KR20080077352A - 공급자 링크 상태 브리징 - Google Patents

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Abstract

PLSB는 제어부에 의해 이더넷 MAC 전송 테이블들의 정적 구성을 확장하고 링크 상태 라우팅 시스템에 의해 이더넷 전송의 직접적인 조절을 이용한다. 브리지에 유니캐스트 전송을 위해 하나 이상의 MAC 주소와 브리지로부터 멀티캐스트 전송을 위해 하나 이상의 MAC 주소가 할당된다. 브리지들은 네트워크의 동기화된 구성적인 측면에서, 노드들 사이에서 공유되게 링크 상태 브리징 프로토콜에 의해 상태 정보를 교환한다. 각각의 노드는 피어 브리징 노드들 사이에서 최단 경로 연결을 계산할 수 있고 적절한 전송 테이블들에 위치될 수 있다. 반대 경로 전송 체크(RPFC)는 루프 억제를 제공하기 위해 들어오는 패킷들에 대해 수행된다. 네트워크가 불안정한 시기 동안 루프 억제는 패킷들을 완충하기 위해 목적지 MAC 주소에 의해 식별될 때, 유니캐스트 패킷들에 있어 작동되지 않을 수 있고 트래픽 흐름에 영향을 최소화시킬 수 있다.

Description

공급자 링크 상태 브리징{Provider Link State Bridging}
본원발명은 이더넷 트래픽 라우팅 프로토콜(Ethernet traffic routing protocols)에 관한 것으로 특히, 이더넷 네트워크 망에서 연결을 구성하는 것에 대한 것이다.
이더넷 네트워크에서, 네트워크와 연결된 구조 장치는 어떤 주어진 시간에서 공유된 통신 경로를 사용하는 능력에 대해 경쟁한다. 다양한 브리지(bridge)들 또는 노드(node)들이 네트워크 세그먼트(segment)들의 상호 연결에 사용되는 곳에서, 동일한 목적지에 다수의 가능한 경로가 네트워크 망 구조에서 존재할 것이다. 이러한 구조의 장점은 브리지들 사이에서 여분의 길을 제공한다는 것이고 추가적인 링크들의 형태에서 네트워크에 추가되는 능력을 허용한다는 것이다. 그러나 플러딩(flooding)과 러닝(learning)의 이더넷 패러다임(paradigm)은 일반적으로 네트워크 망에서 존재하는 연결의 폭이 반복되는 경로가 루프가 되지 않도록 할 필요 때문에 제시간의 어떤 주어진 순간에 이용될 수 없다는 것을 의미한다. 브리지들은 간단한 링크들에 의해 또는 공유된 LAN 세그먼트에 의해 또는 공유된 가상의 LAN 세그먼트에 의해 상호 연결될 수 있다. 상기 출원하에서는, 세그먼트, 가상의 세그 먼트와 연결은 효율적으로 상호 교환될 수 있다.
이더넷 네트워크에서 각각의 브리지 노드는 주어진 장치로부터 패킷들이 어느 세그먼트에 도착하는지를 관찰함으로써 어느 로컬(local) 이더넷 세그먼트를 통해 어느 장치들 또는 어느 스테이션(station)에 도달될 수 있는지를 학습한다. 알려지지 않은 장치로 보낼 때(어떤 전송 정보도 전송 정보 기반(FIB)에 존재하지 않는 것), 브리지는 (이것은 플러딩으로 알려져 있다.) 모든 세그먼트들에 붙여진 메시지를 반복할 것이다. 이것은 2가지 효과를 가지고 있다. 플러드(flood)된 패킷(packet)을 관찰하는 브리지들은 전송을 시작하는 장치에 정보를 도달하게 하는 것을 배우고, 미래의 어떤 시점에 메시지에 의해 요청된 응답 또는 의도된 목적지 장치로부터 요청되지 않은 차후의 메시지가 메시지에 응답된 장치가 어느 세그먼트를 거치는지를 파악함으로써 관찰될 수도 있다. 단계적으로, 브리지는 다음 세그먼트가 네트워크에서 특별한 장치에 도달하는 것이 적절한 것인지에 대해 계획을 세운다. 차후의 메시지가 보내졌을 때, 브리지는 지역적으로 그것을 전송하기 위해 어느 세그먼트에 붙여져 있는지를 결정하기 위해 그것의 FIB를 사용할 수 있다. 브리지들이 경험을 통해 네트워크를 학습하게 하는 방식은 투명 브리징으로서 알려져 있다. 본 기술의 가장 큰 장점은 브리징은 관리자에 의한 준비가 필요 없다는 것이다.
망에서, 패킷이 피어(peer) 장치들 사이에서 전송될 때, 패킷이 복수의 경로들을 경유하여 다양한 브리지를 통해 통과하는 것이 가능할 것이다. 그러나, 만약 패킷이 동시에 다양한 루트로 보내져야 한다면, 네트워크상의 혼란은 증가할 것이고 결과적으로 루프가 발생하는 상태가 될 것이다. 이 시나리오(scenario)는 점검되지 않는다면 주어진 패킷의 많은 복사본들이 지수 함수적으로 증가하기 때문에 멀티캐스트(multicast) 그리고/또는 (and/or)에 있어 플러드(flood)된 트래픽(traffic)이 망에서 발생한다. STP 알고리즘은 일련의 참여하는 노드들을 논리적으로 연결시키는 스패닝 트리(spanning tree)를 반복적으로 선택함으로써 패킷이 반복되는 것을 제거하기 위해 이용된다.
알고리즘은 특별히 브리지 루프(loop)들을(한 세그먼트에서 다른 세그먼트로 연결하고 있는 다양한 경로들 결과적으로 무한한 루프 상황이 된다) 피하도록 설계된다. 알고리즘은 일반적으로 모든 세그먼트에서 선택된 루트 브리지로 최단 경로를 계산한다. 만약 최적의 경로가 실패한다면, 알고리즘은 네트워크를 다시 계산하고 다음으로 가장 좋은 루트(route)를 찾는다. 만약 루트가 실패한다면, 새로운 루트가 선택되고 알고리즘은 다시 작동된다. 동시에, 장치에 도달하는 측면에서 학습된 모든 MAC 정보가 버려지고, 일단 새로운 스패닝 트리가 설립되면, FIBs는 단계적으로 플러딩과 러닝(learning)을 통해 다시 위치된다.
STP는 만약에 노드들과 장치들 사이에서 다수의 활성 경로들이 있었다면 존재했었을 네트워크에서 바람직하지 못한 루프들을 막고 있는 동안에 연결을 제공한다. 만약 루프들이 형성되게 허용되었다면, 노드가 패킷을 제거하기 위해 조치를 취하거나 루프가 깨지게 될 때까지 루프로 들어가는 패킷들은 순환한다. 만약 루프 안에서 브리지들이 플러드(flood)된다면, 또는 패킷이 멀티캐스트 패킷이라면, 패킷의 추가적인 복사본들은 루프 각각을 통과하게 될 것이고 아주 바람직하지 않은 결과가 발생될 것이다. 루프 없는 연결을 설계하기 위해, STP는 확장된 네트워크에서 예비 경로들을 대기 또는 전송 방지 상태가 되도록 유지하면서, 모든 브리지들을 연결할 수 있는 트리를 만든다. STP는 네트워크에서 어떤 두 지점 사이에서 한 번에 단지 하나의 활성 경로만 허용하고, 이것은 루프들을 방지하지만 물리적인 망 연결과 관련된 추가적인 용량이 이용되지 않는다. STP는 브리지를 간단하게 하기 위해 메로리 없는 노드들로 설계되어 있다. 그러나 루프 없는 연결에 가장 간단한 방식은 하나의 루프 없는 스패닝 트리에 물리적인 토폴로지를 간결하게 할 요구 때문에 사용되지 않는 네트워크 용량을 초과하게 할 수 있다.
STP 수렴동안 루트 선택은 어느 브리지가 가장 낮은 ID를 갖는지를 결정하는 일련의 브리지들과 가장 낮은 ID를 갖는 브리지 또는 루트에 가장 낮은 비용의 경로에서 다음의 홉(hop)을 결정하는 각각의 브리지에 의해 결정된다. 브리지들은 처음에 스패닝 트리 프로토콜 교환에서 그들 자신의 ID와 이용값이 0 임을 광고한다. 그것들이 더 낮은 ID를 가진 광고를 받을 때, 그것들은 그들 자신의 ID 광고를 멈추고 더 낮은 ID와 비용을 광고한다. 마찬가지로 그것들이 현재 가장 낮은 ID에서 더 낮은 비용을 가진 세그먼트를 보았을 때, 그것들은 그것들의 재 방출된 광고들과 내부의 상태에 따라서 둘 다를 수정한다. 결국 네트워크는 가장 낮은 ID의 공통적인 측면 및 루트에서 가장 낮은 비용의 경로에서 다음 세그먼트를 알고 있는 각 각의 브리지에 수렴할 것이다. 만약 비용이 변화면 또는 스패닝 트리에서 하나의 네트워크 세그먼트가 도달할 수 없게 되면, STP 알고리즘은 반복적으로 수정된 일련의 세그먼트들을 이용하는 연결을 제공하기 위해 새로운 스패닝 트리 토폴로지를 계산한다. 네트워크의 브리지가 수렴되지 않는 동안, 포트들은 루핑(looping)과 반복되는 것을 막기 위해 네트워크 트래픽을 멈추게 하기 위해 막힌다.
도 1은 망 네트워크에서 스패닝 트리 프로토콜 알고리즘이 네트워크를 통해 패킷 전송에 어떻게 영향을 미치는지 예를 보여준다. 소스 장치 A로부터, STP 알고리즘은 가장 낮은 비용을 갖는(멀티캐스트 루트로 보여지는) 각각의 노드 사이에서 연결들을 결정함으로써 네트워크를 통해 경로를 배치해왔다. 이 루트는 네트워크를 통과하는 모든 트래픽에 이용할 수 있는 경로들을 결정한다. 브리지(110)에 붙어 있는 장치 A는 네트워크에 새로운 장치 B로 패킷을 보낸다. 네트워크의 브리지들은 이 장치를 위해 위치된 전송 테이블들을 갖고 있지 않다. 패킷은 스패닝 트리에 의해 정의된 경로에 의해서 네트워크의 각각의 브리지 노드로 플러드(flood)된다. 다음으로 STP는 브리지(110)에서 브리지(112)를 통해 전송된다. 브리지(110)에서 이웃하는 브리지(116)과 (120)으로의 연결들은 그것들이 작동되지 않았거나 막혔거나 그리고 스패닝 트리의 부분이 아닐 때 이용되지 않는다. 브리지(112)로부터 패킷은 브리지(120),(122),(124)와 (114)로 네트워크의 다른 노드들로 전송된다. 교대로 브리지(114)는 브리지(116)과 브리지(118)로 패킷을 전송한다. 장치 B는 브리지(122)를 통해 패킷의 플러드(flood)된 복사본을 받는다. 중간에 있는 모든 브리 지들은 소스 A에 대해 도착하는 세그먼트를 주목할 것이고 그에 따라서 그것들의 FIBs를 업데이트할 것이다. 장치 B에 의해 보내진 응답은 직접적으로 돌아가는 루트가 네트워크에서 중간에 있는 브리지에게 알려져 있기 때문에 플러드(flood)되지 않고 장치A에 있는 네트워크로 전송될 것이다. 본질적으로 패킷들의 플러드는 장치B에서 장치A로 다시 하나의 응답과 함께 네트워크로 들어가고, 중간에 있는 브리지들이 어떻게 처음의 메시지를 관찰하면서 A로 최적의 전송을 하는지를 배우는 것과 유사하게, 그것들은 응답을 관찰하면서 B로의 최적의 전송을 배운다.
이더넷 네트워크에서 STP를 사용하는 것은 네트워크에서의 연결들이나 LAN 세그먼트들의 이용의 효율성을 제한한다. STP 알고리즘에 의해 선택되지 않은 세그먼트들과 연결들은 작동되지 않으며, 본질적으로 연결이 결과적으로 스패닝 트리의 부분이 되도록 네트워크의 물리적인 토폴로지에서 약간의 변화가 발생할 때까지는 활성 네트워크 토폴로지의 부분이 아니다. 이러한 점은 이런 연결들의 능력을 떨어지게 한다. 작은 LAN 환경에서는 이러한 점이 논점이 아닐 수 있으나, WAN이나 사용되지 않는 용량의 공급자 네트워크에서는 스케일링(scaling)에 영향을 미치고 이용되는 투자를 나타내기도 한다. 게다가 실패가 발생할 때, 전체 네트워크의 실행은 다시 수렴하는 STP에 요구되는 시간동안 영향이 미치고 네트워크에서의 모든 브리지들을 안정화시킨다. 스패닝 트리를 이용하는 주어진 패킷이 통하는 경로는 일반적으로 현재의 스패닝 트리의 루트가 반드시 물리적으로 최단 경로가 아닌 것처럼, 소스와 목적지 사이에서 최단 경로가 아니다. 예를 들면, 만약 장치 C가 이웃하는 브리 지(116)에 연결된다면, 장치 A로부터의 패킷들은 반드시 브리지(116)에 최단 경로를 제공하지 않는 현재의 스패닝 트리에 기초한 브리지(112)와 (114)를 여전히 통과해야만 할 것이다. 결국 공급자 네트워크에서는 가상의 개인적인 네트워크 형태의 많은 작은 관심 집단이 있을지도 모르고, 이러한 관심 집단 안에서 정보의 플러딩을 강요하는 것이 일반적으로 집단마다 별개의 스패닝 트리를 필요로 하는 것이다.
다양한 방법들은 STP 수행을 향상시키도록 그리고 이더넷 망 네트워크에서 루프 형성을 완화시키도록 제안되어 왔다. 현재 몇몇의 제안은 루핑(looping)의 영향을 제한하기 위해 이더넷 패킷의 분야에 있는 MPLS-like label 또는 추가적인 time-to-live (TTL)을 필요로 한다. 그러나 근본적인 데이터 플레인(plane) 수정들은 그것들의 이용을 제한하는 이러한 해결을 충족하도록 요구된다. 게다가, 단지 패킷이 반복되는 많은 횟수를 제한하는 것은 루핑 문제에 대한 불완전한 해결을 증명한다.
LAN 환경에서 WAN으로 또는 공급자 네트워크 환경으로 이더넷을 확장하기 위해 루프 없는 이더넷들을 효율적으로 생성하기 위한 향상된 구조가 요구된다. 이것은 망 연결의 우수한 이용을 만들게 하는 것이고 실패 또는 토폴로지 변화의 영향을 억제하게 하는 것이고, (예를 들면,방해하지 못하게 하거나 연결의 방해를 최소화한다.) 루프를 억제하거나 루핑의 효과를 완화시킨다. 그러므로, 전송의 실패 또는 무한한 루프들을 피하게 하면서, 향상된 네트워크 이용을 가진 이더넷 네트워크 가 필요하게 된다.
본원발명은 공급자 링크 상태 브리징(PLSB)을 이용함으로써 이더넷 네트워크에서 루프를 없애도록 하는 시스템과 방법을 제공하는 것이다.
PLSB는 제어부에 의해 이더넷 MAC 전송 테이블의 정적 구성을 확장하고, 링크 상태 라우팅시스템에 의해 이더넷 전송의 직접적인 조절을 이용한다. 2개 이상의 MAC 주소들은 각각의 브리지 즉, 브리지로 유니캐스트 전송을 위한 것과 브리지로부터 멀티캐스트 전송을 위한 것과 관련되어 있다. 유니캐스트 MAC은 패킷의 목적지 주소로 브리지에 패킷들을 보낼 때, 피어(peer) 브리지에 의해 사용되고 브리지에서 브리지의 피어로 유니캐스트(unicast) 또는 멀티캐스트(multicast) 트래픽(traffic)을 위해 소스에 관한 브리지를 식별한다. 멀티캐스트 주소는 라우팅 시스템에 의해 구성되는 특별한 멀티캐스트 트리를 식별하기 위해 동시에 다수의 피어 브리지들로 트래픽을 보낼 때 브리지에 의해 사용된다.
브리지들은 링크 상태 프로토콜에 의해 상태 정보를 교환하고 최단 경로 알고리즘에 의해 피어 브리지들 사이에서 최단 경로들을 결정하기 위해 이용되는 상태 데이터베이스(database)를 유지한다. 어떤 2개의 브리지들 사이에서 등가 비용 다수 경로들의 상태에서, 일치하는 경로의 선택은 모든 브리지들에 의해 만들어지고, 그 결과 "가는 경로"와 "돌아오는 경로"의 유니캐스트 경로들과 2개의 멀티캐스트 트리들의 적합한 세그먼트들이 함께 라우트 된다. 전송 테이블 또는 FIB는 유니캐스트와 멀티캐스트 주소들을 적절하게 위치시킨다. 독특한 유니캐스트와 멀티캐스트 분산 트리들은 더 효율적인 연결의 이용을 제공하기 위해 각각의 브리지에서 발생된다.
루프 억제는 각각의 브리지에서 수신된 패킷들에 수행되는 반대 경로 전송 체크에 의해 제공된다. RPFC는 패킷이 올바른 포트 또는 FIB에서 식별된 인터페이스에 도착했는지를 결정하고 올바른 포트에 도착하지 않은 패킷들은 버려진다. 이것은 어떤 두 지점 사이에서(상기와 같이) 모든 경로에 있어 함께 라우트 되는 성질 때문에 가능하다. 루핑이 잠재적으로 발생하는 브리지 또는 연결이 실패하는 동안과 네트워크 토폴로지가 수렴되지 않는 것과 같이 네트워크가 불안정한 시간 동안, RPFC는 트래픽에 있어 영향을 최소화하기 위해 유니캐스트 패킷들을 위해 작동되지 않을 것이다. 각각의 브리지에서 토폴로지가 다시 수렴할 때, RPFC는 다시 작동될 수 있다. 멀티캐스트 트래픽을 위해, RPFC는 무한 반복의 가능성을 줄이기 위해 결코 작동되지 않는 것이 아니다.
VPNs는 트래픽이 단지 특별하고 독특한 관심 집단에 향하도록 에지(edge)브리지마다 VPN마다 위치되는 독특한 멀티캐스트 트리를 허용하도록 PLSB 네트워크의 맨 위에 위치될 수 있다. 멀티캐스트 VPN 트래픽은 단지 공통인 경로를 위해 설치되는 VPN 그룹 멀티캐스트 주소들에 의해 VPN에 참여하는 브리지들에게 전달된다. 네트워크들은 (US20050220096 출원에 일반적으로 적용되고 나타난) 공급자 기간망 전송과 PLSB와 결합하고 있는 802.1ah 공급자 기간망 브리지들과 같은 다른 기술들을 이용함으로써 확대될 수 있다. PBB는 PLSB WAN 영역과 PLSB 메트로(metro)영역과 같이 PLSB 지역을 함께 묶기 위해 사용될 수 있거나 PBT를 사용하는 연결을 확장하는데 사용될 수 있다.
그래서 본원발명은 공급자 링크 상태 브리징 이더넷 노드를 제공한다. 그 노드는 하나 이상의 관련된 유니캐스트 MAC 주소; 하나 이상의 관련된 멀티캐스트 MAC주소; 각각의 유니캐스트 MAC주소에 기초한 노드들과 피어 노드들의 복수의 멀티캐스트 MAC 주소 사이에서 링크 상태 라우팅정보를 교환하고 피어 노드들 사이에서 최단 경로 연결을 결정하기 위한 라우팅 모듈과, 상기에서 다수의 등가 비용의 경로들이 이용될 때, 선택된 최단 경로는 라우팅 정보 교환에 참여하는 모든 브리지에 있어 일치하도록 배열되고;
노드에서 피어 브리지 노드들까지의 연결을 식별하기 위한 라우팅 모듈로부터 수신된 전송 정보가 위치된 FIB, 상기에서 피어 노드들 쪽으로의 유니캐스트 MAC 주소와 멀티캐스트 주소; 들어오는 패킷들을 조사하고, 입구 소스 MAC 주소와 동일한 목적지 MAC 주소를 가진 패킷을 전송하기 위해 패킷들이 출구 포트로 사용될 동일한 입구 포트에 도착했는지 아닌지를, FIB로 측정하여, 결정하기 위한 RPFC 모듈;과 FIB로부터 노드의 출구 포트가 피어 브리지의 목적지 MAC 주소와 관련되어 있는지를 결정하고 패킷을 전송하기 위한 전송 모듈을 포함하는 PLSB 이더넷 노드.
본원발명의 더 나은 점은 네트워크 망에서 공급자 링크 상태 브리징 이더넷 노드를 구성하고 작동하는 방법을 제공하고, 상기에서 각각의 노드는 하나 이상의 관련된 유니캐스트 MAC 주소와 하나 이상의 멀티캐스트 MAC 주소를 가지는 피어 노드들과의 링크 상태 정보를 교환하는 단계; 교환된 링크 상태 정보에 기초하여 최단 경로 알고리즘에 의해 피어노드들에 최단경로를 결정하기 위한 단계, 상기에서 최단 경로는 다수의 등가 비용 경로가 가능한 경우, 라우팅 정보 교환에 참여하는 모든 브리지에 있어 일렬로 배열되게 선택되는 단계; 관련된 피어 노드들 쪽으로의 유니캐스트 MAC 주소들과 멀티캐스트 MAC 주소들을 이용하는 결정된 최단 경로를 가진 FIB에 위치시키는 단계; 들어오는 패킷의 소스 MAC 주소를 조사함으로써, 입구 소스 MAC 주소와 동일한 목적지 MAC 주소를 가진 패킷을 전송하기 위해 패킷들이 출구 포트로 사용될 동일한 입구 포트에 도착했는지 아닌지를 결정함으로써 RPFC를 수행하는 단계. 상기 패킷은 만약 RPFC가 실패하면 버려지는 것; 만약 RPFC가 성공하면 FIB에서 식별되는 것처럼 패킷의 목적지 MAC과 관련되어 있는 출구 포트의 노드를 통해 패킷을 피어 브리지로 전송하는 방법을 포함하여 이루어지는 PLSB 이더넷 노드를 구성하고 작동시키는 방법.
그러나 본원발명의 더 나은 점은 네트워크에서 피어 브리지를 위해 전송 정보를 포함하는 각각의 FIB를 가지는 복수의 브리지를 구성하는 이더넷 브리징 네트워크를 제공하고, 들어오는 패킷의 소스 MAC 주소를 조사함으로써, 입구 소스 MAC 주소와 동일한 목적지 MAC 주소를 가진 패킷을 전송하기 위해 패킷들이 출구 포트로 사용될 동일한 입구 포트에 도착했는지 아닌지를 결정함으로써 RPFC를 수행할 수 있는 각각의 브리지를 제공하는 것이고, 상기에서 FIB는 복수의 브리지들 사이에서 교환된 링크 상태 정보에 기초하여 위치되고 피어 브리지 사이에서 최단 경로를 결정하기 위해 사용된다.
본원발명의 다른 측면들과 특징은 첨부된 도면들과 결합되는 다음에 나타난 발명의 특별한 구체적인 설명을 보면 발명이 속하는 기술분야의 당업자에게는 명백할 것이다.
본원발명의 또 다른 특징과 장점들은 첨부된 그림과 결합된 다음의 자세한 설명에 의해 명백하게 될 것이다.
도 1은 STP를 사용하는 네트워크 망의 개략적인 대표도;
도 2a는 장치A로부터 보여지는 PLSB를 실행하는 네트워크 망의 개략적인 대표도;
도 2b는 장치B로부터 보여지는 PLSB를 실행하는 네트워크 망의 개략적인 대표도;
도 3은 패킷이 루핑하는 시나리오의 개략적인 대표도;
도 4는 수렴하는 동안 블로킹(blocking)하는 포트의 개략적인 대표도;
도 5는 PLSB 브리지의 개략적인 대표도;
도 6은 PLSB 브리지를 구성하기 위한 방법의 흐름에 관한 다이어 그램;
도 7은 PLSB 브리지가 작용하는 방법의 흐름에 관한 다이어그램;
도 8은 PLSB를 사용하는 VPN을 입힌 개략적인 대표도;
도 9는 하이브리드 PBB와 PBT 네트워크와 결합하고 있는 PLSB 네트워크의 개략적인 대표도.
첨부된 그림을 통해 상기 특징들은 상기 참조 부호 숫자들에 의해 식별될 것이다.
본원발명의 구체적인 설명은 도2-9와 함께 예를 통해 아래에 나타나 있다. 본원발명은 루프 없는 이더넷 네트워킹에 대한 시스템, 방법과 장치를 제공한다.
PLSB는 이더넷 네트워크들이 루프 없는 최단 경로 전송을 가진 네트워크 수 용 능력의 좀 더 효율적인 사용을 제공하여 LAN환경에서 WAN 또는 공급자 네트워크 환경으로 확대되는 것을 가능하게 해준다. 투명 브리징과 결합된 STP 알고리즘을 사용함으로써 각각의 노드에서 학습된 네트워크 측면을 이용하기 보다는 오히려, 네트워크 망을 형성하는 네트워크 브리지에 기초하는 PLSB에서 네트워크 토폴로지의 동기화된 측면을 갖는다. 이것은 링크 상태 라우팅시스템의 구조를 잘 이해함으로써 얻어진다. 네트워크에서 브리지들은 네트워크 토폴로지의 동기화된 측면을 가지고 있고, 유니캐스트와 멀키캐스트 연결에 필수적인 지식을 가지고 있고, 네트워크에서 어떤 쌍의 브리지 사이에서의 최단 경로 연결을 계산할 수 있고, 개인적으로 네트워크의 계산된 점에 따라서 FIB를 위치시킬 수 있다. 모든 노드들이 동기화된 측면에서 그들의 역할을 계산하고 그것들의 FIBs를 위치시킬 때, 네트워크는 일련의 피어 브리지들로부터 어떤 주어진 브리지에 루프 없는 유니캐스트 트리를 가질 것이다.
그리고 적절하고 어떤 주어진 브리지로부터 동일한 일련의 피어 브리지들까지 루프 없는 점-대-다점(p2mp) 멀티캐스트 트리를 모두 가진다. 결과적으로 주어진 브리지 쌍 사이에서의 경로는 스패닝 트리의 루트 브리지로 보내는 것에 대해 강요되지 않고, 전체적으로는 망 연결의 폭을 더욱 잘 이용할 수 있다.
PLSB는 이더넷의 적절한 브리지 된 연결을 제공하지만, 플러닝과 러닝보다는 차라리 FIB의 구성을 통해 이것을 달성할 수 있다. PBB로 명칭되는 표준화된 802.1ah 기술 IEEE와 같은 또는 B-MACs의 전송으로 구성되는 MAC-in-MAC과 PBB 적용 함수에 있어 사소한 수정들 같은 표준들이 나타남으로써 사용될 수 있는 것처 럼, PLSB 멀티캐스트에 클라이언트 브로드캐스트(broadcast) 행동을 위치시켜서, 클라이언트 이더넷이 수정 없이 PLSB 네트워크에 의해 제공되는 연결을 이용할 수 있다.
PLSB 기능은 다른 제어부들 또는 VRANs의 사용을 통해 네트워크에 참여하는 것을 통해 투명 브리징과 결합되어 있다. VLAN ID는 분산된 링크 상태 라우팅시스템에 의해 운영되는 PLSB 경우에서 제어부 레벨에서의 망의 한가지 경우로 정의하도록 사용되어 질 수 있다. 네트워크 기능에 참여하는 VLAN이 사용될 때, PLSB는 2004년 4월 4일에 출원된 미국특허 출원번호 US20050220096에 일반적으로 기재되어 있는 PBT와 같은 다른 이더넷 네트워크 기술과 동등하게 양립될 수 있다.
PLSB는 어떤 두 브리지들 사이에서의 연결이 양쪽 방향에서의 동일한 경로를 따르도록 대칭 메트릭스(metrics)을 사용하고, 멀티캐스트인 패킷들과 유니캐스트인 패킷들 사이에서 전송에 적합하도록 유니캐스트와 멀티캐스트 연결에 있어 공통의 메트릭스(metrics)을 사용한다. PLSB가 이더넷 클라이언트들을 전송하는데 사용될 때 이것이 왜 바람직한지에 대해서는 수많은 이유가 있다.
시작하는 패킷들이 멀티캐스트 경로에서 플러드 되는 흐름 내에서 다시 정돈될 가능성은 거의 없고, 전송 정보는 유니캐스트 경로에서 전송을 허락하는 흐름 동안에 학습된다.
루프에서 비대칭의 실패들이 발생할 때, 클라이언트가 스패닝 트리를 이용하여 알려진 문제를 카운터(counter)하는 것이 대칭이 되도록 실패할 가능성보다 훨씬 더 높다.
클라이언트 IEEE 802.1 ag인 멀티캐스트 CFM 패킷들과 PLSB 네트워크를 가로지르는 대응하는 유니캐스트 경로의 전송에 적합하다.
유사하게 CFM 패킷들은 PLSB 계층에 적합하다.
대칭 메트릭스(metrics)들은 "가는 경로"와 "돌아오는 경로"에서 전송 딜레이가 동등하게 일어나고, 그것은 네트워크에서 시간 정보를 전송하기 위한 2 계층 클락 분산 구조들의 효율성과 든든함을 상당히 향상시킨다.
다음에 더 상세하게 나타나는 것처럼, 이더넷 클라이언트들의 독립적인 서비스 요구들, 대칭 메트릭스(metrics)들 또한 루프 억제를 용이하게 한다.
PLSB는 C-MAC 의 계층에 투명 LAN 서비스 또는 투명 LAN 서비스를 사용할 수 있는 다른 계층 네트워크를 제공하기 위해 (약간 수정된) 일련의 802.1ah PBB사이에서 루프 없는 최단 경로 연결(유니캐스트와 멀트캐스트 둘 다의 목적을 위해)을 설계하기 위해 MAC 구성을 사용한다. 이것은 관계된 VLAN과 라우팅 시스템 광고에서 MAC 정보의 삽입을 위해 STP의 루(lieu)에서 PBB된 네트워크 내에 링크 상태 라우팅프로토콜의 기능을 필요로 한다.
전송 브리지가 유니 캐스트 또는 멀티캐스트 연결을 끊을 필요가 없을 때, MAC정보를 제공하는 것이 아니라 다른 브리지들로부터 MAC 주소 광고들을 처리하도록 선택할 것이다. 802.1ah 경우에, 전송 브리지들이 순수히 제공하지 않는 동안, PBBs로 알려진 에지(edge) 브리지들은 항상 MAC 정보를 제공할 것이다.
2개 이상의 MAC 주소들은 브리지에 유니캐스트 전송과 하나 이상의 브리지로부터 멀티캐스트 전송을 위해 각각의 브리지와 관련되어 있다. 유니캐스트 MAC은 패킷에 대해 목적지 주소로 브리지에 패킷을 보낼 때, 피어 브리지에 의해 사용되고 브리지에서 그것의 피어들로 유니캐스트 또는 멀티캐스트 트래픽에 대한 소스로서 브리지를 식별한다. 멀티캐스트 주소는 라우팅 시스템에 의해 구성되는 특별한 멀티캐스트 트리를 식별하기 위하여 동시에 다수의 피어 브리지들로 트래픽을 보낼 때 브리지로 사용된다. 멀티캐스트 트리는 PLSB 영역에서 모든 브리지에 패킷을 전송하기 위해 구성될 수 있어서, 특별한 소스 브리지를 위해 전송 함수를 실행한다. 그것은 일반적으로 클라이언트 계층인 VPN, 특별한 관심 집단에 속하는 브리지들을 올바르게 하기 위해 전송을 제한하는 전송 트리의 엄격한 서브셋(subset)을 선택적으로 식별할 수 있다.
PLSB는 구성된 정보를 이용하고 주어진 네트워크 망에서 모든 세그먼트들이 쓸모있게 하기 때문에, 투명 브리징과 관련된 플러딩은 필요 없고 바람직하지 못하다. 그러므로, PLSB 행동에 할당되는 어떤 VLAN 부분은 또한 투명 브리징의 행동과는 다르게 알려지지 않은 목적지 MAC 주소를 가진 패킷을 처리하기 위해 전송 행동이 수정되어야 한다. PLSB에 의해, 알려지지 않은 목적지 주소를 가진 패킷들은 조용히 버려진다.
도 2a는 PLSB를 이용하는 네트워크의 구조를 나타낸다. 공유 네트워크 토폴로지로부터 각각의 노드는 다른 PBB 또는 최단 경로 알고리즘을 사용하는 네트워크에 있는 노드들에 있어 적합한 최단 경로를 계산한다. 네트워크를 가로지르는 최단 경로 알고리즘의 적용 결과와 브리지에서 FIB의 대응하는 위치는 각각의 브리지로부터 네트워크의 브리지들 수에 망을 통해 독특한 트리를 제공한다. 예를 들면, 도 2a에 있는 장치 A로부터 최단 경로를 사용하는 계산된 멀티캐스트 트리는 특히 STP에서 루트 스위치 선택이 없는 점에서 도 1a에서 보여진 스패닝 트리와 다르다. 도 2a에서 보여지는 것처럼, 최단 경로 알고리즘을 이용하는 것은 장치 A로부터 나오는 패킷이 근접한 브리지(120)과(116)에 좀 더 직접적인 루트로 전송되도록 하고, 반면에 STP의 최단 경로 루트를 사용하는 것은 도 1에서 보여진 바와 같이 작동하지 못한다.
플러딩과 러닝의 투명 브리징 기능들은 PLSB를 실행하는 802.1ah PBBs에 의해 PLSB에 위치될 수 있다. 예를 들면, 만약에 클라이언트 장치 B의 위치가 PLSB 네트워크에서 브리지(110)에 알려지지 않는다면, A로부터 B에 주소로 된 패킷들은 그 브리지에 할당되고 브리지(110)의 소스 주소를 가진 그룹 주소를 사용하는 브리지(110)에 의해 멀티캐스트 패킷에 있어서 MAC-IN-MAC방식으로 캡슐화 될 것이다. 멀티캐스트 메시지는 PLSB 트리를 통해 내트워크로 전송되고 결국 복사본은 MAC-in-MAC 캡슐화가 벗겨지는 노드(122)에 도착하고 복사본은 장치 B에 전송된다. 브리지(122)에서 MAC-in-MAC 투명 브리징 기능이 MAC-in-MAC 캡슐화에서 소스 B-MAC주소를 관찰하고 브리지(110)을 통해야만 A에 도달하기 위한 관계를 만든다. 메시지에 응답할 때 장치B는 브리지(122)로 A에 주소로 된 메시지를 보낸다. 브리지(122)는 MAC-in-MAC방식으로 A에 대한 목적지가 브리지(110)이라고 알려주고 브리지(110)으로 주소된 유니캐스트 패킷에서 메시지를 감싼다. 패킷은 브리지(112)를 통해 MAC-in-MAC 캡슐화를 벗기고 그 후 장치A에 도달하기 위해 올바른 포트로 패킷을 전송하는 브리지(110)으로 보내진다. 마찬가지로, 브리지(110)은 브리지(122)를 통해 PLSB 네트워크에서 B에 도달한 패킷인지 관찰한다. 장치A에서 장치B로 보내진 어떤 다음의 메시지와 그 역의 경우는 PLSB 네트워크를 가로질러 학습된 유니캐스트 전송을 지금 사용할 것이다.
각각의 브리지를 위한 유니캐스트와 멀티캐스트 트리들은 적절하게 될 필요가 있고, 이것은 대칭 연결 메트릭스(metrics)의 사용의 직접적인 결과가 될 것이 다. 등가 비용의 다수의 경로들은 우연히 만나게 될 곳에서, 경로들의 공통의 랭킹을 달성하기 위해 분산된 수단들이 요구되고, 이것은 많은 가능한 해결책을 가진 잘 이해된 문제이다. 한 가지 예의 해결책은 등가 비용 경로가 나눠지고 다시 수렴하는 곳인 2개의 브리지를 식별하는 것이고, 가장 높은 브리지 수를 선택하고 등가 비용 경로 세그먼트들에서 가장 높은 수의 근접하고 있는 브리지를 가진 그 브리지에서 경로를 선택한다. 다른 방법들은 발명이 속하는 기술에 있는 당업자들에게는 명백할 것이다. 어떤 2개의 브리지 사이에서 랭크된 최단 경로는 대칭이고, 그래서 어떤 2개의 브리지 사이에서 유니캐스트와 멀티캐스트 전송 모두 적절하게 달성된다.
주어진 쌍의 브리지들 사이에서 최단 경로인지 아닌지를 결정하기 위해 주어진 브리지 노드에서, 다수의 최단 경로 알고리즘은 적절한 경로를 계산하기 위해 사용될 수 있다. 플로이드의 알고리즘[R. Floyd: Algorithm 97 (최단 경로) ), ACM 통신, 7:345, 1962] 또는 다익스트라의 알고리즘 [E. W. Dijkstra: 그래프의 연결에 있어 2가지 문제점을 주의, 산수학, 1:269??271, 1959]과 같은 그래프에 기초한 알고리즘은 피어 노드사이에서 최단 경로를 계산하기 위해 PLSB 브리지에서 실행될 수 있다. 어떤 적절한 최단 경로 알고리즘이 또한 이용될 수 있다고 이해되어야 한다. 플로이드의 알고리즘은 다익스트라 알고리즘이 정점으로부터 다른 모든 정점들까지 최단 거리를 계산하듯이 비용 메트릭스(metrics)로부터 거리 메트릭스(metrics)을 계산한다. 많은 수의 트리들은 기초적인 플로이드의 알고리즘의 계 산적인 복잡성에 영향을 미치지 않는다. 알고리즘은 경로들이 루트 브리지 경로로부터 확장될 필요가 없다는 점에서 STP 알고리즘 보다 다른 경로 관점을 발생시킨다. 최단 경로 방법은 똑같은 방식으로 루트 선택에 의해 제한되지 않는 반면에, STP는 모든 가능한 경로에 대해 사용되는 트리 구조를 더 제한되게 한다.
최단 경로 알고리즘은 트래픽 공학 정보를 고려하여 수정될 수 있다. 예를 들면, 최단 경로는 수용능력, 속도, 사용, 이용성과 같은 비용의 측정을 포함한다. 실제적인 트래픽 메트릭스(metrics)을 의미하는 브리지들 사이에서 소스 MAC의 보존은 관찰될 수 있고 라우팅 시스템에서 입력으로서 사용될 수 있고 연결 로딩(loading)마다의 표준 이탈을 최소화하고 로드(load) 균형을 용이하게 한다. 최단 경로 알고리즘의 부수적 효과는 루프를 없애는 대안이라는 것이 또한 주목되어야 된다. 현재의 노드보다 목적지에 더 가깝게 되도록 알려져 있는 다음의 홉(hop)을 위한 수용된 산업적인 관점에서, 연결이 없는 빠른 리-라우트(re-rout)를 위해 네트워크의 연결을 계산하는 부분으로서 계산될 수 있다.
도 2b에서 보여지듯이, 장치 B에서 브리지(122)까지 보이는 것은 최단 경로 알고리즘으로부터 생기는 트리가 장치 A에서 도 2a에서 보여진 브리지(110)으로의 트리와 다르다. 장치B로부터 트래픽은 연결된 브리지(122)로부터 최단 경로에 의해 그것의 목적지에 도착할 것이고 발생된 트리는 브리지로부터 보여진 데로 독특해질 수 있다. 각각의 브리지로부터 독특한 트리는 네트워크 연결들의 효율적인 이용을 제공한다. 그러나, 두 장치들 사이에서의 경로 또는 관련된 브리지들은 대칭이 될 것이고 각각의 방향에서 동일할 것이다.
도 2a로 다시 보면, 만약 네트워크에서 어떤 지점에 있어서의 연결이 실패된다면, 예를 들어, 브리지(116)과 브리지(118)사이에서 연결이 실패된다면, 영향은 그 연결로 전송되는 트래픽 뿐이다. 실패는 라우팅 시스템에 의해 광고되고, 최단 경로 알고리즘이 작동된다. 이 지점에서의 단지 변화는 실패된 연결로 보내진 경로들이 될 것이고, 영향이 미치지 않은 최단 경로들은 변하지 않을 것이다. 넷(net) 결과는 새로운 FIB가 대체로 오래된 것과 동일할 것이고, 실행이 되는 것은 영향이 미치지 않는 경로에 있어 패킷들의 전송에 실제적인 영향이 없다. 도 2b를 다시 보면, 브리지(116)과 브리지(118)사이에서의 연결에서 실패는 최단 경로의 부분이 아닐 때 라우팅 트리에 영향을 미치지 않을 것이다. 발명의 기술 분야에 있어 당업자들에게는 발명의 범위외의 실패 시나리오에서 수행된 계산을 최소화하기 위한 기술이라고 평가될 것이다. 상기 내용은 간단히 토폴로지 변화의 통지를 받고, 새로운 전송 테이블를 계산한고 FIB를 위치시키는 것과 같이 라우팅 시스템의 행동에 대해 언급할 때 가장 간단한 경우를 예시한다.
(유니캐스트와 멀티캐스트)브리지와 관련되는 MAC 주소들은 이더넷 서브 네트워크를 제어하는 링크 상태에 전역에 있고 전송에 기초된 목적지에 사용된다. 이것은 그것들이 단순히 라우팅 시스템 광고에서 플러드 될 수 있고 라우팅 시스템의 지역적인 수렴이 라우팅 시스템에 의해 지시될 때 지역적인 브리지 전송 데이타베 이스(database) (또는 FIB)에서의 예가 될 수 있다는 것을 의미한다. 이러한 방식에서 2 계층 연결의 분산 계산은 토폴로지를 가진 연결과 관련되는 독특한 신호 시스템이 필요 없이 이더넷 브리지에 적용될 수 있다. 그것의 가장 간단한 형태에서, 브리지가 2개의 주어진 브리지 노드들 사이에서 최단 경로라고 계산할 때, 그것은 단순히 각각의 관심 브리지들 쪽으로의 유니캐스트 MAC 주소와 멀티캐스트 MAC주소, FIB에서 그러한 브리지들과 관련된 MAC 주소를 설치한다. 더욱이 개선된 점들은 라우팅 광고에 추가적인 관심 집단 정보를 포함하여 브리지가 2개의 노드들 사이에서 최단 경로가 있을 때, 그것들이 관심집단의 교차가 있는지를 결정하고, 전송 테이블에 따라서 위치되는 것이 수정될 수 있다는 것이다.
독특한 망은 PLSB 구조를 사용하는 VLAN 마다 구성될 수 있다. 보통은 하나의 망이 만족될 것이나, 등가 경로들의 경우에 있어서는 등가 비용 경로들이 이용될 수 있도록 트래픽을 확산하는 것이 바람직할 것이다. 연결의 다수의 교환이 필요로 되는 곳에서(등가 비용 경로들의 효율적인 이용), 여전히 하나의 라우팅 프로토콜 경우를 사용하는 동안 PLSB 작용에 있어 하나의 VLAN 이상의 위임을 통해 달성될 수 있다. 최단 경로들을 계산할 때, 작동은 브레킹(breaking)을 다시 묶고 이러한 작동의 형태에 위임된 VLANs의 범위를 가로질러 에지(edge)에 로드(load) 확산을 위해 각각의 VLAN에 독특한 랭킹 알고리즘이 할당되는 동안에 각각의 VLAN을 위해 반복된다. 그것들의 작용이 요구되지 않는 추가적인 MAC 주소들은 구체적으로 종료점을 식별하고, VLAN은 루트 선택을 위한 랭킹 알고리즘을 결정한다.
브리지마다 하나의 유니캐스트 MAC 주소가 나타남에도 불구하고 어떤 것도 뛰어난 세분성의 사용을 포함하지 못한다는 것이 이해되어야하고, 유니캐스트 MAC 주소는 라인 카드, VSI 또는 UNI 포트에 대해 언급한다고 이해되어야 한다. 이것은 목적지 브리지에서 흐름의 역 다중화를 간단히 하는 것이 바람직할 것이다.
루프 억제는 불안정시기(토폴로지 변화 사이에서 기간, 네트워크에서 모든 브리지에 라우팅 시스템에 의한 동일한 광고와 새로운 토폴로지의 공통의 관점에서 재 수렴과 전송 정보의 응답 업데이트(update))동안 연결을 유지하기 위해(잠재적으로 악화되는 형태일지라도) 네트워크에서 필요로 된다. 분산 시스템에서 불안정성은 종종 적어도 일시적으로 네트워크의 전체적인 측면에서 동기화되지 않을 것이라는 것을 의미한다.
이더넷 주소는 평범하고 하나의 라우팅 영역을 함축하도록 모을 수 없어서, 일시적인 유니캐스트 루프는 지역적이고 상대적으로 피해가 없고 단지 무한한 유니캐스트 루프들과 어떤 멀티캐스트 루프들이 다루어질 필요가 있다. 메트릭스(metrics)는 대칭적이고 유니캐스트와 멀티캐스트 전송 둘 다에 있어 공통적이기 때문에 각각의 방향에서 최단 경로는 유니캐스트와 멀티캐스트 경로에 있어 어떤 두 장치들 사이에서 동일할 것이다. 만약 그것이 같다면, 수렴된 네트워크에서 각각의 브리지는 어떤 주어진 소스 MAC을 기대하는 인터페이스를 안다. 왜냐 하면, MAC이 포트 쪽으로 구성되어져야 하는 포트가 FIB에서 돌아오는 경로이기 때문이다. 또한, 패킷의 소스 주소는 유니캐스트와 멀티캐스트 패킷 둘 다에 있어 공통적이고 송신자의 유니캐스트 소스 주소가 있다는 것이 주목되어야 한다.
어떤 분산 시스템에서 일시적인 루프는 토폴로지 변화와 함께 발생할 것이다. 드문 경우에 무한한 루프는 실행 에러 또는 하드웨어 문제의 결과로서 또한 발생할 수 있다. 이것은 또한 구성하는 자의 방침 문제들 때문에 네트워크를 구성하는 다수의 라우팅 영역에 있어 진실이다. 그러나 단지 하나의 영역 또는 엄격한 계층이 PLSB에서 고려된다.(라우팅 영역에 있어서 피어 망) 루프는 몇몇 노드가 네트워크에 대한 정보를 알고 다른 것은 알지 못할 때 형성된다. 이것은 종종 동시에 모든 노드로 수렴하지 않은 네트워크 정보의 전파지연 때문에 발생한다. 작동을 위한 분산된 라우팅에 있어, 결국 모든 정상적인 노드들은 동기화된 측면을 가질 것이고 공통의 결과를 계산했다는 가정이 있을 것이다.
앞에서 언급한 것처럼, 대칭 메트릭스(metrics)은 어떤 두 개의 노드 사이에서 최단 경로가 양방향에서 동일하도록 사용된다. 링크 상태 라우팅에 의한 전송 데이터베이스의 구성과 결합될 때, 충분한 정보는 패킷들이 RPFC라고 불리는 것을 수행함으로써 기대된 인터페이스(주어진 소스로부터 도착의 세그먼트는 그 소스에 최단 경로에 세그먼트에 대응한다.)를 받았는지 아닌지를 보면서 수정되는 전통적인 MAC 학습 과정이 허용되게 전송 데이터베이스에 존재할 것이다. 이것은 포트를 막아야 하는 것 없이 또는 크게 네트워크 연결을 방해함이 없이 루프 없는 것을 주시함으로써 패킷을 허용한다. 이것은 STP의 사용 없이 루프가 없는 이더넷의 다지점 연결을 공급한다.
브리지는 패킷에 포함된 소스 MAC 주소의 비교에 기초하여 패킷이 정상적인지 체크하는 것을 수행하고 패킷이 전송 데이터베이스에서 목적지로서 동일한 MAC 주소로 구성되는 것과 함께 도착하는 세그먼트가 정상적인지 체크한다. RPFC 보안이 가능해질 때, 소스 MAC 주소를 위해 학습된 세그먼트가 정적 입구로 수정되거나 또는 정적 입구가 아니라면 패킷은 버려진다. 예를 들어 도 2a를 보면, 포트들이 브리지(110)에 대한 소스 MAC과 관련되어 있는 입구를 갖지 않을 때, 만약 브리지(110)의 소스 MAC을 갖고 있는 패킷이 브리지(114), (118), (120), (122), (124)에 다른 연결 링크들과 관계된 포트를 통해 브리지(112)에 도착한다면 패킷은 버려진다. RPFC는 버그 없는지와 서브 네트워크 내에 링크 상태 라우팅시스템의 무한한 실행을 추정한다.
앞서 살펴본 것처럼, 정확히 수렴된 네트워크는 네트워크에서 어떤 브리지들 쌍의 사이에서 하나의 양방향 최단 경로를 가질 것이다. 정의에 의한 PLSB 라우팅은 등가 무게 연결의 양쪽 방향을 지정한다. RPFC가 작동되도록, 브리지 A에서 브리지 B로 얻는 패킷은 양방향을 위한 모든 중간 노드의 올바른 수렴의 논리식의 "AND"이다. 올바르지 않거나 수렴하지 않는 경로들을 우연히 만나는 어떤 패킷은 루프가 될 기회를 갖기 보다는 버려질 것이다.
도 3은 네트워크에서 루핑이 어떻게 발생하는지에 대한 구조를 나타낸다.예는 장치 B에서 장치A 로 그리고 스텝(301)에서는 반대로 작동하는 시스템 전송으로부터 시작한다. (302)단계에서 보여지는 것처럼, 가능한 일시적인 루프를 시작하는 것은 노드 Y로부터 장치 A에서의 연결은 실패되어야 하고 장치 A는 듀얼-홈드(dual-homed)가 되어야 한다. 그래서 노드 Y는 두번째 연결을 통해 패킷을 전달하려고 계속해서 시도한다. PLSB 네트워크에서 루프의 발생은 루프 억제 구조가 어째튼 실패했다는 것을 가정한다.
(303)단계에서 보여지는 것처럼, 브리지 Z에서 루프가 계속해서 가게 하기 위해 브리지 Z는 브리지 Y로의 최단 경로가 시계 방향이라고 믿어야 하고, 브리지 X를 통해, 브리지 Y에 정반대로, 그리고 그것은 브리지 Y에서 브리지 Z로 직접 가도록 결정해 왔고, 오직 브리지 Z에서 브리지 Y로 또는 브리지 Z에서 장치A로 일치되어 있다.
브리지 X에서 루프가 계속 지속되게 하기 위해, (304)단계에서 보여지는 것과 같이 두번째 실패가 있어야만 한다. 그러나 RPFC가 적용될 때, 앞쪽과 반대 쪽 모두에서 동시에 루프가 필요로 된다. 앞쪽에서 개념적으로 루프를 계획하는 것은 쉽지만 양방향 모두에서 발생하는 것을 계획하기는 쉽지 않다. 루프는 2개의 장치 들 사이에서 최단 경로라는 것은 명백하다. 특별한 MAC주소에서 루프는 모든 트래픽 흐름에서 그 주소가 루프가 될 것이라는 것을 의미하지 않고 돌아오는 경로 역시 적절한 루프가 있다.
루프가 없도록 하는 것은 직관적이고 비공식적인 증거에 의해 입증될 수 있다. 루프에서 2개의 카운터-라우팅(counter-rotating) 방향은 동시에 존재할 수 없고, 만약에 한 방향에서 루프를 발생하게 할 상태들이 비쳐진다면 그런 전송 구조를 고유하게 발생시키는 상태들은 성립하지 않는다. RPFC는 루프가 앞쪽과 반대쪽 방향 모두에서 적절해야 할 필요가 있다. 직관적인 증거의 본질은 정상적인 시스템에서 이것은 동시에 양방향을 위해 진실이 될 수 없다는 것이다. 현재 작동하는 것보다 경로에 있어 주어진 쌍의 노드들 사이에서 최단 경로가 되기 위해, 연결들 또는 자원들이 추가될 필요가 있고, 그것의 지식은 실제적으로 루프가 형성되도록 하나의 방향으로 제한될 필요가 있다. RPFC를 작동시키지 못하게 하기 위해 동시에 대칭이 될 필요가 있는 추가된 자원을 아는 것은 처음부터 성립되지 않는다.
실패들의 결합 또는 정상적이지 않은 실행이 실제적으로 루프를 형성한다면, 루프는 일단 형성되면, 더 이상 트래픽은 만약에 패킷들이 반복 지점에 도착하면, 단지 떠날 수 있도록 그것들이 루프로 들어가지 못하게 하는 성질이 있다. 도 4에서 예시적으로 보여지는 것처럼, 다수의 브리지들 사이에서 루프(402)가 형성될 때, 루프 안에 패킷들에 있어 오직 유효한 소스 때문에 그것자체로 루프가 된다. 루핑하는 패킷들은 루프 안에서 이미 갇혀진 패킷들을 제한한다. 외부 브리지에서 루프로 (404), (406), (408), (410) 노드들이 더 이상 들어갈 수 없다. 이것은 단지 간단한 루프들이 형성될 수 있다는 것을 의미한다. 루프가 주어진 소스 주소를 위해 유효한 소스로서 하나의 인터페이스 이상으로 받아들이는 것은 불가능하기 때문에 복제된 패킷은 원래의 흐름 속에서 다시 나타날 수 없다.
RPFC는 루프가 없는 패킷을 단속함으로써(TTL 또는 포트 블라킹) 패킷을 수행하는 루프 방지 구조로서 이용된다. 또한 루프를 작게 하는 것은 그것이 목적지 쌍을 위해 나가야 하는 것처럼 중요하게 제한된다고 주목하는 것이 중요하다.
RPFC는 이더넷 패킷에 있어 수정할 필요가 없고 브리지의 실행에 최소한의 수정도 필요 없다는 장점을 가지고 있다. RPFC는 기대되지 않은 인터페이스에 도착하는 패킷의 다른 원인일 수도 있다는 점에서 공격적인 보안이어서, 선택적인 환경에서 그것을 고용하지 않는 능력이 바람직하다. PLSB 멀티캐스트는 배타적으로 이더넷 MAC 주소들의 기초에 있다.(VLAN에서 플러딩에 반대되도록) 이더넷 멀티캐스트 MAC 주소들은 독특한 보안 처리가 유니캐스트 또는 멀티캐스트 패킷들에 적용되는 것을 허용하는 목적지 MAC 주소에 명백한 멀티캐스트 표시를 포함한다.(잘 알려지지 않은 패킷들의 PBT 플러딩과 마찬가지로 금지된다는 것을 주의) 구성된 유니캐스트 전송을 위해, 임시적인 루프는 네트워크가 단지 루프에서 패킷을 완화시키기 때문에 루프 해결 또는 완충 능력이 수용된 추가적인 트래픽을 버리는 결과가 되어 초과될 때까지는 큰 재앙이 아니다. 이것은 네트워크 수렴동안, 루프 억제가 꺼질 수 있다는 것을 의미한다. 일시적인 루프들은 해가 없고 반복되지 않는다.(네트워크는 간단히 루프가 없어질 때까지 완충된다.)네트워크가 안정될 때, 유니캐스트 억제는 다시 켜지고 곧 어떤 무한한 루프들도 없어지게 된다.
다른 전략들은 만약 무한한 루프 상태가 존재한다면, 그리고 그것이 다시 꺼지지 않는다면, (트래픽의 버림을 통해 탐지된)정기적으로 간단히 유니캐스트에 대한 RPFC가 체크하는 것을 가능하게 하는 것과 같이 생각될 수 있다. 루핑의 결과들은 멀티캐스트 트래픽에 대한 것과 상당히 다르고, 임시적인 루프는 무한 반복이 될 수 있어서 RPFC는 멀티캐스트 목적지 MAC 주소를 가진 패킷들에 있어 결코 쓸모없게 하지 못한다. 멀티캐스트에 있어서, 루프 억제는 수렴되지 않는 멀티캐스트 전송이 패킷들을 공격적으로 버리고 루프를 방지하게 하기 위해 항상 남아 있어야 한다.
토폴로지 변화에 의해 영향을 받지 않는 트리들은 정상적으로 계속해서 작동할 것이다. FIB에 변화가 없거나 토폴로지 변화와 관련되지 않은 관련된 경로들에 있어서는 불안정성이 없기 때문에, 그러나 변화에 영향을 받는 것들은 RPFC가 수렴되지 않는 멀티캐스트 경로들에 있어 패킷들을 버리기 때문에 연결에 있어 방해들을 경험할 수 있을 것이다. 전체적인 네트워크 관점에서, 이것은 서비스에 있어 임시적인 절전과 유사할 것이다. 학습된 입구들은 구성된 입구들로 대신되지 않아서 보안의 가능/무능력은 라우팅 시스템에 의해 예로 된 구성의 타락이 되지는 않는다.
도 5는 PLSB를 실행하기 위한 브리지 노드(500)의 가능한 방법을 나태내는 구조이다. 라우팅 시스템 모듈(502)는 링크 상태 프로토콜 라우팅을 사용하는 네트워크 토폴로지에 관해 네트워크에서 피어 브리지와 정보를 교환한다. 앞에서 언급한 것처럼, 정보의 교환은 브리지가 수렴동안 최단 경로 트리를(위에서 언급한 알고리즘을 사용) 계산하기 위한 라우팅 시스템(502) 모듈을 허용하는 네트워크 토폴로지의 동기화된 측면에서 발생하도록 허용한다.
FIB(504)는 결정된 경로들에 기초한 네트워크를 통해 트래픽을 지시하기 위한 적절한 입구들에 위치된다. RPFC 소스 체크 모듈(506)은 들어오는 패킷(500)을 처리하고 수신된 포트가 특별한 소스 MAC에 있어 FIB(504)에서 식별된 포트와 일치하는지 아닌지를 결정하기 위해 FIB(504)에서 조사를 수행한다. 만약 수신된 포트 MAC이 기대된 포트 MAC에 맞지 않는다면, 패킷은 버려진다. 마찬가지로 만약 라우팅 시스템(502)가 수렴하는 과정에서 네트워크인 RPFC 소스 체크(source check)(506)을 식별하면, 루프 억제는 유니케스트에 있어 쓸모가 없다. 네트워크가 수렴하는 때에, 루프 억제는 유니캐스트 패킷들에 있어 다시 사용가능해진다. 멀티캐스트 패킷에 있어, 멀티캐스트 목적지 주소에 의해 식별될 때, RPFC 소스 체크(506)은 수렴하는 동안 결코 쓸모없지 않게 된다.
만약에 패킷이 RPFC 소스 체크(506) 모듈을 통과한다면 또는 체크가 쓸모없 게 된다면, 목적지 조사(508) 모듈은 패킷이 목적지 유니캐스트 또는 멀티캐스트 MAC 주소에 전송되어야 하는 포트인 FIB (504)로부터 결정된다.만약에 유효한 입구가 아니면 패킷은 그 후 버려질 것이다. 만약에 브리지가 네트워크의 에지(edge)에 있다면 패킷의 MAC-in-MAC 캡슐화는 밖으로 나가는 패킷들의 전송에 앞서 독특한 유니캐스트와 멀티캐스트 주소를 이용하는 것이 발생할 것이다. 기재된 모듈들은 단지 예를 위한 목적으로 이해되어야 하고 발명이 속하는 기술분야에서 통상의 지식을 가진 자에 의해 브리지 노드의 모듈 사이에서 작용을 결합하거나 분배함으로써 실행될 수 있다.
도 6은 작용에 있어 PLSB 브리지(500)의 구성 방법에 대한 구체적인 것을 보여준다. 네트워크 토폴로지 변화가(602)단계에서 발생할 때, 브리지 또는 연결 실패와 같은, 상태 정보는 라우팅 시스템 모듈(502)에 의해 (604)단계에서 네트워크에 브리지들 사이에서 교환된다. 라우팅 시스템 모듈(502)는 브리지 통로 데이터베이스에서 토폴로지 정보를 저장함으로써 네트워크 구성의 동기화된 관점을 세운다. 브리지는 이전에 설명된 것처럼 최단 경로 알고리즘을 사용하는 (606)단계에서 피어 브리지들 사이에서 최단 경로들을 결정할 수 있다. FIB(504)는 연결을 가능하게 하는 적절한 라우팅 입구들을 가진 (608)단계에 위치된다. 그러면 패킷들은 브리지에 의해 통과될 수 있다. 네트워크 토폴로지 변화가 발생하면 과정은 다시 시작된다.
도 7은 수신된 패킷들을 프로세싱하는 브리지 노드(500)의 구체적인 것을 보여준다. 패킷은(702)단계에서 브리지 포트에서 수신된다. (704)단계에서 목적지 주소는 패킷이 멀티캐스트 패킷인지 또는 유니캐스트 패킷인지 아닌지를 결정하는데 사용된다. 패킷이 유니캐스트 패킷이라면, ((704)단계에서 예이면)라우팅 시스템은 수렴되고, RPFC는 작동되고 ((706)단계에서 예이면)(708) 단계가 수행된다. RPFC가 성공하면((708)단계에서 예이면)패킷은 소스 MAC 주소와 관련되어 있는 기대된 포트에 도착하고 목적지 MAC 에 있어 나가는 포트의 FIB에서 조사는 (710) 단계에서 발생한다. 만약 RPFC가 작동되지 않는다면((706)단계에서 아니오), 루핑 상태는 현존하고 네트워크는 수렴되지 않고 RPFC는 통과되고 직접적으로 조사는 (710)단계에서 패킷 전송을 위해 발생한다. MAC 주소와 관계된 입구가 있다면((710)단계에서 예), 패킷은 (714)단계에서 그것의 목적지에 전송된다. RPFC가 성공되지 않는다면((708)단계에서 아니오),패킷은 소스 주소에 기초한 기대된 포트에 도착하지 못하고 패킷은 (712)단계에서 버려진다. 마찬가지로 패킷이 적절한 입구를 갖지 못하면((710)단계에서 아니오) 패킷은 (712)단계에서 버려진다.
만약 패킷이 멀티캐스트 패킷이라면((704)단계에서 아니오) RPFC는 항상 작동되고 (708)단계에서 수행된다. 만약 RPFC가 성공되면((708)단계에서 예),패킷은 관련된 MAC 주소에 기대된 포트에 도착하고 목적지 MAC을 위해 나가는 포트의 FIB에서 조사는 (710)단계에서 발생한다. 관련된 MAC 주소를 위한 입구가 있다면((710)단계에서 예), 패킷은 (714)단계에서 패킷의 목적지에 전송된다. 만약 RPFC가 성공되지 않으면((708)단계에서 아니오),패킷은 소스 주소에 기초된 기대된 포트에 도착하지 않고, 패킷은 (712)단계에서 버려진다. 마찬가지로 패킷이 적절한 입구를 갖지 않으면, 패킷은 (712)단계에서 버려진다.
앞에서 말한 것처럼 RPFC는 주기적으로 간단히 무한한 루프 상태가 존재하는지 아닌지를(트래픽의 버림을 통해 탐지된)체크하기 위해 그리고 그것이 다시 꺼지지 않는다면 작동될 것이다.
PLSB 네트워크가 하나의 관심 집단을 지지하도록 나타나지만, 어떤 개인 집단이 단지 PLSB 네트워크에서 포트들과 브리지들의 서브셋에 연결을 필요로 하는 곳에서 다수의 관심 집단을 지지하는 것 또한 가능하다. 필요로 되는 것은 관심 집단과 공통의 유니캐스트 연결과 관심 집단을 가진 주어진 패킷에 연결되기 위한 구조에 참여하는 일련의 브리지에 억제되는 멀티캐스트 연결이다. IEEE 802.1ah I-SID(확장된 서비스 ID)분야는 관심 집단을 가진 패킷과 관련하고 있는 구조의 하나의 예이다. 관심 집단(I-SID)의 식별자는 또한 노드들이 식별된 관심집단의 I-SID에서 관심을 식별하기 위해 라우팅 시스템 광고에서 또한 합병될 수 있고 결국 각각의 브리지는 광고되는 각각의 I-SID를 가진 독특한 집단 멀티캐스트 주소와 관련되어 있다. 2개의 브리지 사이에서 최단 경로 그 자체를 찾는 브리지는 각각의 브리지와 관련되어 있는 유니캐스트 MAC 주소와 2개의 브리지에 모든 I-SIDs에 공통되는 멀티캐스트 MAC 주소들을 설치한다. 이것의 결과는 주어진 에지(edge)의 브리지는 모든 피어 브리지들에 유니캐스트 연결을 가질 거라는 것이고 관심 집단에 식별된 각각의 I-SID에 독특한 멀티캐스트 연결이라는 것이다. 이것은 각각의 피어에 각각의 관심집단을 위한 일련의 피어 노드들에 있어 다점-대-점 유니캐스트 트리 위에 나뭇잎이 되는 형식일 것이고 점-대-다점멀티캐스트 트리의 루트가 되는 형식일 것이고, 그곳에서 S는 소스의 주소이고 G는 멀티캐스트 그룹 주소이다. 만약 브리지 쌍이 일반적으로 I-SIDs를 가지지 않는다면, 더욱더 정밀하게 어떤 유니캐스트 MAC 주소도 설치되지 않게 될 수 있다. 마찬가지로 브리지 쌍은 통과 브리지가 될 것이고 노드의 말단 또는 시작되는 것 중 어느 하나의 흐름을 위한 어떤 MAC 정보를 제공하지 않게 선택되었을 것이다. 이런 방식에서, 오직 특별한 관심 집단에 한정되어 있는 멀티캐스트 연결은 아니고, 접근은 유니캐스트 연결에 있어 전송 테이블 공간의 소비에 있어서 절약된다.
도 8은 VPN이 어떻게 에지(edge) 브리지마다 VPN마다 위치되어지는 독특한 멀티캐스트 트리를 고려하는 PLSB 네트워크의 꼭대기에 위치될 수 있는지를 보여준다. 멀티캐스트 VPN 시나리오에서 멀티캐스트 트래픽은 단지 VPN에 참여하는 브리지에 전달된다. VPN 그룹 멀티캐스트 주소들은 공통의 경로를 위해 설치된다. 4개의 VPN 네트워크들은 V1, V2, V3과 V4로서 식별된다. 다수의 VPNs는 브리지(110)와 같이 브리지를 주인이 없도록 할 수 있고, 개인적인 VPN 말단 장치들이 될 수 있다. 각각의 VPN에 있어, 예를 들면 V1과 V3는 독특한 멀티캐스트 트리들이 발생된다. 대응하는 VPN의 종점을 포함하는 브리지들에 루트들만 식별된다. 예를 들면 V1에 있어 라우팅 트리는 브리지(116)으로의 경로들과 브리지(112)에서 브리지(122)와 브리지(124)사이에서 경로들이 요구된다. 마찬가지로 V3에 있어 라우팅 트리는 브리지(112)에 경로들과 브리지(118)과 (124)에서의 경로들이 요구된다. 이것은 V1으로부터 VPN 트래픽이 호스트가 아닌 VPN V1 또는 VPN V3말단 장치 브리지들에 전달될 것이라는 가능성을 제거시킨다. 각각의 VPN은 최단 경로 알고리즘에 기초된 VPN에 독특한 에지(edge) 브리지마다 트리를 가질 것이다.
VPNs을 정의하기 위한 능력과 유사하게 비대칭 연결은 설계될 수 있다.
일반적으로 PLSB는 (*,G) 멀티캐스트 연결을 발생시키고, *는 모든 소스를 의미하고 G는 멀티캐스트 그룹을 (S,G) 멀티캐스트 트리들의 전체적인 망으로서 나타내고, S는 그룹 "G"에 있어 소스를 표시한다. (S,G)에 연결을 제한하는 주어진 서비스 경우에 있어 또한 바람직하게 될 것이다. 이것은 주어진 멀티캐스트 그룹을 위해 소스, 싱크 또는 소스와 싱크 둘 다가 되기 위한 광고 표시 욕구의 성질들을 추가함으로써 쉽게 멀티캐스트에 있어 행해질 수 있다. 그것들이 2개의 다른 브리지들 사이에서 최단 경로라고 설립하는 브리지들은 멀티캐스트 그룹 주소들이 설치되어야 하는 것을 결정하기 위한 소스의 성질들을 사용한다. 좀 더 복잡한 연결은 다른 성질의 구조들을 가진 이것들의 반복되는 경우를 통해 설계될 수 있다. 예를 들면, 하나는 2개의 VPNs에 참여하는 네트워크에서 2개의 일련의 장치들을 계획할 수 있다. 방침대로, 연결은 단지 인터-셋만 허용되고 인트라-셋은 허용되지 않는다.( 본부/지사 연결이 되는 특별한 예) 그래서 첫 번째 VPN은 셋 A를 위한 소스 성질을 가지고 셋 B를 위한 싱크 성질을 가진다. 두 번째 VPN은 셋 A의 싱크 성질과 셋 B의 소스 성질을 가진다. 투명 브리징을 입히는 것이 고려될 때, 그런 제한들의 짐은 셋 A로부터 잘 알려지지 않은 플러딩이 셋 B에 제한되고 반대의 경우도 마찬가지로 의미한다. 그러므로 2개의 셋들은 인트라 셋 연결을 결코 학습할 수 없고 셋 A 장치들은 단지 셋B와 통신하고 그 역도 성립한다.
도 9에서 보여지는 것과 같이, 네트워크들은 PBT(출원번호 US20050220096에서 일반적으로 기재된 것과 같이)와 802.1ah PBB와 같은 다른 기술들을 이용함으로써 확대될 수 있다. PBB(904)는 PLSB WAN 영역인(902)와 PLSB 메트로 영역인(906)과 같은 PLSB 지역을 함께 연결하는 또는 PBT(908)을 사용하는 연결을 확대하는 ABRs에 상당하는 것으로서 자유롭게 사용될 수 있다. 지역 경계에서 클라이언트 정보의 조사가 근접 지역의 라우팅 시스템에서 하나의 MAC 주소로서 간단히 모델이 되도록 또는 피어들에게 하나의 B-MAC으로서 나타나는 PBT fan-in 지역과 상호 작용하도록 피어(peer) 지역을 허용한다. 그리고 이 기술들 중 어느 하나는 요약을 제공한다. 내부 지역에 루프를 없게 보장하기 위해, 네트워크는 지역의 엄격한 계층이 있고 라우팅 지역들의 망은 지지될 수 없다.
네트워크의 먼 끝에서, 주어진 소스 C-MAC을 위한 소스 B-MAC가 마찬가지로 어떻게 소스 학습이 포트 ID을 위해 더블링(doubling)하는 소스 B-MAC과 작용하는지 지시된다. 이러한 과정은 링크 상태 브리징과 작동하기 위해 약간 수정된다. C-MAC 대 B-MAC 러닝 과정은 수정되지 않는다. B-MAC가 C-MAC을 위해 학습되지 않았던 곳에서, 관심 집단(일반적으로 클라이언트 VPN)에 적절한 브리지의 멀티캐스트 주소가 사용되고, 이것은 C-MAC 브로드캐스트의 PLSB 공간에서 요구되는 대리실행 을 제공한다.
PLSB는 제거된 STP의 축소의 대부분을 가진 MAC-in-MAC 브리지된 네트워크를 제공한다. 이것은 망 연결의 훨씬 더 좋은 이용을 하게 되는 결과가 되고 각각의 장치에 대해 훨씬 더 빠른 수렴이 링크 상태 데이터베이스를 갖는다. 유니캐스트 연결은 네트워크가 다시 수렴되는 동안 방해되지 않는다. 또한, PLSB는 PBT(다른 VID 범위를 사용하는)와 함께 나란히 작동할 수 있는 능력 또는 PBT(허브실행에서)와 함께 연결된 능력을 제공하고 이더넷 성질들은 클라이언트 계층들을 위해 완벽한 대리실행을 제공하게 전체적으로 보존된다.
상기에 기재된 발명의 구체화는 단지 예시된 것 뿐이다. 그러므로, 발명의 범위는 첨부된 청구항들의 범위에 의해 오로지 제한되게 의도된다.

Claims (33)

  1. 하나 이상의 관련된 유니캐스트 MAC 주소;
    하나 이상의 관련된 멀티캐스트 MAC 주소;
    각각의 유니캐스트 MAC 주소에 기초한 노드들과 피어 노드들의 복수의 멀티캐스트 MAC주소들 사이에서 링크 상태 라우팅정보를 교환하고 피어 노드들 사이에서 최단 경로 연결을 결정하되 다수의 등가 비용 경로들이 이용될 때, 선택된 최단 경로는 라우팅 정보 교환에 참여하는 모든 브리지들에 일치하도록 배열되는 라우팅 모듈과,
    상기에서 다수의 등가 비용 경로들이 이용될 때, 선택된 최단 경로는 라우팅 정보 교환에 참여하는 모든 브리지들에 일치하도록 배열되고;
    노드로부터 피어 브리지 노드들까지 연결을 식별하기 위해 라우팅 모듈로부터 수신된 전송 정보를 위치시키되, 유니캐스트 MAC 주소들은 피어노드로 포인트되고 멀티캐스트 MAC 주소는 피어노드로부터 포인트되는 FIB;
    들어오는 패킷들을 조사하고, 입구 소스 MAC 주소와 동일한 목적지 MAC 주소를 가진 패킷을 전송하기 위해 패킷들이 출구 포트로 사용될 동일한 입구 포트에 도착했는지 아닌지를, FIB로 측정하여, 결정하기 위한 RPFC 모듈과;
    노드의 출구 포트가 피어 브리지의 목적지 MAC 주소와 관련되어 있는지 아닌지를 FIB로부터 결정하고 패킷을 전송하기 위한 전송 모듈을 포함하는 PLSB 이더넷 노드.
  2. 제1항에 있어서,
    상기 RPFC 모듈은 만약 패킷이 정확한 입구 포트에 도착하지 않았다고 결정되면 패킷을 버리는 이더넷 노드.
  3. 제1항에 있어서,
    상기 RPFC 모듈은 네트워크 토폴로지와 라우팅 모듈이 수렴되지 않을 때, 유니캐스트 트래픽을 위해 작동되지 않는 이더넷 노드.
  4. 제3항에 있어서,
    상기 RPFC 모듈은 패킷들의 버림을 탐지함으로써 무한한 루프 상태가 존재하는지 아닌지를 주기적으로 조사해서 유니캐스트 패킷들이 작동되게 하는 이더넷 노드.
  5. 제1항에 있어서,
    상기 전송 모듈은 만약 출구 포트가 목적지 MAC 주소의 패킷이 FIB에서 식별되지 않으면 패킷을 버리는 이더넷 노드.
  6. 제1항에 있어서,
    하나 이상의 유니캐스트 MAC 주소들은 라인 카드, VSI 또는 UNI 포트 또는 브리지에서 기타 임의의 이름의 말단 중 하나에 할당되거나 브리지 뒤에 있는 MAC 말단의 대표인 것을 특징으로 하는 이더넷 노드.
  7. 제1항에 있어서,
    상기 라우팅 모듈은 플로이드의 알고리즘 또는 다익스트라의 알고리즘에 의해 최단 경로를 결정하는 이더넷 노드.
  8. 제1항에 있어서,
    상기 FIB 모듈은 최단 경로에 있어 단지 노드들과 관련되는 정보에 기초하여 위치되는 이더넷 노드.
  9. 제1항에 있어서,
    상기 링크 상태 정보는 각각의 브리지가 2개의 노드들 사이에서 최단 경로일 때, 2개의 노드들이 관심 집단들의 상호 교차가 있는지, 브리지가 전송 테이블에 따라서 위치되는 것을 수정할 필요가 있는지를 결정하도록 라우팅 광고들 내에서 관심 집단의 정보를 포함하는 이더넷 노드.
  10. 제1항에 있어서,
    상기 링크 상태 정보는 또한 복수의 VLAN 식별자를 포함하는 것을 구성요소로 하고 ,상기 각각의 식별자는 제어부에서 망의 하나의 경우를 정의하는데 사용되는 이더넷 노드.
  11. 제10항에 있어서,
    상기 복수의 VLAN 식별자는 다수의 등가 비용 경로들이 이용될 수 있도록 망에서 트래픽의 흐름을 용이하게 하기 위해 네트워크를 분할하는데 사용되어지는 이더넷 노드.
  12. 제11항에 있어서,
    상기 라우팅 모듈은 VLANs의 범위를 가로질러 로드(load)가 퍼지는 다수의 등가 비용 경로들 사이에서 브레킹(breaking)을 묶기 위해 각각의 VLAN에 별개의 랭킹(ranking) 알고리즘이 할당되는 동안 각각의 VLAN에 대해 최단 경로들을 결정하는 이더넷 노드.
  13. 제1항에 있어서,
    상기 링크 상태 정보는 독특한 멀티캐스트 그룹을 식별하기 위해 링크 상태 라우팅광고들에 합병된 확장된 서비스 ID(I-SID)를 포함하고, 상기 2개의 브리지들 사이에서 최단 경로인 브리지는 각각의 브리지와 관련된 유니캐스트 MAC 주소를 설치하고, 2개의 브리지들에 모두 공통되는 I-SIDs을 위한 멀티캐스트 MAC 주소들을 설치하는 이더넷 노드.
  14. 피어 노드들과의 링크 상태 정보를 교환하는 단계;
    상기에서 각각의 노드는 하나 이상의 관련된 유니캐스트 MAC 주소와 하나 이상의 멀티캐스트 MAC 주소를 포함하며;
    교환된 링크 상태 정보에 기초하여 최단 경로 알고리즘에 의해 피어 노드들에 최단 경로를 결정하되 다수의 등가 비용 경로들이 이용될 때, 선택되는 최단 경로는 라우팅 정보 교환에 참여하는 모든 브리지에 있어 일관되게 배열되는 최단경로 결정단계;;
    상기에서 다수의 등가 비용 경로들이 이용될 때, 선택되는 최단 경로는 라우팅 정보 교환에 참여하는 모든 브리지에 있어 일렬로 배열되게 선택되고,
    관련된 피어 노드들 쪽으로의 유니캐스트 MAC 주소들과 멀티캐스트 MAC 주소들을 이용하는 결정된 최단 경로를 가진 FIB에 위치시키는 단계;
    들어오는 패킷의 소스 MAC 주소를 조사함으로써, 입구 소스 MAC 주소와 동일한 목적지 MAC 주소를 가진 패킷을 전송하기 위해 패킷들이 출구 포트로 사용될 동일한 입구 포트에 도착했는지 아닌지를 결정하되 상기 패킷은 상기 RPFC가 실패하 면 버려지는 RPFC를 수행하는 단계;
    상기 패킷은 만약 RPFC가 실패하면 버려지고;
    만약 RPFC가 성공하면 FIB에서 식별되는 것처럼 패킷의 목적지 MAC과 관련되어 있는 출구 포트의 노드를 통해 패킷을 피어 브리지로 전송하는 단계를 포함하여 이루어지는 PLSB 이더넷 노드를 구성하고 작동시키는 방법.
  15. 제14항에 있어서,
    상기 RPFC를 수행하는 단계는 네트워크 토폴로지와 라우팅 모듈이 수렴되지 않을 때, 선택적으로 유니캐스트 트래픽이 통과되는 방법.
  16. 제14항에 있어서,
    상기 최단 경로를 결정하는 단계는 플로이드의 알고리즘이나 다익스트라의 알고리즘을 이용하는 방법.
  17. 제16항에 있어서,
    상기 최단 경로 알고리즘은 또한 네트워크를 사용하는 다른 응용에 있어서의 수용능력, 속도, 사용과 넷(net) 이용성을 구성하는 그룹으로부터 선택된 비용의 측정을 포함하는 방법.
  18. 제14항에 있어서,
    상기 라우팅 모듈은 둘 중의 하나의 형태인 패킷들 사이에서 전송에 적합하도록 유니캐스트와 멀티캐스트 연결에 있어 공통의 메트릭스(metrics)을 이용하는 방법
  19. 제14항에 있어서,
    상기 FIB를 위치시키는 단계는 단지 최단 경로에 있는 노드들에 관련된 정보에 기초되는 방법.
  20. 제14항에 있어서,
    상기 패킷은 MAC-in-MAC 방식의 캡슐화가 802.1ah 인 방법.
  21. 제14항에 있어서,
    상기 링크 상태 정보를 교환하는 단계는 또한 각각의 브리지가 2개의 노드들 사이에서 최단 경로일 때, 2개의 노드들이 관심 집단들의 상호 교차가 있는지, 브리지가 전송 테이블에 따라서 위치되는 것을 수정할 필요가 있는지를 결정하도록 라우팅 광고 내에서 관심 집단의 정보를 포함하는 것을 구성하는 방법.
  22. 제14항에 있어서,
    링크 상태 정보를 교환하는 단계는 또한 복수의 VLAN 식별자를 포함하는 것을 구성요소로 하고, 상기에서 각각의 식별자는 제어부에서 망의 한 가지 경우를 정의하기 위해 사용되는 방법.
  23. 제22항에 있어서,
    상기 복수의 VLAN 식별자들은 다수의 등가 비용 경로들이 이용될 수 있게 망에서 트래픽의 흐름을 용이하게 하도록 네트워크를 분할하는데 사용되는 방법.
  24. 제23항에 있어서,
    상기 최단 경로들을 결정하는 단계는 VLANs의 범위를 가로질러 로드(load) 확산을 위해 다수의 등가 비용 경로들 사이에서 브레킹(breaking)을 묶기 위해 각각의 VLAN에 별개의 랭킹(ranking) 알고리즘을 할당하는 동안 각각의 VLAN에 대해 반복되는 방법.
  25. 제14항에 있어서,
    상기 링크 상태 정보를 교환하는 단계는 또한 독특한 멀티캐스트 그룹을 식별하기 위해 링크 상태 라우팅광고들을 합병하는 확장된 서비스 ID(I-SID)를 포함하는 것을 구성요소로 하고, 상기 2개의 노드들 사이에서 최단 경로에 있는 브리지는 각각의 브리지와 관련되어 있는 유니캐스트 MAC 주소와 2개의 브리지들에 모두 공통되는 I-SIDs을 위한 멀티캐스트 MAC 주소들을 설치하는 방법.
  26. 제14항에 있어서,
    상기 링크 상태 정보를 교환하는 단계는 또한 주어진 멀티캐스트 그룹을 위해 소스가 되거나 싱크 또는 소스와 싱크 둘 다가 되게 표시하는 링크 상태 광고에 성질들을 추가함으로써 비대칭적인 VPN 연결을 제공하는 것과, 멀티캐스트 그룹 주소들이 설치되도록 결정을 하는 소스 성질들을 사용하는 2개의 다른 브리지들 사이에서 최단 경로를 설립하는 브리지를 구성요소로 하고,
  27. 네트워크에서 피어 브리지들에 있어 각각 전송 정보를 포함하는 FIB를 가지 는 복수의 브리지들, 들어오는 패킷들이 입구 소스 MAC 주소와 동일한 목적지 MAC 주소를 가진 패킷을 전송하기 위해 패킷들이 출구 포트로 사용될 동일한 입구 포트에 도착했는지 아닌지를 결정하기 위해 RPFC을 수행할 수 있는 각각의 브리지,
    브리지들을 상호 연결시킬 수 있고 망 네트워크를 형성하는 복수의 경로들; 및
    상기에서 FIB는 복수의 브리지들 사이에서 교환된 링크 상태 정보에 기초하여 위치되고, 피어 브리지들 사이에서 최단 경로를 결정하기 위해 사용되고, 상기에서 다수의 등가 비용 경로들이 이용될 때, 선택된 경로들의 결정은 피어 브리지들에 있어 일관성 있게 배열되는 것을 포함하는 이더넷 브리징 네트워크.
  28. 제27항에 있어서,
    상기 하나 또는 그이상의 브리지들은 피어 브리지들을 FBI에 위치시키는데 이용되는 하나 이상의 관련된 유니캐스트 MAC 주소와 하나 이상의 관련된 멀티캐스트 MAC 주소들을 가지고 있는 브리징 네트워크.
  29. 제27항에 있어서,
    상기 RPFC는 패킷의 목적지 주소에 의해 식별될 때 유니캐스트 패킷들에 대해서는 선택적으로 작동되지 않고, 네트워크 토폴로지가 브리지들 사이에서 수렴되 지 않을 때, 멀티캐스트 패킷들에 대해서는 작동되는 브리징 네트워크.
  30. 제27항에 있어서,
    상기 브리지들의 서브셋(subset)은 MAC을 식별하는 피어 PLSB 영역들을 통해 상호 연결될 수 있는 개인적인 PLSB 영역들을 형성하는 브리징 네트워크.
  31. 제27항에 있어서,
    상기 공급자 백본 전송(Provider Backbone Transport)(PBT) 네트워크들은 PBT MAC 식별자를 통해 브리징 네트워크의 에지(edge) 브리지와 상호 연결될 수 있는 브리징 네트워크.
  32. 제27항에 있어서,
    상기 공급자 802.1ah 공급자 백본 브리징(Provider Backbone Bridging)(PBT)는 브리징 네트워크 위에 입혀지는 브리징 네트워크.
  33. 제27항에 있어서,
    상기 연결 수단 구조는 각각의 피어 브리지에 다점-대-점(mp2p) 유니캐스트 트리에 나뭇잎과 같이 복수의 브리지들 중에 하나를 이용함으로써 설계되는 시스템.
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