KR20100134042A - Ｗｄｍ 메시 네트워크들에서 보호 공유의 방법 - Google Patents

Abstract

대규모 파장 분할 멀티플렉싱(WDM) 메시 네트워크 내에서와 같이, 보호 자원 공유 기회들을 식별하고, 선택적으로 관리하는 방법 및 시스템.

Description

ＷＤＭ 메시 네트워크들에서 보호 공유의 방법{METHODS OF PROTECTION SHARING IN WDM MESH NETWORKS}

연관 출원들과의 상호 참조

본 출원은 본원에 참조로 통합되어 있는, 2008년 4월 18일에 제출된 미국 가 특허 출원 일련번호 61/046,238의 이점을 주장한다.

본 발명은 통신 네트워크들에 관한 것으로서, 특히 대규모 파장 분할 멀티플렉싱(large scale wavelength division multiplexing: WDM) 메시(mesh) 네트워크 내에서와 같은 보호 자원 공유 기회들을 결정하는 것에 관한 것이다.

광 전송 네트워크들은 오늘날 점차 공유된 경로 보호를 구비한 메시 네트워크들로 설계되고, 배치되고, 제공되고 있다. 전형적인 메시 네트워크 설계들은 네트워크 내의 단일 노드(node) 또는 링크 고장(link failure)이라는 가정에 기반하는 경로 보호를 포함한다. 이는 링크 절단들 또는 고장들의 확률이 낮은 경우에, 고가용성(high availability) 노드들에 대한 합리적인 가정이다. 그러나, 그와 같은 설계 가정들은 압축된 타임프레임(timeframe)에서 발생하는 다수의 고장들을 포함할 수 있는 재앙과 같은 시나리오들 또는 계획되고 조정된 공격들처럼, 고장들이 독립적인 무작위 사건들이 아닐 가능성을 적절하게 고려할 수 없다. 이와 같으므로, 재난 관제 기관들에게는 다수의 고장들에 원상 복귀 가능한 로버스트(robust)한 고속 백업(backbone) 지상선 네트워크들이 필요하다. 그러나, 다수의 고장에 강한 다중 서비스 네트워크를 설계하는 것에 대한 주요 도전과제들 중 하나는 용량- 또는 비용- 효율적인 방식으로 필요한 리던던시(redundancy)를 제공하는 것이다. 그러므로, 경로의 요구 흐름(즉, 요구)을 지원하는데 필요한 자원이 링크 또는 노드 고장들의 경우에 충족된 상태로 남도록 하기 위해서 네트워크 설계 및 공급의 상황 내에서 용량 공유가 바람직하다. 대규모 파장 분할 멀티플렉싱(WDM) 메시 네트워크 내에서 용량 공유에 특히 관심이 있다.

공유 보호에 대한 하나의 방법은 각각의 광 자원 요구 흐름에 대한, 소스(source) 및 목적지 노드들 사이의 두 노드 독립(node disjoint) 광 경로들(즉, 주 경로를 위한 광 경로 및 백업(backup) 또는 보호 경로를 위한 광 경로)을 찾는 것이다. 이와 같은 독립 경로들은 결함 분리(fault isolation)를 요구하지 않는 장점을 제공하므로 대안 방법들에 비해 더욱 신속한 복구를 제공하는 경향이 있다. 노드 독립 경로들을 사용하여 단일 노드 또는 링크 고장들에 대비한 보호를 위한 용량을 계획하고/계획하거나 제공할 때, 두 요구들은 두 요구들 중 주 경로들이 노드 독립이고 근저의 그래프 토폴로지(graph topology)가 백업 경로들을 링크 교차하도록 하는 경우, 보호 용량들을 공유할 수 있다. 이 설계는 네트워크 내에서의 임의의 장소에서 1회의 그와 같은 고장 이후에 나머지 자원 요구들이 보호 용량을 가지는 것으로 예상되지 않아서 단일 고장으로부터 복구하는데에 자신들의 개런티를 상실한다는(즉, 나머지 자원 요구들은 1-보호됨에서 보호되지 않음으로 "강등"된다) 가정에 기반한다. 그렇지 않으면, 각각의 자원 요구는 단지 직접적으로 자원 요구에 영향을 미치는 하나의 고장 이후에 복구 가능해야만 하는 경우, 복구 대역폭이 전용되어야만 한다. 주 경로들이 독립적이기 때문에, 단일 고장은 양 요구들에 동시에 영향을 미치지 않을 것이고, 네트워크 내에서의 임의의 하나의 고장 이후에 제 2 요구에 대한 보호가 요구되지 않기 때문에, 두 요구들은 보호 대역폭을 공유할 수 있다.

공유 보호에 대한 다른 방법은 고장이 난 주경로의 대역폭이 다른 요구들의 복구를 위해 이용 가능해지는 것이다. 이는 1차 재사용(primary reuse) 또는 스터브 릴리스(stub release)라 칭해진다: 특히 요구에 대한 주경로의 용량을 방출하는 것은 복구를 위한 다른 요구들에 의한 재사용을 위한 고장에 영향 받는다.

1차 재사용의 하나의 결점은 그와 같은 재사용이 복귀(즉, 일단 그에 대한 복구들이 완료되면 고장이 난 요구의 원래의 주경로로의 복구)를 배제할 수 있다는 점이다. 그러나, 복귀를 구현하는 제어 평면에서의 복잡성으로 인해, 공유 메시 경로 보호를 사용하는 네트워크들은 1차 재사용을 허용하거나 아니면 배제하지만, 전형적으로 복구를 구현하지 않는다.

종래 기술과 연관된 다양한 결점들은 다중 보호 광 자원 요구들을 채용하는 대규모 파장 분할 멀티플렉싱(WDM) 메시 네트워크 내에서와 같이, 보호 자원 공유 기회들을 식별하고, 선택적으로 관리하기 위한 방법 및 시스템의 본 발명에 의해 처리된다. 하나의 실시예에서 메시 네트워크 내에서 보호 용량을 배분하기 위한 방법은 상기 메시 네트워크 내의 복수의 보호 광 경로들의 각각과 연관되는 주 및 보호 용량(primary and protection capacity)을 식별하는 단계; 각각의 가능한 k 구성요소 고장에 대해서, 상기 k 구성요소 고장으로부터의 복구를 위해 대응하는 보호 용량을 결정하는 단계; 복수의 보호 공유 메커니즘들의 각각의 메커니즘에 따라 보호 용량 공유 기회들을 결정하는 단계; 및 상기 결정된 보호 공유 기회들에 응답하여 보호 용량 할당들을 조정하는 단계를 포함한다.

다른 실시예들은 k 레벨 보호 및 백업 용량 공유를 사용하여 메시 네트워크 내에 필요한 백업 용량을 결정하기 위한 방법 및 시스템을 포함한다. 하나의 실시예에서, 보호 용량을 분배하기 위한 방법은 메시 네트워크의 각각의 보호 광 경로에 대하여 복수의 고장 경로들의 각각에 대한 백업 경로 용량을 결정하는 단계 및 고장 경로들 중 하나 이상의 링크들을 다른 광 경로들에 할당하는 단계에 의해 구현된다. 그리고나서 전체의 백업 용량을 나타내는 데이터는 예시적으로, 보호 관리 메커니즘에 의해 사용하기 위해 저장된다.

도 1은 본원에서 기술되는 다양한 실시예들에 따른 메시 네트워크의 고레벨 블록도.
도 2는 하나의 실시예에 따른 방법의 흐름도.
도 3은 하나의 실시예에 따른 용량 공유 결정의 흐름도.
도 4는 도 3의 용량 공유 결정에 사용하는데 적합한 사전 프로세싱 방법의 흐름도.
도 5는 도 3의 용량 공유 결정에 사용하는데 적합한 고장 프로세싱 방법의 흐름도.

다양한 실시예들은 첨부 도면들과 함께 다음의 상세한 설명을 고려함으로써 용이하게 이해될 수 있다.

이해를 용이하게 하도록, 가능한 한, 동일한 참조 번호가 사용되어 도면들에 공통인 동일한 구성요소들을 지정하였다.

다양한 실시예들의 다른 양상들, 특성들 및 장점들은 다음의 상세한 설명, 첨부된 청구항들, 및 내에 있는 첨부 도면들로부터 더 완전하게 명확해질 것이다.

다양한 실시예들은, 네트워크 내에서 보호 용량들을 공유함으로써, 대규모 파장 분할 멀티플렉싱(WDM) 메시 네트워크와 같은 통신 네트워크의 복원성을 개선하도록 적응된 관리 방법을 제공한다. 구체적으로, 다양한 실시예들은 그와 같은 네트워크 내의 보호 용량을 분배 및/또는 재할당하여 네트워크의 전체의 강화된 성능을 제공함으로써, 링크 또는 노드 고장으로부터 개선된 복구 및 네트워크 성능에 대한 개선된 고객 만족을 제공한다.

다양한 실시예들은, 예를 들어 광 전송 네트워크에서의 경로 보호 패러다임에 기반하는 효율적인 보호 용량 공유를 개별적으로 또는 결합하여 제공하는 하나 이상의 공유 방법들을 채용한다. 다양한 실시예들의 방법론들은 네트워크 설계 툴(tool), 온라인(또는 오프라인) 제공 시스템, 또는 더욱 일반적으로, 이용 가능한 보호 용량 공유 기회들의 결정으로부터 이익을 얻는 관리 메커니즘의 맥락 내에서 채용될 수 있다. 제공 시스템에서, 공유 결과들은 예를 들어 다중 백업 경로들이 이용 가능할 때 사용되는 백업 경로의 순서로 네트워크 관리 및 제어 시스템으로 넘어간다.

하나의 실시예에서, 보호 용량을 분배하기 위한 방법은, 메시 네트워크의 각각의 보호된 광 경로에 대해, 복수의 고장 경로들의 각각에 대한 백업 경로 용량을 결정하는 단계, 고장 경로들 중 하나 이상의 링크들을 다른 광 경로들로 할당하는 단계; 및 보호 관리 메커니즘에 의해 사용하기 위한 전체의 백업 용량을 표시하는 데이터를 저장하는 단계에 의해서 구현된다.

도 1은 본원에서 기술되는 다양한 실시예들에 따른 메시 네트워크의 고레벨 블록도를 도시한다. 구체적으로, 도 1의 메시 네트워크(100)는 복수의 상호 접속된 노드들(110) 및 네트워크 관리자(120)를 포함한다. 도 1에 도시된 네트워크(100)는 단지 예시적임이 당업자에 의해 인식될 것이다. 다양한 실시예들은 상이한 네트워크 토폴로지들 및/또는 상이한 수의 노드들을 갖는 네트워크들을 포함할 수 있다. 네트워크는 다중 계층 네트워크 및/또는 다중 서비스 네트워크일 수 있다.

각각의 노드(110)는 어느 정도의 수의 다른 노드들과 접속(링크)된다. 특히, 임의의 특정한 노드로의 노드 간 링크들의 수는 k-보호 요구들을 지원하도록 충분히 커야 하고, 여기서 "k"는 사전 선택된 정수이다. 즉, 노드가 단일 링크 고장(k=1)을 견디는데 필요한 경로에 포함되는 경우, 노드는 2개의 추가 노드들로의 링크들(즉, 목적지 노드들로의 링크들뿐만 아니라 소스 노드로부터의 링크)을 가져야만 한다. 노드가 두 링크 고장들(k=2)을 견디는데 필요한 경로에 포함되는 경우, 노드는 3개의 추가 노드들로의 링크들(3개의 목적지 노드들로의 링크들뿐만 아니라 소스 노드로부터의 링크)을 가져야만 한다.

네트워크 관리자(120)는 먼 곳에서 전체 네트워크(100)를 관리하는 것으로 도시된다. 그러나, 네트워크 관리자(120)는 하나 이상의 노드들에 동작하도록 결합될 수 있음이 당업자에 의해 인식될 것이다. 더욱이, 다수의 네트워크 관리자는 네트워크 전체에 걸쳐 분포되어 협력 분포 네트워크 관리자를 만들 수 있다.

네트워크 관리자(120)는 예를 들어 입력/출력(input/output: I/O) 인터페이스, 데이터 프로세서 및 메모리를 갖는 컴퓨터 시스템을 포함한다. 본 발명의 실시예에 따른 방법론들은 메모리 내에 컴퓨터 실행 가능 형태로 저장되고/저장되거나 프로세서에 의해 수행되는 소프트웨어로부터의 명령들에 의해 실행될 수 있다.

다양한 실시예들은 또한 컴퓨터 프로그램 제품으로 구현될 수 있고, 여기서 컴퓨터 수행 가능 명령들은, 컴퓨터에 의해서 프로세싱될 때, 컴퓨터의 동작을 적응시켜서 본원에 기술된 방법들이 수행되도록 한다. 상기 방법들을 실행하기 위한 명령들은 브로드캐스트 매체와 같은 신호 전달 매체에 걸쳐 디지털 데이터 스트림이 송신되는 고정된 또는 제거 가능 디지털 데이터 저장 매체에 저장되고/저장되거나 디지털 컴퓨팅 디바이스(computing device) 내의 작동하는 메모리 내에 저장될 수 있다.

본원에서, 관리 방법들은 다양한 유형들의 메시 네트워크들 내에서 광(예를 들어 WDM) 전송 네트워크들 내에서 사용하기 위해 적응된다. 네트워크들은 다수의 서비스 유형들을, 예를 들어 다양한 QoS 카테고리들을 사용자들에게 지원할 수 있다. 각각의 서비스는 자기 자신의 보호 클래스(class)를 갖는다. 본원에서 서비스의 k 고장들을 견디도록 설계되는 서비스 유형은 k-보호된다고 칭해질 것이다. 고장들은 노드 고장들 및/또는 링크 고장들일 수 있다. 메시 네트워크는 자체의 노드들 사이에 k-보호 서비스들을 제공할 수 있고, 여기서 k의 값은 노드마다 다르다. 다양한 실시예들은 각각의 서비스에 대해 사전 선택된 보호 레벨을 제공하는 보호 방식들을 설계하기 위한 방법들을 제공한다.

서비스들은 서비스 종단 노드들 사이의 전송 계층 파장 회로들(종단 대 종단 광 경로들)에 의해 포함되거나 제공된다. 각각의 파장 회로는 소스 및 목적지 노드들 사이에 파장 서비스들을 제공하는데 전용되거나 또는 함께 집합되어 있는 서브 파장 트래픽을 포함한다. 전자의 경우, 파장 서비스가 파장의 전체를 점유하므로, 파장 회로의 보호 클래스는 연관된 파장 서비스의 보호 클래스이다. 후자의 경우, 파장 회로들은 집합(aggregation) 및/또는 단말 디바이스들 사이의 서브 파장 트래픽을 전송한다. 서브 파장 트래픽이 파장 회로로 집합되면, 서브 레이트(subrate) 트래픽은 동일한 보호 클래스 내에 있거나 또는 이질적인 보호 클래스들의 혼합일 수 있다. 어느 경우든지, 파장 회로의 보호 클래스는 회로 내의 가장 높은 서브 레이트 보호 클래스의 것이 되도록 할당된다. 두 노드들 사이의 보호 클래스에서의 파장 회로 요건은 요구를 구성한다. 보호 클래스 내의 모든 요구들의 세트는 보호 단(tier)을 구성한다.

보호 단 내의 모든 트래픽은 적절한 수의 광 전송 고장들에 대하여 보호된다. 다양한 실시예들에서, 이 보호는 노드 독립 경로들을 통해 경로 보호되는 종단 대 종단 파장 회로들의 사용을 통해 광 전송 계층에 제공된다. 용어 노드 독립(node disjointness)은 중간 노드들을 칭하고 파장 회로의 단말 노드들을 반드시 칭하는 것은 아니다. 본 실시예는 범위 k 이상의 노드들 사이의 k-보호 요구들에 대한 신속한, 다중 고장 보호를 제공한다. 모든 가능한 보호 패러다임들(경로 보호, 로컬 우회로 등)의 측면에서, k-보호 요구가 복구 가능한 충분한 상태는 단말 노드들 사이에 네트워크 토폴로지 k+1 노드 독립 경로들이 존재하는 것이다. 임의의 k-보호 서비스는 k 보호 가능한, 즉, 종단 노드들 사이에 필요한 수의 노드 독립 경로들이 존재한다고 가정한다.

본 발명의 하나의 실시예에서, 우선 다중 보호 토폴로지를 계획(또는 다중보호 토폴로지에 대한 플랜에 액세스)하고나서 필요한 보호 용량으로 공유 기회들을 조사함으로써 용량 감소를 결정함으로써 대역폭 요건들이 결정된다.

그러므로, 각각의 요구에 대한 주 및 보호 경로들의 세트가 제공되어, 필요한 보호 용량은 상기 요구들에 대한 모든 가능한 고장 시나리오들 및 이들의 보호 레벨들이 고려될 때 어떤 용량이 공유될 수 있는지를 식별함으로써 결정될 수 있다. 본 발명은 보호 용량 공유의 다양한 선택 가능한 방법들을 적용하는 것에 기반하여 상기 결정을 행한다.

도 2는 하나의 실시예에 따른 방법의 흐름도를 도시한다. 도 2의 방법(200)은 도 3 내지 도 5에서 부가적으로 논의되는 방법들의 고 레벨 표현이다.

구체적으로, 도 2의 방법(200)은 단계 205에서 진입되는데, 메시 네트워크 내의 각각의 광 경로에 대한 주 용량이 식별된다. 이 식별은 박스(207)에 따라, 서비스 접속성, 트래픽 행렬 정보 또는 네트워크 설계 또는 관리 시스템에서 이용가능한 다른 정보를 사용한다. 단계 210에서, 메시 네트워크 내의 각각의 광 경로에 대한 보호 용량이 식별된다. 선택적인 단계 215에서, 다수의 광 경로들을 지원할 수 있는 보호 경로들이 식별된다. 단계 220에서, 메시 네트워크 내의 복수의 k 고장 결합들 각각과 연관되는 보호 용량이 계산된다. 즉, k=3으로 가정하면, 세 구성요소들 또는 링크들을 포함하는 복수의 고장 결합들 각각은 더 자세하게 후술되는 바와 같이 식별된다. 선택적으로, 가능한 k 고장 결합들 모두가 식별된다. 단계들 205 내지 220은 임의의 k 고장 결합들에 대하여 모든 광 경로들 또는 요구들의 연속 동작을 인에이블(enable)하는데 필요한 총 보호 용량(공유되지 않은 경우)을 결정하도록 동작한다.

단계 225에서, 복수의 보호 공유 메커니즘들의 각 메커니즘과 연관되는 기회들이 결정된다. 이 결정은 박스(223)에 따라, 네트워크 관리 상태들 및/또는 제한들, 고객 요구사항들과 같은 다른 상태들, 서비스 요건들 등에 대하여 행해진다. 아래에서 주목되는 바와 같이, 채용될 수 있는 다수의 보호 공유 메커니즘들이 존재한다. 한계들, 관리 상태들/제한들(예를 들어 토폴로지, 관리 시스템, 네트워크 구성요소/링크 동질성(homogeneity) 또는 이질성(heterogeneity) 등), 서비스 상태들/제한들(예를 들어 단 서비스(tiered service), 보장된 서비스 레벨들 등)뿐만 아니라 다른 요인들을 프로세싱함으로써 특정한 메커니즘들의 선택이 구동하게 된다.

단계 230에서, 단계 225에서 식별된 기회들에 응답하여 네트워크의 주 및/또는 보호 용량 할당이 조정된다. 다양한 실시예들에서, 반복 프로세스가 적용되어 각각의 고장 시나리오에 대해 복수의 가능한 공유 기회들을 결정하여, 네트워크 내에 주 및 보호 용량 할당들을 적응시킴으로써 "최상의" 네트워크의 제공이 실현될 수 있도록 한다. 이 제공은 본원에서 후술되는 바와 같이 다수의 요인들에 의해 영향을 받는다.

보호 용량 공유를 인에이블하기 위해, 다음의 두 조건들을 만족시키는 것이 바람직하다: (1) 관련 요구들에 대한 주 및 백업 파장 회로들에 대한 노드 독립 경로들을 갖는 것이 가능한 위상 기하학적 요건(topological requirement); 및 (2) 백업/보호 경로들의 적어도 일부의 교차. 위상 기하학적으로 적절한 경로들을 갖는 두 요구들은 상기 두 요구들의 각각의 요구의 하나 이상의 작동하는 경로들에 대한 모든 가능한 고장 시나리오들에 동일한 보호 대역폭이 요구되지 않는 경우에 공유될 수 있다. 고장 시나리오 독립은 두 요구들의 경로들이 위상 기하학적으로 독립인 경우에 발생할 수 있다. 백업 경로들이 독립이 아니면, 보호공유는 보호 단 강등에 의해 인에이블; 즉, 요구의 보호 클래스(고장들이 요구의 작동하는 경로에 직접적으로 영향을 미치는지 안 미치는지 간에 전송 파장 회로가 견딜 수 있어야 하는 네트워크 규모의 고장들의 수에 의해 규정된다)는 각각의 고장에 대해 한 차례 감소한다. 고장 계수에서 네트워크에 걸친 고장들을 포함함으로써 교차하는 백업 경로들을 갖는 요구들에 대해 독립인 고장들이 생성됨으로써 보호 용량 공유가 인에이블된다. 그러므로, k-보호 파장 회로는 네트워크 내에서의 k 전송 노드 및 링크 고장의 임의의 결합에 대해 보호될 수 있어야 한다.

보호 용량 공유에 대한 메커니즘

본 실시예들의 방법론들은 여러 보호 공유 메커니즘들 중 하나 이상을 사용하여 요구 흐름에 대한 주 및/또는 부 보호 경로의 사용(예를 들어 경로를 지원하는 특정한 WDM 광 경로)이 전체의 네트워크 성능을 개선하는 방식으로 적응된다. 이 보호 용량 공유 메커니즘들의 각각은 특정한 방식으로 보호 자원들의 공유를 제공한다.

다양한 실시예들은 요구들(요구 흐름들) 및 요구의 보호 레벨들에 대한 모든 가능한 고장 시나리오들을 고려할 때 공유될 수 있는 보호 용량(및 공유될 수 없는 보호 용량)을 식별함으로써 네트워크가 필요로 하는 보호 용량을 결정한다. 이 방식으로, 네트워크 운영자는, 노드 독립 경로 보호를 사용하여 다중 서비스 네트워크들 내의 다중 고장 보호를 제공하기 위해, 다양한 보호 용량 공유 메커니즘을 개별적으로 아니면 결합하여 적용하는 것을 선택할 수 있다.

하나의 실시예는 단 구조에 의해 네트워크를 규정한다. 예를 들어, 하나의 단 구조는 노드에 의해 종료되는 보장된 대역폭 (GB)트래픽의 양에 따라 노드를 분할한다. 이 예에서, 제 1 단은 상대적으로 많은 양의 GB 트래픽을 종료하는 노드들을 포함하고, 제 2 단은 중간 정도의 양의 GB 트래픽을 종료하는 노드들을 포함하고, 제 3 단은 상대적으로 작은 양의 GB 트래픽을 종료하는 노드를 포함한다. 보장된 대역폭 (GB)트래픽과 같은 상대적인 트래픽 클래스 또는 우선권, 인터넷 프로토콜(IP) 지점 대 지점 요구 흐름들, 다중 파장 서비스 지점 대 지점 요구 흐름들과 같은 파장 서비스(WS), 최선형의 서브 레이트(sub-rate) IP 지점 대 지점 흐름들에 기반하는 단들을 포함하는 다른 단 구조들이 발명자들에 의해 고려된다. 일반적으로, 단들은 우선권 레벨들, 트래픽 유형 등에 의해 규정된다.

보호 공유 메커니즘들은 명목 공유(nominal sharing), 보호 릴리스(protection release), 계층화 공유(stratification sharing), 비 계층화 공유(nonstratification sharing), 작동하는 재사용(working reuse), 및 고장 극복 순서(fail over order : FOO)를 포함할 수 있다. 다양한 실시예들에 따른 보호 공유 방법들 내의 포함을 위해 하나 이상의 보호 공유 메커니즘이 선택될 수 있다. 선택은 고객, 관리 및/또는 서비스 기준에 따라 행해진다. 이 보호 공유 메커니즘들은 다음과 같이 규정된다:

(1) 명목 공유 - 규정된 보호 단 내에서의 보호 클래스 강등에 의한 보호 용량을 공유, 여기서 고장은 단지 상기 단 내의 요구에 영향을 미친다(단 내 강등(intra-tier demotion)). 즉, 특정 요구 흐름을 지원하는 자원의 고장에 응답하여, 단지 동일한 보호 클래스 내에서의 요구 흐름들을 지원하는 보호 용량만이 영향을 받는다(예를 들어 동일한 보호 클래스 내에서의 다른 요구들에 대한 보호 경로 감소/강등).

(2) 보호 릴리스 또는 보호 요건 릴리스는 사용을 위해 또는 하나 이상의 상위 보호 단들과 연관되는 요구들에 할당하기 위해 하나의 단에서 사용되지 않은 보호 용량을 방출(release)하는 것이다. 보호 릴리스는 상위 단에 대한 불충분한 보호를 야기하는 보호의 손실들을 발생시키는 네트워크 규모 고장의 발생 이후에 구현된다(단 간 강등(inter-tier demotion)). 즉, 상위 보호 클래스에서 요구 흐름을 지원하는 자원들의 고장에 응답하여, 하위 보호 클래스에서 요구 흐름들을 지원하는 보호 용량이 영향을 받는다(예를 들어, 하위 보호 클래스에서 다른 요구들에 대한 보호 경로 감소/강등). 이 방식으로, 상위 보호 클래스들 또는 단어들에 대한 보호 용량이 가능한 오래 유지된다.

(3) 계층화 또는 계층화된 공유는 단일 보호 단들로 제한되는 보호 용량 공유(즉, 보호 용량의 단 간 공유가 아닌)이다. 계층화된 공유는 보호 용량의 개별 단들로의 전용을 포함한다. 명목 공유는 계층화 공유 패러다임 또는 비 계층화 공유 패러다임을 사용하여 구현된다.

(4) 비 계층화 공유는 다중 보호 단들 사이의 보호 용량 공유(즉, 보호 용량의 단 간 공유)이다. 비 계층화 방식에서, 명목 공유는 계층화 경우에 발생하는 보호 용량뿐만 아니라 발생할 수 있는 임의의 교차 단 공유를 포함한다. 보호 릴리스는 비 계층화 공유 방식에서만 채용될 수 있다는 것을 주의한다.

(5) 작동하는 재사용은 고장이 난 동작하는 경로의 하나의 요구에 대한 대역폭이 다른 요구들의 재복구에 이용가능해지는 것이다. 즉, 현재 작동하는 경로(원래의 주 또는 임의의 활성된 백업 경로)의 보호 용량이 보호 용량의 복구를 위해 다른 요구들에 의한 재사용을 위해 방출된다. 작동하는 재사용은 계층화 방식 또는 비 계층화 보호 공유 방식 중 하나로 그리고 단일 또는 다중 단 경우들 중 하나로 적용될 수 있다. 이들은 작동하는 재사용의 두 특수한 경우들이다; 즉, 주 재사용(고장이 난 작동하는 경로가 원래의 주경로인 경우) 및 백업 재사용(고장이 난 작동하는 경로가 고장에 의해 영향을 받는 요구에 의해 현재 사용되고 있는 백업 경로인 경우). 백업 재사용은 단지 k-보호 요구들(k > 1)로 적용된다. 백업 재사용은 주가 아닌 대역폭이 재사용을 위해 방출되기 때문에 중간 복귀를 배제하지 않는다.

(6) 고장 극복 순서(Failover Order : FOO) - 다중 보호 요구에 대해서, 이는 다수의 백업들이 각각의 고장이 발생할 때 요구를 복구하도록 활성화되는 순서이다. 고장 극복 순서는 정적 또는 동적일 수 있다. 정적인 경우, FOO는 모든 고장 시나리오들에 대해 사전 할당되고 사전 고정된다. 동적인 경우, FOO는 네트워크의 동작 동안의 원래의(정적) 순서로부터 수정될 수 있다.

상기 보호 공유 메커니즘들은 하위의 보호 레벨로의 강등과 같은 보호 레벨의 변화들을 고려한다. 상술한 바와 같이, 두 유형의 강등이 본원에서 고려될 것이다; 즉, 단내 강등 및 단간 강등. 다수의 보호 단들이 존재하면, 계층화에 기반한 용량 공유는 선택적으로 고려될 것이다.

작동하는 재사용은 고장에 의해 영향을 받는 요구가 복구를 위한 다른 요구들에 의한 재사용을 위해 이용 가능할 때 선택적으로 고려된다. 작동하는 재사용을 적용하기 위한 하나의 고려사항은 복귀가 채용되는지에 대한 여부이다. 요구 복귀는, 일단 상기 작동하는 경로의 수리들이 완료되면 고장 전에 작동하는 경로의 백업 경로(들)(중 하나) 상에서 동작하는 서비스를 자체의 작동하는 경로(들)(중의 하나)로 복구시키는 것이다. 네트워크 복귀는 모든 영향을 주는 요구들이 복귀했을 때이다. 확인될 수 있는 바와 같이, 특정한 요구들이 복귀할 수 있거나, 모든 백업 경로들에 대한 요구들이 복구하는 하나 이상의 작동하는 경로가 존재할 수 있으므로 다중 보호 환경에서 네트워크 복귀의 범위들이 존재할 수 있다. 하나의 특수한 경우는 완전한 네트워크 복귀, 즉, 각각의 보호된 요구의 원래의 주경로로의 역 네트워크 복귀이다.

완전한 네트워크 복귀를 고려하면, 작동하는 재사용의 두 특수한 경우들이 존재한다. 영향을 받는 작동하는 경로가 원래의 주경로일 때, 이를 1차 재사용으로 칭한다(스터브 릴리스). 1차 재사용은 복귀를 배제할 수 있다(수리 완료하자마자, 즉, 그러나, 네트워크는 주 대역폭을 사용하는 복구된 요구들이 차례로 자신들의 원래 주경로들로 복귀하는 경우, 즉, 네트워크의 복구된 상태가 자체의 고장 이전 상태로 "돌아가게" 되어야만 하는 경우 복귀될 수 있다). 백업 재사용은 임의의(원래의) 백업 경로의 용량의 릴리스이며, 상기 임의의(원래의) 경로는 다른 복구에 대한 요구들에 의해 재사용되기 위한 고장에 의해 영향을 받은 요구의 현재 동작하는 경로이다. 백업 재사용은 k > 1일 때 단지 k-보호 요구들에만 적용된다. 백업 재사용은 단지 주가 아닌 대역폭만이 재사용을 위해 방출되므로 즉각 복귀를 배제하지 않는다.

다중 고장 보호에서, 추가 고려사항은 다수의 백업들이 활성화되는 순서이다. 다중 보호 요구에 대해, 고장 극복 순서(FOO)는 다수의 고장들이 발생할 때 (영향을 받지 않은) 백업들이 요구를 복구하는데 사용되는 순서이다. 고장 극복 순서는 정적 또는 동적일 수 있다. 정적인 경우, FOO는 모든 고장 시나리오들에 대해 사전 할당되고 고정된다. 동적인 경우, FOO는 특정한 고장 시나리오에서 원래의(정적의) 순서로부터 수정될 수 있다.

대개, 이 공유 전략들은 전체의 공유 방식을 생성하기 위해 다양한 방법들로 구성될 수 있다. 결합된 특정한 보호 공유 메커니즘들 및 전략들은 운영자 선호도, 관리 요건들, 서비스 요건들, 및/또는 의도된 네트워크에 대한 성능 목표들에 좌우될 것이다.

다양한 메커니즘들의 애플리케이션에 대한 고려사항들

대개, 이 공유 전략들은 전체의 공유 방식을 생성하기 위해 다양한 방법들로 구성될 수 있다. 어느 전략들이 상기 방식으로 결합되는지는 운영자 선호도들 및 의도된 네트워크에 대한 성능 목표들에 좌우할 것이다. 예를 들어, 정적 FOO는 백업 경로가 이용 가능하거나 최선인지를 결정할 필요가 없으므로 정적인 경우에서의 간소화된 연산들 및 프로토콜들로 인해 동적 보다 더 신속한 복구 시간들로 이어질 가능성이 있을 것이다. 그러나, 동적 FOO는 최악의 경우에 동적 순서가 최적의 정적 순서에 디폴트(default)할 수 있으므로 일반적으로 정적 FOO보다 더 용량 효과적일 수 있다.

이전의 작동하는 경로들(말하자면, 원래의 주경로들)이 예를 들어 가능하면 더 양호한 지연 특성들로 인해 선호될 수 있거나, 또는 이것들이 새로운 성장이 계획되거나 이해되는 네트워크의 "베이스(base)" 상태를 나타내는 것이 복귀의 근거다. 상기의 경우에 백업 재사용만이 채용되어야 한다. 그러나, 예를 들어 복귀 동기(reversion synchronization)로 인한 제어 평면 복잡성과 같은, 복귀 방식을 구현하는데 복잡한 것들이 존재할 수 있다. 복귀가 적용되지 않는 경우, 완전한 작동하는 재사용은 공유 용량 효율을 개선하는데 사용될 수 있다.

다른 고려사항은 계층화되거나 계층화되지 않은 방식을 채용할지의 여부이다. 비 계층화 방식은 공유 기회들에서보다 덜 제한되는 것 이외의 다른 이유가 없는 경우 일반적으로 더욱 큰 용량 효율을 제공할 것이다. 그러나, 계층화 방식들은 비 계층화 방식들과 비교하여 잠재적인 동작 간소화를 갖는다. 예를 들어, 경로들 및 공유 용량이 결정된 이후의 계층화 방식에 대한 하나의 동작 방법은 하위 단들 위에 각각의 단을 중첩할 것이다. 실제로, 각각의 단은 자기 자신의 전용 대역 폭 내의 자기 자신의 보호 서브 네트워크이다. 동작 간소화는 하나의 단 대 모든 단들을 수용해야 하는 것들에 전용하는 프로토콜들 및 제어들로부터 발생한다. 감소한 계층화 방식의 동작 복잡성은 자체의 증가된 용량 요건들에 대한 비용들을 상쇄할 수 있다.

본 발명의 하나의 실시예의 구현

상술한 개념들 및 공유 방법들은 상기 개념들에 기반하여 공유 기회들을 식별하고 네트워크 토폴로지, 보호 클래스들에서의 요구들의 세트, 및 그들의 주 및 백업 경로들이 제공되는 용량 요건들을 감소시키는 시스템에서 구현된다. 이 구현예는 네트워크 계획 및 설계 시스템의 일부로서 또는 네트워크 제공 프레임워크(framework)의 일부로서 오프라인으로, 또는 온라인 제공시스템의 일부로서 온라인으로 채용될 수 있다.

다음의 설명은 예를 들어 k=3 보호 클래스들 및 많아야 하나의 노드 고장을 포함하는 최대 세 번의 고장들까지의 모든 가능한 고장들에 대한 예시적인 실시예에 대한 것이다. 또한, 정적 고장 극복 순서가 가정된다.

도 3은 링크에 대해 최대 3 레벨까지의 보호 및 기껏해야 하나의 노드가 고장이 난 노드 고장 시나리오들을 도시하는 본 발명의 실시예에 따른 용량 공유 결정 방법의 흐름도를 도시한다. 도 3의 용량 공유 결정 방법(300)은 반복 방법론(300-A) 및 반복 결정 방법론(300-B)에 대한 제공을 포함하는 것으로 도시된다.

반복 방법론(300-A)에 대한 제공은 두 유형의 입력 정보를 사용한다. 제 1 입력 정보(301)는 노드들 및 링크들의 형태로 네트워크 토폴로지를 지정한다. 제 2 입력 정보(302)는 D 광 경로 요구들에 대한 경로들(노드 홉(hop)들에 관한)을 지정한다. 세 유형의 광 경로 요구들이 존재한다: k-보호 요구들은 k = 1, 2, 및 3에 대해 (k + 1) 독립 경로들을 갖는다. 각각의 광 경로는 하나의 파장, 또는 λ의 대역폭을 갖는 것으로 가정된다. 게다가, 각각의 요구에 대해, 변수 allowed_failures는 보호 클래스 k(예를 들어 1, 2, 3 등)에 동일하도록 설정된다.

단계 301에서 토폴로지 정보 및 단계 302에서 경로 정보를 수신하자마자, 주 및 백업 링크 용량 벡터들의 초기화가 단계 303에서 수행된다.

단계 304에서, 주 및 백업 경로 순서들을 결정하기 위해 사전 프로세싱 휴리스틱(heuristic)이 적용된다. 예시적인 사전 프로세싱 휴리스틱은 도 3과 연관하여 아래에서 더욱 자세하게 설명될 것이다. 단계들 303 및 304의 순서는 바뀔 수 있음이 주목되어야 한다. 사전 프로세싱 휴리스틱은 광 경로 요구들에 대한 경로 고장 극복 순서(즉, 다수의 고장들이 네트워크 내에서 발생할 때 광 경로와 연관되는 경로들이 시도되는 순서)를 결정하는데 사용된다. 휴리스틱 수행의 종료 시에, 각각의 광 경로는 할당된 주경로 및 순서가 정해진 백업 경로들과 연관될 것이다.

사전 프로세싱 휴리스틱이 적용되지 않으면(즉, 단계 304가 생략되면), 경로들의 고장 극복 순서는 입력 정보를 통해 제공되는 순서로 디폴트된다. 하나의 실시예에서, 입력 백업 순서는 경로 길이와 관련되므로, 가장 짧은 경로가 주경로로 고려된다. 다른 변형예들은 당업자에게 공지될 것이다.

일단 백업 순서가 확립되면, 단계 305에서 주 링크 용량들(C _p)은 주경로들로부터 결정되고, 여기서 C _p는 성분들이 네트워크 내의 각각의 링크의 파장들에서의 주 용량인 벡터이다. 다음에, 용량들은 엔트리(entry)들이 네트워크 링크들에 대응하는 벡터들로 표현된다. 다양한 벡터들로 수행되는 본원에서 논의되는 모든 연산들은 벡터 연산들을 포함한다.

백업 링크 용량들(C)은 반복 결정 방법론(300-B)(즉, 단계들 310 내지 375)을 사용하여 반복적으로 결정된다. 구체적으로, 단계 310에서 기술된 바와 같이, 네 유형들의 순서가 정해진 3중 고장들이 고려된다; 링크-링크-링크(L-L-L), 링크-링크-노드(L-L-N), 링크-노드-링크(L-N-L), 및 노드-링크-링크(N-L-L). 단계들 315 내지 320에 표시된 바와 같이, 각각의 유형의 고장에 대해, 모든 가능한 고장 시나리오들이 반복해서 프로세스된다. 예를 들어, L-L-L의 경우에 대해서, 이 세 순차적 링크 고장들의 모든 조합들이 고려된다. 각각의 반복(고장 조합)에 대해, 독립의 백업 용량(C _b)이 계산된다. 3중 고장 시나리오들이 서로 독립적이므로, 각 반복의 종료 시에 전체의 용량(C)은 C의 성분 방식 최대값을 C _b로 취함으로써, 즉, C _i = max{C _i, C _bi}로 설정함으로써 업데이트된다.

각각의 반복의 시작 시에, 작동중인 용량은 단계 325에서 C _b = 0으로 초기화된다. 각각의 반복은 순차적으로 고장이 나는(설명을 위해) 세 구성요소들을 포함한다. 고유의 가정은 하나의 고장의 프로세스가 다음 고장의 발생 이전에 완료되어서 레이스(race) 상황들이 고려될 필요가 없도록 하는 것이다.

단계 330에서, 제 1 구성요소가 고장이 나고 이 고장으로부터 복구하는데 필요한 용량(C _f)은 단계 335에서 Process_Failure 루틴을 사용하여 계산된다. 예시적인 프로세스 고장 루틴은 아래 도 5와 연관해서 더욱 자세히 논의될 것이다. 이때 실행 중인 용량은 C _b = C _b + C _f을 사용하여 업데이트된다.

단계 340에서, 제 2 고장이 고려되어야 하는지에 대한 결정이 행해진다. 구체적으로, 동일한 구성요소가 다시 고장이 나지 않을 것이다. 추가적으로, 제 2 구성요소의 고장은 상기 구성요소가 이미 고장이 난 상태에 있는지 고려되지 않을 것이다. 예를 들어, 제 1 구성요소 고장이 노드에 대응하는 경우, 모든 사건 링크들(incident links)이 이미 고장이 난 상태에 있을 것이다. 제 2 구성요소가 이전에 고장이 나 있거나 고장이 난 상태에 있는 경우, 상기 방법은 단계 355로 진행한다. 제 2 구성요소가 이미 고장인 난 상태가 아닌 경우, 이는 단계 345에서 고장이 나고 상기 방법(300)은 단계 350으로 진행하고, 여기서 이 고장으로부터 복구하는데 필요한 용량(C _f)은 Process_Failure 루틴을 사용하여 계산되고 작동 중인 용량은 C _b = C _b + C _f을 사용하여 업데이트된다.

단계 355에서, 제 3 고장이 고려되어야 하는지에 대한 결정이 행해진다(상기 제 2 고장의 고려들을 참조하라). 제 3 구성요소가 이전에 고장이 나 있거나 고장이 난 상태에 있는 경우, 상기 방법은 단계 370으로 진행한다. 제 3 구성요소가 이미 고장이 난 상태가 아닌 경우, 이는 단계 360에서 고장이 나고 상기 방법(300)은 단계 365로 진행하고, 여기서 이 고장으로부터 복구하는데 필요한 용량(C _f)은 Process_Failure 루틴을 사용하여 계산되고 작동 중인 용량은 C _b = C _b + C _f을 사용하여 업데이트된다.

세 고장들이 프로세스된 후에, 단계 370에서, 전체의 백업 용량은 C의 성분 방식 최대값을 C _b로 취함으로써 업데이트되고, C = cmax(C, C _b)(즉, C _i = max{C _i, C _bi}), 여기서 C _b는 프로세스된 3중 고장 시나리오에 필요한 백업 용량을 나타낸다. 3중 고장 시나리오들은 서로 독립적인 것이 주목된다. 그리고나서 방법(300)은 단계 320으로 진행하여 다음 3중 고장을 프로세싱하기 시작한다. 그러나, 모든 네 개의 순서가 정해진 3중 고장 시나리오들이 단계들 320 내지 370을 통하여 반복되는 경우, 단계 375에서 방법(300)은 전체의 필요한 백업 용량(C), 제 1 용량(C _p), 및 총 필요한 용량(C _p + C)을 보고한다(즉, 메모리에 저장하고, 제공 시스템에 대한 품질 및 해법으로서 리턴하는 등). 이는 요구의 경로들에 대한 고장 극복 순서의 이용 가능성 외에, 요구 세트에 대한 완전한 제공을 구성한다.

도 4는 도 3의 용량 공유 결정 방법에서 사용하는데 적합한 사전 프로세싱 방법의 흐름도를 도시한다. 구체적으로, 도 3은 도 3의 방법(300)의 단계 304를 구현하는데 사용하기에 적합한 사전 프로세싱 방법 또는 휴리스틱을 도시한다.

도 4의 사전 프로세싱 휴리스틱(400)은 광 경로들에 대한 주 및 백업 경로 순서들을 결정한다. 이는 각각의 광 경로들을 조사하여 이의 모든 규정된 경로들을 가상의 용량들(hypothetical capacities)을 구비한 네트워크로 추가함으로써 행해진다. 네트워크 내에 보다 작은 최대 링크 용량을 생성하는 광 경로들이 초기에 추가되므로, 이 휴리스틱은 광 경로들의 순서를 결정한다.

단계 405에서, 작동 중인 용량이 가상의 네트워크에 대해 C _r = 0로 초기화된다.

단계 410에서, 제 1 또는 다음 링크된 경로(d)는 프로세스를 위해 선택되고, 여기서 d ∈ D이고, D는 k-보호되고, k + 1 경로들이 규정된다. 즉, 각각의 광 경로에 대해 d ∈ D이고 D는 k-보호되고, k + 1 경로들이 규정된다. 휴리스틱(400)은 k + 1 경로들을 개별적으로 네트워크에 추가하고 가상의 업데이트된 용량(C')을 생성함으로써 이 k + 1 경로들 각각을 검사한다(단계 415에서 초기에 1과 같게 설정된 상부 경로 변수(p)를 통해).(단계들 420 내지 435).

각각의 업데이트된 링크 용량들(단계 '20)의 세트에 대해, 최대 링크 용량 max{C'} ≡ max_i{C'_i}이 결정된다(단계 425). 구체적으로, 가장 작은 max{C'}을 발생시키는 경로는 주경로가 되도록 지정되고, 다음으로 작은 경로는 제 1 백업 경로가 되도록 지정되며, 계속 이렇게 지정된다. 타이(tie)가 존재하는 경우, 타이 차단기(tie breaker)는 가장 낮은 총 용량 sum{C'} ≡ ∑_iC'_i이다. 두 경로들이 동일한 max{C'}를 발생시키는 경우, 더 작은 sum{C'}을 발생시키는 경로가 다른 경로보다 순위가 우선된다. 이 절차는 광 경로(d)에 대한 모든 k + 1 경로들을 순서화하고, C'는 현재 d의 k + 1 경로들 모두의 추가된 용량들을 포함한다. 일단 광 경로(d)에 대한 주 및 백업 경로 순서들이 결정되면, 가상의 네트워크에 대해 작동 중인 용량은 C _r = C _r + C'을 사용하여 업데이트되고(단계 435) 휴리스틱은 다음 광 경로로 진행한다(단계 440, 445).

그러므로, 단계들 420 내지 435는 휴리스틱의 마지막(단계 450)에, 모든 광 경로들이 주 및 백업 경로 순서들을 지정하여 C _r가 폐기될 때까지 각각의 광 경로(p)에 대해 반복된다.

도 5는 도 3의 용량 공유 결정 방법에서 사용하는데 적합한 고장 프로세싱 방법의 흐름도를 도시한다. 구체적으로, 도 5는 도 3의 방법(300)의 단계들 335, 350, 및/또는 365를 구현하는데 사용하기 적합한 고장 프로세스 방법 또는 휴리스틱을 도시한다.

Process_Failure 함수는 세트 D에서의 모든 광 경로들(d)을 검사하고, 고장에 의해 광 경로가 영향을 받고 있는지를 결정하고, 만일 그렇다면, 광 경로의 상태를 변화시켜서 필요한 용량을 결정함으로써 제공된 구성요소의 고장을 프로세스한다. 심지어 백업 경로들이 사전 규정될지라도, 백업 용량은 고장이 광 경로를 백업 경로로 전환하도록 할 때까지 사용되는 것으로 고려되지 않는다.

단계 505에서, 구성요소의 고장으로부터 복구하는데 필요한 용량은 C _f = 0으로 초기화된다. 그리고나서 나머지 반복 프로세싱 단계들(단계들 510 내지 560)이 각각의 광 경로 d ∈ D에 수행된다.

단계 510에서, 제 1 또는 다음의 광 경로(d)가 선택되고, 단계 515에서, 선택된 광 경로(d)가 이미 고장이 난 상태(예를 들어, 이전 구성요소의 고장으로부터)에 있는지에 대한 결정이 행해진다. 선택된 광 경로(d)가 이미 고장이 난 상태인 경우, 방법(500)은 프로세싱을 위해 다음 광 경로(d)를 선택하는 단계 510으로 복귀한다.

단계 517에서, 선택적인 보호 릴리스 메커니즘이 인에이블(enable)된 경우, d가 보호 클래스(k)에 있으므로 원래 k인 광 경로(d)에 대한 allowed_failures 카운터(counter)는 하나씩 감소한다(즉, 네트워크에서의 임의의 고장은 각각의 작동하는 광 경로를 강등시킨다). 보호 릴리스 메커니즘이 인에이블되지 않는 경우, 광 경로 d의 allowed_failures 카운터는 다른 k-보호 광 경로가 이 구성요소들 고장에 의해 영향을 받는다고 결정되는 경우에만 감소된다(즉, k-보호 클래스 내의 고장들만이 k-보호 광 경로들을 강등시킨다).

대안의 실시예에서, 상위 보호 클래스들에 우선 처리(preferential treatment)가 제공된다. 그러므로 1-보호된 광 경로에 대한 allowed_failures 카운터는 2-보호된 광 경로의 카운터 이전에 감소될 것이고, 이는 3-보호된 광 경로의 카운터 이전에 감소할 것이고, 마찬가지로 계속될 것이다. 이 실시예는 고도로 보호되는 광 경로들에 대한 대금을 지불하는 고객들이 다른 고객들보다 고장으로부터 복구할 가능성이 더 많음을 보장하려고 한다.

대안의 실시예에서, 하위 보호 클래스들에 우선 처리가 제공된다. 그러므로, 3-보호된 광 경로에 대한 allowed_failures 카운터는 2-보호된 광 경로의 카운터 이전에 감소될 것이고, 이는 1-보호된 광 경로의 카운터 이전에 감소할 것이고, 마찬가지로 계속될 것이다. 이 실시예는 고장으로부터 모든 고객들이 평균적으로 복구할 가능성이 있음을 보장하려고 한다.

대안 실시예에서, 광 경로(d)에 대한 allowed_failures 카운터는 동일한 단 내에서의 네트워크 고장의 경우에서만 감소된다. 구체적으로, 본 발명의 하나의 실시예에서, 각각의 광 경로(d)는 각각의 서비스 단과 연관된다. 서비스 단은 서비스 유형, 지리학적 영역, 서비스 제공자 등에 의해 규정될 수 있다. 이 실시예는 특정한 단 내의 고장들이 주로 상기 단 내의 다른 고객들에게 영향을 미치는 것을 보장하려고 한다. 예를 들어, 특정한 서비스 유형과 연관되고/되거나 특정한 지리적 영역 내 및/또는 특정한 서비스 제공자에 의한 고장들은 서비스 유형, 지리학적 영역 및/또는 서비스 제공자 내에서 한정될 가능성이 있을 것이다.

단계 520에서, p번째인, d의 현재 경로가 이 구성요소의 고장에 의해 영향을 받는지에 대한 결정이 행해진다. 영향이 없다면, 방법(500)은 프로세싱을 위해 다음 광 경로(d)가 선택되는 단계 510으로 돌아간다(즉, 이 광 경로에 대해 어떠한 동작도 취해지지 않는다). d가 이 고장에 의해 영향을 받으면, 여러 경우들이 고려된다.

단계 525에서, 선택적인 백업 재사용 메커니즘이 인에이블되고 광 경로(d)가 원래의 주경로(p > 1) 상에 있지 않거나 있으나(p = 1) 선택적인 1차 재사용 메커니즘이 인에이블되는 경우, 영향을 받는 경로로부터의 용량은 단계 530에서 용량 풀(capacity pool)로 방출된다.

그러므로, d가 고장이 나거나 구성요소의 고장의 결과로서 자체의 백업 경로로 전환됨으로써 복구되는 경우, 고장 이전에 사용된 용량은 백업 재사용 또는 1차 재사용 선택사항이 선택되는 경우 다른 광 경로들의 복구에 의해 사용되도록 방출된다. 1차 재사용이 선택사항으로 선택되지 않는 경우, 주경로에 대한 미래의 수리는 광 경로(d)가 주경로로 복귀하는 결과를 초래한다고 가정되기 때문에 용량은 주경로로부터 방출될 수 없음이 주목되어야 한다. 주 또는 백업 재사용이 선택사항으로 선택되는 경우, 용량은 주경로를 포함하는 임의의 경로 상태로부터 방출된다. 그러므로, 임의의 고장의 프로세스 동안, 복구를 위해 사용하는데 이용 가능한 방출된 용량이 존재할 수 있다. 이 방출된 용량은 임의의 추가 용량 요건들을 발생시키지 않을 것이다.

대안의 실시예에서, 주 및 백업 링크 모두는 k-보호 광 경로의 k번째 고장의 경우에 방출된다. 다른 실시예에서, 주 링크 예비는 고장이 난 광 경로에 대해 유지된다. 또 다른 실시예에서, 주 링크 예비 및 하나의 백업 링크 예비는 고장이 난 광 경로에 대해 유지된다.

단계 535에서, d가 모든 백업 경로들을 가지는지 또는 네트워크 규모의 고장들의 수가 고장들(d)이 복구될 것이라 칭해지는 수를 초과하는지에 대한 결정이 행해진다. 이들 중 하나의 경우에, d는 복구 가능하지 않고 고장이 난 상태로 설정되어(단계 540), 상기 방법은 프로세싱을 위해 다음 광 경로(d)가 선택되는 단계 510으로 진행한다. 그렇지 않으면, 단계 550에서 d는 후속 백업 경로로 전환됨으로써 복구된다. 후속 경로는 FOO에 의해 지정되는 순서로 다음의 기능하는 백업 경로임이 주목된다.

또한 단계 550에서, d가 후속 백업 경로로 전환함으로써 복구될 때, 필요한 새로운 용량(C _{p +1})은 임의의 방출된 용량이 사용될 수 있는지 우선 조사하고나서, d의 새로운 백업 경로에 걸친 링크들에 대한 임의의 필요한 용량을 추가함으로써 계산된다. 그리고나서 단계 560에서, 전체의 필요한 용량은 C _f = C _f + C _{p +1}을 사용하여 업데이트된다. D에서의 부가 광 경로들(d)이 선택에 이용 가능하다면, 방법(500)은 프로세싱을 위해 다음의 광 경로(d)가 선택되는 단계 510으로 진행한다.

일단 D 내의 모든 광 경로들(d)의 프로세싱이 완료되면, 단계 570에서 제공된 구성요소의 고장으로부터 복구하는데 필요한 전체의 용량(C _f)이 보고된다(즉, 메모리에 저장되고, 제공 시스템에 대한 품질 또는 해법으로 리턴된다).

상술한 발명은 3중 고장들의 맥락 내에서 제공되었다. 다중 보호 광 요구들에 대한 보호 공유를 제공하기 위해 많거나 적은 고장 결합들이 본 발명의 방법론에 따라 프로세스될 수 있음이 당업자에 의해 인식되고 본 발명의 내용들에 의해 고지된다.

본 발명의 하나의 실시예에 따른 장치는 네트워크 관리 시스템(network management system: NMS) 또는 구성요소 관리 시스템(element management system: EMS)의 일부로서 동작하는 컴퓨터를 포함할 수 있다. 상기 장치는 하나의 특정한 네트워크 구성요소들 또는 다수의 구성요소들과 연관될 수 있다. 본원에서 논의된 기능은 장치의 하나의 예 또는 장치의 다수의 예들에 의해 완전하게 제공될 수 있다. 일반적으로 말해서, 네트워크 내에 노드들 또는 네트워크 구성요소들 중 하나 내에 있거나 이들을 가지지 않는 임의의 컴퓨팅 디바이스는 본원에 설명된 방법들을 구현하는데 채용될 수 있다. 그러므로, 다양한 실시예들에서, 본원에서 사용되는 프로세싱 방법론들은 메시 네트워크와 연관되는 네트워크 또는 구성요소 관리 시스템들의 맥락 내에서 수행된다. 다양한 방법론들에 따라 행해지는 결정들은 네트워크 또는 구성요소 관리자와 연관되는 디지털 메모리 또는 디지털 데이터 저장 디바이스들 내에 저장된다. 다양한 실시예들은 네트워크 구성요소, 네트워크 관리 시스템 또는 구성요소 관리 시스템 내의 컴퓨터 또는 다른 프로세싱 시스템들을 통해 구현될 수 있다.

본 발명의 내용들을 통합한 다양한 실시예들이 본원에서 도시되고 상세하게 설명될지라도, 당업자는 이 내용들을 여전히 통합하고 있는 많은 다른 변형된 실시예들을 발명할 수 있다.

Claims (10)

1. 메시 네트워크 내에서 보호 용량을 배분하기 위한 방법에 있어서:
   상기 메시 네트워크 내의 복수의 보호 광 경로들의 각각과 연관되는 주(primary) 및 보호 용량을 식별하는 단계;
   복수의 k 구성요소 고장들(k-element failures)의 각각에 대해서, 상기 k 구성요소 고장으로부터의 복구를 위해 대응하는 보호 용량을 결정하는 단계;
   복수의 보호 공유 메커니즘들(protection sharing mechanisms)의 각각의 메커니즘에 따라 보호 용량 공유 기회들(protection capacity sharing opportunities)을 결정하는 단계; 및
   상기 결정된 보호 공유 기회들에 응답하여 보호 용량 할당들을 조정(adapt)하는 단계를 포함하는, 메시 네트워크 내에서 보호 용량을 배분하기 위한 방법.
2. 제 1 항에 있어서, 상기 보호 공유 메커니즘들은 관리 제한 및 서비스 제한 중 적어도 하나에 따라 선택되는, 메시 네트워크 내에서 보호 용량을 배분하기 위한 방법.
3. 제 1 항에 있어서,
   상기 메시 네트워크의 각각의 보호 광 경로에 대해, 복수의 고장 경로들의 각각에 대한 백업 링크 용량을 결정하는 단계;
   고장 경로들의 하나 이상의 링크들을 다른 광 경로들로 할당하는 단계; 및
   전체의 백업 용량을 나타내는 데이터를 저장하는 단계를 더 포함하는, 메시 네트워크 내에서 보호 용량을 배분하기 위한 방법.
4. 제 2 항에 있어서,
   최대 k-보호 광 경로들(up to k-protected lightpaths)의 세트(D)에 대해, 주 링크 용량(C _p)을 결정하는 단계; 및
   주 링크 용량(C _p)을 나타내는 데이터를 저장하는 단계를 더 포함하는, 메시 네트워크 내에서 보호 용량을 배분하기 위한 방법.
5. 제 3 항에 있어서,
   주 및 백업 경로 순서들을 결정하기 위해 사전 프로세싱 휴리스틱(pre-processing heuristic)을 적용(invoke)하는 단계를 더 포함하고, 상기 사전 프로세싱 휴리스틱은 최대 k-보호 광 경로들의 세트(D) 내에서 각각의 광 경로(d)를 반복하여 프로세스하도록 동작하여, 각각의 광 경로(d)에 대해 가장 작은 최대 링크 용량과 연관되는 각각의 경로(p)를 결정하는, 메시 네트워크 내에서 보호 용량을 배분하기 위한 방법.
6. 제 4 항에 있어서, 상기 최대 k-보호 광 경로들의 세트(D) 내의 각각의 광 경로(d)에 대한 총 백업 링크 용량은 명목 공유 메커니즘(nominal sharing mechanism), 보호 릴리스 메커니즘(protection release mechanism), 계층화 메커니즘(stratification mechanism), 비 계층화 메커니즘(nonstratification mechanism), 작동하는 재사용 메커니즘(working reuse mechanism), 및 고장 극복 순서 메커니즘(failover ordering mechanism) 중 적어도 하나를 사용하여 결정되는, 메시 네트워크 내에서 보호 용량을 배분하기 위한 방법.
7. 제 3 항에 있어서, 프로세스되는 광 경로(d)는 초기에 k로 설정된 allowed_failures 카운터 세트와 연관되고, 상기 allowed_failures 카운터는 상기 광 경로(d)의 고장이 다른 광 경로에 영향을 준다고 결정되는 경우 감소되는, 메시 네트워크 내에서 보호 용량을 배분하기 위한 방법.
8. 제 7 항에 있어서, 상기 allowed_failures 카운터는 상기 영향을 받는 광링크가 동일한 보호 단(protection tier)의 일원이 되는 경우에만 감소되고, 상기 보호 단은 서비스 유형, 지리학적 영역 및/또는 서비스 제공자에 의하여 규정되는, 메시 네트워크 내에서 보호 용량을 배분하기 위한 방법.
9. 메시 네트워크 내에서 보호 용량 공유 기회들을 식별하기 위한 방법을 실행하기 위해 컴퓨터의 동작을 조정하는 명령들을 수행하기 위한 컴퓨터를 포함하는 네트워크 관리 시스템(NMS)에 있어서,
   상기 방법은:
   보호 광 경로들의 세트(D) 내의 각각의 광 경로(d)에 대해, 최대 k-보호 광 경로들의 세트(D) 내의 각각의 광 경로(d)에 대한 복수의 고장 유형들의 각각을 프로세스함으로써 총 백업 링크 용량을 결정하는 단계로서, 최대 k-보호 광 경로들의 세트(D) 내의 각각의 고장이 난 광 경로(d)와 연관되는 링크 용량은 이용 가능한 용량 풀로 방출되는, 상기 총 백업 링크 용량 결정 단계; 및
   전체의 백업 용량(C)을 나타내는 데이터를 저장하는 단계를 포함하는, 네트워크 관리 시스템(NMS).
10. 메시 네트워크 내에서 보호 용량을 분배하기 위한 방법을 실행하기 위해 컴퓨터의 동작을 조정하는 명령들을 수행하기 위한 컴퓨터를 포함하는 네트워크 관리 시스템(NMS)에 있어서,
    상기 방법은:
    상기 메시 네트워크 내의 복수의 보호 광 경로들의 각각과 연관되는 주 및 보호 용량을 식별하는 단계;
    각각의 가능한 k 구성요소 고장에 대해, 상기 k 구성요소 고장으로부터의 복구를 위해 대응하는 보호 용량을 결정하는 단계;
    복수의 보호 공유 메커니즘들의 각각에 따라 보호 용량 공유 기회들을 결정하는 단계; 및
    상기 결정된 보호 공유 기회들에 응답하여 보호 용량 할당들을 조정하는 단계를 포함하는, 네트워크 관리 시스템(NMS).

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