KR20110073445A

KR20110073445A - 프로바이더 백본 브리지 트래픽 엔지니어링에 대한 보호

Info

Publication number: KR20110073445A
Application number: KR1020117005821A
Authority: KR
Inventors: 니겔 브라그
Original assignee: 노오텔 네트웍스 리미티드
Priority date: 2008-09-11
Filing date: 2009-06-22
Publication date: 2011-06-29
Also published as: EP2329281A1; CA2735000A1; WO2010030428A1; EP2329281A4; JP2012502583A; JP5485998B2; CN102150053A

Abstract

엔드포인트들 사이의 네트워크 보호는 엔드-투-엔드 및 로컬 구간 보호 양자를 포함한다. 엔드포인트들 사이의 주 경로는 복수의 링크를 포함하고, 상이한 링크들과 연관된 보호 경로에 의해 엔드-투-엔드 기반으로 보호된다. 주 경로의 적어도 하나의 구간은 또한 로컬 기반으로 보호되며, 여기서 "구간"은 링크, 링, 트렁크 또는 네트워크의 다른 일부이다. 보호 경로의 하나 이상의 구간은 또한 로컬 기반으로 보호될 수 있다. 장애 조건의 검출에 응답하여, 가능하다면 구간 보호가 장애를 복구하는 데에 이용되고, 그렇지 않다면 엔드-투-엔드 보호가 이용된다. 구간 보호를 호출하는 것은 주 엔드-투-엔드 경로로부터 보호 엔드-투-엔드 경로로의 스위치오버를 의미하지 않는다. 그보다는, 주 엔드-투-엔드 경로는 영향받은 구간에서 재라우팅된다.

Description

프로바이더 백본 브리지 트래픽 엔지니어링에 대한 보호{PROTECTION FOR PROVIDER BACKBONE BRIDGE TRAFFIC ENGINEERING}

본 발명의 분야

본 발명은 일반적으로 네트워크 통신에 관한 것이고, 더 구체적으로는 프로바이더 백본 브리지 트래픽 엔지니어링에 대한 보호에 관한 것이다.

관련 출원에 대한 상호 참조

본 발명은 2008년 9월 11일 제출된, SECTION PROTECTION FOR PROVIDER BACKBONE BRIDGE TRAFFIC ENGINEERING으로 표제된 미국 가특허 출원 61/096,011에 대해 우선권을 주장한다.

프로바이더 백본 브리지 트래픽 엔지니어링("PBB-TE")은 이 명세서에서 "e2e 보호"로 불리는 엔드-투-엔드 1:1 보호 패러다임을 사용한다. 이는 네트워크 연결의 임의의 그물망(mesh)을 거쳐 사용될 수 있는 견고한 보호 메커니즘을 제공한다. 그러나, 많은 네트워크의 기존의 물리적 연결은 파이버 링들을 자주 사용하며, 이는 링 토폴로지에 대한 보호를 중요하게 여긴다. 도 1에 도시된 연결된(cascaded) 링들의 네트워크에서, 노드들의 매치된 쌍들은 논리적으로 근접한 링들의 통신 링크들을 상호연결하는 데에 사용된다. 엔드포인트들 간 주 경로(primary path)는 노드들의 매치된 쌍들 사이의 노드들, 즉, 주 경로 노드들 사이에서 링크들을 가로지른다. 보호 경로는 노드들의 매치된 쌍들의 대응하는 노드들, 즉, 보호 경로 노드들 사이의 상이한 링크들을 가로지른다. PBB-TE에서 각각의 경로는 VLAN ID(VID)와 연관된다. 주 경로의 링크 또는 노드에서 장애 발생 시, 트래픽은 헤드엔드 엔드포인트에 의해 데이터 프레임들 상에 사용되는 VID를 변경함으로써 보호 경로로 전환된다.

엔드-투-엔드 1:1 보호 패러다임이 잘 동작하더라도, 그것 또한 단점이 있다. 예를 들면, 상이한 링들은 캐리어 내의 상이한 조직에 의해 관리되고 운용되는 상이한 지역적 도메인들과 연관되어 있을 수 있고 각각의 조직은 다른 조직들을 조정하는 것 없이 유지 억제 상태(maintenance outage)를 스케쥴링하기를 원할 수 있다. 더욱이, 장거리 통신 배치에서, 확장 e2e 경로 상의 장애의 빈도는 제1 장애가 복구되기 전에 보호 경로 상에 발생하는 제2 장애의 확률이 수용 못 하게 될 만큼 충분히 잦아질 수 있다. 확장 e2e 보호 패러다임은 이것을 완화하기 위해 사용될 수 있으나, 요구되는 보호 경로의 수는 링들의 수 및 보호의 정도, 예를 들면, 다수의 링에 걸친 다수의 장애로부터의 보호에 응하여 확연히 많아진다. 예를 들면, 4개의 엔드-투-엔드 경로는 4개의 가능한 경로가 있기 때문에 연결된(in cascade) 링들의 쌍의 디커플링을 위해 요구된다. 연결된 3개의 링의 경우에는, 6개의 경로가 임의의 링들의 쌍 상의 2개의 독립적인 장애에 대한 보호를 위해 요구되고, 8개의 경로가 각각의 링 상에 동시적인 단일 장애에 대하여 전체 보호를 위해 요구된다. 많은 경로를 유지하기는 전달 상태가 설치된 경로의 수와 직접 관련되기 때문에 문제가 될 수 있고, 모든 경로는 종료 노드에 CFM(Continuity Fault Management) 세션을 추가한다.

본 발명의 실시예에 따라, 프로바이더 브리지 백본 네트워크에 보호를 제공하는 방법은: 장애에 응답하여, 가능하다면 구간(section) 보호를 이용하는 단계 - 구간은 전체 프로바이더 브리지 백본 네트워크에 미치지 않는 입구 포인트와 출구 포인트 사이에서 정의됨 -, 및 장애가 구간 보호로 복구되지 못한다면 엔드-투-엔드 보호를 이용하는 단계를 포함한다.

본 발명의 다른 실시예에 따라, 프로바이더 브리지 백본 네트워크를 사용하는 엔드포인트들 사이에서 통신을 위한 장치들은: 입구 포인트 노드와 출구 포인트 노드 사이에서 네트워크의 구간을 위한 보호를 제공하도록 함께 동작하는 입구 포인트 노드 및 출구 포인트 노드 - 구간은 전체 프로바이더 브리지 백본 네트워크에 미치지 않고, 네트워크는 장애에 응답하여 가능하면 구간 보호를 이용하고, 장애가 구간 보호로 복구되지 못한다면 엔드포인트들 사이에서 엔드-투-엔드 보호를 이용하여 동작함 - 를 포함한다.

본 발명과 연관된 이점들은 네트워크 리소스들의 더 효율적인 사용 및 인핸스드(enhanced) 보호를 포함한다. 종합적인 보호를 위해 요구되는 다수의 경로가 트래픽에 의해 점유되는 경로를 지시(dictate)하도록 전달 상태가 노드들에 설치되기를 각각이 요구하지만, 데이터 트래픽은 PBB-TE에 의해 사용되는 1:1 "헤드-엔드 전환" 모델에 따라 언제나 하나의 엔드-투-엔드 경로 상으로만 이동한다. 이것은 이전에 엔드-투-엔드 경로 보호와 함께 구간 보호의 비경제적인 배치를 한, 이전의 구간 보호의 1+1 실시예의 네트워크 리소스들의 비효율적인 사용을 극복한다. 더욱이, 주 및 보호 엔드-투-엔드 경로에 대한 구간 보호를 이용함으로써, 매치된 노드에 2배의 상태 정보를 저장하면서, 한 매치된 노드의 실패(2개의 링에서의 장애)의 경우를 포함하여, 링 당 하나의 실패를 감수하는 것이 가능하다. 그러나, 본 발명은 링 아키텍쳐에만 제한되는 것이 아님이 이해되어야 한다.

본 발명의 이러한 그리고 다른 이점들은 상세한 설명 및 도면을 통해 더 명백해질 것이다.

도 1은 엔드-투-엔드 1:1 보호 패러다임을 도시한다.
도 2는 주 경로에만 적용되는 구간 보호 및 엔드-투-엔드 보호를 갖는 패러다임을 도시한다.
도 3은 주 및 보호 경로 양자에 대한 구간 보호를 도시한다.
도 4는 도 5 내지 도 10에서 도시된 다양한 상이한 장애 조건에 대한 응답들을 설명하기 위해 기초로서 사용될 본 발명의 실시예를 도시한다.
도 5는 주 경로에서의 업스트림 실패를 도시한다.
도 6은 주 경로에서의 다운스트림 실패를 도시한다.
도 7은 어떻게 도 5 및 도 6에 도시된 응답들이 브리지별 단일 전달 데이터베이스에 대한 요구조건 하에서 잠재적으로 충돌하는지를 도시한다.
도 8은 VID 교환에 기초한 도 7에 도시된 문제에 대한 솔루션을 도시한다.
도 9 및 도 10은 도 7에 도시된 문제에 대한 상호(sympathetic) 전환 솔루션을 도시한다.

데이터 통신 네트워크는 다양한 컴퓨터들, 서버들, 노드들, 라우터들, 스위치들, 브리지들, 허브들, 프록시들, 및 서로 결합되고 데이터를 전달하도록 구성된 다른 네트워크 디바이스들을 포함할 수 있다. 이러한 디바이스들은 본원에서 "노드들"로 지칭될 것이다. 데이터는 노드들 사이에서 하나 이상의 통신 링크들을 이용함으로써 노드들 사이에서, 인터넷 프로토콜 패킷들, 이더넷 프레임들, 데이터 셀들, 구간들, 또는 데이터의 논리적인 조합들과 같은 프로토콜 데이터 유닛을 전달함으로써 데이터 통신 네트워크를 통해 통신된다. 특정한 프로토콜 데이터 유닛은 다수의 노드에 의해 다뤄질 수 있고 네트워크 상에서 그것의 소스와 목적지 사이를 이동하는 동안에 다수의 통신 링크를 가로지를 수 있다.

본원에서 설명되는 특정사항들은 유용하다고 믿어지는 것을 제공하고 원리의 설명 및 본 발명의 개념적인 양상들을 쉽게 이해하도록 본 발명의 도시된 실시예들을 설명하는 데에 목적이 있다. 본 발명의 구조적인 양상들을 본 발명의 기초적인 이해를 위해 필요한 것보다 더 구체적으로 도시하려고 하지 않았다.

도 2는 노드들의 매치된 쌍들(204, 206),(208,210)에 의해 상호연결된 3개의 연결된 링들을 통해 연결된 2개의 엔드포인트 노드들(200, 202)에 있어서 엔드-투-엔드 및 구간 보호 모두를 갖는 보호 패러다임을 도시한다. 링크들(214, 216, 218)과 연관된 주 경로(212)는 링크들(222, 224, 226)과 연관된 보호 경로(220)에 의해 엔드-투-엔드 기반으로 보호된다. 주 경로의 하나 이상의 구간들은 또한 로컬 기반으로 보호되며, 여기서 "구간"은 링크, 링, 트렁크 또는 네트워크의 다른 일부이다. 예를 들면, 링크(214)는 링크(222)를 통한 경로(228)에 의해 보호될 수 있고, 링크(216)는 링크(224)를 통한 경로(230)에 의해 보호될 수 있고, 링크(218)는 링크(226)를 통한 경로(232)에 의해 보호될 수 있다. 구간을 통한 각각의 경로들의 장애 상태는 구간 엔드포인트들 사이의 CFM 세션에 의해 독립적으로 모니터된다. 장애 조건의 검출에 응답하여, 가능하다면 구간 보호가 장애를 복구하도록 이용되고, 그렇지 않다면 엔드-투-엔드 보호가 이용된다. 예를 들면, 불필요한 엔드-투-엔드 보호 스위치들이 트리거되지 않도록 장애가 엔드-투-엔드 CFM 세션에 의해 지시되기 전의 타임아웃 기간은 대응하는 구간 타임아웃 기간보다 더 길게 설정될 수 있다. 구간 보호를 호출하는 것은 주 e2e 경로로부터 보호 e2e 경로에의 스위치오버(switchover)를 의미하는 것이 아님을 유의해야 한다. 그보다는, 주 e2e 경로가 영향받은 구간에서만 재-라우팅된다. 결과적으로, 엔드-투-엔드 1:1 보호 패러다임과 연관된 문제들의 적어도 일부가 완화될 수 있다. 도 2가 특별히 링들을 도시했지만, 여기에 설명되는 구간 보호 메커니즘은 보호 구간을 형성하는 2개의 경로가 보호 개시 및 종료 사이에서 교차해서는 안 된다는 하나의 제한사항을 가지며, 임의의 토폴로지에서 사용될 수 있다.

종합적인 보호를 위해 요구되는 다수의 경로가 트래픽에 의해 점유되는 경로를 지시(dictate)하도록 전달 상태가 노드들에 설치되기를 각각이 요구하지만, 데이터 트래픽은 PBB-TE에 의해 사용되는 1:1 "헤드-엔드 전환" 모델에 따라 언제나 하나의 엔드-투-엔드 경로 상으로만 이동한다는 것을 의미한다는 것이 이해되어야 한다. 이것은 또한 이전에 엔드-투-엔드 경로 보호를 갖는 구간 보호의 배치를 비경제적으로 만들었던, 구간 보호의 이전의 1+1 실시예들의 네트워크 리소스들의 비효율적인 사용을 극복한다.

특정 구간에 대한 보호는 구간의 장애 및 출구에서 하나의 매치된 노드, 또는 대응하는 노드들 상에서 종료할 수 있다. 예를 들면, 주 링크(214) 및 링크(222)를 통해 수행되는 대응하는 보호 경로(228)는 노드(206)와 매치된 노드(204)에서 종료한다. 결과적으로, 링크(214)의 장애는 노드(204)로부터 전환하거나, 스위치오버 프로세스에서 노드(206)에 의한 액티브 동작(involvement)을 필요로하는 것 없이 구간 보호를 위해 링크(228)를 이용함으로써 복구될 수 있다. 노드(204)의 장애와는 달리, 엔드-투-엔드 보호는 경로(212)상의 주 엔드-투-엔드 CFM 세션의 실패의 결과로서 호출될 수 있고, 트래픽은 노드(204) 보다는 노드(206)를 사용하는 것을 포함하여, 보호 경로(220)와 연관된 노드들 및 링크들로 전환될 수 있다. 이는 유리하게 매치된 노드들 사이에서 보호 동기화와 연관된 문제들을 완화한다.

도 3을 참조하여, 일 실시예에서 주 및 보호 경로들이 구간 보호를 갖는다. 더욱 구체적으로, 도 2에 관하여 설명된 경로들 및 링크들에 더하여, 링크(222)가 링크(214)를 통한 경로(300)에 의해 보호되고, 링크(224)가 링크(216)를 통한 경로(302)에 의해 보호되고, 링크(226)가 링크(218)를 통한 경로(304)에 의해 보호된다. 각각의 구간에 대한 보호는 주 및 보호 경로 양자 상에서 독립적으로 개시되고 종료된다. CFM 연결성 체크 세션들은 엔드포인트들(240, 242) 사이에서 주 및 보호 경로가 2개의 엔드-투-엔드 경로들의 상태를 계속해서 판단하도록 유지된다. 2개의 CFM 세션들(306)(하나는 시계방향, 다른 하나는 반 시계방향)은 주 e2e 경로에 의해 사용되는 VID를 사용하여 노드들(200, 204) 사이의 2개의 경로의 상태를 판단하고, 2개의 추가 CFM 세션들(307)은 보호 e2e 경로에 의해 사용되는 VID를 사용하여 노드들(200, 206) 사이에서 2개의 경로의 상태를 판단한다. 2개의 CFM 세션(308)은 주 e2e 경로에 의해 사용되는 VID를 사용하여 노드들(204, 208) 사이에서 2개의 경로의 상태를 결정하고, 2개의 추가 CFM 세션들(309)은 보호 e2e 경로에 의해 사용되는 VID를 사용하여 노드들(206, 210) 사이의 2개의 경로의 상태를 결정한다. 개별적인 구간 보호 CFM 세션들은 엔드-투-엔드 경로마다 생성될 필요는 없다. 예를 들면, 2개의 세션(308)은 노드들(204, 208)을 통해 중간 링에 들어오고 나가는 모든 경로들에 대해 사용될 수 있다. 주 및 보호 경로들에 대해 구간 보호를 이용함으로써, 매치된 노드에 2배의 상태 정보를 저장하면서, 한 매치된 노드의 실패(2개의 링에서의 장애)의 경우를 포함하여, 링 당 하나의 실패를 감수하는 것이 가능하다.

도 4는 도 5 내지 도 10에서 도시된 다양한 상이한 장애 조건에 대한 응답들을 설명하기 위해 기초로서 사용될 본 발명의 실시예를 도시한다. 일반성을 잃지 않도록, 모든 경우에서 효과는 좌측에서 우측으로만 흐르는 트래픽에 대해 도시되었고, "업스트림" 및 "다운스트림"은 그 흐름의 방향에 관하여 사용된다. 도 4에 도시된 바와 같이, 백본 에지 브리지들(BEB)(400, 402)은 링들을 통해 통신한다. 링들은 백본 코어 브리지들(BCB)(404a, 404b, 406a, 406b)의 매치된 쌍에서 인터페이싱한다. 각각의 BCB는 예를 들면, 408a, 408b, 408c, 408d인 4개의 프로바이더 네트워크 포트(PNP)를 포함한다. 각각의 BEB는 사용자 백본 포트(CBP)(410) 및 2개의 PNP(412a, 412b)를 포함한다. BEB 간의 주 경로(420)는 e2e 보호 경로(424) 및 BCB들(404a, 406b) 사이의 구간 보호 경로(422)에 의해 보호된다. e2e 보호 경로에 대한 구간 보호는 더 명료한 도면을 제공하기 위해 도시되지 않았다. 장애를 검출하고 보호 전환을 트리거하기 위해, CFM 세션들은 다음의 쌍들 사이에서 유지된다 : (BEB(400), BCB(404b)); (BEB(400), BCB(404a)); (BCB(404b), BCB(406b)); (BCB(404a), BCB(406a)); (BCB(406b), BEB(402)); 및 (BCB(406a), BEB(402)).

도 5는 BCB(404a)의 업스트림인 주 경로(420)에서의 장애(500)를 도시한다. (BEB(400), BCB(404a)) CFM 세션의 실패에 의해 검출되는 실패에 응답하여, 트래픽은 제1 구간을 따르는 420에 대한 구간 보호 경로를 따라, BEB(400)에 의해 PNP(412a)를 통해 BCB(404b)로 그리고 BCB(404a)로 라우팅된다. BCB(404a)는 PNP(408d)에서 재라우팅된 트래픽을 주 경로(420)에 돌려준다.

도 6은 BCB(404a)의 주 경로 다운스트림에서의 실패를 도시한다. 이러한 실패 조건에 응답하여 트래픽은 제2 구간에 대한 구간 보호를 통해 재라우팅된다. 더 구체적으로, BCB(404a)는 그것의 PNP(408c)에서 수신한 트래픽을 BCB(404b)와 BCB(406b)로 트래픽이 진행하게끔 재라우팅한다. BCB(406b)는 트래픽을 BCB(406a)로 전달하고, 이는 재라우팅된 트래픽을 그것의 PNP(408d)에서 주 경로로 돌려준다. 재라우팅된 프레임들은 보호 개시 포인트 BCB(404a)에서 어떠한 방법으로도 변경되지 않는다; 그들은 (주 e2e 경로와 연관된) 동일한 VID 값을 사용할 수 있으며 사용한다.

도 7은 어떻게 도 5 및 도 6에 도시된 응답들이 BCB 매치된 노드(404b)가 주 e2e 경로의 구간 보호를 위해 상이한 환경들에서 사용되는 2개의 전달 경로를 갖기를 요구하는지 도시한다. 2개의 경로가 동시에 액티브하지는 못하지만, BCB(404b)는 어떠한 경로가 언제 사용될지 결정하는 직접적인 수단을 갖지 않고, 이는 액티브 동작의 이러한 단점을 유지하는 복잡성 및 상태의 관점에서 유리하다. 이러한 전달 경로의 양자의 동시적인 설치는 잠재적인 충돌의 가능성이 있다. 구체적으로, 상이한 경로들은 BCB(404b)에서 (엔드포인트 BEB(402)와) 동일한 어드레스와 연관된다. 이것은 BCB가 통상적으로 하나의 전달 데이터베이스(FDB)를 갖기 때문에 문제이다. 이러한 문제에 대한 하나의 직접적인 솔루션은 각각의 PNP에서 상이한 전달 데이터베이스를 갖는 것이다. 그러나, 그것은 FDB가 모든 브리지 포트에 적용가능한, 이더넷 브리징 표준 IEEE 802.1Q 및 IEEE 802.1ah와 대조적이고, 이는 그러한 표준들을 따르는 것이 요구될 때 문제가 될 수 있다.

도 8은 도 7에 도시된 문제에 대한 다른 솔루션을 도시한다. 도시된 솔루션은 VID 교환 동작에 기초한다. 이러한 솔루션에 따라, VID 교환은 구간 보호 경로 상의 BCB 스위치를 거쳐, 업스트림 노드로부터 버디 노드로, 또는 버디 노드로부터 다운스트림 노드로 수행된다. 특별히 도시된 예에서 VID 교환은 BCB(404b)의 PNP(408a)에서, 그리고 다시 PNP(408d)에서, 수행되어 PNP(408d)를 빠져나가는 트래픽이 PNP(408a)에 진입하는 트래픽과 같은 VID를 갖게 되지만, 경로들이 상이한 VID와 연관되기 때문에 BCB(404b) 내의 주소 충돌은 없다. 결과적으로, VLAN 당 단일 FDB는 이더넷 표준에 따라 유지될 수 있다.

도 9 및 도 10은 CFM 세션의 형식인 추가적인 상태가 매치된 노드들 상에 설치되는, 다운스트림 및 업스트림 장애 각각에 대한 추가적인 보호 전환 솔루션을 도시하며, 그러나 404a 및 404b와 같은 매치된 노드들의 쌍들 사이에서 요구되는 명백한 동기화는 없다. 이러한 솔루션에서 CCM 세션들(시계 방향 및 반시계 방향)의 추가적인 쌍들은 주 e2e 경로 상에 구간 보호를 개시하는 매치된 노드와 보호 e2e 경로 상에 보호를 종료하는 매치된 노드 사이에서 유지된다. 매치된 노드들 사이의 이러한 "대각(diagonal)" 세션들은 구간 보호 경로 상의 업스트림 매치된 노드가 구간 보호 경로의 다운스트림 부분이 구간 보호 종료 포인트에 대해 동작가능한지를 직접 판단하도록 한다. 예를 들면, 대각 CCM 세션(900)은 BCB(406a)와 BCB(404b) 사이에서 유지된다. 대각 세션들은 BCB(404b)가 BCB(406a)의 PNP(408d)의 구간 종료 포인트에 도달할 수 있는지를 네트워크가 직접 판단하게 한다. 장애(902)가 주 경로에서 발생하면, 버디 매치된 노드(404a)가 BCB(406a)와의 주 CCM 세션의 실패로부터 직접 장애를 검출하고, 구간 보호 경로 상으로 트래픽을 전환했기 때문에, BCB(404b)는 보호 경로를 시계 방향으로 돌아 BCB(406a)에 트래픽을 전달한다. 업스트림 장애(1000)는 CCM 세션(900)에 의해 검출되지 않을 것이고 그리하여 트래픽은 BCB(404b)에 의해 업스트림 링 상의 주 경로가 장애인 것처럼, 즉, 장애(1000)가 가정되면 디폴트로(즉, CFM 세션(900)이 알맞게 동작중) 전달된다. BCB(404b)의 행위는 양자의 링들이 이제 장애이기 때문에 양자의 경로를 파괴하는 매치된 노드들 사이의 링크 상의 장애(1001)의 경우에는 문제가 되지 않고, 양 구간들을 통하는 주 e2e 경로 상의 후속적인 장애는 e2e 보호 스위치에 의해 복구될 수 있다.

본 발명이 상기의 예시적인 실시예들을 통해 설명되었지만, 당업자들에 의해 도시된 실시예들의 치환 및 변형이 본원에서 개시된 발명의 개념을 떠나지 않고 행해질 수 있다는 것이 이해될 것이다. 게다가, 바람직한 실시예들이 다양한 설명적인 구조들과 연관하여 설명되었지만, 당업자는 시스템이 다양한 특정한 구조를 사용하여 구현될 수 있다는 것을 인식할 것이다. 따라서, 본 발명은 첨부한 청구 범위의 범위 및 사상을 제하고는 제한되는 것으로 이해되어서는 안 된다.

Claims

프로바이더 브리지 백본 네트워크에서 보호를 제공하는 방법으로서,
장애에 응답하여, 가능하면 구간 보호를 이용하는 단계 - 구간은 상기 프로바이더 브리지 백본 네트워크의 전체에 미치지 않도록 입구 포인트와 출구 포인트 사이에서 정의됨 -; 및
상기 장애가 구간 보호로 복구될 수 없다면 엔드-투-엔드 보호를 이용하는 단계
를 포함하는 방법.
제1항에 있어서,
엔드-투-엔드 보호는 주 경로 및 보호 경로를 포함하고, 구간 보호는 상기 주 경로의 적어도 하나의 구간에 대한 보호를 포함하고, 상기 주 경로 상의 각각의 구간에 대한 구간 보호를 독립적으로 개시하고 종료하는 단계를 포함하는 방법.
제1항에 있어서,
구간의 제1 및 제2 노드를 통해 상기 프로바이더 브리지 백본 네트워크의 구간에 들어오고 나가는 모든 트래픽에 사용가능한 상기 구간을 통하는 모든 경로들의 장애 상태를 판단하는 데에 연속 장애 관리 세션들을 이용하는 추가적인 단계를 포함하는 방법.
제1항에 있어서,
구간 보호는 구간의 각각의 말단(end)에서 한 쌍의 단일 매치된 노드에서 종료하고, 상기 단일 매치된 노드들을 그것들의 대응하는 매치된 노드들과 동기화시키지 않고 구간 보호를 이용하는 추가적인 단계를 포함하는 방법.
제1항에 있어서,
구간 보호 경로와 대응하는 구간 주 경로를 갖는 다운스트림 보호 종료 포인트 사이에 연결이 존재하는지 판단하는 데에, 엔드-투-엔드 주 경로 상에 놓인 하나의 매치된 노드와 엔드-투-엔드 보호 경로 상에 놓인 다른 매치된 노드 사이의 연속 장애 관리 세션을 이용하는 추가적인 단계를 포함하는 방법.
제1항에 있어서,
적어도 하나의 노드에 대한 복수의 전달 데이터베이스를 유지함으로써 적어도 하나의 노드가 다른 노드들과의 동기화 없이 적어도 2개의 보호 구간에 관여하게 하는 단계를 포함하는 방법.
제1항에 있어서,
제1 연속 장애 관리 세션들을 통해 상기 장애가 엔드-투-엔드 보호로 복구될 수 있는지 판단하는 단계, 및 제2 연속 장애 관리 세션들을 통해 상기 장애가 구간 보호로 복구될 수 있는지 판단하는 단계를 포함하고, 상기 제1 연속 장애 관리 세션들에 대한 타임아웃 기간은 상기 제2 연속 장애 관리 세션들에 대한 타임아웃 기간보다 더 긴 방법.
제1항에 있어서,
각각의 구간 보호 개시 포인트에서, 상기 구간을 통하는 상기 주 경로 상에 또는 상기 구간을 통하는 보호 경로 상에, 상기 각각의 경로들의 장애 상태 및 엔드-투-엔드 VLAN 식별자에 기초하여, 상기 VLAN 식별자의 변경 없이, 주어진 목적지에 대한 프레임들을 배치하는 단계를 포함하는 방법.
제5항에 있어서,
업스트림 및 다운스트림 구간들 양자의 보호에 관여하는 노드에서, 상기 업스트림 구간의 보호 종료 포인트로의 경로 상에 또는 상기 다운스트림 구간의 보호 종료 포인트로의 경로 상에 엔드-투-엔드 VLAN 식별자 및 다운스트림 구간들의 상태에 기초하여 트래픽을 배치하는 단계를 포함하는 방법.
프로바이더 브리지 백본 네트워크를 이용하여 엔드포인트들 사이에서 통신하는 장치로서,
입구 포인트 노드와 출구 포인트 노드 사이에서 상기 네트워크의 구간에 대한 보호를 제공하도록 함께 동작하는 입구 포인트 노드와 출구 포인트 노드를 포함하고, 상기 구간은 상기 프로바이더 브리지 백본 네트워크의 전체에 미치지 않고, 상기 네트워크는 장애에 응답하여 가능하면 구간 보호를 이용하고, 상기 장애가 구간 보호로 복구될 수 없다면 상기 엔드포인트들 사이에서 엔드-투-엔드 보호를 이용하도록 동작하는 장치.
제10항에 있어서,
엔드-투-엔드 보호는 주 경로 및 보호 경로를 포함하고, 구간 보호는 상기 주 경로의 적어도 하나의 구간에 대한 보호를 포함하고, 각각의 구간에 대한 구간 보호는 독립적으로 개시되고 종료되는 장치.
제10항에 있어서,
연속 장애 세션들은 구간의 제1 및 제2 노드들을 통해 상기 프로바이더 브리지 백본 네트워크의 구간에 들어오고 나가는 모든 트래픽에 사용가능한 상기 구간을 통하는 모든 경로들의 장애 상태를 판단하는 데에 이용되는 장치.
제10항에 있어서,
구간 보호는 구간의 각각의 말단에서 한 쌍의 단일 매치된 노드에서 종료하고, 구간 보호는 상기 단일 매치된 노드들을 그것들의 대응하는 매치된 노드들과 동기화시키지 않고 이용되는 장치.
제10항에 있어서,
엔드-투-엔드 주 경로 상에 놓인 하나의 매치된 노드와 엔드-투-엔드 보호 경로에 놓인 다른 매치된 노드 사이의 연속 장애 관리 세션은 구간 보호 경로와 대응하는 구간 주 경로를 갖는 다운스트림 보호 종료 포인트 사이에 연결이 존재하는지 판단하는 데에 이용되는 장치.
제10항에 있어서,
적어도 하나의 노드에 대한 복수의 전달 데이터베이스를 유지함으로써 적어도 하나의 노드가 다른 노드들과의 동기화 없이 적어도 2개의 보호 구간에 관여하게 하는 장치.
제10항에 있어서,
제1 연속 장애 관리 세션들은 상기 장애가 엔드-투-엔드 보호로 복구될 수 있는지 판단하는 데에 이용되고, 제2 연속 장애 관리 세션들은 상기 장애가 구간 보호로 복구될 수 있는지 판단하는 데에 이용되고, 상기 제1 연속 장애 관리 세션들에 대한 타임아웃 기간은 상기 제2 연속 장애 관리 세션들에 대한 타임아웃 기간보다 긴 장치.
제10항에 있어서,
각각의 구간 보호 개시 포인트에서, 상기 구간을 통하는 상기 주 경로 상에 또는 상기 구간을 통하는 보호 경로 상에, 상기 각각의 경로들의 장애 상태 및 엔드-투-엔드 VLAN 식별자에 기초하여, 상기 VLAN 식별자의 변경 없이, 주어진 목적지에 대한 프레임들이 배치되는 장치.
제14항에 있어서,
업스트림 및 다운스트림 구간들 양자의 보호에 관여하는 노드에서, 상기 업스트림 구간의 보호 종료 포인트로의 경로 상에 또는 상기 다운스트림 구간의 보호 종료 포인트로의 경로 상에 엔드-투-엔드 VLAN 식별자 및 다운스트림 구간들의 상태에 기초하여 트래픽이 배치되는 장치.