JP6647179B2 - 経路変換制御装置、経路変換制御方法および経路変換制御プログラム - Google Patents
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Description
そこで、本発明は、トラヒックの最適経路を、確実かつ少ないラベル数によって提供可能とすることを課題とする。
本発明の経路変換制御装置は、通信パケットへノードやインタフェースの意味を持つラベルをスタックすることで明示的なパスを指示する。その際、経路変換制御装置は、最適経路をより少ないラベル数かつなるべくloose指定となるようなラベルスタック構成のセグメントリスト(SL)へ変換する。
図1に示すように経路変換制御システム1は、或る物理ネットワーク上に外部コントローラである経路変換制御装置2が配備されている構成となっている。経路変換制御装置2は、要求受付インタフェース21、情報取得部22、経路演算部23、経路変換部24、ネットワークパス設定部25を備えている。経路変換制御装置2が制御する物理ネットワークは、通信ノード3a〜3fを含んで構成される。
ここで経路変換にあたってのポイントとしては、リンクコストに基づき最短経路で経由できる経路についてはNode-IDを指定し、コスト都合により、最短経路で経由できない経路についてのみAdjacency-IDを指定する。
図3より経路変換部24は、所望のパス集合p_desと空のセグメントリストSLを入力情報とし(ステップS10)、インデックスsrc,jjを0で初期化し、インデックスiiを1で初期化する(ステップS11)。ここでsrcは、パス集合p_desの基点ノードを示している。iiは、基点ノードから最短経路で到達可能な範囲のノードを探索するためのインデックスである。jjは、セグメントリストSLへの書き込み先を示している。
なお、|p_des|は、パス集合p_desの要素数を示している。本実施形態では、パス集合p_desの最初の要素をインデックスii=0で示す。よってパス集合p_desの最大インデックスは、(|p_des|-1)となる。
経路変換部24は、ステップS15において、ii-srcが1であるか否かを判定する。ii-srcが1でなければ(No)、基点ノードから最短経路で到達可能な範囲のノードが存在する。このとき、経路変換部24は、ステップS16の処理に進み、セグメントリストSLに対して、p_des(ii-1)をNodeIDとして指定する。更に経路変換部24は、書込インデックスjjをインクリメントし(ステップS17)、基点インデックスsrcにii-1を設定する(ステップS18)。これにより、p_des(ii-1)が新たな基点ノードとなる。インデックスiiは、新たな基点ノードの次のノードを指し示している。
更に経路変換部24は、書込インデックスjjをインクリメントし(ステップS20)、基点インデックスsrcにiiを設定する(ステップS21)。これにより、元の基点ノードの次のノードp_des(ii)が新たな基点ノードとなる。次に経路変換部24は、インデックスiiをインクリメントする。これによりインデックスiiは、新たな基点ノードの次のノードを指し示す。
このようにして、セグメントリストの演算を進め出力情報としてセグメントリストが得られることが分かる。経路変換部24による演算後は、得られたセグメントリストSLを入力情報としてネットワークパス設定部25へ通知する。
通信ノード3g(ER1)は、通信ノード3m,3jに10本の10Gb回線によるLAGで接続される。通信ノード3g(ER1)と通信ノード3m(R2)間のリンクコストは100である。通信ノード3g(ER1)と通信ノード3j(R1)間のリンクコストは10である。
通信ノード3h(ER2)は、通信ノード3m,3jに1本の10Gb回線で接続される。通信ノード3h(ER2)と通信ノード3m(R2)間のリンクコストは100である。通信ノード3h(ER2)と通信ノード3j(R1)間のリンクコストは10である。
通信ノード3m(R2)は、上記回線に加えて、100Gb回線で通信ノード3nに接続される。通信ノード3m(R2)と通信ノード3n(R4)間のリンクコストは100である。
通信ノード3k(R3)は、上記回線に加えて、100Gb回線で通信ノード3n,3pに接続される。通信ノード3k(R3)と通信ノード3n(R4)間のリンクコストは100である。通信ノード3k(R3)と通信ノード3p(GWR)間のリンクコストは10である。通信ノード3n(R4)は、上記回線に加えて、100Gb回線で通信ノード3pに接続される。通信ノード3n(R4)と通信ノード3p(GWR)間のリンクコストは100である。
通信ノード3p(GWR)は、100Gb回線で通信ノード3k,3nに接続されると共に、インターネット5に接続される。
経路変換部24に入力されるパス集合p_desは、{ER2,R2,R4,GWR}である。その後、経路変換部24は、基点インデックスsrcと書込インデックスjjを0で初期化し、インデックスiiを1で初期化する。
図6は、この手順2を示す。
経路変換部24は、基点ノードp_des(0)=ER2から、パス集合p_desに含まれるどのノードまでが一意な最短経路となるのかを判定する。図6に示した例では、基点ノードER2から、次ノードp_des(1)=R2の時点で経由不可であることが分かる。図では、経由不可を「×」マークで示している。そのため、ER2とR2間のAdjacency-IDを、セグメントリストSL(0)に格納する。これを、SL(0)=ER2-R2と表現する。ここでは、ER2とR2間のAdjacency-IDを、ER2とR2とをハイフンで接続して表現している。
更に経路変換部24は、書込インデックスjjをインクリメントし、基点インデックスsrcにiiを設定する。これにより、p_des(1)=R2が新たな基点ノードとなる。
図7は、手順3を示す図である。
手順2により、R2までの経路は確保されている。よって経路変換部24は、p_des(1)=R2を新たな基点として、パス集合p_desに含まれるどのノードまでが一意な最短経路となるのかを判定する。図7の例において、経路変換部24は、R2→R4までは一意な最短経路と判定する。このとき、インデックスiiは2である。図では、一意な最短経路を「〇」マークで示している。
次に経路変換部24は、R2→R4→GWRについて判定する。このとき、インデックスiiは3である。R2→GWR間のSPFはR2→R1→R3→GWRであるため、一意な最短経路ではないと判定する(「×」マークで記載)。したがって、R4までは一意なSPFであると判定ができたため、Node-IDを指定して、セグメントリストSL(1)に格納する。これを、SL(1)=R4と表現する。
更に経路変換部24は、書込インデックスjjをインクリメントし、基点インデックスsrcにii-1を設定する。これにより、p_des(2)=R4が新たな基点ノードとなる。
図8は、手順4を示す図である。
手順3により、R4までの経路は確保されている。よって経路変換部24は、p_des(2)=R4を新たな基点として、パス集合p_desに含まれるどのノードまでが一意な最短経路となるのかを判定する。その結果、経路変換部24は、GWRまでが一意な最短経路であり、かつGWRが宛先ノードであると判定する(「〇」マークで記載)。GWRが宛先ノードであると判定する理由は、インデックスiiがパス集合p_desの最大インデックス(|p_des|-1)を超えるためである。経路変換部24は、GWRをNode-IDとして指定して、セグメントリストSL(2)に格納する。これを、SL(2)=GWRと表現する。
更に経路変換部24は、書込インデックスjjをインクリメントし、基点インデックスsrcにii-1を設定する。これにより、p_des(3)=GWRが新たな基点ノードとなる。基点インデックスsrcがパス集合p_desの最大インデックス(|p_des|-1)と等しくなるので、経路変換部24は、探索を終了する。
上記した例ではNode-ID指定のみでは経路を指定することは不可能である。またAdjacency-ID指定の場合は3段のstrict指定が必要である。上記した例のセグメントリストSLは、Adjacency-ID指定の場合とラベル数は変わらないが、strict指定の回数を1回に低減することができる。
本実施形態により、トラヒック要求4が到着した際に、当該経路を確実かつ少ないラベル数によって最適経路を提供可能となる。これにより、複数VPN面を重畳した際の綿密な経路設計に対しても適切なセグメントリストSLを提供可能である。
2 経路変換制御装置
21 要求受付インタフェース
22 情報取得部
23 経路演算部
24 経路変換部
25 ネットワークパス設定部
3 通信ノード
4 トラヒック要求
Claims (5)
- セグメントルーティングにおけるネットワークパスを演算する経路演算部と、
前記ネットワークパスの基点ノードから最短経路の探索を開始し、前記基点ノードから最短経路で到達可能な範囲のノードを示すNode-IDをラベルリストに設定し、前記基点ノードから次ノードへ最短経路で到達できないならば前記基点ノードと前記次ノードの間の所定リンクをAdjacency-IDとして前記ラベルリストに設定したのち、前記次ノードを新たな基点ノードに設定し、前記ネットワークパスに対する最短経路の探索を所望のパス集合に対して繰り返してラベルリストを設定する経路変換部と、
を備えることを特徴とする経路変換制御装置。 - 前記経路演算部は、要求されたトラヒックフロー条件とネットワーク資源とに基づき、前記ネットワークパスを演算する、
ことを特徴とする請求項1に記載の経路変換制御装置。 - セグメントルーティングにおけるネットワークパスを演算するステップと、
前記ネットワークパスの基点ノードから最短経路の探索を開始するステップと、
前記基点ノードから最短経路で到達可能な範囲のノードを示すNode-IDをラベルリストに設定し、前記基点ノードから次ノードへ最短経路で到達できないならば前記基点ノードと前記次ノードの間の所定リンクをAdjacency-IDとして前記ラベルリストに設定したのち、前記次ノードを新たな基点ノードに設定するステップと、
前記新たな基点ノードから前記ネットワークパスに対する最短経路の探索を所望のパス集合に対して繰り返してラベルリストを設定するステップと、
を含むことを特徴とする経路変換制御方法。 - 前記次ノードを新たな基点ノードに設定するステップと、
前記ネットワークパスに対する最短経路の探索を繰り返してラベルリストを設定するステップと、
を含むことを特徴とする請求項3に記載の経路変換制御方法。 - コンピュータを、
セグメントルーティングにおけるネットワークパスを演算する経路演算手段、
前記ネットワークパスの基点ノードから最短経路の探索を開始し、前記基点ノードから最短経路で到達可能な範囲のノードを示すNode-IDをラベルリストに設定し、前記基点ノードから次ノードへ最短経路で到達できないならば前記基点ノードと前記次ノードの間の所定リンクをAdjacency-IDとして前記ラベルリストに設定したのち、前記次ノードを新たな基点ノードに設定し、前記ネットワークパスに対する最短経路の探索を所望のパス集合に対して繰り返してラベルリストを設定する経路変換手段、
として機能させるための経路変換制御プログラム。
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