JP2003526278A

JP2003526278A - 故障リンクの検出に起因してトラヒックを動的に経路指定し直すための経路指定スイッチ

Info

Publication number: JP2003526278A
Application number: JP2001565590A
Authority: JP
Inventors: エフ．カルマン，ロバート; シー．ファン，ジェイソン; エフ．バリー，チャールズ; ピー．ジョガレカール，プラサド
Original assignee: ルミナスネットワークスインコーポレイテッド
Priority date: 2000-03-03
Filing date: 2001-03-02
Publication date: 2003-09-02
Also published as: WO2001067685A3; ATE421205T1; CN100391191C; CN1423876A; CA2401901A1; DE60137406D1; EP1262042B1; WO2001067685A2; DK1262042T3; ES2322691T3; EP1262042A2; AU2001247273A1

Abstract

(57)【要約】開示されているネットワークは２個のリングを含み、第１リングは右回り方向にデータを伝送し、もう一方のリングは左回り方向にデータを伝送する。トラヒックは宛先ノードによってリングから除去される。正常運転に際しては（即ち、全てのスパンが作動状態にある場合には）、ノード間データは宛先ノードに到達するまでに最小回数のホップを提供するリングを流れる。従って、正常運転に際しては両リングは十分に利用される。一方のリンクの故障を検出するために、ノードはリンクのビットエラー率を周期的にテストする（または、エラー率が絶えず算定される）。この種故障を検出すると、故障の後で宛先ノードまでのソーストラヒックの最適経路指定を識別するように当該ノード内で経路指定表を再構成するために、ブロードキャスト信号を全てのノードに送る。故障中のリンクに起因して、利用可能なリンクは更に多量のデータトラヒックを見るようになるので、「保護されていない」トラヒックとして指定されたトラヒックには更に低い優先順位が与えられ、「保護されている」トラヒックの利益になるように降下または遅延させられることがあり得る。故障中リンクを識別し、故障中リンクについて他のノードに連絡し、保護されているクラスと保護されていないクラスのトラヒックを区別し、経路指定表を更新するための特定の技法についても記述されている。

Description

【発明の詳細な説明】

【０００１】

【発明の属する技術分野】

本発明は通信ネットワークに関し、更に詳細には、リングを使用するネットワ
ークに関する。

【０００２】

【従来の技術】

ビジネスの遂行にとってデータサービスがますます重要性をもつようになるに
つれて、サービスの中断はますます高くつくようになる。大問題となり得るサー
ビス中断のタイプは設備または装置どちらかの故障に起因するスパン故障である
。音声トラヒックのキャリア用ネットワークは例えばファイバ切断のような設備
故障に対して堅固であるように伝統的に設計されている。遠隔通信下部構造にお
ける光リングネットワークに関するＴｅｌｃｏｒｄｉａＧＲ−２５３およびＧ
Ｒ−４９９仕様に表明されているように、音声または他の保護されているサービ
スは１つの単一設備故障によって６０ミリセカンド以上中断してはならない。こ
れには設備故障検出のための最大１０ミリセカンドおよびトラヒックの経路指定
し直しのための最大５０ミリセカンドが含まれる。

【０００３】上記の必要条件に適合するサーバイバブル（生き残り可能な）ネットワークを
実現するための重要な技術はＳＯＮＥＴリングである。この種リングの基本的特
性は、リングにおける隣接ノードを接続する１個（または複数）の独立した物理
的リンクが存在することである。各リンクは、例えば、トラヒックが単一方向に
通過可能であるような、１方向性であるか又は２方向性であっても差し支えない
。ノードとは、トラヒックがそこからリングに出入りすることのできる１つの点
として定義される。１つの単一スパンは２つの隣接ノードを接続し、この場合、
１つのスパンは複数のノードを直接接続する全てのリンクで構成される。１つの
スパンは、一般に、２つのノードを接続する２個または４個のファイバで構成さ
れる１つの接続部として実現される。２個のファイバで構成される場合において
は各リンクが２方向性であり、各ファイバにおけるトラヒックの半分は「右回り
」方向（または方向０）に入り、別の半分は「左回り」方向（または方向０と反
対の方向１）に入る。４個のファイバで構成される場合には、各リンクは１方向
性であり、４個の中の２個のファイバはトラヒックを０の方向に運び、残りの２
個のファイバはトラヒックを１の方向に運ぶ。これは、任意の単一ノード対の間
において物理的スパンが失われるときに、任意のノード対（ペア）の間において
１つの通信経路がリングに沿って単一方向に維持されることを可能にする。本文
書の残りの部分においては、一般性をもたせるために、方向０及び方向１のみに
関して言及することとする。

【０００４】ＳＯＮＥＴリングには２つの主要タイプがある。即ち、１方向性経路スイッチ
付きリング（ＵＰＳＲ）と２方向性経路スイッチ付きリング（ＢＬＳＲ）である
。ＵＰＳＲの場合には、当該リング上の全てのノード間トラヒックに関して当該
リングに沿って両方向にデータを送ることによって強固なリング操作が達成され
る。これを図１に示す。この図は、ノード０からノードＮ−１までの番号が付け
られ、スパンによって相互接続されたノード（ネットワーキングデバイス）で構
成されたＮノードリングを示す。本文書においては、表記法的に便利にするため
に、ノードは０から始めて０方向に数が増える順序で番号をつけることとする。
ノードｉからノードｊへトラヒックを通過させるリンクはｄｉｊによって表され
る。ｓｉｊによって表されるスパンはｓｊｉによって表されるスパンと同等であ
る。本文書においては、一般的検討にスパンという用語を用いることとする。厳
密性が要求される場合に限り、リンクという用語を使用することとする。このダ
イアグラムにおいては、方向０と方向１の両方向における物理的経路（太い矢印
）を用いてノード０からノード５までのトラヒックが表される。（本書において
、便宜上、ノードは０方向に増加するように順次番号を付けることとする。例え
ばノード０が用いられる。）受信端において、特殊受信機は「テールエンド（終
始端）スイッチング（切換え）」を実施し、この場合、受信機はリングに沿った
方向の中の１つからデータを選択する。受信機はＳＯＮＥＴによってサポートさ
れた様々な性能監視（ＰＭ）機構（メカニズム）に基づいてこの選択を実施する
ことができる。この保護機構（メカニズム）は著しく簡単であるという利点を持
つ。理由は、当該リング上のノードへスパン切断を連絡するためにリングレベル
のメッセージ伝達を必要としないことに因る。１つの単一スパン故障のために失
われるデータは皆無であるので、ＳＯＮＥＴに組み込まれているＰＭ設備は「不
良」スパンがノード間の物理的接続性に衝撃を与えないことを保証する。

【０００５】残念ながら、この保護措置は高価である。ＵＰＳＲは、保護措置は別としてリ
ング上のトラヒックパターンに応じて（単一「ハブベッド」パターンの場合には
）１００％、（均一「網目（メッシュド）」パターンの場合には）３００％、（
例えば図１に示すような最寄り隣接パターンのＮノードリングの場合には）、（
Ｎ−１）^* １００％までの余分な容量を必要とする。

【０００６】図２Ａに示す２個ファイバＢＬＳＲの場合には、任意の所与ノードから別のノ
ードまでは、データは一般にリングに沿って１つの方向（実線矢印）に移動する
。ノード０と５の間のデータ通信を図に示す。各リングの容量の半分は別のリン
グ上のスパン故障に対して保護するための予備容量である。鎖線で示す矢印はス
パン故障の場合またはトラヒック異常渋滞の場合を除き、ノード０と５の間のト
ラヒック用としては一般に使用されないリングを示す。

【０００７】ノード６と７の間のスパンが故障している状態を図２Ｂに示す。ここでは、ス
パン故障に遭遇して、信号をノード５に経路指定するために過剰リング容量を用
いる場合に、信号方向をノード０から逆転することによって保護切換えが実施さ
れる。故障を検出するノードと同じノードにおいて実施されるこの切換え（スイ
ッチング）は非常に迅速であり、かつ、５０ミリセカンド必要条件に適合するよ
うに設計されている。

【０００８】１つの全リングの等価帯域幅はスパン故障の場合を除いて用いられることはな
いので、ＢＬＳＲ保護措置は保護されていないリングに必要な容量に加えて更に
１００％の余分な容量を必要とする。ＢＬＳＲは、ＵＰＳＲとは異り、リング保
護を開始するためにスパンの切断およびノードの適切な協調作動に関する情報を
連絡するためにノード間でリングレベルのシグナリングを必要とする。

【０００９】これらのＳＯＮＥＴリング保護技術が堅牢であることは実証されているが、こ
れらの技術は容量を極度に浪費する。その上、ＵＰＳＲおよびＢＬＳＲは両者共
にこれらの作動用にＳＯＮＥＴによって提供される能力に密接に依存し、従って
、非ＳＯＮＥＴ移送メカニズム上に容易にマッピングすることができない。

【００１０】ここで必要なのは、「正常」作動に際して（即ち、全てのリングスパンが作動
状態にある場合に）余分なネットワーク容量が消費されず、特定移送プロトコル
との連結度（リンク程度）が小さく、Ｔｅｌｃｏｒｄｉａ５０ミリセカンド切換
え必要条件に適合するように設計された保護技術である。

【００１１】

【発明が解決しようとする課題】

ネットワーク保護および復元技法は既に述べたネットワークの欠点を克服する
ためにネットワークにおける全帯域幅を能率的に利用し、例えばＳＯＮＥＴなど
のような特定の移送プロトコルにリンク（連結）されず、Ｔｅｌｃｏｒｄｉａ５
０ミリセカンド切換え必要条件に適合するように設計された技法である。ここに
開示するネットワークは２つのリングを有する。第１リングは「右回り」方向（
または方向０）にデータを伝送し、もう一方のリングは「左回り」方向（または
方向０と反対の方向１）にデータを伝送する。追加リングを使用しても差し支え
ない。トラヒックは宛先ノードによってリングから除去される。

【００１２】正常作動（即ち、全てのスパンが作動状態にあり、効率低下されない状態であ
る）に際して、ノード間データは宛先ノードにとって最低コストの経路を提供す
るリング上を流れる。トラヒックの使用がネットワーク全体を通じて均一に配分
されているならば、一般に最低コスト経路は宛先ノードまでのホップ回数が最小
数である。従って、正常作動に際して両方のリングが十分に利用される。各ノー
ドは、各ノード自体から当該リング上の他の全てのノードまでの最低コスト経路
を決定する。そのためには、各ノードはネットワークトポロジを知っていなけれ
ばならない。

【００１３】

【課題を解決するための手段】

ノードは故障を検出するために当該ノード自体が受信端に相当する各リンク、
例えば当該ノードのイングレス・リンクの各々の状態を監視する。この種故障の
検出は最高優先順位リンク状態ブロードキャストメッセージを全てのノードに送
らせる。故障の後で宛先ノードまでのソーストラヒックの最適経路指定を識別す
るために、リンク状態ブロードキャストメッセージに含まれる情報を各ノードに
おいて処理する結果として各ノード内の経路指定表の再構成が実施される。従っ
て、全てのノードは当該ネットワークの状態を知っており、リンクの中のいずれ
かが故障している場合には、全てのノードは各宛先ノードまでの最適指定経路を
独立して識別する。処理動作は切換え速度を最大限化するように極度に効率的に
設計されている。

【００１４】オプションとして切換え速度を更に増大しようとする場合には、暫定ステップ
を使用できる。リンク故障を検出したノードは当該スパンのもう一方の側に位置
する当該ノードに隣接するノードにリンクが故障したことを通告する。イングレ
ス・リンク故障を検出するか又はこの種通知を受信した任意のノードはもう一方
のリングに沿って当該スパンに向けられたトラヒックをラッピングする。トラヒ
ックは、既に述べたトラヒックの経路再指定が完成する時まで一時的にラッピン
グされる。

【００１５】残りのリンクは、故障中のリンクがあるために、更に多くのデータトラヒック
を見ることになるので、「保護されていない」トラヒックと称するトラヒックに
は更に低い優先順位が与えられ、「保護されている」トラヒックを優遇するため
に落下または遅延させられることもあり得る。故障リンクを識別し、故障リンク
を他のノードに通知し、保護されているクラスと保護されていないクラスのトラ
ヒックを区別し、経路指定表を更新する特定の技法について記述することとする
。ここに記述する実施形態においてはデータのパケットが送信されるが、本発明
は、フレーム、セルを伝送するか、又は他のプロトコルを使用するあらゆるネッ
トワークに適用できる。フレーム及びセルは、全てがデータ及び少なくともデー
タに関するソース及び宛先と関係のある制御情報を含むということがパケットに
類似する。単一フレームはプロトコルに応じて多重パケットを含むことがあり得
る。セルはプロトコルに応じてサイズが固定していることもあり得る。

【００１６】

【発明の実施の形態】

ここに示す本発明の目的はネットワーク容量を効率的に利用するためにリング
ネットワークにおいて高速保護を達成することにある。好ましい実施形態の特定
の態様を次に示す。ａ．２個のノードの間においてリングに沿った唯１つの方向に所与のパケットを
伝送すること（ＳＯＮＥＴＵＰＳＲにおいて実施されるように両方向に伝送し
ない）。ｂ．「保護された」トラヒッククラスと「保護されない」トラヒッククラスを区
別すること。ｃ．スパン切断に関する情報をリング内の全てのノードへ迅速に連絡するための
高速トポロジ通信メカニズムを有すること。ｄ．スパン切断によって衝撃を受けた経路をリングのもう一方の方向に経路指定
し直すための高速再経路指定／経路指定表更新メカニズムを有すること。ｅ．保護切換え速度を更に大きくするために使用できるオプションとしての（任
意）中間のラッピングメカニズムを有すること。これらの態様について次に詳細に記述することとする。

【００１７】一方向性伝送図３に示すように、２つのノード間における所与のパケット／フローは（スパ
ン故障の場合であっても）ネットワークのまわりにおける単一方向においてのみ
伝送され、宛先ノードによってリングから除去される。この場合、ノード０は太
い矢印によって示される方向においてのみ情報をノード５に伝達する。ノード５
からノード０への伝送は反対方向においてノード６及び７を経てのみ進行する。
保護用としては一切の容量が確保されていないので、これはリング容量の最適利
用を可能にする。

【００１８】最低コストの物理的ルートは一般に保護されたトラヒック用に用いられる。こ
れは最短ホップ物理的ルートであることが多い。例えば、ノード０からノード２
への伝送は一般にノード１を経て実施されるはずである。ネットワーク全体に亙
るトラヒック状態が比較的均一である場合に、最短ホップ物理的ルートは最低コ
ストルートに対応する。トラヒック状態が均一でないな場合には、ノード０から
ノード２までの最低コスト物理的ルートはその代りにリングに沿った長い経路で
あり得る。

【００１９】宛先ノードによるリングからのパケット除去は宛先ノードに引き渡すために必
要な容量よりも多い容量を使用しないことを保証する。従って、容量の空間的再
使用を介してリング容量の増大を可能にする。空間的再使用の一例を次に示す。
ノード０からノード１を経てノード２まで流れるトラヒックのためにスパン容量
の２０％が完全に使用されるとすれば、ノード２においてリングからこのトラヒ
ックを除去することは除去した時点においてスパン容量の２０％は当該リング内
における他の任意のスパン（ノード２と３の間、ノード３と４の間、等々）を流
れる任意のトラヒックのために使用可能であることを意味する。

【００２０】保護されている及び保護されていないトラヒッククラス上述の単一方向性伝送の場合に当該リングにおいて任意のスパンを失うことは
、結果的にネットワーク容量の減少を意味する。これは、正常作動に際して所与
のスパンに沿って流れるはずのトラヒックは、当該スパンが故障した場合、他の
スパンの容量を共用しなければならないという事実に従う。例えば、図４はノー
ド６と７の間のスパン切断を示す。図３とは対照的に、ノード０からノード５ま
での伝送は、この場合、別のリング上を当該リング上のトラヒックに追加して右
回り方向（太い矢印で示す）に移動しなければならない。

【００２１】スパン故障の場合には幾らかのネットワーク容量が失われるので、保護用に確
保しておいた容量が無い場合には、重負荷のかかったネットワークは、この種故
障の結果として或る種の性能低下を引き起こすはずである。トラヒックが保護さ
れたクラスと保護されないクラスに分類される場合には、ネットワークの装備と
制御は保護されたトラヒックサービスがスパン故障によって影響されないように
実装することが可能である。このような場合には、全ての性能低下は、残りの使
用可能なスパン内の保護されていないトラヒックに割当てられた平均、ピーク、
及び、バースト帯域幅の減少を介して、保護されていないトラヒッククラスによ
って「吸収」され、その結果、全ての保護されているトラヒックを運ぶために充
分なネットワーク容量が存在することになる。保護されていないクラス内のトラ
ヒックは、例えば或る特定のサブクラスは他のサブクラスよりも更に激しく性能
低下するように、更に種々様々なサブクラスに区別することが可能である。この
性能低下は追加遅延または当該トラヒックの降下によって構成されることもあり
得る。保護されている及び保護されていないトラヒックのトラヒック計画立案お
よび管理のためのメカニズムについては本明細書では取り扱わないこととする。

【００２２】高速トポロジ通信メカニズム既に言及したＴｅｌｃｏｒｄｉａ必要条件に基づき、リングにおけるスパンの
損失は迅速に感知され、リング内の全てのノードに連絡されなければならない。

【００２３】スパンが使用不能になった場合には、当該スパン内の各リンクの受信端におけ
るノードは各個別リンクが故障したことを検出する。ただ１つの単一リンクが使
用不能である場合には、当該リンクの損失のみが報告される。使用されている特
定の通信プロトコルスタックによってサポートされている性能監視（ＰＭ）機能
に応じて、この検出は光学（または電気）信号の損失、ビットエラーレート（Ｂ
ＥＲ）の低下、フレームの損失、または、他の表示に基づいても差し支えない。

【００２４】次に、各リンク使用不能は他のノードに連絡されなければならない。これは、
検出中のノードから当該ネットワークにおける他のノードの各々へのユニキャス
ト（一対一通信）メッセージを介しても実施可能であるが、ブロードキャスト（
記憶して送る）メッセージ（パケット）によって最も能率的に行われる。このメ
ッセージは、少なくとも、切断されたスパンへ導く方向と反対の方向へ送信され
なければならない。本メッセージは故障したリンクを指示する情報を含まなけれ
ばならない。

【００２５】高速ソースノード再経路指定メカニズムリンク使用不能メッセージが所与ノードによって受信されると、当該ノードは
、通常当該リンクを通過するトラヒックを経路指定し直す対策を実施しなければ
ならない。実施すべき措置の可能な順序を次に示す。ａ．リンク使用不能メッセージを受信する。ｂ．当該リンクの損失によって影響を受けるリンクを決定するために、全ての可
能なノード間物理的ルートを評価する（Ｎノードリング内にはこの種ルートが２ ^* （Ｎ−１）個存在する）。ｃ．影響を受けた全てのトラヒックに関してリングに沿ったもう一方の方向の経
路指定するために経路指定表を更新する。ｄ．リンク使用不能と関連した減少ネットワーク容量に対処するために保護され
ていないトラヒッククラスに割当てられている容量を更新する。この容量割当を
達成するための方法の詳細については本明細書は取り扱わないこととする。

【００２６】上述の操作が迅速に実施可能であるためには、影響された経路を迅速に識別可
能にするために各種の表（テーブル）を迅速に識別可能にするように適切に組織
化することが必要である。その上、上述の更新は、計算が簡単なアルゴリズム又
は事前算定済みルックアップテーブルテーブルのいずれかに準拠しなければなら
ない。

【００２７】暫定的任意ラッピングメカニズム保護されている切換えの速度を増大するために、全てのノードにおいて再経路
指定が行われることを待つよりも、故障検出中の１つ又は複数のノードにおいて
直接的な措置を実施することが望ましい。可能な措置の順序を次に示す。ａ．イングレス・リンク故障の検出に際して、１つのノードは当該故障リンクの
もう一方の側のノードに近隣故障通知メッセージを伝達しなければならない。故
障したリンクをエグレス・リンクとして使用するノードは当該リンクが故障した
ことを検出できないので、単一リンク故障の場合に限りこの通知が必要とされる
。１つのスパン全体が破壊された場合には、これらの通知を受信しないことは後
続ステップに影響しない。ｂ．イングレス・リンク故障の検出に際して、或いは、近隣故障通知メッセージ
の受信に際して、ノードは、当該スパン上の対応するエグレス・リンクに向けら
れたトラヒックをもう一方のリング上にラッピングしなければならない。これを
図５に示す。ノード７をノード６に接続するスパンが切断されたので、ノード０
からノード５に向けられたトラヒックはノード７によって反対のリングにラッピ
ングされる。

【００２８】前述のステップは任意（オプション）であり、この方法を使用するために保護
切換え速度を大きくすることが必要な場合に限り、使用しなければならない。理
由は、トラヒックを一方のリングからもう一方のリングへラッピングすることは
、本文書に記載済みの標準的方法の場合よりも遥かに大きいリング容量を完全に
使用することに因る。短期間ではあるが、ラッピング開始からソースノードの再
経路指定完了までの期間中、保護用に予約しておかねばならない容量は２ファイ
バＢＬＳＲにおいて必要とされる容量と同じである。

【００２９】特定のアルゴリズム高速トポロジ通信メカニズムこの節では、リングネットワークにおけるノードにトポロジ変化を連絡するた
めの特定高速メカニズムについて記述することとする。１つのノードからリング
上の他の全てのノードまでのスパン又はリンクの切断または性能低下に関する情
報を連絡するためのメカニズムを次に示す。

【００３０】リンク状態メッセージはイングレス・リンクにおけるあらゆるリンク、例えば
受信端に位置するノードに対するリンクの切断または性能低下を検出する各ノー
ドから送られる。（従って、１つの単一スパンの切断に関しては、当該スパンの
末端に位置する２個のノードはそれぞれ１つの明確な単一イングレス・リンクの
故障に関して報告するリンク状態メッセージを送る。）このメッセージは、リン
ク切断と反対のリング方向、或いは、両方のリング方向に送られる。堅固にする
ために、メッセージは両リング方向に送ることが望ましい。一方のリング方向か
らもう一方のリング方向にメッセージをラッピングしないネットワークにおいて
は、図４の場合のような故障シナリオを扱うためにメッセージを両リング方向に
送ることが必要とされる。また、メッセージは当該リング上の各ノードへのブロ
ードキャスト又はユニキャストメッセージであっても差し支えない。堅固であっ
て、かつ容量を節約するために、ブロードキャストを使用することが望ましい。
特に、当該リングにとって新しく受け取られ、それらの存在がメッセージを送る
ノードに知られていない場合であってもブロードキャストは、リンクブレークの
知識が全てのノードに到達することを保証する。いずれにせよ、本メカニズムは
、当該リング上の全てのノードにメッセージが到達するために必要な伝播時間は
最高優先位のメッセージが当該リングの周全体を移動するために必要な時間によ
って上限が拘束されていることを保証する。また、各ノードを通過するメッセー
ジが可能性のある最も速い仕方において処理されることを各メカニズムが保証す
ることが望ましい。これは、当該リングにおける全てのノードにメッセージが到
達するために必要な時間を最小限化する。

【００３１】ノードによって送られたリンク状態メッセージは少なくとも次の情報を含まね
ばならない。即ち、ソースノードアドレス、当該ノードがその受信端に位置する
切断または性能低下したリンクのリンク識別、および、当該リンクに関するリン
ク状態などである。実装を簡素化するために、リンク状態メッセージは当該ノー
ドがその受信端に所在する全てのリンクに関するリンク識別および状態を含むよ
うに拡張可能である。一般に、各リンクに関するリンク識別は少なくともソース
ノードからの当該リンクのもう一方の端部上におけるノードのノードアドレス及
び宛先ノードへのリンクの接続部の対応する物理的インタフェース識別子を含ま
ねばならない。ソースノードがこの情報を獲得するメカニズムについてはファン
，ジェイソンシー．（ＪａｓｏｎＦａｎ）等によって出願され、現在の譲受
人に譲渡され、引用によってここに組み込まれている「Ｄｕａｌ−ＭｏｄｅＶ
ｉｒｔｕａｌＮｅｔｗｏｒｋＡｄｄｒｅｓｓｉｎｇ」（「デュアル・モード
による仮想ネットワーク・アドレス指定方式」）と題する同時係属出願（特許出
願第＿＿＿＿＿＿＿＿号）に記載されている。物理的インタフェース識別子は、
例えばもう一方のノードのアドレスが実際に切断されるか、又は、性能低下して
いるリンクを解明するために充分でない２ノードネットワークにおいて重要であ
る。リンク状態は一般に、リンクに関するビットエラー率の測定値（または、リ
ンク切断の場合には、例えば１のような特殊識別子）によって表現される当該リ
ンクの性能低下レベルを表示しなければならない。

【００３２】リンク状態メッセージは、保護切換えが復帰不可能である場合ににおいて、各
リンクに関するリンク状態の２つの値を随意に含むことができる。復帰不可能な
切換えの例は、例えば光学パワーを一時的に損失し、後で回復することによって
性能低下したリンクによって説明される。光学パワーの損失は当該ネットワーク
における他のノードに保護切換えを実施させる。ただし、復帰不可能な切換えの
場合には、外部管理システムによって明確に命令されるまでは光学パワーの回復
は当該ノードにデフォルトルートへの復帰を実施させない。従って、各リンクに
関するリンク状態を表す２つの値とは当該リンクの最近の実測状態を反映する状
態（既に記述済み）および当該値が外部管理システムによって最後にクリアされ
てから当該リンクの最悪実測状態（または、最高リンクコスト）を反映する状態
である。

【００３３】リンク状態メッセージは他のノードによって随意に認知され得る。当該メッセ
ージが認知されない場合には、他の全てのノードによって受信されたことを保証
するために多数回に亙ってリンク状態メッセージが送信されなければならない。
メッセージが受信に際して肯定応答を必要とする場合には、しきい値内に含まれ
る事もあり得る全ての予測される受取側ノードによって肯定応答されなければな
らない。そうでない場合には、ソースノードは、リンク状態メッセージを全ての
予測される受取側に再送信するか、又は、当該メッセージの受信認知をしなかっ
た予測される受取側へ当該リンク状態メッセージを明確に再送信することを選択
することができる。

【００３４】高速ソースノード再経路指定メカニズム本節においては、切断リンクと交差する経路を迅速に再経路指定することを可
能にするメカニズムについて記述することとする。ノード０がソースノードであ
る場合における、高速ソースノード再経路指定メカニズムについて次に示す。

【００３５】各宛先ノードｊに関して、コストは当該リング上のノード０から各出力方向（
０及び１）に割り当てられる。ノード０からｊまでのトラヒックに関する好まし
い方向は最低コスト方向に基づいて選択される。説明を簡素化するために、ノー
ド０から各出力方向に関して各宛先ノードまでの経路にコストを再割り当てする
ためのメカニズムは、当該リングの現行状態には拘わりなく、一定回数の操作に
よって作動するものとする。（本メカニズムは常に可能性のある最小操作回数を
用いて更に最適化され得るものとする。しかし、これは、全体の保護切換え速度
を著しく増大することなしにアルゴリズムを更に複雑にすることになる。）経
路コストに基づいて所与ノードを宛先とするトラヒックパケットに出力方向を再
割り当てするためのメカニズムは本再割当を完了するために必要な時間を最小限
化する。

【００３６】表（テーブル）には宛先ノード欄、方向０コスト欄、および、方向１コスト欄
が含まれる。一例を表１に示す。ノード０（ノード０をソースとして仮定する）
からノードｊへの方向におけるコストの計算には、当該方向におけるソースから
宛先までのホップ回数、当該方向におけるソースから宛先までの累積的な正規化
済みビットエラー率、および、当該方向におけるトラヒック渋滞レベルを含む様
々な係数が考慮され得る。これらのコストに基づき、ソースから任意の宛先まで
のトラヒックに関する好ましい出力方向を直接選択することができる。次に示す
例において、コストは各方向におけるソースから宛先までの正規化されたビット
エラー率にのみ対応するものと仮定する。測定されたビットエラー率が操作ビッ
トエラー率のしきい値より低ければ所与リンク上のコストは１に設定される。都
合よく全てのリンクが十分に作動状態にあり、トラヒックの渋滞が無いならば、
ノード０からノードｊまでの累積コストはノード０からノードｊまでのホップ回
数に等しい。この例においてはトラヒックの渋滞は考慮されない。

【００３７】合計８個（右回り順序０、１、２、３、４、５、６、７）のノードを有する代
表的なリングに関して、ノード０における本表の正常操作設定を次に示す：

【００３８】宛先ノードｊに到達するためのコストが低ければ低いほど一層好ましい方向で
ある。ノードｊに到達するためのコストが方向０と方向１において等しい場合に
は、どちらの方向を選択しても差し支えない（この例では方向０を選定）。各物
理的ルート（ソースから宛先まで）に関する正常操作コストは表２に示すリンク
状態表から計算される。

【００３９】好ましい方向を選択するための疑似コードを次に示す。ｊ＝ｉからＮ−１の場合｛Ｎはリングにおけるノード全体の個数である｝各宛先ノードｊに関して方向０コスト（ｄｉｒ＿０＿ｃｏｓｔ（ｊ））お
よび方向１コスト（ｄｉｒ＿１＿ｃｏｓｔ（ｊ））を更新する；｛本節において
後で拡大される｝｛ＨＹＳＴ＿ＦＡＣＴは復帰可能ネットワークにおけるＢＥＲ変動に起因する卓
球効果を防止するためのヒステリシス係数である。ＳＯＮＥＴにおいて用いられ
るこれのデフォルト値は１０である｝（ｄｉｒ＿０＿ｃｏｓｔ（ｊ）＜ｄｉｒ＿１＿ｃｏｓｔ（ｊ）／ＨＹＳＴ＿Ｆ
ＡＣＴ）であれば、ｄｉｒ＿ｐｒｅｆｅｒｒｅｄ（ｊ）＝０；また、（ｄｉｒ＿１＿ｃｏｓｔ（ｊ）＜ｄｉｒ＿０＿ｃｏｓｔ（ｊ）／ＨＹＳＴ
＿ＦＡＣＴ）であれば、ｄｉｒ＿ｐｒｅｆｅｒｒｅｄ（ｊ）＝１また、ｄｉｒ＿ｐｒｅｆｅｒｒｅｄ（ｊ）が事前に定義された値を持つならば、
｛これはｄｉｒ＿ｐｒｅｆｅｒｒｅｄ（ｊ）は既に好ましい方向に設定されてい
るので、上記の２条件に適合しなかったならば変更してはならないことを示す｝ｄｉｒ＿ｐｒｅｆｅｒｒｅｄ（ｊ）は変化しない；又は、ｄｉｒ＿ｐｒｅｆｅｒｒｅｄ（ｊ）が事前に定義された値を持たず、ｄｉｒ＿０＿ｃｏｓｔ（ｊ）＜ｄｉｒ＿１＿ｃｏｓｔ（ｊ）であるならば、
ｄｉｒ＿ｐｒｅｆｃｒｒｅｄ（ｊ）＝０；又は、ｄｉｒ＿１＿ｃｏｓｔ（ｊ）＜ｄｉｒ＿０＿ｃｏｓｔ（ｊ）ならば、ｄｉｒ＿ｐｒｅｆｅｒｒｅｄ（ｊ）＝１；又は、ｄｉｒ＿ｐｒｅｆｅｒｒｅｄ（ｊ）＝０；終了｛又は、ｄｉｒ＿ｐｒｅｆｅｒｒｅｄ（ｊ）が事前に定義された値を持
たないならば｝終了｛ｌｏｏｐｊに関して｝

【００４０】リンク状態表（各ノードにおいてＣＰＵによりアクセスされる）は上記の好ま
しい方向表においてコストを計算するために用いられる。リンク状態表の正常な
操作上の設定を次に示す。

【００４１】各リンクｄｉｊに関するコストは正規化されたビットエラーレートであり、こ
の場合、各リンク上の測定されたビットエラー率はデフォルト操作ビットエラー
率（通常１０Ｅ−９以下）によって除算される。１つのリンクに関して正規化さ
れたビットエラー率が１未満であれば、当該リンクに関して表入力される値は１
である。

【００４２】好ましい方向の選択に使用する疑似コードにおける各ノードｊのための「方向
０コストおよび方向１コスト更新」行に関する疑似コードは次に示すように表２
に示されたリンク状態表を使用する。｛各方向におけるＬｉｎｋｃｏｓｔｓｕｍ値の初期化。これらの変数はｄｉｒ
＿０＿ｃｏｓｔ（ｊ）およびｄｉｒ＿１＿ｃｏｓｔ（ｊ）｝を生成するために以
下のループ内で操作される。｝Ｌｉｎｋｃｏｓｔｓｕｍ_dir0＝０；｛Ｌｉｎｋｃｏｓｔｓｕｍ_dir1はノード０で開始し、ノード０で終了する方向
１にリングに沿って回った全リンクコストの和である。｝Ｌｉｎｋｃｏｓｔｓｕｍ_dir1＝ｌｉｎｋｓ（Ｌｉｎｋｃｏｓｔ_dir1）全ての合
計；ｊ＝０からＮ−１に関して｛Ｎはリング内ノードの全個数である｝｛ＭＡＸ＿ＣＯＳＴは好ましい方向表における最大許容コストである。
Ｌｉｎｋｃｏｓｔ_dir0,linki,jは方向０におけるノード１からノードｊまでのリ
ンクのコストである。｝（Ｌｉｎｋｃｏｓｔｓｕｍ_dir0＜ＭＡＸ＿ＣＯＳＴ）ならばＬｉｎｋｃｏｓｔｓｕｍ_dir0＝Ｌｉｎｋｃｏｓｔｓｕｍ_dir0＋Ｌｉｎｋ
ｃｏｓｔ_dir0,linkj，_(j+1)modN ；又は、Ｌｉｎｋｃｏｓｔｓｕｍ_dir0＝ＭＡＸ＿ＣＯＳＴ；ｄｉｒ＿０＿ｃｏｓｔ（ｊ）＝Ｌｉｎｋｃｏｓｔｓｕｍ_dir0；（Ｌｉｎｋｃｏｓｔｓｕｍ_dir1＜ＭＡＸ＿ＣＯＳＴ）ならばＬｉｎｋｃｏｓｔｓｕｍ_dir1＝Ｌｉｎｋｃｏｓｔｓｕｍ_dir1−Ｌｉｎｋ
ｃｏｓｔ_{dir1,link(j+1)modN,j}；又は、Ｌｉｎｋｃｏｓｔｓｕｍ_dir1＝ＭＡＸ＿ＣＯＳＴ；Ｄｉｒ＿１＿ｃｏｓｔ（ｊ）Ｌｉｎｋｃｏｓｔｓｕｍ_dir1；終了｛ｌｏｏｐｊに関して｝

【００４３】リンク状態の更新は次の疑似コードに基づく。｛疑似コードのこのバージョンはリング内に２個を超過するノードが含まれる
ものと仮定する。｝（ｌｉｎｋｓｔａｔｕｓｍｅｓｓａｇｅ．ｓｏｕｒｃｅ＝ｎｏｄｅｉ）およ
び（ｌｉｎｋｓｔａｔｕｓｍｅｓｓａｇｅ．ｎｅｉｇｈｂｏｒ＝ｎｏｄｅｊ）
および（ｄｉｒｅｃｔｉｏｎ＝０）ならばＬｉｎｋｃｏｓｔ_dir0.linki,j＝ｌｉｎｋｓｔａｔｕｓｍｅｓｓａｇｅ
．ｓｔａｔｕｓ；又は、（ｌｉｎｋｓｔａｔｕｓｍｅｓｓａｇｅ．ｓｏｕｒｃｅ＝ｎｏｄ
ｅｉ）および（ｌｉｎｋｓｔａｔｕｓｍｅｓｓａｇｅ．ｎｅｉｇｈｂｏｒ＝ノー
ドｊ）および（Ｄｉｒｅｃｔｉｏｎ＝１）Ｌｉｎｋｃｏｓｔ_dir1.linkj,i＝ｌｉｎｋｓｔａｔｕｓｍｅｓｓａｇｅ．ｓｔａｔｕｓ。

【００４４】１つのリンクが切断された場合には、当該リンクに関するｌｉｎｋｓｔａｔｕ
ｓｍｅｓｓａｇｅ．ｓｔａｔｕｓは非常に大きい値である。１つのリンクが性能
低下した場合には、当該リンクに関するｌｉｎｋｓｔａｔｕｓｍｅｓｓａｇｅ．
ｓｔａｔｕｓは測定されたビットエラー率を当該リンクの性能低下していないビ
ットエラー率で除算した値である。全ての性能低下しないリンクは同じ性能低下
しないビットエラー率を持つものと仮定される。

【００４５】リンク状態表は復帰不可能な切換えシナリオを扱うために２つのコスト欄を任
意に含んでも差し支えない。これらは測定されたコスト（表２に現在示されてい
る欄に等価である）、及び、復帰不可能なコストであるはずである。前回の値は
外部管理システムによってクリアされたので、各方向に関する復帰不可能なコス
ト欄は報告されたリンクコストの最高値を含む。このコスト欄（測定されたコス
トの代り）は復帰不可能な切換えシナリオにおける好ましい方向計算のために用
いられるはずである。好ましい方向表はちょうどリンク状態表のように一方向当
たり２つのコスト欄をオプションとして含んでも差し支えない。この表は、一方
は測定されたコストに基づき、もう一方は復帰不可能コストに基づく２つの好ま
しい方向欄を含むこともあり得る。再び、復帰不可能コスト欄は復帰不可能切換
えシナリオにおける計算のために用いられるはずである。

【００４６】一例として、ノード２とノード３の間の右回りのリンク方向が係数ａだけ性能
低下したものと仮定すると（この場合、ａ＞ＨＹＳＴ＿ＦＡＣＴ）、ノード４と
ノード５の間の右回りリンクは切断され（係数ＭＡＸ）、ノード１とノード２の
間の左回りリンクは係数ｂだけ性能低下し（この場合、ｂ＞ＨＹＳＴ＿ＦＡＣＴ
）、ノード５とノード６の間の左回りリンクは係数ｃだけ性能低下する（この場
合、ｃ＜ａ／ＨＹＳＴ＿ＦＡＣＴ）。この例に関するリンク状態表を表３に示す
。

【００４７】ソースノードと宛先ノードの間で必要とされるリンクのコストは全体のコスト
を決定するために加算される。

【００４８】ソースノード０に関する好ましい方向表を次に示す。（好ましい方向の選択に際して、ＨＹＳＴ＿ＦＡＣＴ＝１０が仮定される。）

【００４９】一旦、これらの好ましい方向が決定されると、データ経路上のパケットプロセ
ッサにおける好ましい方向に対応するマッピング表は前述の表に適合するように
修正される。

【００５０】任意の暫定ラッピングメカニズムにおける近隣故障通知本節では、故障スパンの一方の側のノードからもう一方の側のノードまで故障
通知を連絡するための特定高速メカニズムについて記述することとする。既に述
べたように、当該リンクをエグレス・リンクとして使用しているノードは当該故
障を検出できないので、このメカニズムは１つの単一リンク故障の場合に限り必
要である。

【００５１】近隣故障通知メッセージはイングレス・リンク上のあらゆるリンク切断または
性能低下を検出する各ノードから当該ノードへ送信される。メッセージは故障イ
ングレス・リンクと同じスパンの一部分である各エグレス・リンク上で送信され
る。受信されることを保証するために、通知メッセージは当該リングに沿った両
方向における伝送を介して肯定応答可能である。肯定応答されない場合には、通
知が受信されることを保証するために伝送ノードは多数回通知を送信しなければ
ならない。宛先において本メッセージを受信するために必要な時間が最小限化さ
れることを保証するために、本メッセージは最高優先順位にある。

【００５２】ノードによって送信された近隣故障通知メッセージは少なくとも次の情報、即
ち、ソースノードアドレス、当該ノードその受信端に所在する切断または性能低
下したリンクのリンク識別および当該リンクのリンク状態を含まねばならない。
実装を簡素化するために、近隣故障通知メッセージは、既にのべた全てのノード
にブロードキャストされたリンク状態メッセージに等価であっても差し支えない
。

【００５３】ハードウェアの説明図６は各ノードにおける関連機能ブロックを示す。一例としてノード０を示す
。各ノードはリングインタフェースカード３０及び３２によって隣接ノードへ接
続される。これらのリングインターフェースカードはファイバ光ケーブル３４及
び３６上で入来する光信号をスイッチング（切換え）カード３８に適用するため
の電気ディジタル信号に変換する。

【００５４】図７は光トランシーバ４０を更に詳細に示すリングインタフェースカード３２
を示す。カード３２における追加スイッチは信頼性を追加するために２つの切換
えカード間で切り換えるために使用することができる。光トランシーバは、商業
的に入手可能な１３００ｎｍレーザを用いるＧｉｇａｂｉｔＥｔｈｅｒｎｅｔ
（登録商標）（ギガビットイーサネット（登録商標）光トランシーバであっても
差し支えない。

【００５５】光トランシーバ４０の直列出力は並直変換（直列化／直列解除化装置（ＳＥＲ
ＤＥＳ）４２によってビットの並列グループに変換される（図６）。一例として
のＳＥＲＤＥＳ４２は表を用いて光トランシーバ４０からの直列１０ビットを８
ビットの並列グループに変換する。８ビットコードに対応するように選定された
１０ビットコードは１コード当たりの１と０の個数および性能改良のための１と
０の連続最大個数に関する平衡判定基準に適合する。例えば、順次配置された多
数の論理１はベースラインワンダ、１と０の間を区別するためのしきい値として
受信機によって用いられる長期平均電圧レベルにおけるシフトを作成する。平衡
個数の１と０を背面に備えた１０ビット語（ワード）を利用することによって、
ベースラインワンダは大幅に減少し、それによって、背面へのカードの更に良好
なＡＣ結合を可能にする。

【００５６】ＳＥＲＤＥＳ４２がリングインターフェイスカード３２から直列１０ビットデ
ータを受信する場合、ＳＥＲＤＥＳ４２は、ワードが表内のワードの１つにマッ
チしないならば１０ビットワード内にエラーが含まれているかどうかを検出する
ことができる。次に、ＳＥＲＤＥＳ４２はエラー信号を生成する。ＳＥＲＤＥＳ
４２はリングインタフェースカード３２によって更なる処理を実施するためにス
イッチングカード３８からの８ビットコードを１０ビットの直列ストリームに変
換するために表を使用する。ＳＥＲＤＥＳ４２はＶｉｔｅｓｓｅによるモデルＶ
ＳＣ７２１６または他の適当なタイプであっても差し支えない。

【００５７】メディアアクセスコントローラ（ＭＡＣ）４４はＳＥＲＤＥＳ４２によって検
出されたエラーの件数をカウントし、これらのエラーは割込み期間中またはポー
リングメカニズムに従ってＣＰＵ４６へ伝送される。ＣＰＵ４６はモトローラＭ
ＰＣ８６ＯＤＴマイクロプロセッサであっても差し支えない。故障リンクを回避
するためにノードにトラヒックを経路指定し直させる措置を実施するに充分なだ
けリンクの性能が低下したとＣＰＵ４６が判断した場合に何が起こるかについて
は後で説明する。また、ＭＡＣ４４はＳＥＲＤＥＳによって送られたあらゆる制
御ワードを除去し、ＭＡＣフレームを構成することによって特定のプロトコルに
関してフォーマット化するＯＳＩ層２（データリンク）を提供する。ＭＡＣは周
知であり、ＲｏｇｅｒＦｒｅｅｍａｎによる書籍「Ｔｅｌｅｃｏｍｍｕｎｉｃ
ａｔｉｏｎＳｙｓｔｅｍＥｎｇｉｎｅｅｒｉｎｇ」（通信システム工学）、
ＪｏｈｎＷｉｌｅｙ＆Ｓｏｎｓ社により１９９６年出版、第３版、に記述され
ていて、その全体が引用によってここに組み込まれている。ＭＡＣ４４はフィー
ルドプログラマブルゲートアレイであっても差し支えない。

【００５８】パケットプロセッサ４８はＭＡＣ４４によって伝送されたビットの各々を例え
ばヘッダフィールド又はデータフィールドなどのパケットフィールドと関連付け
る。次に、パケットプロセッサ４８はＭＡＣ４４によって構成されたパケットの
ヘッダフィールド検出し、当該ノードを宛先としないパケットに関してヘッダ内
情報を修正することもあり得る。適当なパケットプロセッサ４８の例には、ＸＰ
ＩＦ−３００ＧｉｇａｂｉｔＢｉｔｓｔｒｅａｍＰｒｏｃｅｓｓｏｒ又は
ＭＭＣＮｅｔｗｏｒｋｓによるＥＰＩＦ４−Ｌ３Ｃ１イーサネットポートＬ
３プロセッサが含まれる。これらのデータシートは引用によってここに組み込ま
れている。

【００５９】パケットプロセッサ４８はデータをその意図する宛先へ経路指定するための経
路指定情報を含む外部探索機械／メモリ４７（ルックアップ表）とインターフェ
イスする。メモリ４７における経路指定表の更新に関しては後で詳細に検討する
こととする。

【００６０】必要な速度およびシステムの機能的必要条件を提供するためにＳＳＲＡＭ、Ｓ
ＤＲＡＭ、フラッシュメモリ、および、ＥＥＰＲＯＭが配分されていることが理
解されなければならないが、図６におけるメモリ４９は当該ノードにおける他の
全てのメモリを表す。

【００６１】パケットプロセッサ４８はスイッチ構造体（ファブリック）５０のポートにパ
ケットを供給し、次に、パケットヘッダにに基づいてスイッチ構造体５０の適切
なポートへパケットを経路指定する。パケットヘッダにおける宛先アドレスがノ
ード０（ノードは図６に示す）のアドレスに対応するならば、次に、指示された
ノード０従属インターフェイスカード５２（図５）によって受信するためにスイ
ッチ構造体５０はパケットをスイッチ構造体５０の適切なポートに経路指定する
（後で詳細に検討する）。パケットヘッダがノード０以外のアドレスを表示する
ならば、スイッチ構造体５０はパケットを適切なリングインタフェースカード３
０または３２（図５）を介してパケットを経路指定する。制御パケットはＣＰＵ
４６に経路指定される。パケットがスイッチ構造体を介して選定する必要な経路
を決定するために用いられるこの種のスイッチング構造体および経路指定技法は
よく知られているので、詳細に記述する必要はない。

【００６２】適当なパケットスイッチの一例ＭＭＣＮｅｔｗｏｒｋｓモデルｎＰ５４００
ＰａｃｋｅｔＳｗｉｔｃｈＭｏｄｕｌｅ（パケットスイッチモジュール）で
あり、ののデータシートは引用によってここに組み込み済みである。一実施形態
において、更に高速な処理能力を得るために各スイッチングカードにおいて４個
のこの種スイッチが接続されている。これらのスイッチはパケット緩衝作用、マ
ルチキャスト及びブロードキャスト能力、サービス優先順位に関する４つのクラ
ス、および、直接優先順位および重み付けされた公正な待ち列作りを提供する。

【００６３】例えば従属インタフェースカード５２のような１つ又は複数の従属インタフェ
ースカードと関連性を持つパケットプロセッサ５４は、従属インタフェースカー
ド５２と関連する装置（例えばＬＡＮ）を宛先とするパケットをスイッチ構造体
５０から受信する。パケットプロセッサ５４は、パケットプロセッサ４８と同様
に２方向性である。パケットプロセッサ５４及び４８は同じモデルのプロセッサ
であっても差し支えない。一般に、パケットプロセッサ５４はパケットプロセッ
サ５４を介してデータの方向を検出し、同様に、所要ヘッダフィールドの幾らか
及び当該リングへパケットを向けるための最適経路指定通路、および、当該リン
グに対してパケットを向けるか又は向けることを止めるたのスイッチを介した所
要通路を決定するために経路指定表メモリ５５にアクセスする。これについては
後で更に詳細に検討することとする。パケットプロセッサ５４がスイッチ構造体
５０からパケットを受信するとき、プロセッサはそのパケットをＭＡＣ４４の場
合と同様の機能を実施するメディアアクセス制御（ＭＡＣ）ユニット５６に送り
、次に、データを直列化するためにパケットをＳＥＲＤＥＳ５８に送る。ＳＥＲ
ＤＥＳ５８はＳＥＲＤＥＳ４２と同様である。

【００６４】次に、ＳＥＲＤＥＳ５８の出力は、バックプレーン５９に接続されている例え
ば図５の従属インタフェースカード５２のような特定の従属インタフェースカー
ドへ供給される。従属インタフェースカードはデータを待ち行列に入れ、そのデ
ータを従属インタフェースカード５２の特定出力ポートへ経路指定する。従属イ
ンタフェースカードによって実施されるこの種経路指定および待ち列作りは従来
と同様であって、詳細に説明する必要はないものと推測する。従属インタフェー
スカードの出力は、例えば銅ケーブルを使用する場合のように、例えば電話スイ
ッチ、ルータ、ＬＡＮ、または他の装置などのあらゆるタイプの装置に、電気的
に接続可能である。また、従属インタフェースカードは、外部インターフェイス
が光インターフェイスである場合に、光トランシーバの使用により電気信号を光
信号に変換可能である。

【００６５】システムコントローラ６２はノード及びネットワーク管理システムとのインタ
フェースから状態情報を獲得する。ノードが備えているこの態様は本発明には関
連性を持たない。システムコントローラはネットワークの種々様々なテストにつ
いて報告するようにプログラムされ得る。

【００６６】一実施形態において、上述のハードウェアは１Ｇｂｐｓより大きい速度でビッ
トを処理する。

【００６７】スパン故障／効率低下時におけるハードウェアの機能図８はスパン故障または効率低下に際してネットワークハードウェアによって
実施される動作（アクション）を要約した流れ図である。従来型の経路指定技法
およびハードウェアはよく知られているので、本検討は好ましい実施形態の斬新
な特性に焦点を絞ることとする。

【００６８】図８のステップ１において、各々のノードは絶えず又は周期的に近隣ノードと
共にそのリンクをテストする。図７におけるＭＡＣ４４はデータストリーム内の
エラーをカウントし（既に説明済み）、これらのエラーをＣＰＵ４６に連絡する
。ＣＰＵはビットエラー率を事前決定されたしきい値と比較し、当該リンクが条
件を満足しているかどうかを決定する。光リンクの故障はＣＰＵに連絡される。
ＣＰＵ４６はＭＡＣ４４によるエラーカウントに基づき、または、入口ファイバ
３６における光パワーの損失の検出に基づき隣接デバイスからもイングレス・リ
ンクを監視する。この検出は、例えばＬｕｃｅｎｔＮｅｔＬｉｇｈｔトランシ
ーバファミリのような商的に入手可能な様々な光トランシーバによって実施され
る。ＣＰＵにおける遮断または低レベル状態発生に到達の可能性のある光パワー
が失われた状態はバックプレーン（例えば１２Ｃ回線）を介した直接発信により
ＣＰＵ４６に報告され得る。

【００６９】ステップ２において、ＣＰＵ４６は隣接リンクの状態に変化があるかどうかを
決定する。この状態変化は故障状態（ビットエラー率がしきい値を越える）また
は以前に故障していたリンク修理された状態にあることを意味する。この例の場
合には、ノード６はノード７接続されているイングレス・リンクにおける故障を
感知するものと仮定する。

【００７０】ステップ２において故障が検出されないならば、ネットワークは変化しない。
図８において、ノード６をノード７に接続するイングレス・リンク上の故障を隣
接ノード６及び７が両方とも検出するものと仮定する。故障の検出はスイッチ構
造体５０を経てＣＰＵ４６に伝送され状態変化を合図する切断または低水準状態
（ＭＡＣ４４によって生成される）に導く。

【００７１】オプションとしてのステップ３において、ノード６および７は各々が検出した
イングレス・リンク故障を相互に直接通告使用と試みる。例えば、ノード６によ
って送られた通知はノード７に接続されているノード６のエグレス・リンクで送
られる。スパン全体が切断している場合には、これらの通知が宛先に到達しない
ことは明白である。これらの通知は１つのスパン内の１つの単一リンクが切断さ
れた場合に限り有用である。その理由は、ノードはエグレス・リンクに影響を及
ぼすファイバ切断はどのようにしても検出することはできないからである。次に
、この通知に基づいて、各ノードは図５に示す仕方においてトラヒックを直接ラ
ッピングすることができる。ノード６におけるトラヒックのラッピングはＣＰＵ
４６から図７に示すようにリングインターフェイスカード３２に接続されている
パケットプロセッサ４８へ送られる構成（コンフィギュレーション）コマンドを
介して実施される。（リングインターフェイスカード３２からのリンクはノード
７へ接続しているものと仮定する）。このコマンドを受信した後で、パケットプ
ロセッサ４８はスイッチング構造体および正常時にはトラヒックをノード７に直
接送信するはずのバックアウトリングインタフェースカード３０を介してトラヒ
ックをループバックする。

【００７２】リンク状態に関してノードによって実施される各通信はセッション番号に関連
する。ノードが近隣ノードの状態変化を感知した場合に限り、ノードによって新
規セッション番号が生成される。ノードが現行セッション番号を持つパケットを
受信している限り、ネットワークに変化がないことをノードが知っている。両ノ
ード６及び７は、各ノードにおける故障の検出に際して、各ノードに記憶されて
いるセッション番号記をインクリメントする。

【００７３】次に、ステップ４において、両ノード６及びノード７は新規セッション番号を
有するリンク状態メッセージをブロードキャストし、故障の位置特定を全てのノ
ードに運ぶ。新規セッション番号を検出する各ノードはその隣接ノードにブロー
ドキャストする。

【００７４】リンク又はスパン故障が１件である場合に、一般的なトポロジ再構成シナリオ
におけるセッション番号の使用に関する更なる記述は現在の譲受人に譲渡され、
引用によってここに組み込まれている「Ｄｕａｌ−ＭｏｄｅＶｉｒｔｕａｌＮｅｔｗｏｒｋＡｄｄｒｅｓｓｉｎｇ」（デュアルモード仮想ネットワークア
ドレッシング）と題するＪａｓｏｎＦａｎ等による同時係属出願に記載されて
いる。

【００７５】次に、ステップ５において、メモリ５５内の経路指定表を更新するために故障
の識別が各ノードにおけるパケットプロセッサ５４によって用いられる。一般に
経路指定表はよく知られており、ヘッダにおける宛先アドレスを当該ヘッダと関
連したデータを経路指定する宛先としての特定の物理的ノードに関連付ける。次
に、各経路指定表はソースノードから宛先ノードまでのコストを最小限化するよ
うに構成される。一般に、宛先ノードまでの既に最適化された経路が故障リンク
を通過しなければならない場合には、故障中の経路を避けるために、当該経路を
通って逆方向に伝送されるように経路が更新される。各ノードにおけるパケット
プロセッサ５４の各々に関する経路指定表は故障リンクに対する当該ノードの位
置に依存し必要に応じて変更されるはずである。経路指定表の詳細については既
に記述済みである。

【００７６】一実施形態において、各々のノードは新規セッション番号を持つブロードキャ
ストに肯定応答しなければならず、発信元ノードは当該肯定応答を追跡する。全
ての肯定応答を受信し終わらないうちに時間切れになった後で、当該故障の特定
された位置がシーケンス番号をインクレメントすることなく再度ブロードキャス
トされる。

【００７７】従って、全てのノードは当該リングの現行トポロジを記憶し、全てのノードは
当該リングの現行構成（コンフィギュレーション）に関する最適経路指定表入力
を独立して生成することができる。

【００７８】ステップ６において、各ノードに関する経路指定表が更新され、データトラヒ
ックは再開する。従って、従属インタフェースカード５２（図５）に接続されて
いるＬＡＮから発信されたデータは、スイッチ構造体５０を介してデータをデー
タがその意図する宛先に到着することを可能にする適切な出力ポートに経路指定
するために、パケットプロセッサ５４によって更新された経路指定ヘッダをそれ
に添付する。宛先は当該データを発信したノードと同じノードであっても差し支
えなく、従って、スイッチ構造体５０は同一ノード内の従属インタフェースカー
ドを介してデータをラッピングバックすることになる。本発明は一般にあらゆる
プロトコル及び経路指定技法に適用可能であるので、あらゆる経路指定技法が使
用可能である。

【００７９】故障リンクを回避するためには、リングに沿った幾らかのトラヒックは経路指
定し直さなければならず、リンクの帯域幅は固定されているので、健全なリンク
に沿って伝送されるべきトラヒックは健全なリンクの帯域幅を超過しても差し支
えない。従って、幾らかの優先順位の低いトラヒックは、ステップ７において識
別されるように、降下されるか又は遅延される必要があり得る。一般的に、「保
護されていない」として分類されたトラヒックは、帯域幅の減少に起因する「保
護されている」トラヒックを支援するために必要に応じて降下または遅延される
。

【００８０】一実施形態において、パケットプロセッサ５４はデータを保護されていないと
して識別し、必要に応じて、スイッチ構造体５０にパケットが供給される以前に
パケットを降下させるヘッダを検出する音声トラヒックは一般に保護されている
。

【００８１】ステップ８において、当該ノードに戻すか又は隣接ノードに伝送するかいずれ
かのために、スイッチ構造体５０はパケットプロセッサ５４によって送られたあ
らゆるパケットを適切な出力ポートに経路指定する。

【００８２】パケット切換え及び経路指定のための一般的なハードウェアは非常に有名であ
るので、本発明の一実施形態を実現するために使用されるハードウェアについて
の前述の記述は当該技術分野における当業者にとって本発明を実現するために十
分である。当該技術分野における当業者であればＭＡＣ、パケットプロセッサ、
ＣＰＵ４６、および、ここに記述するステップを実施するための他の機能的なユ
ニットを容易にプログラムすることができるはずである。ここに記述するステッ
プを実施するために、ファームウェア又はソフトウェアを使用しても差し支えな
い。

【００８３】本発明の特定の実施形態を示し、これらについて記述したが、本発明の更に広
い態様において本発明から逸脱することなく変更および修正を実施することが可
能であり、従って、添付特許請求の範囲は、本発明の真の趣旨および範囲内に所
在する全てのこの種変更および修正をその範囲内に含むことは当該技術分野にお
ける当業者にとって明白なはずである。

【図面の簡単な説明】

【図１】ＳＯＮＥＴＵＰＳＲを使用してノード０からノード５までのトラヒックによ
って採用されるノード間物理的経路を示す図である。ここに、ノードの任意の単
一対の間に生じたスパンの故障が明確に異なる２つのトラヒック用物理的経路の
うちのただ１つだけをトラヒック通過不能にするものとする。

【図２Ａ】ＳＯＮＥＴ２ファイバＢＬＳＲを使用してノード０からノード５までのトラヒ
ックによって採用されるノード間物理的経路を示す図である。各リングの容量の
半分は保護用に確保され、半分は正常トラヒックを運ぶために用いられる。鎖線
によって表されるリングは、図に示すスパン故障に起因してトラヒックを経路指
定し直すために用いられる保護容量が含まれるリングである。

【図２Ｂ】ノード６と７の間のリンクが故障中である場合に図２ＡのＳＯＮＥＴＢＬＳ
Ｒ構造を使用してノード０からノード５までのトラヒックによって採用される２
方向経路を示す図である。トラヒックは故障中のリンクに遭遇すると向きが変え
られる。

【図３】本発明の一実施形態に従ったネットワークを示し、詳細には、ノード０からノ
ード５までトラヒックによって採用されるノード間物理的経路を示す図である。

【図４】ノード６と７の間のスパンに故障が発生した後における図３のネットワークを
示す図である。故障が発生することによって初期経路（例えばノード０と５の間
）上のスパン又はリンクに影響を及ぼす場合には、トラヒックは宛先ノードに到
達するためにリングに沿ってもう一方の方向に移動するように入口ノードにおい
て経路指定し直される。

【図５】図３に示す状態と図４に示す状態の間の（一方のリングからもう一方のリング
へのトラヒックラッピングに基づく）オプションとしてのネットワークの暫定状
態を示す図である。

【図６】１つの単一ノードにおいて用いられる関連ハードウェアを示す図である。

【図７】図６に示すスイッチングカード及びリングインタフェースカードの追加的詳細
を提供する図である。

【図８】ネットワークの状態変化を識別するステップ及びネットワークを介してトラヒ
ックを経路指定し直すステップを示す流れ図である。

───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (81)指定国ＥＰ(ＡＴ，ＢＥ，ＣＨ，ＣＹ，ＤＥ，ＤＫ，ＥＳ，ＦＩ，ＦＲ，ＧＢ，ＧＲ，ＩＥ，ＩＴ，ＬＵ，ＭＣ，ＮＬ，ＰＴ，ＳＥ，ＴＲ)，ＯＡ(ＢＦ，ＢＪ，ＣＦ，ＣＧ，ＣＩ，ＣＭ，ＧＡ，ＧＮ，ＧＷ，ＭＬ，ＭＲ，ＮＥ，ＳＮ，ＴＤ，ＴＧ)，ＡＰ(ＧＨ，ＧＭ，ＫＥ，ＬＳ，ＭＷ，ＭＺ，ＳＤ，ＳＬ，ＳＺ，ＴＺ，ＵＧ，ＺＷ)，ＥＡ(ＡＭ，ＡＺ，ＢＹ，ＫＧ，ＫＺ，ＭＤ，ＲＵ，ＴＪ，ＴＭ)，ＡＥ，ＡＧ，ＡＬ，ＡＭ，ＡＴ，ＡＵ，ＡＺ，ＢＡ，ＢＢ，ＢＧ，ＢＲ，ＢＹ，ＢＺ，ＣＡ，ＣＨ，ＣＮ，ＣＲ，ＣＵ，ＣＺ，ＤＥ，ＤＫ，ＤＭ，ＤＺ，ＥＥ，ＥＳ，ＦＩ，ＧＢ，ＧＤ，ＧＥ，ＧＨ，ＧＭ，ＨＲ，ＨＵ，ＩＤ，ＩＬ，ＩＮ，ＩＳ，ＪＰ，ＫＥ，ＫＧ，ＫＰ，ＫＲ，ＫＺ，ＬＣ，ＬＫ，ＬＲ，ＬＳ，ＬＴ，ＬＵ，ＬＶ，ＭＡ，ＭＤ，ＭＧ，ＭＫ，ＭＮ，ＭＷ，ＭＸ，ＭＺ，ＮＯ，ＮＺ，ＰＬ，ＰＴ，ＲＯ，ＲＵ，ＳＤ，ＳＥ，ＳＧ，ＳＩ，ＳＫ，ＳＬ，ＴＪ，ＴＭ，ＴＲ，ＴＴ，ＴＺ，ＵＡ，ＵＧ，ＵＺ，ＶＮ，ＹＵ，ＺＡ，ＺＷ (72)発明者バリー，チャールズエフ．アメリカ合衆国、95008、カリフォルニア州、キャンプベル、ウェストサニーオークスアベニュー 290シー (72)発明者ジョガレカール，プラサドピー．アメリカ合衆国、94086、カリフォルニア州、サニーベール、イブリンテラスイースト 1001、ユニット 146 Ｆターム(参考） 5K031 AA02 AA08 CA05 CB10 CB11 CB12 DA12 DA19 DB12 EA05 EB15 【要約の続き】られることがあり得る。故障中リンクを識別し、故障中リンクについて他のノードに連絡し、保護されているクラスと保護されていないクラスのトラヒックを区別し、経路指定表を更新するための特定の技法についても記述されている。

Claims

【特許請求の範囲】

【請求項１】通信ネットワークにおいて使用する経路指定スイッチであっ
て、前記ネットワークにおいて、リング内において通信リンクにより相互接続さ
れた経路指定スイッチを有し、前記経路指定スイッチにおいて、１つ又は複数の他の経路指定スイッチに関連したリンクへ接続されるための１
つ又は複数のトランシーバと、前記１つ又は複数のトランシーバに対して情報を経路指定するためのスイッチ
構造体と、経路指定表と、１つ又は複数のプロセッサとを有し、前記経路指定スイッチを制御するための
前記１つ又は複数のプロセッサにおいて、経路指定スイッチの間のリンクの品質をテストし、前記経路指定スイッチへ接続されたときに、１つ又は複数の第１リンクが
品質しきい値に適合しないことを検出し、前記１つ又は複数の第１リンクを識別するために前記経路指定スイッチか
ら他の経路指定スイッチへ情報を伝送し、該当するならば、前記１つ又は複数の第１リンクが故障したために経路再
指定されたトラヒックが前記１つ又は複数の第１リンクを横切らないようにトラ
ヒックを経路再指定するように前記表を改正し、前記１つ又は複数の第１リンクが故障していな場合に前記トラヒックが前
記宛先ノードまで移動するはずの方向と異なる前記リングに沿った方向に前記ト
ラヒックを経路指定するように改訂された経路指定表に基づいてトラヒックを宛
先ノードへ経路指定する経路指定スイッチ。
【請求項２】前記１つ又は複数のプロセッサが前記スイッチ構造体へ接続
されたＣＰＵを含む請求項１に記載の経路指定スイッチ。
【請求項３】経路指定スイッチ間のリンクの品質をテストするために前記
経路指定スイッチを制御する前記１つ又は複数のプロセッサが前記リング内にお
ける近隣経路指定スイッチに対してテストメッセージを定期的に送信および受信
し、前記テストメッセージを運ぶリンクの品質を検出するように前記経路指定ス
イッチを制御しする請求項１記載の経路指定スイッチ。
【請求項４】前記１つ又は複数のプロセッサがしきい値に対するビットエ
ラーレートの比較に基づいて前記リンクの品質を検出するために前記経路指定ス
イッチを制御する請求項３に記載の経路指定スイッチ。
【請求項５】前記１つ又は複数のプロセッサが光信号の損失を検出するこ
とによって前記リンクの品質を検出するように前記経路指定スイッチを制御する
請求項３に記載の経路指定スイッチ。
【請求項６】前記１つ又は複数のプロセッサが電気信号の損失を検出する
ことによって前記リンクの品質を検出するように前記経路指定スイッチを制御す
る請求項３に記載の経路指定スイッチ。
【請求項７】前記１つ又は複数のプロセッサがフレームの損失を検出する
ことによって前記リンクの品質を検出するように前記経路指定スイッチを制御す
る請求項３に記載の経路指定スイッチ。
【請求項８】前記１つ又は複数のプロセッサが故障リンクを識別する前記
リングにおいて他の経路指定スイッチからメッセージを受け取り、かつトラヒッ
クを再経路指定するために前記経路指定表を改正するように前記経路指定スイッ
チを制御する請求項１に記載の経路指定スイッチ。
【請求項９】前記１つ又は複数のプロセッサがセッション番号と共にリン
ク状態メッセージを定期的に伝送し、前記１つ又は複数の第１リンクが前記品質
しきい値に適合しないことを検波したときに新規セッション番号を生成し、前記
リングにおいて他の経路指定スイッチに前記新規セッション番号と共にあらゆる
故障リンクの識別を伝送するように前記経路指定スイッチを制御する請求項１に
記載の経路指定スイッチ。
【請求項１０】前記１つ又は複数のプロセッサが伝送されたセッション番
号を記憶されているセッション番号と比較し、前記セッション番号が異なるなら
ば、故障リンクを考慮するために前記経路指定表を改正するように前記経路指定
スイッチを制御する請求項９に記載の経路指定スイッチ。
【請求項１１】前記１つ又は複数のプロセッサがトラヒックの宛先に関し
て最適経路を識別するために前記経路指定表を改正するように前記経路指定スイ
ッチを制御する請求項１０に記載の経路指定スイッチ。
【請求項１２】前記最適経路が宛先までのホップの最小回数である請求項
１１に記載の経路指定スイッチ。
【請求項１３】前記最適経路が最低コスト経路である請求項１１に記載の
経路指定スイッチ。
【請求項１４】前記最低コスト経路が最低総合ビットエラー率を持つ請求
項１３に記載の経路指定スイッチ。
【請求項１５】前記最低コスト経路がトラヒック渋滞の水準に基づく請求
項１３に記載の経路指定スイッチ。
【請求項１６】宛先ノードにトラヒックを経路指定するために前記経路指
定スイッチを制御するための前記１つ又は複数のプロセッサが前記宛先ノードに
送られるべきメッセージに経路指定ヘッダを付加するように前記経路指定スイッ
チを制御する請求項１に記載の経路指定スイッチ。
【請求項１７】前記トラヒックがパケットを有する請求項１に記載の経路
指定スイッチ。
【請求項１８】前記トラヒックがセルを有する請求項１に記載の経路指定
スイッチ。
【請求項１９】宛先ノードにトラヒックを経路指定するように前記経路指
定スイッチを制御する前記１つ又は複数のプロセッサが前記１つ又は複数の第１
リンクが故障している時に前記リングにおける帯域幅の減少に起因して或る特定
タイプのトラヒックを激減させるように前記経路指定スイッチを制御する請求項
１に記載の経路指定スイッチ。
【請求項２０】トラヒックを経路指定し直すように前記経路指定表を改正
する前記１つ又は複数のプロセッサが前記リングにおいて異なる方向に沿った故
障中リンクを用いて経路指定スイッチに向けてトラヒックをラッピングするよう
に前記経路指定スイッチを制御する請求項１に記載の経路指定スイッチ。
【請求項２１】前記１つ又は複数の第１リンクを識別するために前記経路
指定スイッチから他の経路指定スイッチへ情報を伝送するように前記経路指定ス
イッチを制御する前記１つ又は複数のプロセッサがリンク状態メッセージが受信
済みであるという他の前記経路指定スイッチによる肯定応答を必要とし、前記肯
定応答が受信済みでないならば前記状態メッセージを再度伝送するように前記経
路指定スイッチを制御する請求項１に記載の経路指定スイッチ。
【請求項２２】前記トラヒックが毎秒１ギガビットより大きい速度で前記
経路指定スイッチによって処理される請求項１に記載の経路指定スイッチ。
【請求項２３】１つ又は複数の第１リンクが品質しきい値に適合しなかっ
た後で前記経路指定スイッチへ接続されている時には品質しきい値に適合するこ
とを検出し、前記１つ又は複数の第１リンクが今度は前記品質しきい値に適合す
ることを識別するために他の経路指定スイッチへ情報を伝送するように前記１つ
又は複数のプロセッサが前記経路指定スイッチを制御する請求項１に記載の経路
指定スイッチ。
【請求項２４】通信ネットワークによって実施される方法であって、前記
ネットワークが通信リンクによって相互接続されたノードを有し、前記ノードの
少なくとも幾つかが前記リンクにおいて前記リングによって接続され、前記方法
において、ノード間リンクの品質を自動的にテストするステップと、１つ又は複数の第１リンクが品質しきい値に適合しないことを第１ノードによ
って検出するステップと、前記１つ又は複数の第１リンクを識別するために前記第１ノードから他のノー
ドへ情報を伝送するステップと、該当する場合には、経路指定し直された前記トラヒックが前記１つ又は複数の
第１リンクを横切ることのないように、前記１つ又は複数の第１リンクが故障中
であることに起因してトラヒックを経路指定し直すために前記ノードの少なくと
も幾つかにおいて経路指定表を改正するステップと、前記１つ又は複数の第１リンクが故障していな場合に前記トラヒックが前記宛
先ノードまで移動するはずの方向と異なる前記リングに沿った方向に前記トラヒ
ックを経路指定するように改訂された前記ソースノードにおける経路指定表に基
づいてトラヒックを前記ソースノードによって宛先ノードへ経路指定するステッ
プとを含む方法。
【請求項２５】前記トラヒックがプロトコルに従ったフォーマットにおけ
る情報を有する請求項２４に記載の方法。
【請求項２６】前記情報がパケット形式である請求項２５に記載の方法。
【請求項２７】前記情報がフレーム形式である請求項２５に記載の方法。
【請求項２８】前記情報がセル形式である請求項２５に記載の方法。
【請求項２９】リンクの状態に品質値が割り当てられ、前記の伝送するス
テップにおいて、前記リンクが前記品質しきい値に適合しないことが前記第１ノードによって検
出されたことに起因して、前記リンクの状態変化を示すように前記第１ノードに
よって前記品質値を変更するステップと、前記リンクならびに変更済み品質値を識別するために前記情報を伝送するステ
ップとを含む請求項２４に記載の方法。
【請求項３０】更に、前記第１ノードから伝送された信号を前記ネットワ
ークにおけるノードによって受信するステップを含み、前記伝送された信号が前
記変更済み品質値を有し、これに応答して、該当する場合には、１つ又は複数の故障中の前記第１リンク
を考慮するようにトラヒックを経路指定し直すために前記ノードの少なくともの
幾つかにおいて経路指定表を改正するステップとを含む請求項２９に記載の方法。
【請求項３１】更に、前記品質値が以前の品質値と同じであるならば、前
記ノードが経路指定表を改正しないステップを含む請求項３０に記載の方法。
【請求項３２】第１クラスのトラヒックが第２クラスのトラヒックよりも
高位の優先順位を持つことを指示するステップと、必要であれば、前記経路指定表の前記改訂に起因する前記ネットワーク帯域幅
の減少によって前記第２クラスのトラヒックに割当てられた容量を減少させるス
テップと、を含む請求項２４に記載の方法。
【請求項３３】更に、宛先ノードによる前記トラヒックの受信に際して前
記宛先ノードによって受信されるように指定されたトラヒックを前記ネットワー
クから除去するステップを含む請求項２４に記載の方法。
【請求項３４】前記ノードの少なくとも幾つかがノードによるリングを構
成し、前記リンクが第１リングを構成し、前記第１リングが前記リングに沿って
第１方向において通信し、リンクによって構成された第２リングが前記第１方向
と反対の第２方向において通信し前記リングに沿って通信し、更に、前記方法に
おいて、前記第１リング上のソースノードから右回り方向において１つ又は複数の宛先
ノードにトラヒックを経路指定するステップと、前記第２リング上の前記ソースノードにより左回り方向において１つ又は複数
の宛先ノードにトラヒックを経路指定するステップとを含み、ソースノードによって生成され、単一宛先ノードに向けられたトラヒックが前
記単一宛先ノードに対する前記ソースノードの相対位に応じてノードによって構
成された前記リングに沿って一方向においてのみ伝送される請求項２４に記載の方法。
【請求項３５】前記単一宛先ノードに向けられた前記トラヒックが最低コ
スト方向に経路指定され、前記最低コスト方向が各方向における総合ビットエラ
ー率および各方向におけるトラヒック渋滞の水準に基づいて決定される請求項３
４に記載の方法。
【請求項３６】ノード間リンクの品質を自動的にテストする前記ステップ
において、ソースノードのアドレスをリンクに沿って隣接ノードに送信するステップ及び
前記ソースノードと前記隣接ノードの間の前記リンクの品質を検出するステップ
を含む請求項２４に記載の方法。
【請求項３７】前記ソースノードと前記隣接ノードの間の前記リンクの品
質を検出する前記ステップがビットエラー率を検出するステップを含む請求項３
６に記載の方法。
【請求項３８】前記ソースノードと前記隣接ノードの間の前記リンクの品
質を検出する前記ステップが前記アドレスが受信済みであるかどうかを検出する
ステップを含む請求項３６に記載の方法。
【請求項３９】前記ソースノードと前記隣接ノードの間の前記リンクの品
質を検出する前記ステップが前記ノードにおける光受信によって光パワーの損失
を検出するステップを含む請求項３６に記載の方法。
【請求項４０】前記経路指定表を改訂する前記ステップにおいて、ノードの間のどの経路が故障中の１つ又は複数の前記リンクによって影響され
たかを決定するステップ、影響された全てのトラヒックが前記リングに沿って反対方向に経路指定される
ように強制するために前記経路指定表を改訂するステップとを含む請求項２４に記載の方法。
【請求項４１】前記経路指定表を改訂する前記ステップがアルゴリズムを
用いて実施される請求項４０に記載の方法。
【請求項４２】前記経路指定表を改訂する前記ステップが事前算定された
ルックアップテーブルを使用するステップを含む請求項４０に記載の方法。
【請求項４３】前記第１ノードによって伝送する前記ステップにおいて、
更に、前記品質しきい値に適合しない１つ又は複数の第１リンクの識別に際して、前
記第１ノードのソースノードアドレス及び故障の１つ又は複数のリンクの識別を
前記第１ノードにより前記リング内の他のノードへ伝送するステップを含む請求
項２４に記載の方法。
【請求項４４】前記品質しきい値に適合しない前記１つ又は複数の第１リ
ンクの前記識別が故障中のリンクの前記第１ノードとた別のもう一方の端部に所
在するノードのノードアドレスを含む請求項４３に記載の方法。
【請求項４５】前記１つ又は複数の故障中リンクの前記識別が更に故障中
リンクの前記第１ノードへの接続部を識別する物理的インタフェースを識別する
ステップを含む請求項４３に記載の方法。
【請求項４６】伝送する前記ステップが更に故障中の１つ又は複数のリン
クの性能低下レベルを含むリンク状態を連絡するステップを含む請求項４３に記
載の方法。
【請求項４７】前記性能低下水準が測定されたビットエラー率に基づいて
状態を識別する請求項４６に記載の方法。
【請求項４８】品質しきい値に適合しない前記１つ又は複数の第１リンク
がノード故障の故に前記品質しきい値に適合しない請求項２４に記載の方法。
【請求項４９】通信ネットワークによって実施される方法であって、前記
ネットワークが通信リンクによって相互接続されたノードを有し、前記ノードの
少なくとも幾つかがリング内において接続されて成り、前記方法において、前記ノードを相互接続するリンクの状態に基づいて前記リングに沿ったトラヒ
ックの経路を動的に選択するステップを含み、トラヒックによって採用されるべ
き経路の選択において、各宛先ノードｊに関して、前記リング上の第１ノードから出発する各出力
方向にコストを割り当てるステップと、前記最低コスト方向に基づいて前記第１ノードからノードｊへのラヒック
に関する好ましい方向を決定するステップと、長期に亙り前記リンクの状態が変化するにつれて前記第１ノードから出発
する各出力方向に関して各ノードｊにコストを割り当てし直すステップと、前記リングに沿った第１方向における前記第１ノードと前記ノードｊの間
のリンク総合コスト及び前記リングに沿った反対方向における前記第１ノードか
らノードｊまでのリンク総合コストに基づいて、前記第１ノードから前記ノード
ｊへトラヒックを経路指定し直すステップと、を含む方法。
【請求項５０】トラヒックを経路指定し直す前記ステップが前記最低総合
コストを持つ経路を選択するステップを含む請求項４９に記載の方法。
【請求項５１】前記コストがパケット損失率に基づく請求項４９に記載の
方法。
【請求項５２】前記コストが前記リンクからのパケットを受信するノード
における平均パケット待ち時間遅延に基づく請求項４９に記載の方法。
【請求項５３】前記コストが前記リンクからのパケットを受信するノード
におけるパケット待ち時間遅延に基づく請求項４９に記載の方法。
【請求項５４】前記コストがトラヒックの種々異なるクラスに関して異な
る請求項４９に記載の方法。