gebracht werden, auf die durch einen beliebigen Internetnutzer durch ein Ad-hoc Netzwerk 10 zugegriffen werden kann. Wie jeder beliebige Router verarbeitet jeder IR 16a bis 16e alle Nachrichten, Veränderungen in den Kosten einer benachbarten Verbindung, benachbarte Verbin dungsfehler und neue Nachbarmeldungen jeweils nacheinander und in der Reihenfolge, in der er diese feststellt.
Jeder IR 16a-16i in 1 kann einen anderen IR als benachbart betrachten, wir nennen solch einen IR einen "Nachbar", wenn es eine Funkverbindung zwischen den beiden IRs gibt und ein IR, bspw. IR 16g Pakete von dem anderen IR, bspw. IR 16h empfangen und zurückmelden kann. Entsprechend wird eine physische Rundfunkverbindung, die viele IRs miteinander verbindet, in viele Punkt-zu-Punkt-bidirektionale Verbindungen abgebildet, die für die gleichen IRs definiert sind. Jedes Paar von benachbarten IRs definiert zwei Punkt-zu-Punkt-bidirektionale Verbindungen zwischen diesen, eine in jede Richtung. Jede Punkt-zu-Punkt bidirektionale Verbindung hat einen Kopfknoten der Verbindung und einen Schweifknoten der Verbindung.
Das vorliegende Wegelenkungsschema kann in die Praxis umgesetzt werden zusammen mit den Verfahren, die in der gleichzeitig anhängigen Anmeldung Nr. 09/248 738 beschrieben sind, die den Titel "Adaptive Communication Protocol for Wireless Networks" trägt, angemeldet am 10. Februar 1999 und übertragen auf den Rechtsnachfolger der vorliegenden Erfindung, für die Verknüpfung von logischen Verbindungsidentifizierern von einem Knoten zu jedem seiner Ein-Sprung-Nachbarn. Jedoch ist es für einen Durchschnittsfachmann offensichtlich, dass das vorliegende Schema Verwendung machen kann von jedem Verbindungs-Ebenen-Service, der einen Router in die Lage versetzt, lokale Identifizierer für jeden seiner Ein-Sprung-Nachbarn zu verwenden. Die Beschreibung des vorliegenden Wegelenkungsschemas nimmt daher das Vorhandensein von lokalen Identifizierern für die Verbindungen zwischen einem Router und seinem unmittelbaren Nachbarn an.
Ein zugrunde liegendes Protokoll für das oben erwähnte Nachbarprotokoll stellt sicher, dass jeder IR 16a bis 16i innerhalb einer begrenzten Zeitspanne das Vorliegen von zwei Nachbar-IRs und den Verlust der Verbindung mit einem Nachbar-IR feststellt. Das in dem vorliegenden Schema angenommene Nachbarprotokoll kann in die Praxis umgesetzt werden, indem im Stand der Technik übliche Verbindungsschicht-Zurückübertragungsstrategien verwendet werden.
1. AIR Betrieb
Bei AIR berichtet jeder IR an seinen Nachbarn die Charakteristiken jeder Verbindung und IRs, die er verwendet, um einen Zielpunkt in dem Ad-hoc Netzwerk zu erreichen. Der Satz von Verbindungen und IRs, die von einem IR in seinem bevorzugten Weg zu Zielpunkten verwendet werden, wird der LRT des IR genannt. Wenn mehrere Servicetypen (TOS) in dem Netzwerk definiert sind, behält ein IR einen LRT pro TOS. Ein IR kennt daher seine benachbarten Verbindungen und die LRTs, die von seinen Nachbarn für jeden TOS gemeldet worden sind, und die Zusammenfassung von benachbarten Verbindungen eines IRs und der durch seine Nachbarn gemeldeten LRTs legt einen partiellen Topologiegraphen fest. Die Verbindungen in dem LRT und der Topologiegraph sollten benachbarte Verbindungen oder Verbindungen sein, die von zumindest einem Nachbarn gemeldet worden sind. Ein IR kann den Topologiegraphen verwenden, um seinen eigenen LRT für jeden TOS zu erzeugen. Jeder IR leitet seinen LRT und Wegelenkungstabelle ab, die den Nachfolger zu jedem Zielpunkt für jeden TOS genau bestimmt, indem ein lokaler Wegeauswahlalgorithmus für jeden TOS auf seinem Topologiegraphen ausgeführt wird.
Ein IR kommuniziert die Aktualisierungen, die er an seinem Wegelenkungsbaum für jeden TOS vornimmt. Weil jeder IR seinen Wegelenkungsbaum für jeden TOS an seine Nachbarn kommuniziert, ist die Löschung einer Verbindung, die nicht weiter verwendet wird, um einen Zielpunkt für einen gegebenen TOS zu erreichen, in der Hinzufügung einer neuen Verbindung eingeschlossen, die verwendet wird, um den Zielpunkt zu erreichen, und sie braucht nicht gesondert als eine Aktualisierung versendet zu werden; ein IR nimmt einen expliziten Bezug auf eine fehlerhafte Verbindung nur vor, wenn die Löschung einer Verbindung dazu führt, dass der IR keine Wege zu einem oder mehreren Zielpunkten hat, in diesem Fall kann der IR keine neuen Verbindungen bereitstellen, um die fehlerhafte Verbindung implizit zu löschen.
Die grundlegende Aktualisierungseinheit, die in AIR verwendet wird, um Veränderungen an Wegelenkungsbäumen zu kommunizieren, ist die Wegelenkungs-Zustands-Aktualisierung (RSU), die den Zustand einer Verbindung und den Knoten am Ende der Verbindung beschreibt. Der Kopfknoten einer Verbindung ist der einzige IR, der Veränderungen in den Parametern dieser Verbindung melden kann. RSUs werden durch die Verwendung von Reihenfolgenummern bestätigt, und jeder IR löscht eine Verbindung aus seinem Topologiegraphen, wenn die Verbindung nicht in den Wegelenkungsbäumen irgendwelcher seiner Nachbarn vorhanden ist.
Der Betrieb von AIR kann formal durch einen Pseudocode beschrieben werden. Wie mit jeder solchen Beschreibung jedoch, gibt es vielerlei gleichwertige Formulierungen, die beim Studium des bereitgestellten Codes für einen Durchschnittsfachmann als dazu gleichwertig offensichtlich werden. Die Pseu docode-Beschreibung ist am Ende dieser detaillierten Beschreibung dargelegt, und die folgenden Variablen und Ausdrücke werden dort verwendet:

T:: eine Konstante, welche die Anzahl der Servicetypen (TOS) in dem Netzwerk definiert.
Delta[T]: Delta [0], Delta [1], ..., Delta [T – 1]: ist ein Vektor, der den Schwellwerten von Veränderungen in den Kosten eines Weges zu einem Zielpunkt für einen gegebenen TOS entspricht.
AGEOUT_INTERVAL:: eine Konstante, welche den Zeitraum definiert, für den eine fehlerhafte Verbindung in dem Topologiegraphen verbleibt, bevor sie veraltet.
ORA:: eine Konstante, WAHR wenn AIR unter dem Geringsten Gemeinkosten-Wegelenkungsansatz betrieben wird.
TG_i:: Topologiegraph bei Router i.
LRT_i:: Aktueller etikettierter Wegelenkungsbaum bei Router i.
LRT_i':: Etikettierter Wegelenkungsbaum, der erstellt worden ist, als das letzte Mal eine Aktualisierungsnachricht durch i erzeugt worden ist.
N_i:: Satz von Nachbarn des Routers i.
NS_i:: wird auf WAHR gesetzt, wenn i seinen etikettierten Wegelenkungsbaum nicht an einen Nachbarn gesendet hat.
M_i:: wird auf WAHR gesetzt, wenn i Veränderungen an dem etikettierten Wegelenkungsbaum berichten muss.
T_i:: Systemzeit, die verwendet wird, um Zeitmarken für RSU_S zu erzeugen.
(u, v, Ilid, t; I[T], {n}, tos[T], del):: Ein Eintrag für die Verbindung (u, v) in TG_i, LRT_i, TGⁱ _k und LRTⁱ _k, wobei k ∊ N_i und {I} = [Ilid, I[T], tos[T], del}.
u:: Netzwerkadresse des Kopfs der Verbindung.
v:: Netzwerkadresse des Schweifs der Verbindung.
Ilid:: lokaler Verbindungsidentifizierer.
t:: Zeitmarke.
I[T]: I[0], I[1], ..., I[T – 1]: ist ein Vektor, der den Leistungsparametern der Verbindung entspricht. Der Parameter I[0] entspricht den Kosten der Verbindung, die verbleibenden Parameter können Verzögerung, Bandbreite und Zuverlässigkeit der Verbindung, etc. sein.
{n}:: Die Zustandsparameter von Router v.
tos[T]: tos[0], tos[1], ..., tos[T – 1]: ist der Servicetyp-Bitvektor. Ein Bit x wird auf 1 gesetzt, wenn die Verbindung zu dem etikettierten Wegelenkungsbaum mit TOS x hinzugefügt wird.
del:: wird auf WAHR gesetzt, wenn die Verbindung nicht in der Berechnung des etikettierten Wegelenkungsbaums verwendet werden kann.
(d[T]: pred[T], suc[T], d'[T], d''[T], suc'[T], nbr):: einem Scheitelpunkt v in TG_i, LRT_i, TG_i ^k und LRT_i ^k zugeordnete Variable, wobei k ∊ N_i
d[T]:: Kosten des Weges i → v in dem etikettierten Wegelenkungsbaum x; ∀x ∊ [0; T – 1].
pred[T]:: Vorgänger (Verbindung) von Scheitelpunkt v in dem etikettierten Wegelenkungsbaum x; ∀x ∊ [0; T – 1],
suc[T]:: Nächster Sprung in Richtung Scheitelpunkt v in dem etikettierten Wegelenkungsbaum x; ∀x ∊ [0; T – 1].
d'[T]:: vorherige Entfernung zu v, die von suc'[T] berichtet worden ist.
d''[T]: Kosten des Weges i → v zu dem letzten Zeitpunkt, an dem die Kosten des Weges durch Δ[T] geändert worden sind.
suc'[T]:: vorheriger Nachfolger in Richtung v in dem etikettierten Wegelenkungsbaum x; ∀x ∊ [0; T – 01]
nbr:: wird auf i gesetzt, wenn sich die Kosten des Weges zu v vergrößert haben, aber keine Aktualisierungsnachricht erzeugt werden muss.
(u, v, Ilid, t, I[T], {n}, tos[T]):: Eintrag in eine Aktualisierungsnachricht (RSU).
u:: Netzwerkadresse des Kopfs der Verbindung.
v:: Netzwerkadresse des Schweifs der Verbindung.
Ilid:: lokaler Verbindungsidentifizierer.
t:: der RSU zugeordnete Zeitmarke.
I[T]:: Vektor, der den Leistungsparametern der Verbindung entspricht.
{n}:: Die Zustandsparameter von Router v.
tos[T]:: Servicetyp-Bitvektor.

Der Pseudocode bestimmt die Hauptverfahren von AIR, die verwendet werden, um die Wegelenkungstabelle und die Verbindungs-Zustandsdatenbank bei einem Router i zu aktualisieren, sowohl für einen Optimalen-Wegelenkungsansatz (ORA) und einen Geringsten-Gemeinkosten-Wegelenkungsansatz (LORA). Das Verfahren NodeUp wird durchgeführt, wenn ein Router i in Betrieb genommen wird. Der Nachbarsatz des Routers ist zu Beginn leer.
Wenn das Nachbarprotokoll eine neue Verbindung zu einem Nachbar k meldet (Procedure {\em NeighborUp), führt der Router danach Update aus mit der geeigneten Nachricht als Eingabe; der RSU in der Nachricht bekommt eine aktuelle Zeitmarke. Derselbe Ansatz wird für Verbindungsfehler verwendet (NeighborDown) und ändert in den Parametern der Verbindung (LinkChange). Wenn ein Router eine Verbindung zu einem neuen Nachbarn herstellt, sendet der Router seinen vollständigen etikettierten Wegelenkungsbaum an den Nachbarn (ganz wie ein Entfernungsvektor-Protokoll seine vollständige Wegelenkungstabelle sendet). Die RSUs, die an alle Nachbarn gefunkt werden sollen, werden in MSG_i eingesetzt.
Das Verfahren Update wird ausgeführt, wenn der Router i eine Aktualisierungsnachricht vom Nachbarn k erhält, oder wenn sich die Parameter einer ausgehenden Verbindung geändert haben. Zuerst werden die Topologiegraphen TG_i und TGⁱ _k aktualisiert, dann werden die etikettierten Wegelenkungsbäume LRTⁱ _k und LRT_i aktualisiert, was den Router veranlassen kann, seine Wegelenkungstabelle zu aktualisieren und seine eigene Aktualisierungsnachricht auszusenden.
Der Zustand einer Verbindung in dem Topologiegraphen TG_i wird mit den neuen Parametern für die Verbindung aktualisiert, wenn die Wegelenkungs-ZustandsAktualisierung in der empfangenen Nachricht gültig ist, d.h. wenn der RSU eine größere Zeitmarke hat als die Zeitmarke der in TG_i gespeicherten Verbindung.
Die Parameter einer Verbindung in TGⁱ _k werden immer aktualisiert, wenn ein RSU bearbeitet wird, der von einem Nachbarn k gesendet worden ist, sogar wenn die Verbindungszustandsinformation veraltet ist, weil sie Veränderungen des etikettierten Wegelenkungsbaums des Nachbarn berichten. Ein Knoten in einem etikettierten Wegelenkungsbaum LRTⁱ _k für einen vorgegebenen TOS kann nur eine darauf eintreffende Verbindung haben. Deshalb wird die aktuelle eintreffende Verbindung (u', v) auf v, u ≠ u' aus TGⁱ _k gelöscht, wenn i einen RSU für die Verbindung (u, v) von k erhält.
Die Information eines RSU, der den Fehler einer Verbindung berichtet, wird verworfen, wenn die Verbindung nicht in dem Topologiegraphen des Routers ist.
Ein Kürzester-Wege-Algorithmus (SPF) basierend auf Dijkstra's SPF (Verfahren BuildShortestPathTree) wird auf dem aktualisierten Topologiegraphen TGⁱ _k ausgeführt, um einen neuen etikettierten Wegelenkungsbaum LRTⁱ _k zu erstellen, und dann auf dem Topologiegraphen TG_i ausgeführt, um einen neuen etikettierten Wegelenkungsbaum LRT_i zu erzeugen.
Die einfallende Verbindung auf einen Knoten v in einem neu etikettierten Wegelenkungsbaum eines Routers i ist unterschiedlich von der Verbindung in dem aktuellen Wegelenkungsbaum LRT_i, nur wenn die Kosten des Weges zu v kleiner geworden sind oder wenn die einfallende Verbindung auf LRT_i aus den etikettierten Wegelenkungsbäumen aller Nachbarn gelöscht worden ist.
Ein neuer etikettierter Wegelenkungsbaum newLRT für einen Nachbarn k, einschließlich dem neuen etikettierten Wegelenkungsbaum des Routers wird dann mit dem aktuellen etikettierten Wegelenkungsbaum LRTⁱ _k verglichen (Verfahren UpdateNeighborTree), und die Verbindungen, die in LRTⁱ _k sind, aber nicht in newLRT, werden aus TGⁱ _k gelöscht. Nachdem eine Verbindung (u, v) aus TGⁱ _k gelöscht worden ist, setzt der Router TG_i(u, v).del auf WAHR, wenn die Verbindung in dem Topologiegraphen TGⁱ _x, γ x ∊ N_i nicht vorhanden ist.
Wenn ein Zielpunkt v unerreichbar wird, d.h. es gibt keinen Weg zu v in dem neuen etikettierten Wegelenkungsbaum newLRT, dann werden RSUs für jede Verbindung in dem Topologiegraphen TG_i an die Nachbarn gesendet, die v als Schweifknoten der Verbindung und eine Verbindungskostenunendlichkeit haben.
Diese Spezifikation setzt voraus, dass der Link Layer eine zuverlässige Sendung von Netzwerkebenenpaketen sicherstellt und folglich spezifizieren Aktualisierungsnachrichten nur stufenweise Veränderungen an dem etikettierten Wegelenkungsbaum des Routers anstelle des vollständigen etikettierten Wegelenkungsbaums.
Der neue etikettierte Wegelenkungsbaum newLRT des Routers wird mit dem letzten gemeldeten etikettierten Wegelenkungsbaum verglichen ({LRT_i}' für LORA und LRT_i für ORA) (Verfahren Report-Changes), und eine Aktualisierungsnachricht, die an die Nachbarn gesendet wird, wird aus den Unterschieden der zwei Bäume erstellt. Ein RSU wird erzeugt, wenn die Verbindung in dem neuen etikettierten Wegelenkungsbaum, aber nicht in dem aktuellen etikettierten Wegelenkungsbaum ist, oder wenn sich die Parameter der Verbindung geändert haben. Für den Fall, dass ein Router LORA betreibt, werden die Wegelenkungsbäume nur miteinander verglichen, wenn wenigstens eine der vier in Sektion V unten beschriebenen Regeln erfüllt wird, d.h. M_i = WAHR.
Wenn der neue etikettierte Wegelenkungsbaum des Routers gegen den letzten gemeldeten etikettierten Wegelenkungsbaum verglichen worden ist, dann entfernt der Router alle diejenigen Verbindungen aus dem Topologiegraphen, die nicht weiter durch irgendeinen Nachbarn in deren etikettierten Wegelenkungsbäumen verwendet werden (fehlerhafte Verbindungen werden aus dem Topologiegraphen nur bei Veralten entfernt).
Schließlich wird der aktuelle Kürzeste-Wege-Baum LRTⁱ _k verworfen und der neue wird der aktuelle etikettierte Wegelenkungsbaum. Der etikettierte Wegelenkungsbaum des Routers wird dann verwendet, um die neue Wegelenkungstabelle zu berechnen, in dem sie bspw. eine Suche mit Tiefe Eins in dem Kürzesten-Wegebaum verwendet.
II. In AIR ausgetauschte Informationen
Frühere, auf Topologieinformationen oder Entfernungsinformationen basierende Wegelenkungsprotokolle basieren ausschließlich auf den Parametern von Verbindungen. Im Gegensatz dazu verwendet AIR eine Aktualisierungseinheit, die Informationen über die Leistungscharakteristiken und Adressinformationen für eine Verbindung und den Knoten am Ende der Verbindung überträgt. Noch genauer beinhaltet eine RSU die folgenden Elemente:

a) eine Zeitmarke, welche. den RSU validiert;
b) einen Servicetyp-Vektor;
c) die Netzwerkadresse des Kopfknotens der Verbindung;
d) die Netzwerkadresse des Schweifknotens der Verbindung;
e) die Verbindungs-Zustandsparameter der Verbindung zwischen den beiden IRs; und
f) die Knoten-Zustandsparameter des Schweifs der Verbindung.

Eine Aktualisierungsnachricht, die durch einen IR gesendet worden ist, enthält mindestens einen RSU. Die Zeitmarke der RSU wird vom Kopf der Verbindung zugeordnet und sollte nicht durch irgendeinen anderen Knoten verändert werden, der den RSU in einer Aktualisierungsnachricht weitergibt. Der Servicetyp(TOS)-Vektor ist ein Bitvektor, der den TOS Wegelenkungsbaum genau bezeichnet, in welchem die Verbindung von dem Knoten, der die RSU sendet, verwendet wird. Die Zustandsparameter einer Verbindung werden als eine Liste von Tupeln spezifiziert, wobei jedes Tupel aus einem Typ und einem Inhalt besteht. Es gibt zwei Klassen von Zustandsparametern für eine Verbindung: Leistungsparameter und Adressierungsparameter. Die Leistung einer Verbindung kann charakterisiert werden bezüglich ihrer Verzögerung, Kosten, Bandbreite, und Zuverlässigkeit beispielsweise. Ein Adressierungsparame ter spezifiziert einen der Verbindung zugeordneten Identifizierer. Ein Beispiel eines solchen Identifizierers in dem vorliegenden Schema ist der lokale Verbindungsidentifizierer (LLID), welcher der Verbindung durch den Kopf der Verbindung zugeordnet ist. Die Zustandsparameter des Schweifs einer Verbindung können bspw. die verbleibende Batterielebensdauer des Knotens einschließen.
III. In AIR gespeicherte Informationen
2a bis 2d stellen die Tatsache dar, dass die IRs, die AIR betreiben, nur partielle Topologieinformationen zu behalten brauchen. Diese Darstellungen stellen ein Beispiel eines Sechs-Knoten drahtlosen Netzwerks dar (jeder Knoten ist jeweils mit a bis f etikettiert). Der Einfachheit halber nehmen diese Figuren an, dass ein einziger Verbindungsparameter verwendet wird, um eine Verbindung in einer seiner Richtungen zu charakterisieren, was als die "Kosten" der gerichteten Verbindung bezeichnet wird. Bspw. kann die Verbindung 32c Kosten von 5 haben, in der Richtung b nach c, aber nur Kosten von 1 in der Richtung von c nach b. In anderen Beispielen können Knoten durch mehrere Verbindungen zwischen ihnen verbunden werden, wobei jede die gleichen oder unterschiedliche Kosten hat. Die 2b bis 2d zeigen die ausgewählte Topologie gemäß AIR an IRs, die mit ausgefüllten Kreisen gekennzeichnet sind. Durchgezogene Linien stellen die Verbindungen dar, die Teil des etikettierten Wegelenkungsbaums des jeweiligen IRs sind. Pfeilspitzen auf Verbindungen geben die Richtung der Verbindung an, die in dem Topologiegraphen der IRs gespeichert ist. Der in 2b gezeigte etikettierte Wegelenkungsbaum der IRa ist durch die etikettierten Wegelenkungsbäume gebildet worden, die durch seine Nachbarn b und c gemeldet worden sind, und durch die Verbindungen, für die IRa der Kopfknoten ist (nämlich Verbindungen (a, b) und (a, c)). In gleicher Weise zeigt 2c den LRT für IRb und 2b denjenigen für IRc. Aus den Figuren sollte die Ersparnis in Speicheranforderung klar werden, sogar für dieses Netzwerk mit wenigen Knoten.
Die Informationen, die durch ein IR beibehalten werden, um bei AIR mitzuwirken, beinhalten einen Topologiegraphen, einen LRT für jeden in dem Netzwerk definierten TOS, eine Wegelenkungstabelle und eine Tabelle mit benachbarten Verbindungen. Der Datensatzeintrag für die Verbindung von u nach v in dem Topologiegraphen besteht aus dem Tupel (u, v, t, {l}, {n}), wobei u und v jeweils die Netzwerkadressen des Kopfs und des Schweifs der Verbindung sind, t ist die aktuellste Zeitmarke, die für die Verbindung (u, v) erhalten worden ist, {l} ist eine Folge von Typwertpaaren, welche die Verbindungsparameter genau bestimmen, und {n} ist eine Folge von Typwertpaaren, welche die Knotenparameter genau bestimmen. Ein Verbindungsparameter, der in dem vorliegenden Schema verwendet wird, ist der LLID der Verbindung.
Die Verbindungstabelle spezifiziert, für jeden Zielpunkt und für jeden TOS, den nächsten IR auf dem Weg zu dem Zielpunkt und die Entfernung zu diesem Zielpunkt, basierend auf der metrischen Entfernung, die für den TOS verwendet wird.
Die Kosten einer fehlerhaften Verbindung werden als unendlich für jeden TOS erachtet. Es gibt verschiedene im Stand der Technik bekannte Weisen, auf welche die Kosten Verbindungen für einen vorgegebenen TOS zugeordnet werden können. Z.B. können die Kosten einer Verbindung einfach die Anzahl der Sprünge sein, oder die Addition der Latenzzeit über die Verbindung zuzüglich einer konstanten systematischen Abweichung.
IV. Das Validieren von Aktualisierungen
Wegen Verzögerungen in den IRs und Verbindungen eines Verbindungsnetzwerks, können sich von einem IR gesendete Nachrichten mit verschiedenen Geschwindigkeiten entlang verschiedener Wege verbreiten. Daher kann ein vorgegebener IR einen RSU von einem Nachbar empfangen, mit bloßer Verbindungs-Zustandsinformation, und ein verteilter Beendigungs-Feststellungsmechanismus ist für einen IR notwendig, um festzustellen, wann ein vorgegebener RSU gültig ist, und um die Möglichkeit zu verhindern, dass RSUs unendlich zirkulieren. AIR verwendet eine Zeitmarke, um RSUs zu validieren. Ein IR behält entweder eine Uhr bei, die sich nicht zurückstellt, wenn der IR aufhört, in Betrieb zu sein, oder fragt seinen Nachbarn nach der ältesten bekannten Zeitmarke, nachdem er initialisiert oder neu gebootet wird.
Ein IR, der einen RSU empfängt, akzeptiert den RSU als gültig, wenn der empfangene RSU eine größere Zeitmarke hat als die Zeitmarke das gespeicherten RSUs von derselben Quelle, oder wenn es keinen Eintrag für die Verbindung in dem Topologiegraphen gibt und der RSU keine unendlichen Kosten meldet. Verbindungs-Zustandsinformationen für fehlerhafte Verbindungen sind die einzigen RSUs, die aus dem Topologiegraphen gelöscht werden, weil sie zu alt werden (was in der Größenordnung von etwa einer Stunde (oder einem anderen Zeitraum) sein kann, nachdem der RSU verarbeitet worden ist). RSUs für Betriebsverbindungen werden aus dem Topologiegraphen gelöscht, wenn die Verbindungen aus den Wegelenkungsbäumen sämtlicher Nachbarn gelöscht werden.
Es ist zu bemerken, dass es keinen Bedarf für den Kopfknoten einer Verbindung gibt, um RSUs periodisch auszusenden, um die Zeitmarken der Verbindung zu aktualisieren, weil RSUs für laufende Verbindungen niemals veralten. Dies ist wichtig, weil es bedeutet, dass AIR keine periodischen Aktualisierungsnachrichten benötigt, um Verbindungs-Zustandsinformationen zu validieren wie OSPF, J. Moy, "OSPF Version 2," RFC 1583, Network Working Group, Marz 1994, und alle früheren Protokolle basierend auf Reihenfolgenummern oder Zeitmarken.
V. Das Austauschen von Aktualisierungsnachrichten
Ein IR sendet RSUs auf zwei verschiedene Weisen: a) folgend einem optimalen Wegelenkungsansatz; und b) folgend einem Geringsten-Gemeinkosten-Ansatz. Der optimale Wegelenkungsansatz ist gut geeignet für Netzwerke mit ziemlich statischen Topologien. Der Geringste-Gemeinkosten-Ansatz ist maßgeschneidert für Netzwerke mit dynamischen Topologien aufgrund der IR-Mobilität. Welcher Ansatz in den IRs ausgeführt werden sollte, kann durch einen IR-Konfigurationsparameter definiert werden.
Wie in der Pseudocodebeschreibung angegeben, sendet ein IR RSUs über eine Verbindung gemäß dem optimalen Wegelenkungsansatz in den folgenden Fällen: (a) wenn ein RSU für die Verbindung erhalten wird und bewirkt, dass die Verbindung zu dem Wegelenkungsbaum des IRs hinzugefügt wird, (b) wenn die Verbindung bereits in dem Wegelenkungsbaum des IRs ist, und ein noch aktuellerer RSU für die Verbindung erhalten wird, (c) wenn ein RSU, der den Fehler berichtet, dazu führt, dass kein Weg zum Schweif der Verbindung vorhanden ist, und (d) wenn eine fehlerhafte Verbindung nicht in dem Wegelenkungsbaum des IRs ist und es keinen Weg zum Schweif der Verbindung gibt.
Im Gegensatz sendet ein IR RSUs gemäß dem Geringsten-Gemeinkostenansatz RSUs gemäß der folgenden Regeln:

(a) Der IR findet einen neuen Zielpunkt, oder irgendeiner seiner Nachbarn meldet einen neuen Zielpunkt.
(b) Der IR findet heraus, dass die Veränderung in den Kosten eines Weges zu wenigstens einem Zielpunkt einen Schwellenwert Delta übersteigt, oder dass wenigstens ein Zielpunkt für den IR oder irgendeinen seiner Nachbarn unerreichbar wird.
(c) Ein in dem LRT beinhalteter Weg des IR führt zu einer Schleife.
(d) Der IR sendet einen RSU, wenn: (i) der neue ausgewählte Nachfolger zu einem gegebenen Zielpunkt eine Adresse hat, die größer ist als die Adresse des IR; und (ii) die gemeldete Entfernung von dem neuen ausgewählten Nachfolger n zu einem Zielpunkt j größer ist als die gemeldete Entfernung von dem vorherigen Nachfolger zu demselben Zielpunkt. Jedoch wird keine Aktualisierungsnachricht gebraucht bezüglich j oder irgendeinem Zielpunkt, dessen Weg von dem IR j einschließt, wenn die Verbindung von dem IR zu j fehlschlägt und n ein Nachbar von j ist.

Jedes Mal, wenn ein IR eine Aktualisierungsnachricht von einem Nachbar verarbeitet, aktualisiert er diesen LRT des Nachbarn und durchläuft diesen Baum, um festzustellen, für welche Zielpunkte sein Nachbar den IR als ein Relais in seinen bevorzugten Wegen verwendet. Der IR stellt dann fest, ob er den gleichen Nachbarn als ein Relais für irgendwelche der gleichen Zielpunkte verwendet. Eine Wegelenkungsschleife wird festgestellt, wenn der IR und der Nachbar sich gegenseitig als Relais zu irgendeinem Zielpunkt verwenden, in diesem Fall muss die Schleife unterbrochen werden, und der IR muss eine Aktualisierungsnachricht mit den entsprechenden Veränderungen aussenden.
Wir beobachten, dass in jeder Wegelenkungsschleife unter den IRs mit eindeutigen Adressen einer der IRs die kleinste Adresse in der Schleife haben muss; daher ist es dann nicht für alle IRs in einer Wegelenkungsschleife möglich, untätig zu verbleiben, nachdem jeweils der andere ausgewählt worden ist, wenn ein IR veranlasst wird, eine Aktualisierungsnachricht auszusenden, wenn er einen Nachfolger aussucht, dessen Adresse größer als seine eigene ist, weil zumindest einer von diesen veranlasst wird, eine Aktualisierungsnachricht auszusenden, die eine Unterbrechung der Schleife verursacht, wenn die IRs ihre LRTs aktualisieren.
Um sicherzustellen, dass AIR mit Geringster-Gemeinkostenwegelenkung und stufenweisen Aktualisierungen, die nur die Veränderungen an einem LRT spezifizieren, korrekt arbeitet, muss ein IR sich denjenigen LRT merken, der zuletzt an seine Nachbarn berichtet worden ist. Wenn irgendwelche der Regeln für die Aktualisierungsmeldung bei der Geringsten-Gemeinkostenwegelenkung erfüllt werden, muss der IR eines der zwei Dinge tun: (a) wenn der LRT neue Nachbarn verglichen mit denjenigen vorliegend in dem LRT, der zuletzt aktualisiert worden ist, enthält, dann muss der IR seinen gesamten LRT in seiner Aktualisierung senden, sodass neue Nachbarn über all die Zielpunkte informiert werden, welche der IR kennt; (b) wenn die beiden LRTs die gleichen Nachbarn beinhalten, sendet der IR nur die Aktualisierungen, die benötigt werden, um den neuen LRT aus dem alten zu erhalten.
Um sicherzustellen, dass AIR aufhört, Aktualisierungsnachrichten zu senden, kann eine einfache Regel verwendet werden, um festzustellen, welcher IR aufhören muss, seinen Nachbarn als ein Relais zu verwenden, solch eine Regel kann bspw. sein, "der IR mit der kleineren Adresse muss seinen Weg ändern."
Die Regeln für den Aktualisierungs-Nachrichtenaustausch gemäß der Geringsten-Gemeinkostenwegelenkung, die oben festgestellt worden sind, setzen voraus, dass eine Aktualisierungsnachricht zuverlässig an alle Nachbarn eines IR gesendet worden ist.
Das folgende Beispiel veranschaulicht ein Szenario, in dem die letzte Regel gebraucht wird, um eine Permanentschleife zu verhindern. Betrachten wir nun das in 2a gezeigte Sechs-Knoten drahtlose Netzwerk 30. In diesem Beispiel sind den IRs Identifizierer vergeben, die lexikografisch geordnet sind, d.h. "a" ist der kleinste Identifizierer und "f" ist der größte Identifizierer in dem Graphen. Es wird angenommen, dass alle Verbindungen und Knoten die gleichen Übertragungsverzögerungen haben, alle die Verbindungen außer den Verbindungen (a, b) und (b, c) Einheitskosten haben, und Delta gleich unendlich ist. 2b bis 2d zeigen die LRTs gemäß AIR an den IRs, die mit ausgefüllten Kreisen bezeichnet sind, für die in 2 dargestellte Netzwerktopologie. Pfeilspitzen an durchgezogenen Linien bezeichnen die Richtung der in dem LRT der IR gespeicherten Verbindungen.
3a bis 3f zeigen nun die Reihenfolge der Ereignisse, die durch die Ausführung von AIR in dem Beispielnetzwerk nach den Fehlern der Verbindungen (c, d) 32g und (b, e) 32d ausgelöst werden. Die Figuren zeigen die von dem Knoten erzeugten RSUs (in Klammern) mit ausgefüllten Kreisen, wobei RSUs in einer Aktualisierungsnachricht an die Knotennachbarn übertragen werden. Das dritte Element in einem RSU entspricht den Kosten der Verbindungen (ein RESET hat unendliche Kosten). Wie in 3b gezeigt, überträgt Knoten c ein RSU nach der Verarbeitung des Fehlers der Verbindung (c, d) 32g; die Entfernung von dem neuen Nachfolger b nach d und f ist jetzt größer als von dem vorhergehenden Nachfolger d. Wenn die Verbindung (b, e) 32d fehlschlägt (siehe 3d), realisiert der Knoten b, dass die Zielpunkte d, e und f unerreichbar werden und erzeugt einen RSU, der den Fehler derjenigen Verbindung meldet, die mit dem Kopf des Unterbaumes des LRTs verbunden ist, der unerreichbar wird. Der RSU von b veranlasst die RSUs, welche die Knoten a, b und c zulassen, zu erkennen, dass es keine Wege zu d, e und f gibt (3e und 3f). Eine ähnliche Folge von Ereignissen findet auf der anderen Seite der Netzwerkpartition (nicht gezeigt) statt.
Als ein anderes Beispiel des Betriebs von AIR betrachten wir das in 4a gezeigte Sieben-Knoten drahtlose Netzwerk 40. Es wird angenommen, dass alle Verbindungen und Knoten die gleichen Übertragungsverzögerungen haben, all die Verbindungen Einheitskosten haben, und delta = ∞ ist. 4b bis 4d zeigen diejenigen LRTs, die gemäß AIR an den mit aufgefüllten Kreisen bezeichneten IRs für die in 4a dargestellte Netzwerktopologie erstellt worden sind. Pfeilspitzen an durchgezogenen Linien bezeichnen die Richtung der in den LRTs der IRs gespeicherten Verbindungen. Wenn die Verbindung (f, g) fehlschlägt (4e), veranlasst das Nachbarprotokoll bei Knoten f die Ausführung des Verfahrens NeighborDown, die Verbindung (d, g) wird in den LRT von f eingesetzt, aber es wird keine Aktualisierungsnachricht erzeugt, weil der neue Nachfolger von f nach g eine kleinere Adresse als f hat und der Zielpunkt g ist ein Nachbar des neuen Nachfolgers. 4f zeigt den neuen LRT von Knoten d nach dem Fehler der Verbindung (d, g). Weil d eine kleinere Adresse als der neue Nachfolger in Richtung g hat, ist es erforderlich, eine Aktualisierungsnachricht zu senden, welche die neue zu dem LRT hinzugefügte Verbindung meldet. Die Knoten c, e und f erzeugen keine Aktualisierungsnachricht nach der Verarbeitung der Nachricht von d, weil es einen Weg zu allen Zielpunkten in dem Netzwerk gibt und keine. Wegelenkungsschleife gebildet worden ist. Dieses Beispiel veranschaulicht daher, wie Verbindungsfehler nicht die Erzeugung von Aktualisierungsnachrichten von Knoten verursachen dürfen, welche die fehlerhafte Verbindung in ihrem LRT haben, solange die Knoten einen Weg zu allen Zielpunkten aufweisen.
VI. Das Erhalten von LRTs und Quellwegen
Das Erhalten von LRTs und Quellwegen in dem vorliegenden Schema wird mit einer sehr einfachen Modifikation an Dijkstra's SPF Algorithmus durchgeführt, der auf dem Topologiegraphen eines IR laufen gelassen wird. Die Modifikationen an SPF bestehen daraus, dass das richtige Bit, das in dem TOS-Bitvektor einer Verbindung gesetzt wird, überprüft wird, sodass nur diejenigen Verbindungen, die für die benötigten TOS verwendet werden, in den bevorzugten Wegen berücksichtigt werden, und dass der Quellweg bezüglich der LLIDs anwächst, während der Topologiegraph durchquert wird.
Mit dem gegebenen Topologiegraphen verläuft der Algorithmus wie folgt:
Somit ist ein Schema beschrieben worden, dass die Wegelenkung von Datenpaketen in einem Computernetzwerk ermöglicht. Obwohl die vorherige Beschreibung und die beiliegenden Figuren spezifische Ausführungsbeispiele diskutieren und veranschaulichen, sollte es verstanden werden, dass die vorliegende Erfindung nur in Bezug auf die Ansprüche zu erfassen ist, die dem Beispiel eines Pseudocode-Listings für das unten dargelegte Wegelenkungsprotokoll folgen:

Claims

Wegelenkungsverfahren umfassend Erzeugen von einem oder mehreren Wegelenkungsbäumen an einem Router eines Computernetzwerks entsprechend einer einem kürzesten Weg betreffenden Entscheidung, die über einen partiellen Topologiegraphen des Netzwerks betroffen wurde, wobei die Wegelenkungsbäume etikettierte Wegelenkungsbäume LRTs sind, wobei jedes Bindeglied in den etikettierten Wegelenkungsbäumen mit einem lokalen Bindegliedidentifizierer etikettiert ist, und wobei die etikettierten Wegelenkungsbäume eine Bindeglied-Zustandsinformation und eine explizite Knoten-Zustandsinformation umfassen, wobei der partielle Topologiegraph entsprechend der Kenntnis von nebeneinander liegenden Bindegliedern des Routers und von einem oder mehreren etikettierten Wegelenkungsbäumen LRTs von nebeneinander liegenden Routern erzeugt wird.
Verfahren nach Anspruch 1, wobei die etikettierten Wegelenkungsbäume LRTs des Routers in Antwort auf den Empfang von Wegelenkungszustand-Aktualisierungs-Nachrichten upgedatet werden.
Verfahren nach Anspruch 2, wobei die Wegeleitzustands-Aktualisierungs-Nachrichten lokale Bindegliedidentifizierer umfassen, die durch einen Kopf eines Bindeglieds, auf das sich die Identifizierer beziehen, zugeordnet sind.
Verfahren nach Anspruch 3, wobei die Wegeleitzustands-Aktualisierungs-Nachrichten ferner Knotenparameter eines Endabschnitts des Bindeglieds umfassen, auf das sich die lokalen Bindegliedidentifizierer beziehen.
Verfahren nach Anspruch 3, wobei die Wegeleitzustands-Aktualisierungs-Nachrichten innerhalb des Netzwerks übertragen werden können: i, in Antwort darauf, dass ein neuer Zielknoten durch einen existierenden Knoten in dem Netzwerk detektiert worden ist, ii, in Antwort darauf, dass ein Ziel durch eine Aufsammlung existierender Knoten nicht erreichbar wird, iii, in Antwort darauf, dass eine Kostenänderung eines Weges zu wenigstens einem Ziel ein Schwellenwertdelta übersteigt, und/oder iv, in Situationen, in denen eine Wegelenkungsschleife zwischen einem oder mehreren Knoten des Netzwerkes vorkommen kann.
Verfahren nach Anspruch 5, wobei die Situationen, in denen eine Wegelenkungsschleife festgestellt werden kann, Zeiten umfasst, zu denen der Weg, der in den LRT des Routers vorhanden ist, zu einer Schleife führt.
Wegelenkungsprotokoll umfassend verteilte, lokale Bindegliedidentifizierer zwischen Knoten eines Computernetzwerks mit Wegeleitzustands-Aktualisierungs-Nachrichten, wobei die Wegeleitzustands-Aktualisierungs-Nachricht eine Bindeglied-Zustandsinformation und eine explizite Knotenzustandsinformation umfassen, ferner umfassend das Verteilen von etikettierten Wegelenkungsbäumen LRTs der Knoten des Computernetzwerks unter den Knoten, wobei jedes Bindeglied in den etikettierten Wegelenkungsbäumen mit einem lokalen Bindegliedidentifizierer etikettiert ist.
Wegelenkungsprotokoll nach Anspruch 7, wobei die lokalen Bindegliedidentifizierer durch einen Kopf eines Bindeglieds, auf das sich die Identifizierer beziehen, jeweils zugeordnet sind.
Wegelenkungsprotokoll nach Anspruch 7, wobei die Wegeleitzustands-Aktualisierungs-Nachrichten Zustandsparameter von Knoten an Endabschnitten von Bindegliedern umfassen, auf die sich die Identifizierer beziehen.
Wegelenkungsprotokoll nach Anspruch 7, wobei jeder Knoten des Computernetzwerks seine etikettierten Wegelenkungsbäume LRTs an seine benachbarten Knoten verteilt.
Wegelenkungsprotokoll nach Anspruch 10, wobei jeder Knoten des Computernetzwerks einen etikettierten Wegelenkungsbaum pro Servicetyp erhält, der in dem Computernetzwerk angeboten wird.
Wegelenkungsprotokoll nach Anspruch 10, wobei jeder Knoten seine etikettierten Wegelenkungsbäume LRTs entsprechend eines partiellen Topologiegraphs erzeugt, der von den dem Knoten benachbarten Bindegliedern und etikettierten Wegelenkungsbäumen LRTs von benachbarten Knoten abgeleitet ist.
Wegelenkungsprotokoll nach Anspruch 12, wobei die etikettierten Wegelenkungsbäume LRTs eines Knotens durch Anwenden eines Wegeauswahl-Algorithmus auf den partiellen Topologiegraphen erzeugt werden.
Wegelenkungsprotokoll nach Anspruch 13, wobei jeder Knoten des Computernetzwerks einen etikettierten Wegelenkungsbaum pro Servicetyp erhält, der in dem Netzwerk angeboten wird.
Wegelenkungsprotokoll nach Anspruch 14, wobei die etikettierten Wegelenkungsbäume LRTs von Knoten in dem Computernetzwerk in Antwort auf den Umfang von Wegeleitzustands-Aktualisierungs-Nachrichten aktualisiert werden.
Wegelenkungsprotokoll nach Anspruch 15, wobei die etikettierten Wegelenkungsbäume LRTs je nach dem aktualisiert werden, ob ein optimaler Wegelenkungsansatz oder ein Wegelenkungsansatz mit geringstem Overhead in dem Computernetzwerk verwendet wird.
Wegelenkungsprotokoll nach Anspruch 16, wobei bei dem optimalen Wegelenkungsansatz Wegeleitzustands-Aktualisierungs-Nachrichten übertragen werden: i, wenn eine Wegeleitzustands-Aktualisierungs-Nachricht empfangen wird, die bewirkt, dass ein Bindeglied zu den etikettierten Wegelenkungsbäumen LRTs eines betreffenden Knotens hinzugefügt wird, ii, wenn eine jüngere Wegeleitzustands-Aktualisierungs-Nachricht empfangen wird, die ein existierendes Bindeglied in den etikettierten Wegelenkungsbäumen LRTs eines betreffenden Knotens betreffen und/oder iii, wenn ein Ziel von dem betreffenden Knoten aus unerreichbar wird.
Wegelenkungsprotokoll nach Anspruch 16, wobei bei dem Wegelenkungsansatz mit geringstem Overhead Wegeleitzustands-Aktualisierungs-Nachrichten überfragen werden können: i, wenn ein betreffender Knoten ein neues Ziel findet oder beliebige Nachbarn des betreffenden Knoten selbiges berichten, ii, wenn ein Ziel von dem betreffenden Knoten aus oder von beliebigen seiner Nachbarn aus unerreichbar wird, iii, wenn der betreffende Knoten herausfindet, dass die Kostenänderung eines Weges zu wenigstens einem Ziel ein vorgegebenes Schwellenwertdelta übersteigt, iv, wenn ein Weg, der in einem der etikettierten Wegelenkungsbäumen LRTs des betreffenden Knotens vorhanden ist, zu einer Schleife führt und/oder wenn ein neuer Nachfolger, der zu einem vorgegebenen Ziel ausgewählt wird, eine Adresse hat, die größer als eine Adresse des betreffenden Knotens ist, und wenn ein berichteter Abstand von dem neuen Nachfolger zu einem speziellen Ziel größer ist als der berichtete Abstand von einem vorhergehenden Nachfolger zu dem bestimmten Ziel.
Wegelenkungs-Aktualisierungs-Nachricht umfassend eine Information, welche die Leistungs-Charakteristik betrifft, oder eine Adressinformation für ein Bindeglied eines Computernetzwerks, wobei die Wegelenkungs-Aktualisierungs-Nachricht eine explizite Knotenzustands-Information umfasst, die einen Knoten an dem hinteren Ende des Bindeglieds betrifft, und wobei die Adressinformation und die explizite Knotenzustands-Information in der Form von etikettierten Wegelenkungsbäumen LRTs bereitgestellt werden, wobei jedes Bindeglied in den etikettierten Wegelenkungsbäumen mit einem lokalen Bindegliedidentifizierer etikettiert ist.
Wegelenkungs-Aktualisierungs-Nachricht nach Anspruch 19, wobei die Wegelenkungs-Aktualisierungs-Nachricht ferner einen Zeitstempel umfasst, der von einem Knoten an einem Kopfende des Bindeglieds zugeordnet wird.
Wegelenkungs-Aktualisierungs-Nachricht nach Anspruch 20, wobei die Performance-Charakteristik Bindeglied-Zustandsparameter des Bindeglieds umfasst.
Wegelenkungs-Aktualisierungs-Nachricht nach Anspruch 20, wobei die Wegelenkungs-Aktualisierungs-Nachricht ferner einen Typ von Servicevektor umfasst.
Wegelenkungs-Aktualisierungs-Nachricht nach Anspruch 20, wobei die Wegelenkungs-Aktualisierungs-Nachricht ferner Adressinformation für einen Knoten an dem Kopfende des Bindeglieds umfasst.
Wegelenkungs-Aktualisierungs-Nachricht nach Anspruch 22, wobei der Typ des Servicevektors einen Servicetyp-Wegelenkungsbaum spezifiziert, in dem das Bindeglied von einem Knoten verwendet wird, der die Wegelenkungs-Aktualisierungs-Nachricht überträgt.
Wegelenkungs-Aktualisierungs-Nachricht nach Anspruch 19, wobei die Leistungs-Charakteristik des Bindeglieds eine Bindegliedverzögerung, Bindegliedkosten, eine zur Verfügung stehende Bandbreite und/oder Zuverlässigkeit umfasst.
Wegelenkungs-Aktualisierungs-Nachricht nach Anspruch 19, wobei die Adressinformation des Bindeglieds einen lokalen Bindglied-Identifzierer umfasst, der dem Bindglied durch einen Knoten an dem Kopfende des Bindeglieds zugeordnet wird.