ES2283228B2 - Procedimiento de encaminamiento. - Google Patents
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Abstract
Procedimiento de encaminamiento de nivel 2 de enlace para conmutar paquetes ethernet sin modificar la longitud y contenido de las tramas, evitando el riesgo de sobrepasar el tamaño máximo soportado, facilita la convergencia rápida tras recuperación o caída de un enlace sin tiempos de espera gracias a un mecanismo de detección y bloqueo de bucles, propone también la indexación de los caminos de recorrido enter conmutadores (Bi) que permite su agregación favoreciendo la escalabilidad, especificar el siguiente segmento de salida e identifica los nodos finales localmente conectados a cada conmutador (Bi) de nivel de enlace.
Description
Procedimiento de encaminamiento.
La presente invención se refiere, en general, a
un procedimiento de encaminamiento de tramas a través del nivel 2
de enlace, del modelo de referencia OSI para una red de
telecomunicación.
Generalmente, en una red de telecomunicación la
conmutación de paquetes se hace a nivel 3 de red, basándose en la
dirección de red, por ejemplo, dirección IP que incluye cada
paquete.
Es conocido en la técnica que se está
produciendo una migración de la tarea de conmutación desde el nivel
3 al nivel 2 en redes de área local LAN. La conexión a nivel 2 se
realiza por medio de conmutadores (bridges) de red de nivel 2 de
manera que la conmutación de paquetes/tramas, basada en direcciones
MAC (direcciones Ethernet) control de acceso, al medio, la están
empezando a realizar dichos conmutadores de red, en vez de ser
realizada en los conmutadores de encaminamiento (router) de nivel
3.
La realización de la conmutación de paquetes en
los conmutadores de nivel 2 de enlace presenta una serie de
desventajas frente a la realización de dicha tarea por los
encaminadores de nivel 3 de red.
La realización de la conmutación a nivel 2 de
enlace presenta una serie de desventajas tales como problemas de
escalabilidad al no tener las direcciones MAC un carácter
jerárquico que lleva aparejado la imposibilidad de agregar rutas;
en algunas situaciones, las tramas son transportadas por rutas
inadecuadas, es decir, la selección de la ruta elegida no es la ruta
más eficiente u óptima, aún habiendo rutas adecuadas disponibles,
siendo necesario crear árboles de difusión por bloqueo de puertos
para evitar algunos bucles inadecuados a nivel 2 de enlace.
Por tanto se hace necesario proporcionar un
protocolo de encaminamiento de nivel 2 de enlace que facilite la
tarea de conmutación de los conmutadores de nivel 2, de manera que
los caminos definidos por los referidos conmutadores sean óptimos
entre los mismos, sin precisar el establecimiento de restricciones
al nivel 3 de red, no siendo preciso realizar cambios en el formato
de los paquetes/tramas Ethernet a su paso por los conmutadores de
nivel 2; análogamente tampoco es necesario que los nodos finales
utilicen direcciones MAC locales y sea capaz de soportar ingeniería
de tráfico.
La presente invención busca resolver o reducir
uno o más de los inconvenientes expuestos anteriormente mediante un
protocolo de comunicación de encaminamiento como es reivindicado en
la reivindicación 1. Realizaciones de la invención son establecidas
en las reivindicaciones dependientes.
Un objeto de la invención es que la tarea de
conmutación de nivel 2 de enlace proporcione caminos óptimos entre
los referidos conmutadores sin imponer requisito alguno sobre el
nivel 3 o cualquier otro protocolo de red.
Otro objeto de la invención es la coexistencia
de conmutadores que realizan la conmutación de nivel 2 de enlace
con conmutadores de nivel 2 de enlace estándar, pudiendo soportar o
no protocolos como RSTP, protocolo de árbol de extensión rápido
(rapid spanning tree protocol) o MSTP, protocolo de árbol de
extensión múltiple (múltiple spanning tree protocol).
Aun otro objeto de la invención es la
posibilidad de conectar un nodo final con varios conmutadores de
nivel 2 de enlace tanto para soportar redundancia de caminos y
conmutadores de nivel 2 de enlace como para la distribución de
tráfico entre los mismos.
Otro objeto de la invención es evitar la
asunción de restricciones sobre la topología de la red, permitiendo
tanto enlaces punto a punto entre los conmutadores de red como
segmentos compartidos entre los mismos y nodos finales.
Aun otro objeto de la invención es evitar la
alteración de tramas/paquetes Ethernet durante la conmutación en
los conmutadores de nivel 2 de enlace, de manera que se permite a
los encaminadores de nivel 3 red de los extremos detectar un
paquete corrupto debido a un mal funcionamiento de un conmutador de
nivel 2, como consecuencia de que los conmutadores de nivel 2 no
recalculan el código de redundancia cíclica CRC de Ethernet,
evitando a su vez el riesgo de exceder el tamaño máximo de la
trama/paquete Ethernet.
Otro objeto de la invención es evitar la
realización de cambios en los equipos de los nodos finales.
Análogamente, evitar cambios en los conmutadores
de nivel 2 de enlace instalados actualmente en la red, siendo
necesario en todo caso, la realización de una actualización de los
programas que son ejecutados por los mismos para soportar el
protocolo de encaminamiento de nivel 2 objeto de la invención.
Aun otro objeto de la invención es dar soporte a
redes privadas virtuales (VLANs) y permitir ingeniería de tráfico,
es decir, encaminar paquetes con la misma dirección de destino por
caminos diferentes.
Otro objeto de la invención es evitar la
realización de configuraciones al operador de telecomunicación, en
general, aunque se permite la realización de ajustes para llevar a
cabo optimizaciones tales como la estructura jerárquica.
En resumen la invención presenta las siguientes
ventajas evita modificar la trama Ethernet, permite la ingeniería
de tráfico, soporta segmentos compartidos entre nodos finales y
conmutadores de nivel 2 de enlace y calcula caminos óptimos para
los referidos segmentos, se incluye un mecanismo de detección de
bucles que permite la conmutación rápida ante caída y recuperación
de enlaces, permite la agregación de rutas para favorecer la
escalabilidad, permite la interconexión con los conmutadores de
nivel 2 de enlace estándares aprovechando al máximo sus
enlaces.
Una explicación más detallada de la invención se
da en la siguiente descripción basada en las figuras adjuntas en
las que:
la figura 1 muestra una red de conmutadores que
soportan un protocolo de encaminamiento de acuerdo a la
invención,
la figura 2 muestra un árbol de identificadores
locales generado por un conmutador B1 de acuerdo a la invención,
y
la figura 3 muestra una interconexión de
pasarelas de conmutadores (B1-B3) que soportan el
protocolo de encaminamiento y que no lo soportan
(O1-O3), habiendo varios enlaces al mismo segmento
virtual incluso en la misma pasarela; la parte superior muestra la
topología real y la inferior la topología vista por el protocolo de
encaminamiento de acuerdo a la invención.
A continuación, con referencia a la figura 1, se
encuentra ilustrada una red de puentes (bridges) o conmutadores de
nivel 2 de enlace Bi, donde i=1 a w, ya que operan en el nivel de
enlace del modelo de referencia OSI, en el nivel de trama MAC
(médium access control, control de acceso al medio) y son
utilizados para conectar o extender redes que tienen protocolos
idénticos en los dos niveles inferiores OSI.
Cada conmutador Bi conecta entre sí al menos dos
tramos o segmentos de red y/o subredes, pudiendo compartir
segmentos con nodos finales Hj, por ejemplo un ordenador personal,
transmitiendo de un segmento a otro segmento el tráfico
generado.
Cada segmento de la red, tiene un primer
identificador global S.B.X.X compartido por todos los conmutadores
Bi, y un segundo identificador local S.A.X.X indexados asignado por
cada conmutador Bi para permitir agregación de rutas.
Cada conmutador Bi genera una lista con todos
los nodos finales y conmutadores Bi que tiene localmente
accesibles, almacenándola internamente.
La referida lista es almacenada internamente
también por cada conmutador Bi, siendo distribuida al resto de
conmutadores Bi del dominio mediante un protocolo de estado de
enlaces tal como el protocolo OSPF (open shortest path first)
protocolo de encaminamiento jerárquico que utiliza un algoritmo tal
como Dijkstra enlace-estado para calcular la ruta
más corta posible.
Dichas listas almacenadas serán utilizadas para
transmitir paquetes por el camino de recorrido más corto. Dado que
se han de soportar nodos finales que no implementan ningún
mecanismo de registro, la información relativa a las conexiones se
obtiene a partir de los paquetes que estos envían de manera que
cada conmutador Bi adquiere información relativa a sus conexiones
locales.
Con la información almacenada, cada conmutador
Bi construye el camino de recorrido más corto entre sus segmentos
locales, aquellos directamente conectados a uno de sus puertos y el
resto de segmentos del dominio o red.
Cuando un paquete es recibido en un puerto de un
conmutador Bi, se identifican los segmentos origen y destino del
paquete recibido leyendo las direcciones MACs o direcciones
Ethernet, por tanto, se lleva a cabo una tarea de aprendizaje. Las
direcciones obtenidas se guardan en una tabla, a partir de aquí
tabla MACSEG.
A continuación, se verifica si el camino más
corto entre el segmento por el que se ha recibido el paquete y el
segmento final es un puerto del propio conmutador Bi o de otro
adyacente en el mismo segmento.
Si el próximo segmento está en el mismo puerto
por el que se recibió el paquete o es un puerto de un conmutador Bi
adyacente, el paquete se descarta; en caso contrario, se envía al
siguiente segmento.
Consecuentemente, la construcción de la
topología en un conmutador Bi tiene dos pasos, 1) adquisición de
las direcciones de los nodos finales locales para generar la tabla
MACSEG con la dirección Ethernet o MAC, aquellos con una interfaz
directa a un conmutador Bi y 2) construcción de las tablas de
encaminamiento.
Todos los conmutadores Bi de un dominio
comparten una tabla MACSEG común que contiene todas las direcciones
MAC conocidas. Cada conmutador Bi detecta la aparición de un nuevo
nodo final local al recibir un paquete con su dirección MAC como
origen.
Si la dirección MAC recibida no es conocida, se
comunica a los nodos adyacentes antes del envío del correspondiente
paquete de forma que los conmutadores Bi nunca envían a la red
paquetes con direcciones MAC origen desconocidas.
Por otro lado, no es necesario descartar los
paquetes de origen desconocidos, sino que basta con esperar a que
los nodos adyacentes hallan reconocido la nueva dirección para
transmitir la trama.
Asimismo, los nodos que reciban este paquete no
lo podrán retransmitir hasta que no hayan recibido de los
adyacentes la confirmación de haber incluido su dirección MAC en su
tabla MACSEG (tabla I).
La tabla MACSEG consta de los siguientes
campos:
- \bullet
- dirección MAC del nodo final,
- \bullet
- identificador global del segmento donde reside el nodo final, el cual es conocido por todas los conmutadores Bi. Este identificador puede ser la unión del identificador MAC del conmutador Bi más el número de puerto. En caso de segmentos compartidos entre dos conmutadores Bi se puede utilizar el de menor identificador,
- \bullet
- indicación de si la referida dirección corresponde a un nodo final local, y ha sido aprendida por el propio conmutador Bi, o es remota y ha sido comunicada desde otro conmutador Bi, y
- \bullet
- tiempo restante antes de borrar la entrada de la tabla I si no llega un refresco. Una vez decidido borrar una entrada hay que informar a los vecinos y no se llevará a cabo hasta recibir la confirmación de estos de forma que se asegure que las tablas están siempre alineadas entre los conmutador Bi.
A continuación se describe la construcción de
las tablas de encaminamiento.
Mediante un protocolo de estado de enlaces cada
conmutador Bi recibe de sus vecinos la lista de sus nodos finales
locales, segmentos y otros conmutador Bi localmente accesibles.
Con la referida información se calcula los
caminos más cortos entre todos sus segmentos locales y el resto de
segmentos de la red, permitiendo el encaminamiento óptimo entre
segmentos compartidos pues evita la necesidad de designar un
conmutador Bi.
Cuando haya dos conmutadores Bi conectados al
mismo segmento, ambos calculan el camino más corto entre este
segmento y el resto y cuando un mismo paquete es recibido por ambos
conmutadores Bi buscan en su tabla de encaminamiento el camino a
recorrer por el paquete que se quiere enviar, de manera que uno de
ellos transmitirá el paquete el camino más corto calculado para
dicho segmento.
En caso de igualdad en la evaluación del camino
se puede usar como característica desequilibrante el identificador
del conmutador Bi más bajo, por ejemplo.
Los conmutadores según el protocolo de
encaminamiento objeto de la invención, pueden tener dos puertos
conectados al mismo segmento. Análogamente a como es realizado por
el protocolo OSPF, el puerto se puede elegir por ingeniería de
tráfico o por su número.
En relación ahora con la agregación de rutas, la
tabla de encaminamiento debe indicar el puerto de salida conocido,
el segmento de origen y destino de cada trama.
Si en la tabla de encaminamiento se usaran
directamente los identificadores de rutas globales, conocidos y
compartidos por todos los conmutadores Bi, conllevaría la
imposibilidad de realizar agregación de rutas en una red con
"N_{S}" segmentos se necesitarían N_{S}^{2} entradas,
resultando en una escalabilidad limitada.
Para evitar dicho inconveniente, cada conmutador
Bi asigna a cada segmento de la red un identificador indexado,
local, solo conocido por cada conmutador Bi y no compartido con el
resto, partiendo de cada segmento local.
Para asignar el identificador indexado,
jerárquico, a cada segmento se construye un árbol de segmentos de
red con raíz en cada puerto del conmutador Bi, de forma análoga al
protocolo SPB (Shortest Path Bridging).
Una vez construido el árbol se comienza a
numerar los segmentos añadiendo subíndices según se alejan de la
raíz. Cada segmento de la red podrá tener un identificador indexado
diferente en cada árbol.
En relación ahora con la figura 2, se muestra el
árbol generado por el conmutador B l de la figura 1 con raíz en el
puerto 3. La correspondencia entre identificadotes globales e
indexados se guarda en la tabla II, a saber tabla AGPATH,
\vskip1.000000\baselineskip
\vskip1.000000\baselineskip
La primera columna de la tabla indica el
identificador global, el resto el identificador indexado para cada
uno de los cuatro puertos por los que es posible recibir el
paquete.
Al tener los segmentos indicadores indexados se
pueden agregar rutas en la tabla de encaminamiento y con esto se
consigue disminuir su número de entradas a un orden de
Num_{-}entradas = l_{x} \cdot
(l_{x} - 1) +
l_{s}
donde l_{s} es el número de
segmentos locales a un conmutador
Bi.
Volviendo ahora a la figura 1, donde se muestra
una red con 4 conmutadores B1 a B4 y tres nodos finales H1 a H3 y
cada segmento de red muestra todos los identificadotes que tendría
de ellos el conmutador B1. El primero S.B.X.X es el global y el
resto S.A.X.X es el indexado.
El segmento que une el conmutador B3 con B4
tiene un identificador global S.B.4.1, en este caso se ha dado el
nombre global del conmutador con mayor MAC más el nombre del
puerto, y tres locales para B1: S.A.4.2 para aquellos paquetes
detectados por el conmutador B1 en el puerto 4, S.A.3.1 para
aquellos paquete detectados por el conmutador B1 en el puerto 3, y
S.A.2.2.1 para aquellos paquetes detectados en el puerto 2.
La tabla de encaminamiento para esta red sería
la siguiente,
\vskip1.000000\baselineskip
Se muestra para cada ruta agregada de origen y
destino, cual es el puerto/segmento de salida y a que conmutador Bi
pertenece.
A modo de ejemplo se ha añadido una entrada
adicional por ingeniería de tráfico, de manera que se fuerza a que
los paquetes provenientes del segmento S.B.1.3 con destino a
S.B.4.2 se dirijan hacía el conmutador B2 en vez de ir por B3 que
tendría un número menor de saltos.
Las tablas de encaminamiento creadas con el
algoritmo de encaminamiento de estado de enlaces se utilizan para
el envío de paquetes unidifusión, sin embargo, para el envío de
paquetes multidifusión que incluyen aquellos con dirección destino
desconocida, se utiliza un árbol de difusión con raíz en cada
segmento origen, que puede ser calculado por el propio protocolo de
encaminamiento.
Como se ha mencionado anteriormente, el
protocolo de encaminamiento objeto de la invención permite a un
gestor u operador de la red, que configure costes distintos para un
mismo segmento, basándose en criterios tales como tipo de VLAN (red
de área local virtual), segmento origen, segmento destino,
dirección MAC o similar. Por tanto, dicho protocolo permite
realizar ingeniería de tráfico. Una entrada de ingeniería de tráfico
ha sido mostrada en la Tabla III.
Cuando un conmutador Bi ha sido configurado con
alguna de estas entradas, debe compartir este dato con el resto de
la red antes de proceder al envío de paquetes con la tabla de
encaminamiento actualizada con las nuevas rutas. Esto no aplica a
los paquetes de multidifusión.
Por ejemplo, si en el dominio hay definidas
VLANs, para algunos puertos de los conmutadores Bi, se ejecutará,
de forma independiente, el protocolo de encaminamiento para cada
una de estas VLANs.
Cada conmutador Bi reportará, la presencia de
aquellos nodos finales locales pertenecientes a una VLAN. Para el
tráfico multidifusión se crearán árboles independientes por
VLAN.
Como se ha indicado anteriormente, no se
modifica el paquete Ethernet, toda la información de
direccionamiento se obtiene de las direcciones MAC de origen y
destino, y de la información de la topología almacenada en los
conmutadores Bi.
Consecuentemente, cada conmutadores Bi tiene que
almacenar la última versión de las tablas de estado de enlaces, es
decir, deben estar sincronizadas con la de sus adyacentes antes de
proceder al envío de los paquetes
Por tanto, cada paquete recibido se utiliza para
dos fines: 1) detección de cambios en la topología bien de posición
de los nodos finales, o bien cambio en el estado de los enlaces y
2) realizar un encaminamiento óptimo.
Cuando se realiza una transmisión de unidifusión
y la dirección de destino es conocida, el envío se realiza en tres
pasos:
- \bullet
- búsqueda en la tabla MACSEG, Tabla I, de los identificadores globales de los segmentos origen y destino del paquete. Para esta búsqueda se utilizará la memoria caché en aquellos sistemas donde esté disponible,
- \bullet
- búsqueda en la tabla AGPATH, Tabla II, del identificador indexado de cada uno de estos segmentos origen y destino. Obsérvese que el identificador indexado de un cierto segmento depende del puerto por el que se recibió el paquete, y
- \bullet
- búsqueda en la tabla de encaminamiento del puerto o segmento, Tabla III, de salida del paquete. Si el puerto de salida es el mismo de entrada o está en otro conmutador Bi el paquete será descartado.
En el caso de que el gestor tenga disponible la
tarea de ingeniería de tráfico, entones es posible que haya dos
caminos distintos hacia el mismo segmento final en la tabla de
encaminamiento.
En ese caso, al igual que se hace en los
encaminadores (routers) de nivel 3 se utilizará el algoritmo de
"Longest Prefix Match" para seleccionar el camino de recorrido
que mejor concuerde con los segmentos indexados origen y
destino.
En el caso de que la dirección MAC de destino es
de multidifusión o desconocida, el paquete se difunde por la red a
través de un árbol con raíz en el segmento origen del paquete. Si
en el dominio hay definida alguna VLAN por el operador, la difusión
se hace por el árbol correspondiente a la VLAN a la que pertenezca
el paquete.
Como medida de seguridad para minimizar el
riesgo de colapso o saturación de la red ante posibles bucles
transitorios por cambios de topología es posible introducir un
predeterminado retraso en los paquetes con dirección unidifusión
desconocida, de manera que se retarden en los conmutadores un
tiempo proporcional a la distancia al segmento donde se originó el
paquete.
A continuación se describe la respuesta del
sistema ante los cambios de topología tal como la aparición de un
nodo final nuevo en una topología estable.
Si un nodo final, identificado por la dirección
MAC origen en los paquetes que envía, se conecta por vez primera a
un conmutador Bi, éste incluirá en su lista la dirección recibida y
no almacenada previamente, como nodo local e informará al resto de
conmutadores vecinos de su presencia.
El paquete no se enviará hasta no recibir
confirmación de los conmutadores vecinos de que ha sido incluido en
su tabla MACSEG para evitar que los vecinos la consideren una
dirección MAC local.
En el caso de una caída de un segmento de red,
es decir, desconexión de un segmento en el que únicamente hay nodos
forales y se desconecta del conmutador, éste al vencer los
temporizadores de caducidad de las direcciones MACs informa a sus
conmutadores adyacentes de que estos nodos finales no están
accesibles.
Si el segmento tenía además conexión con otro
conmutador se reconocerá la desconexión al vencer el número de
reintentos de los paquetes de bienvenida (HELLO) del protocolo de
estado de enlaces, debiendo ser los tiempos de los paquetes de
bienvenida del orden de décimas de milisegundo para minimizar los
tiempos de inestabilidad del sistema.
En este caso los conmutadores vecinos actualizan
la topología informando del cambio del enlace.
Hasta que se haya recibido confirmación de los
conmutadores adyacentes de que las tablas están sincronizadas,
todos los paquetes con destino a ese puerto serán descartados.
Para el restablecimiento de un enlace y cambio
en la posición de un nodo final, para evitar la formación de
bucles, si el nodo foral cambia de posición antes de que su
dirección MAC sea borrada de la tabla de direcciones locales del
conmutador donde estaba previamente conectado el nodo final,
aparecerá un paquete en el nuevo segmento donde se conecte el
referido nodo, generado por el nodo foral, que con la antigua
topología no podría haber llegado nunca al referido segmento,
porque su dirección MAC de origen y destino no era capaz de generar
ninguna ruta que pase por allí; o debería haber sido puesto allí
por alguno de los conmutadores conectados a este segmento.
Este mismo efecto, paquetes que están
"descolocados" puede ocurrir si dos segmentos, inicialmente
desconectados, pasan a estar unidos, por ejemplo, si se conectan a
un concentrador (HUB) o se levanta un enlace caído. Estos nuevos
enlaces, no previstos en la topología antigua, son los que pueden
dar lugar a bucles de multidifusión que son los causantes de la
caída de la red.
Así pues los conmutadores implementan un
mecanismo de alarma de manera que al recibir un paquete
"inesperado", discrimine si se trata de un cambio de posición
de un nodo final o de la aparición de un nuevo enlace entre dos
conmutadores.
Para ello una vez detectado el paquete
"inesperado" se bloquea el envío de paquetes provenientes de
este puerto o con destino a ese puerto, se envía un paquete de
bienvenida buscando los conmutadores vecinos.
Si en el segmento donde apareció el paquete no
hay ningún conmutador Bi nuevo, entonces se trata del cambio de
posición de un nodo final, informando a los conmutadores vecinos
del cambio y cuando se reciba la confirmación se procederá a
continuar con el envío de paquetes.
Si por el contrario aparece un nuevo conmutador
no detectado previamente, se actualizará la topología de todos los
conmutadores vecinos y no se enviarán paquetes hasta que los mismos
confirmen que se han actualizado.
Por tanto, con este método se evitan avalanchas
de mensajes de multidifusión ante la aparición de un bucle
transitorio, permitiendo reducir los tiempos de bloqueo de los
puertos ante un cambio de topología.
Naturalmente si es reestablecido un enlace entre
dos conmutadores en los que no hay ningún nodo final, enlace punto
a punto, ambos conmutadores lo detectan al recibir los paquetes de
bienvenida de su conmutador vecino.
Interoperabilidad con conmutadores de red que no
soportan el protocolo de encaminamiento objeto de esta
invención.
Cuando una red formada por conmutadores Bi que
soportan el protocolo de encaminamiento de nivel 2, se conectan a
otra red estándar cuyos conmutadores no soportan el protocolo de
encaminamiento de nivel 2, la referida red es vista por los
conmutadores Bi que soportan el protocolo de encaminamiento de
nivel 2 como un solo segmento, siendo debido a que los mensajes de
bienvenida del protocolo de encaminamiento de nivel 2 van a pasar
de modo transparente por los conmutadores que no soportan el
protocolo de encaminamiento de nivel 2 y solo son contestados por
aquellos conmutadores Bi que soportan el protocolo de encaminamiento
de nivel 2.
Esto último aplica también a redes que soporten
RSTP, protocolo de árbol de extensión rápido (rapid spanning tree
protocol) o MSTP, protocolo de árbol de extensión múltiple
(múltiple spanning tree protocol).
Dado que el protocolo de encaminamiento de nivel
2 objeto de la invención no pone ninguna restricción en el número
de conexiones a un mismo segmento, ni siquiera en el mismo
conmutador, por tanto, no hay ninguna restricción a la
compatibilidad con redes instaladas previamente.
Como un ejemplo, la figura 3 muestra la
interconexión de dos redes con conmutadores de dos tipos, es decir,
los nodos en forma de rombo indican conmutadores que no soportan el
protocolo de encaminamiento de nivel 2 y el resto son conmutadores
que si soportan el protocolo de encaminamiento de nivel 2.
En la parte inferior se muestra que la red de
conmutadores que no soportan el protocolo de encaminamiento de
nivel 2 es vista como un solo segmento. Dado que el protocolo de
encaminamiento de nivel 2 soporta esta configuración sin problemas
la compatibilidad con estas redes está garantizada y se hace un
aprovechamiento óptimo de todos los enlaces que conectan ambas
redes.
En el caso de que hubiera o hubiese dos o más
conmutadores conectados al mismo segmento es posible establecer un
mecanismo para que solamente uno de ellos calcule la ruta del
segmento con el resto de los segmentos de la
red.
red.
Cabe otra posibilidad y es añadir un paso de
autenticación al protocolo de encaminamiento de nivel 2 para evitar
ataques, asimismo es posible implementar ingeniería de tráfico, dar
la opción al operador de computar costes por conmutador, no solo
por segmento, de forma que cuando dos conmutadores estén unidos al
mismo segmento se pueda seleccionar cual de ellos va a tener
prioridad.
Cuando la red no tenga segmentos con nodos
finales conectados a más de un conmutador se pueden simplificar las
tablas y restringirlas a aquellos segmentos con nodos finales.
Asimismo, dentro de la red es posible definir
áreas con conmutadores de borde que oculten la topología externa
dentro del área, para favorecer la escalabilidad, consecuentemente,
se proporciona a la red un carácter jerárquico. Para lo cual un
algoritmo define autónomamente las áreas óptimas en función del
tráfico entre segmentos, de manera que el operador de la red no
tiene necesidad de intervenir.
Adicionalmente, una protección para evitar la
formación de bucles es determinar el tiempo de envío del mensaje de
bienvenida entre dos conmutadores, realizándose sobre la base de
los cambios bruscos de ratio entre tráfico unidifusión y
multidifusión. Si se forma un bucle por multidifusión se percibe un
incremento brusco del referido ratio, como consecuencia, se inicia
una resincronización de la topología.
En resumen, el procedimiento de encaminamiento
de nivel 2 de enlace que conmuta paquetes ethernet sin modificar la
longitud y contenido de las tramas evitando el riesgo de sobrepasar
el tamaño máximo soportado, facilita la convergencia rápida tras
recuperación o caída de un enlace sin tiempos de espera gracias a
un mecanismo de detección y bloqueo de bucles, propone también la
indexación de los caminos de recorrido enter conmutadores (Bi) que
permite su agregación favoreciendo la escalabilidad, especificar el
siguiente segmento de salida e identifica los nodos finales
localmente conectados a cada conmutador (Bi) de nivel de enlace
Las realizaciones y ejemplos establecidos en
esta memoria se presentan como la mejor explicación de la presente
invención y su aplicación práctica y para permitir de ese modo que
los expertos en la técnica pongan en práctica y utilicen la
invención. No obstante, los expertos en la técnica reconocerán que
la descripción y los ejemplos anteriores han sido presentados con el
propósito de ilustrar y solamente como ejemplo. La descripción como
se expone no está destinada a ser exhaustiva o a limitar la
invención a la forma precisa descrita. Muchas modificaciones y
variaciones son posibles a la luz de la enseñanza anterior sin
salirse del espíritu y alcance de las reivindicaciones
siguientes.
Claims (9)
1. Procedimiento de encaminamiento de nivel de
enlace que permite transmitir tráfico de datos desde un segmento
origen hacia al menos un segmento destino de una red de
telecomunicación o viceversa, conectados el conjunto de segmentos
de red a través de conmutadores (Bi) de nivel de enlace;
caracterizado porque comprende los pasos de:
- \bullet
- Creación de una lista de conmutadores y nodos finales accesibles localmente desde cada conmutador,
- \bullet
- Distribución del conjunto de listas generadas por cada conmutador entre el conjunto de conmutadores de la red,
- \bullet
- Cálculo del camino de recorrido más reducido posible entre segmentos locales de red y el resto de segmentos de la red en función de información de nodos finales locales y conmutadores locales conectados a los puertos de cada conmutador y el resto de segmentos de la red mediante un algoritmo de enlace-estado,
- \bullet
- Identificación del segmento origen y destino de un paquete recibido en un conmutador a través de un puerto suyo, a partir de las direcciones MAC incluidas en el paquete Ethernet recibido,
- \bullet
- Almacenamiento interno de las direcciones MAC obtenidas,
- \bullet
- Distribución entre el conjunto de conmutadores de la red de las direcciones obtenidas,
- \bullet
- Detección de un nuevo nodo final conectado a partir de la identificación de una dirección MAC desconocida incluida en un paquete Ethernet recibido, y
- \bullet
- Distribución entre el conjunto de conmutadores de la red de las nuevas direcciones MAC obtenidas,
2. Procedimiento de acuerdo a la reivindicación
1; caracterizado porque comprende además la transmisión de
la trama cuando el conjunto de conmutadores hayan reconocido la
nueva dirección MAC obtenida.
3. Procedimiento de acuerdo a la reivindicación
2; caracterizado porque comprende la asignación de un primer
identificador a cada segmento de red y distribución del referido
identificador entre el conjunto de conmutadores de la red.
4. Procedimiento de acuerdo a la reivindicación
3; caracterizado porque comprende la asignación de un
segundo identificador indexado a cada segmento de red conocido
únicamente por cada conmutador (Bi).
5. Procedimiento de acuerdo a la reivindicación
4; caracterizado porque comprende el almacenamiento de la
correspondencia entre los primeros identificadores y los segundos
identificadores indexados.
6. Procedimiento de acuerdo a la reivindicación
5; caracterizado porque cada camino de recorrido de más
corto incluye para cada segmento de origen y destino cual es el
puerto, segmento de salida, y a que conmutador pertenece.
7. Procedimiento de acuerdo a la reivindicación
6; caracterizado porque para la transmisión de un paquete
Ethernet se identifican el primer identificador del segmento origen
y destino respectivamente, identificación del segundo identificador
indexado del segmento origen y destino respectivamente, siendo
función del puerto por el que se recibió el paquete Ethernet y
identificación del puerto, segmento, de salida del paquete
Ethernet.
8. Conmutador de nivel de enlace que conecta
segmentos de una red de telecomunicaciones; caracterizado
porque realiza el procedimiento de encaminamiento de nivel de
enlace de acuerdo a las reivindicaciones 1 a 7.
9. Sistema de encaminamiento de nivel de enlace
que comprende segmentos de una red de telecomunicaciones;
caracterizado porque incluye al menos un conmutador de nivel
de enlace de acuerdo a la reivindicación 8 conectado a al menos un
conmutador de acuerdo a la reivindicación 8 y conectado también a
al menos un conmutador que no reúne los requisitos de la
reivindicación 8.
Priority Applications (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| ES200700195A ES2283228B2 (es) | 2007-01-24 | 2007-01-24 | Procedimiento de encaminamiento. |
Applications Claiming Priority (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| ES200700195A ES2283228B2 (es) | 2007-01-24 | 2007-01-24 | Procedimiento de encaminamiento. |
Publications (2)
| Publication Number | Publication Date |
|---|---|
| ES2283228A1 ES2283228A1 (es) | 2007-10-16 |
| ES2283228B2 true ES2283228B2 (es) | 2008-12-16 |
Family
ID=38556498
Family Applications (1)
| Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
|---|---|---|---|
| ES200700195A Expired - Fee Related ES2283228B2 (es) | 2007-01-24 | 2007-01-24 | Procedimiento de encaminamiento. |
Country Status (1)
| Country | Link |
|---|---|
| ES (1) | ES2283228B2 (es) |
Family Cites Families (1)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| US7027453B2 (en) * | 2000-10-13 | 2006-04-11 | General Instrument Corporation | Spanning tree alternate routing bridge protocol |
-
2007
- 2007-01-24 ES ES200700195A patent/ES2283228B2/es not_active Expired - Fee Related
Non-Patent Citations (1)
| Title |
|---|
| GARCIA, R et al. "LSOM: a link state protocol over Mac addresses for metropolitan backbones using optical ethernet switches". En: Network Computing and Applications, 2003. NCA 2003. Second IEEE International Symposium on 16-18 Abril 2003, Piscataway, NJ, USA, IEEE. ISBN 0-7695-1938-5, páginas 315-321. \\ A 2-10 * |
Also Published As
| Publication number | Publication date |
|---|---|
| ES2283228A1 (es) | 2007-10-16 |
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