KR20140093746A - Ｍｐｌｓ 멀티캐스트를 위한 효율적인 보호 방식 - Google Patents

Abstract

포인트-투-포인트 LSP 접속들의 보호용의 MPLS 멀티캐스트에 대한 효율적인 보호 방식이 개시된다. MPLS 멀티캐스트에 대한 효율적인 보호 방식은, 네트워크에서 단일 링크 또는 노드 고장의 이벤트 시에, 모든 목적지 노드가 여전히 2개의 트리들 중 적어도 하나에 있는 루트 노드에 접속되도록 하는 방식으로, 멀티캐스트 LSP의 소스를 그것의 모든 목적지들에 접속시키는 각각의 멀티캐스트 접속을 위한 리던던트 멀티캐스트 트리들의 쌍을 포함한다. 또한, 기존의 리던던트 멀티캐스트 트리들이 현저한 수정 없이 목적지 노드들의 세트의 변경 및/또는 네트워크 토폴로지 변경들에 적응시킬 수 있다. MPLS 멀티캐스트에 대한 효율적인 보호 방식은 본 분야에서 공지된 보호 방법들 이상으로 보호 대역폭 요건들을 감소시키는 데 특히 유용하다.

Description

ＭＰＬＳ 멀티캐스트를 위한 효율적인 보호 방식{EFFICIENT PROTECTION SCHEME FOR MPLS MULTICAST}

본 발명은 멀티-프로토콜 레이블 교환 멀티캐스트에 관한 것이고, 특히 멀티캐스트 네트워크들을 위한 효율적인 보호 방식들에 관련된다.

MPLS 멀티캐스트에 대한 결함 허용력(fault resilience)은, IPTV 및 가상 사설 LAN 서비스들(VPLS)과 같은 수익 발생 멀티캐스트 기반 사업 서비스들이 최근 부상 중인 MPLS 기반 네트워크 인프라구조를 통해 제공되고 있음에 따라 더욱 더 중요해지고 있다. 결함 허용력은 일반적으로 네트워크에서 링크 및/또는 노드 고장들에 대한 보호 및 복구 메커니즘을 통해 달성되어 왔다. SONET/SDH 네트워크들에서의 이러한 메커니즘들은 산업에서 최고의 명성을 얻고 있다. 최근 부상 중인 MPLS 기반 네트워크 인프라구조에서 결함 허용력에 대한 필적할만한 명성을 실현하는 것은 적극적인 관심 영역이 계속되고 있다.

MPLS 네트워크에서의 커넥션은 레이블 교환 경로(label switched path: LSP)에 대응하며, 보호 목적지는, 보호되고 있는 각각의 LSP(주요 LSP라고도 지칭됨)가 임의의 링크 또는 노드 고장의 이벤트에서 인터럽트되지 않는 서비스를 계속해서 공급하고 있다는 것을 보장하는 것이다. 이러한 인터럽트되지 않는 서비스는 일반적으로 하나 이상의 교대 LSP들의 제공을 통해, 주요 LSP의 각각의 고장에 대해, 그들 교대 LSP들 중 하나가 영향받지 않은 상태를 유지하고 이미 활성화되어 있는 경우가 아니라면 활성화될 수 있도록 함으로써 달성된다.

MPLS 고속 재경로 설정(fast reroute: FRR)은 단일 소스 및 단일 목적지(포인트-투-포인트 또는 P2P라고도 알려져 있음)를 갖는 LSP들에 대한 사실 표준 보호 메커니즘으로서 진화하고 있다. FRR에서, 우회라고도 지칭되는 교대 LSP는 보호를 필요로 하는 각각의 LSP 세그먼트에 대해 확립된다. 이 세그먼트의 시작에 있는 노드는 로컬 수선 포인트(PLR)이라고 지칭되고, 이 세그먼트의 말미에 있는 노드는 병합 포인트(MP)라고 지칭된다. 우회는 일반적으로 PLR로부터 MP로의 최단 경로(주요 LSP를 따른 경로로부터 분리된 링크/노드)를 따라 경로 설정된다. PLR이 고장을 검출하면, 그것은 고장난 세그먼트를 보호하는 우회 상으로 트래픽을 전환하고, MP는 간단히 세그먼트 및 우회로부터의 트래픽을 병합한다. 고장의 발생으로부터 관련 우회가 활성화된 시점까지의 시간인 복구 시간은 대체로 PLR이 고장을 검출하는 데 걸리는 시간에 의존한다. 보호될 세그먼트들이, 각각의 세그먼트에 대한 PLR이 가급적 빨리 고장들을 검출할 수 있도록 하는 방식으로 선택되면, FRR은 SONET/SDH 네트워크들에서 그에 필적할만한 복구 시간들을 제공할 수 있다. 예를 들어, 모든 링크가 보호된다면, 링크 고장 검출은 전적으로 PLR에 대해 국부적이다.

네트워크에서 모든 LSP들에 대한 우회들의 관리 및 시그널링은, 특히 토폴로지 변화들의 이벤트 시에, 네트워크 노느들 상에서의 매우 복잡하고 계산상으로 부담스럽게 될 수 있다. 이러한 복잡성을 완화하기 위해, 보호될 세그먼트들이 각각의 개별적인 주요 LSP와 반대로 네트워크 토폴로지를 따라 정의되고, 설비 우회들이 그러한 세그먼트들에 대해 작성되는 변형(설비 보호라고 알려짐)이 이용된다. 그 후, 설비 우회를 갖는 세그먼트를 트래버스하는 임의의 주요 LSP는 그 설비 우회를 통해 터널링되는 자신의 우회를 갖는다. 설비 우회들은 링크들 및/또는 네트워크 노드들을 보호하도록 셋업될 수 있다.

NPLS 멀티캐스트의 증가하는 사용을 수용하기 위해, FRR은 현재 단일 소스 및 멀티 목적지들(포인트-투-멀티포인트 또는 P2MP라고도 알려져 있음)을 갖는 멀티캐스트 LSP들을 지원하도록 확장되고 있다. 그러나, P2MP LSP들에 대한 FRR는, 그것이 네트워크에서 소비하는 대역폭의 관점에서 매우 비효율적일 수 있고, 특히 목적지 노드들의 세트에서의 L동적 변화들을 갖는 증가하는 수의 우회들로 인해 또는 토폴로지 변경들의 이벤트 시에 더욱 많은 시그널링 및 관리 복잡성을 수반할 수 있다. P2P에 대한 FRR에서는, 임의의 소정 시점에서, 주요 LSP 중 오로지 하나의 LSP 또는 그의 우회들이 링크 상에서 활성 상태일 수 있다.

그러나, P2MP에 대한 FRR에서, 2개 이상의 목적지 노드가 존재할 수도 있다는 것을 고려하면, 우회 및 주요 LSP는 소정 링크 상에서 동시에 활성 상태일 수도 있다. 이것은, 그러한 링크를 통해 전송될 동일한 패킷의 2개의 카피들을 야기할 수 있다. 패킷 복제라는 용어는, 동일한 패킷의 2개 이상의 카피들이 하나의 링크 상에서 전송될 필요가 있는 상황을 설명한다. P2MP의 이용은 링크 상에서 전송된 최대 수의 카피들을 2개로 한도지정(cap)할 수 있지만, 이것은 그것이 어떻게 구현되는지에 따라, 실질적으로 증가한 시그널링 복잡성의 비용 또는 낭비되는 대역폭 소비의 비용을 생각한다.

FRR의 이러한 문제들은 IPTV 콘텐츠를 전달하는 데 이용되는 것들과 같은 고 대역폭 멀티캐스트 LSP들에 대해 상당히 확대된 상태를 얻을 수 있다.

따라서, 종래기술에서 이용 가능한 바와 같이 비용 및 보호 복잡성을 유발하지 않을 MPLS 링크 및 노드 보호 제공 방법을 갖는 것이 바람직할 것이다.

본 발명의 목적은 MPLS 멀티캐스트 네트워크들의 더욱 효율적인 보호를 위한 방법을 제공하는 것이다.

본 발명의 일 양태에 따르면, 네트워크 노드들 및 네트워크 노드들을 접속시키는 통신 링크들을 갖는 패킷 교환형 네트워크에서 루트 노드 및 목적지 노드들의 세트에 대한 MPLS 멀티캐스트 접속 요청에 대한 보호를 제공하는 방법이 제공되며, 이 방법은, 리던던트 멀티캐스트 트리들의 쌍을 구성하되, 리던던트 멀티캐스트 트리들의 쌍 중 제 1 리던던트 멀티캐스트 트리는 루트 노드에 근원을 두고 목적지 노드들의 세트 내의 모든 목적지 노드들에 접속하며, 리던던트 멀티캐스트 트리들의 쌍 중 제 2 리던던트 멀티캐스트 트리는 루트 노드에 근원을 두고 목적지 노드들의 세트 내의 모든 목적지 노드들에 접속하는 단계를 포함한다. 또한, 정상 동작 동안, 제 1 리던던트 멀티캐스트 트리를 통해 루트 노드로부터 목적지 노드들의 세트로 멀티캐스트 트래픽을 브로드캐스트하는 단계, 및 결함 동작 동안, 제 2 리던던트 멀티캐스트 트리를 통해 루트 노드로부터 목적지 노드들의 세트로 멀티캐스트 트래픽을 브로드캐스트하는 단계를 포함한다.

본 발명의 일부 실시형태들에서, 본 방법은, 정상 동작 동안, 제 2 리던던트 멀티캐스트 트리를 통해 루트 노드로부터 목적지 노드들의 세트로 멀티캐스트 트래픽을 브로드캐스트하는 단계를 포함한다.

일부 실시형태들에 따르면, 결함 동작은 통신 링크들 중의 통신 링크의 고장을 포함하고, 다른 실시형태들에 따르면, 결함 동작은 네트워크 노드들 중의 네트워크 노드의 고장을 포함한다.

본 발명의 다른 양태에 따르면, 네트워크 노드 및 네트워크 노드들을 접속시키는 통신 링크들을 갖는 패킷 교환형 네트워크에서 루트 노드 및 목적지 노드들의 세트에 대한 MPLS 멀티캐스트 접속 요청에 대해 리던던트 멀티캐스트 트리들의 쌍을 구성하는 방법이 제공되며, 패킷 교환형 네트워크는 루트 노드로부터 구성된 바와 같은 그래프로 표현될 수 있고, 그래프는 네트워크 노드들을 포함하는 정점들(vertices)을 가지며, 방향성 에지들을 갖는 그래프는 통신 링크들을 포함하고, 본 방법은, 패킷 교환형 네트워크를 제 1 구획 및 제 2 구획으로 구획화하되, 각각의 구획은 패킷 교환형 네트워크의 모든 네트워크 노드들로 구성되고, 각각의 구획은 패킷 교환형 네트워크의 비순환 그래프를 형성하도록 통신 링크들의 서브세트를 포함하며, 제 1 구획 및 제 2 구획은 컷 링크들 및 컷 노드들에 대한 링크들로 구성된 링크들의 그룹으로부터 패킷 교환형 네트워크의 그래프에 공통인 링크들만을 갖는 단계를 포함한다. 그 후, 제 1 구획에서 루트 노드 및 목적지 노드들의 세트를 접속시키는 제 1 스패닝 트리를 구성하는 단계; 제 2 구획에서 루트 노드 및 목적지 노드들의 세트를 접속시키는 제 2 스패닝 트리를 구성하는 단계; 및 목적지 노드들의 세트를 리던던트 멀티캐스트 트리들의 쌍으로서 제 1 스패닝 트리 및 제 2 스패닝 트리에 제공하는 단계를 포함한다.

일부 실시형태들에서, 본 방법은, 또한, 패킷 교환형 네트워크의 토폴로지에 대한 변경의 이벤트 시에 제 1 구획 및 제 2 구획을 업데이트하는 단계를 포함한다. 패킷 교환형 네트워크의 토폴로지에 대한 변경은 네트워크 노드의 삭제, 또는 대안으로 네트워크 노드의 추가, 또는 대안으로 제 1 구획 및 제 2 구획 중 하나에서 인커밍 링크가 결여된 네트워크 노드를 발생시키는, 패킷 교환형 네트워크의 통신 링크의 고장을 포함할 수 있다.

유리하게는, 일부 실시형태들에서, 본 방법은, 구획화 단계의 일부로서, 네트워크 노드들의 순서화된 리스트를, 순서화된 리스트에서 모든 비루트 노드가 적어도 하나의 선행하는 인커밍 이웃 노드 및 적어도 하나의 후행하는 인커밍 이웃 노드를 갖도록 생성하는 단계를 더 포함한다. 일부 실시형태들 하에서, 구획화 단계는 제 1 서브그래프 및 제 2 서브그래프의 쌍을 표현하는 단계를 더 포함할 수 있는데, 여기서 서브그래프들 각각은 모든 네트워크 노드들을 포함하며, 제 1 서브그래프는 제 1 통신 링크들의 세트를 포함하고, 제 2 서브그래프는 제 2 통신 링크들의 세트를 포함하며, 제 1 통신 링크들의 세트는 제 2 통신 링크들의 세트와 분리되고, 제 1 서브그래프는 제 1 구획에 대응하고, 제 2 서브그래프는 제 2 구획에 대응하는 단계를 포함한다.

일부 실시형태들에서, 표현하는 단계는 제 1 통신 링크들의 세트 및 제 2 통신 링크들의 세트에 대한 공통 통신 링크들의 서브세트를 제공하되, 공통 링크들의 서브세트는 컷 노드들 및 그래프의 컷 노드들로의 링크들로 구성되는 단계를 더 포함한다.

유리하게는, 일부 실시형태들에서, 본 방법은 패킷 교환형 네트워크의 토폴로지에 대한 변경의 이벤트 시에, 제 1 구획 및 제 2 구획을 업데이트하는 단계를 더 포함한다.

또한, 유리하게는, 일부 실시형태들에서, 제 1 스패닝 트리는 최단 경로 트리로 구성되지만, 다른 실시형태들에서, 제 1 스패닝 트리는 스테이너 트리로 구성된다.

본 발명의 또 다른 양태에 따르면, 인코딩된 프로세서-실행가능 코드를 갖는 프로세서-판독가능 매체를 포함하는 물품이 제공되며, 프로세서-실행가능 코드는, 하나 이상의 프로세서들에 의해 실행될 때, 네트워크 노드 및 네트워크 노드들을 접속시키는 통신 링크들을 갖는 패킷 교환형 네트워크에서 루트 노드 및 목적지 노드들의 세트에 대한 MPLS 멀티캐스트 접속 요청에 대해 리던던트 멀티캐스트 트리들의 쌍을 구성하기 위한 작용들을 가능하게 하고, 패킷 교환형 네트워크는 루트 노드로부터 구성된 바와 같은 그래프로 표현될 수 있으며, 정점들(vertices)을 갖는 그래프는 네트워크 노드들을 포함하고, 방향성 에지들을 갖는 그래프는 통신 링크들을 포함하며, 방법은, 패킷 교환형 네트워크를 제 1 구획 및 제 2 구획으로 구획화하되, 각각의 구획은 패킷 교환형 네트워크의 모든 네트워크 노드들로 구성되고, 각각의 구획은 패킷 교환형 네트워크의 비순환 그래프를 형성하도록 통신 링크들의 서브세트를 포함하며, 제 1 구획 및 제 2 구획은 컷 링크들 및 컷 노드들에 대한 링크들로 구성된 링크들의 그룹으로부터 패킷 교환형 네트워크의 그래프에 공통인 링크들만을 갖는 단계를 포함한다. 또한, 제 1 구획에서 루트 노드 및 목적지 노드들의 세트를 접속시키는 제 1 스패닝 트리를 구성하는 단계; 제 2 구획에서 루트 노드 및 목적지 노드들의 세트를 접속시키는 제 2 스패닝 트리를 구성하는 단계; 목적지 노드들의 세트를 리던던트 멀티캐스트 트리들의 쌍으로서 제 1 스패닝 트리 및 제 2 스패닝 트리에 제공하는 단계; 및 패킷 교환형 네트워크의 토폴로지에 대한 변경의 이벤트 시에 제 1 구획 및 제 2 구획을 업데이트하는 단계를 포함한다.

주의: 하기에서, 설명 및 도면들이 단지 본 발명의 원리들을 예시한 것에 불과하다. 따라서, 당업자는, 본 명세서에서 명백히 설명되거나 도시되어 있지 않다 하더라도, 본 발명의 원리들을 구현하고 그의 사상 및 범주 내에 포함되는 다양한 배열물들을 고안할 수 있을 것이라는 것이 인지될 것이다. 또한, 본 명세서에서 인용되는 모든 실시예들은 오로지 본 발명의 원리들 및 발명자(들)에에 의해 기여되는 개념들을 독자가 이해하는 데 도움을 주기 위한 교육의 목적만을 위한 것으로 명백히 의도되며, 그러한 특정적으로 인용된 실시예들 및 조건들에 대한 제한이 없는 것으로 이해되어야 한다. 또한, 본 발명의 원리들, 양태들, 및 실시형태들뿐 아니라 그의 특정한 실시예들을 인용하는 본 명세서 내의 모든 설명은 그의 등가물들을 포괄하는 것으로 의도된다.

본 발명은, 도면을 참조하여, 본 발명의 실시형태들에 대한 하기의 상세한 설명으로부터 더 잘 이해될 것이다.
도 1은 본 발명의 일 실시형태에 따른, 통신 링크들, 루트 노드, 및 복수의 목적지 노드들을 갖는 네트워크 노드들의 세트의 실시예; 및 리던던트 멀티캐스트 트리들을 갖는 동일한 네트워크의 버전을 예시한다;
도 2는 본 발명의 일 실시형태에 따른, 방향성 그래프로서의 네트워크 및 리던던트 멀티캐스트 트리들을 갖는 동일한 네트워크의 그래프를 예시한다;
도 3은 본 발명의 일 실시형태에 따른, 도 2의 네트워크의 분할의 실시예를 적색 및 청색 그래프들로 예시한다;
도 4는 본 발명의 일 실시형태에 따른, 정의된 소스 및 목적지 노드들을 갖는, 소정 멀티캐스트 커넥션에 대한 RMT 쌍의 실시예를 예시한다;
도 5는 본 발명의 일 실시형태에 따른, 연결 및 분리 동작들의 실시예를 예시한다;
도 6은 본 발명의 일 실시형태에 따른, 계산된 스패닝 트리의 실시예를 예시한다;
도 7은 본 발명의 일 실시형태에 따른, 도 6의 스패닝 트리에 대한 일련의 골격 리스트들을 예시한다;
도 8은 본 발명의 일 실시형태에 따른, 도 6의 스패닝 트리에 대한 최종 골격 리스트들을 적색 및 청색 링크들로 예시한다;
도 9는 본 발명의 일 실시형태에 따른, 계산된 스패닝 트리 및 일련의 관련 골격 리스트들의 실시예를 예시한다;
도 10은 본 발명의 일 실시형태에 따른, 도 9에 도시된 스패닝 트리에 대한 최종 노드 배열을 적색 및 청색 링크들과 계산된 적색 및 청색 서브그래프들로 예시한다;
도 11은 본 발명의 일 실시형태에 따른, 영향받은 노드를 갖는 스패닝 네트워크, 및 스패닝 트리와 관련된 골격 리스트 및 최종 노드 배열을 예시한다;
도 12는 본 발명의 일 실시형태에 따른, 재구성 후의 도 11의 네트워크의 최종 적색 및 청색 그래프들의 실시예를 예시한다.

하기에는, 종래기술의 보호 방식들의 전술된 대역폭 및 복잡도 문제를 설명하는 MPLS 멀티캐스트에 대한 신규하고 효율적인 보호 메커니즘이 제공된다. 제안된 메커니즘은 리던던트 멀티캐스트 트리(RMT)들의 개념에 기초한다. RMT 기반 보호는, 단일 링크 또는 노드의 고장 이벤트 시에, 소스 노드가 모든 멀티캐스트 목적지 노드들에 접속된 상태를 유지하도록 멀티캐스트 소스에 근원을 둔 2개의 트리들의 주성을 수반한다. RMT의 트리들 중 하나는 주요한 것으로 이용되고, 다른 것은 보호 목적지를 위해 대기품으로서 이용된다. 보호는 2개의 모드들: 상시 대기(hot standby) 또는 수동 대기(cold standby) 모드 중 하나에서 달성될 수도 있다.

트래픽이 소스 및 목적지 노드들에 의해 양측 모두의 트리에 동시에 공급되는 상시 대기 모드는 2개의 피드들 중 하나를 취한다. 리스닝할 필드를 결정하기 위한 적합한 메커니즘은, BFD와 같은 저레벨 정보 교환이나 루트와 목적지 노드들 사이의 일부 등가 메커니즘 중 어느 하나에 기초할 수 있다. 단일 링크 또는 노드의 고장의 이벤트 시에, 2개의 피드들 중 적어도 하나는 활성인 것으로 보증된다.

수동 대기 모두에서, 소스는 정상 동작 동안에는 2개의 트리들 중 하나에 트래픽을 공급하지만, 고장의 이벤트 시에는 2개의 트리 양측 모두에 공급한다.

상시 대기 모드에서, 본 발명의 실시형태들은 MPLS 고속 재경로 설정(FRR)에 비해 유사하거나 훨씬 더 우수한 복구 시간을 제공한다. 수동 대기 모드 동안의 복구 시간은 루트와 목적지 노드들 사이에서 통신하는 데 이용되는 메커니즘에 의존할 것이다.

루트 노드 r 및 목적지 노드들의 세트 D 에 대한 멀티캐스트 LSP 커넥션 요청 M 을 고려하면, 보호 메커니즘의 전체적인 목적지는 하기와 같다:

a) r 에 각각 근원을 두고, 함께 리던던트 멀티캐스트 트리들을 구성하는 2개의 P2MP LSP들의 구성을 용이하게 한다,

b) 일단 그러한 RMT들이 구성되면, 새로운 목적지 노드들의 추가, 기존 목적지 노드들의 제거, 및/또는 고장들에 의해 야기된 기초 네트워크 토폴로지 또는 링크들 상의 이용 가능한 리소스들에 대한 더 많은 현재 정보에서의 변경들로 인한 임의의 변경들의 존재 시에, 2개의 P2MP LSP들이 계속해서 RMT들이 되도록 하는 것을 보장하기 위해 필수적인 메커니즘들을 제공한다.

일반적으로, 목적지 노드들의 세트 및/또는 기초 네트워크 토폴로지에 대한 변경들을 수용하기 위한, RMT 구성 및 그러한 RMT의 수정에 대한 솔루션은, 네트워크 링크들의 착색을 통해 네트워크 토폴로지를 2개의 논리적 구획들로 구획화하는 것에 기초한다. 초기 RMT들의 구성은 그러한 구획들 각각의 내부에 멀티캐스트 커넥션 요청에 대한 P2MP 트리들을 생성함으로써 실현된다.

이와 같이 구성된 RMT들에 의해 필요로 되는 변경들의 수용은, 그들이 속하는 구획들을 변경할 필요가 있는 링크들의 수가 최소화되도록 하는 방식으로 논리적 구획화를 업데이트함으로써 실현된다.

네트워크 모델 및 정의

각각의 노드 v ∈ V 가 라우터/스위치이고, 에지들의 세트 E 가 그들 사이의 방향성 통신 링크들인 경우, 그들 사이의 방향 그래프 G(V, E) 로서 모델링된 MPLS 기반 네트워크를 고려하자. 노드 u 로부터 노드 V 로의 링크는 방향성 에지 (u, v) ∈ E 에 의해 표기되며, 이 경우 노드들 u 및 v 는 각각 에지 테일 및 에지 헤드라고 지칭된다. 또한, 노드 u 는 노드 v 의 인커밍 이웃이라고 지칭되고, 노드 v 는 노드 u 의 아웃고잉 이웃이라고 지칭된다. 모든 방향성 에지 e = (u, v) ∈ E 는 c _e 로 표기된 정의 비용과 관련되고, (u, v) 의 비용은 (v, u) 의 것과는 상이할 수도 있다.

하기의 설명에서 제시되는 메커니즘들은 P2MP LSP의 루트로서 이용되는 소정 노드 r ∈ V 로부터 알 수 있는 바와 같이 대체로 네트워크를 고려한다. 따라서, 하기의 정의들은 내재적으로 r 의 시점으로부터의 것이다. 비소스 노드 u ∈ V - {r} 은 r 로부터 노드 u 로의 방향성 경로가 존재한다면 도달 가능한 것으로 지칭된다. 그렇지 않다면, 노드 u 는 도달 불가능한 것으로 지칭된다. 하기에서, r 로부터 볼 때, G 는 오로지 도달 가능한 노드들만을 포함하는 것으로 상정한다. 도달 가능한 노드 u 는, G 가 r 로부터 노드 u 로의 적어도 2-노드-분리 경로들을 포함한다면, 2-노드-분리 도달 가능한 것으로 또는 간단히 2-도달 가능한 것으로 지칭되며, 그렇지 않다면, 1-도달 가능한 것으로 지칭된다. 컷 노드는 G 로부터 제거되면 노드들 중 일부를 r 로부터 도달 불가능하게 만들도록 하는 노드(링크)이다. A ⊆ E 인 경우의 G 의 서브그래프 H(V, A) 는 모든 노드 u ∈ V - {r} 가 A 에서의 링크들만을 이용함으로써 r 로부터 도달 가능하다면 도달 가능한 것으로 지칭된다.

그래프 G 는 모든 노드 u ∈ V - {r} 이 2-도달 가능하다면 r에 대해 강한 2-도달 가능한 것으로 지칭된다. G 가 강한 2-도달 가능한 것이 아닌 경우, G 는 모든 노드 u ∈ D 가 r 로부터 2-도달가능하다면 소정세트 D ⊂ V - {r} 에 대해 약한 2-도달 가능한 것으로 지칭된다.

상기 정의들은, 약한 2-도달 가능한 그래프가 컷 노드 또는 컷 링크를 포함한다는 것을 내포한다. 도 1을 참조하면, 세트 D ={u, v, w} 에 대한 약한 2-도달 가능한 그래프가 존재할 수도 있다는 것을 알 수 있다. 이 그래프에서, 링크 (r, b) 는 그것의 제거가 노드 b 를 r 로부터 도달 불가능하게 만들므로, 컷 링크라는 것에 주목한다.

리던던트 멀티캐스트 트리들

루트 노드 r 및 목적지 노드들의 세트 D ⊂ V - {r} 을 고려하여, 2개의 트리들 T _B 및 T _R 을 r 에 근원을 둔 P2MP LSP들을 나타내게 하고, r 로부터 D 로의 멀티캐스트 접속을 고려하여, P _B (r, u)(P _R (r, u)) 를 T(T _R ) 에서의 r 로부터 u ∈ D 로의 경로를 나타내게 한다. T _B 및 T _R 은,

및 P _R (r, u) 가 2-노드 분리이면, 리던던트 멀티캐스트 트리들(RMT) 또는 RMT 쌍이라고 지칭된다. RMT 쌍의 2개의 트리들은 청색 트리 또는 적색 트리라고 지칭된다. 도 2를 참조하면, 방향성 그래프(202)가 존재할 수도 있다는 것을 알 수 있다. 루트 노드 r 및 목적지들의 세트 D = {c, e, g, j} 를 갖는 이 방향성 그래프에 대한 RMT 쌍(204)은 목적지 노드들과 함께 도시된다.

트리들 T _B 및 T _R 을 포함하는 RMT 쌍에 대해, E _B 및 E _R 을 각각 T _B 및 T _R 에서의 에지들의 세트가 되도록 한다. T _B 및 T _R 은

인 경우에 엄격한 RMT들 또는 엄격한 RMT 쌍이라고 지칭된다. 다시 말해, RMT 쌍은 2개의 트리들이 임의의 방향성 에지들을 공유하지 않는 경우에 엄격하다. 엄격한 RMT들의 실시예는 도 2의 참조부호 204에 제공된다. 루트 및 목적지들의 세트

에 대해, RMT들이 존재할 수도 있지만, 이들은 모든 u ∈ D 가 r 로부터 2-도달 가능한 모든 때에 엄격하지 않을 수도 있다는 것이 주목될 수 있다. 일 실시예로서, 도 1의 참조부호 102에 제시된 그래프를 고려하라. 이 그래프는 단일 소스 노드 r 및 3개의 목적지 노드들 u, v 및 w 를 포함한다. 이 실시예에서는, 소스 노드로부터 모든 목적지 노드로의 2개의 노드 분리 경로들이 존재하고, 소스를 목적지 노드들에 접속시키는 2개의 엄격한 RMT들은 아직 존재하지 않는다는 것에 주목한다. 설명을 통해, 엄격한 RMT 쌍을 형성하는 그러한 2개의 트리들이 존재한다는 모순을 상정한다. 트리들 중 적어도 하나는 소스 노드들의 아웃고잉 링크들 중 하나만을 포함한다. 그러나, 이 실시예에서, 3개의 모든 목적지 노드들에 접속된 임의의 트리는 r 의 적어도 2개의 아웃고잉 링크들을 포함해야 한다. 이로부터, 엄격한 RMT 쌍은 소정 토폴로지에 대해 존재하지 않는다는 점이 추종된다. RMT 쌍이 엄격하지 않다면, 그것은 완화된 RMT 쌍이라고 지칭된다. 도 1은, 참조부호 104에서, 상기 실시예에 대해 완화된 RMT 쌍을 제시한다. 이 실시예에서, 양측 모두의 트리들은 여전히 모든 목적지 노드에 2-노드 분리 경로들을 제공하면서 링크들 (r, b) , (b, d) 를 이용한다. 이 실시예는, 엄격한 RMT들이 존재하지 않은 경우에서도, 완화된 RMT들이 발견될 수 있다는 것을 입증한다. 소정 그래프 G 에서 RMT 쌍의 존재에 대한 필수적인 조건은, G 가 목적지 세트에 대한 루트 노드 r 에 대해 약한 2-도착 가능성을 갖는다는 것이다. 그러나, 상기 실시예는, 이것이 엄격한 RMT들의 존재에 대한 충분한 조건이 아니라는 것을 내포한다. 하기에는, 강한 2-도달 가능성이 엄격한 RMT들의 존재에 대한 필수적이고 충분한 조건이라는 것이 도시된다. 또한, 정리 1은, 강한 2-도달 가능성의 부재 시, 엄격한 RMT들의 존재를 판정하는 문제가 NP-하드(hard)임을 설명한다.

정리 1: 소스 노드 및 목적지 노드들의 세트

를 갖는 방향성 그래프 G (V, E) 를 고려하자. G 는 세트 D 에 대해 약한 2-도달 가능한 것으로 상정한다. D 에서 r 을 모든 목적지 노드들과 접속시키는 엄격한 RMT들을 찾는 문제는 NP-하드이다.

명백히, 효율적인 대역폭 소비를 위해, 최소의 총 비용을 갖는 RMT들(최적의 RMT-쌍이라고 지칭됨)을 구성하는 것이 바람직할 것이다. 그러나, 정리 2가 설명하는 바와 같이, 목적지의 소정 세트에 대한 최적의 RMT-쌍을 찾는 문제는 NP-하드이다. 따라서, 하기의 설명은 최적의 것들이 아닐 수도 있는 저비용 RMT-쌍들을 구성하고 유지하는 효율적인 방법을 제시한다.

정리 2: 소스 및 목적지 노드의 세트

를 갖는 방향성 그래프 G(V, E) 를 고려하자. G 는 강한 2-도달 가능한 것으로 상정한다. D 에서 r 을 모든 목적지 노드들과 접속시키는 최소 비용 RMT 쌍(엄격한 RMT들 또는 완화된 RMT들 중 어느 하나)을 찾는 문제는 NP-하드이다.

보호 방식의 개관

전술된 바와 같이, 전체 목적은, 루트 노드 r 및 목적지 노드들의 세트 D 를 갖는 멀티캐스트 접속 요청 M 을 고려하면, M 에 대한 RMT 쌍을 구성하는 것, 및 구성성분 트리들이 목적지 세트 및/또는 네트워크 토콜로지에서의 변경들로 인해 업데이트된 상태를 얻을 때 RMT 쌍이 계속해서 그 RMT 쌍이 되는 것을 보장하도록 하는 것이다. 이 목적은 별개의 목적지들의 하기 세트로서 표현될 수 있다.

목적 1. (초기 RMT 구성): 소스 노드 r 및 목적지 노드들의 세트 D 를 갖는 방향성 그래프 G(V, E) 를 고려하여, 낮은 총 비용으로 근원이 되는 RMT 쌍을 찾는다.

목적 2. (토폴로지 변경들로 인한 RMT 업데이트): 방향성 그래프 G(V, E) , RMT 쌍, 및 토폴로지 변경들의 세트를 고려하여, RMT 쌍의 적색 및 청색 트리들을 최소의 변경들로, 그리고 최종 적색 및 청색 트리들이 계속해서 저비용 RMT 쌍이 되도록 하는 방식으로 수정한다.

목적 3. (목적지 노드의 추가/제거로 인한 RMT 업데이트): 방향성 그래프 G(V, E) , RMT 쌍, 및 그 MRT 쌍에 대응하는 멀티캐스트 접속에 대한 목적지 노드로서 추가되거나 삭제될 노드 d 를 고려하여, d 를 상당히 적은 수의 변경으로, 그리고 최종 적색 및 청색 트리들이 계속해서 저비용 RMT 쌍이 되도록 하는 방식으로 추가하거나 삭제하도록 RMT 쌍의 청색 및 적색 트리들을 수정한다.

초기 RMT 구성

정리 2는 목적지 노드들의 세트가 모든 비루트 노드들을 포함하지 않는 경우에 있어서 최적의 RMT들을 찾는 문제가 NP-하드라는 것을 주장한다. 하기의 사항은 저비용 RMT들을 구성하는 방법이다. 이 방법에서, 루트 노드와의 멀티캐스트 접속들에 대한 저비용 RMT들은 다음과 같이 구성된다: 노드 r 에 의해 보이는 바와 같이 네트워크를 표현하는 그래프 G(V, E) (예를 들어, OSPF 링크 상태 데이터베이스로부터 구성됨)는, 각각의 구획이 네트워크의 모든 노드들로 구성되고, 링크들의 서브세트를 포함하도록, 청색 및 적색 구획들이라고 지칭되는 2개의 구획들로 논리적으로 구획화된다. 이들 구획들은 G 의 방향성 비순환 그래프들이다. 그래프들 G _B (V, E _B ) 및 G _R (V, E _R ) 에 의해 각각 표현되는 청색 및 적색 구획들은 하기의 특성을 충족시킨다. G 에 컷 링크들 또는 노드들이 존재하지 않으면,

이다. 그렇지 않으면,

은 컷 링크들 및 컷 노드들의 아웃고잉 링크들을 포함할 수도 있다. PR(u, v) 가 적색 구획의 u 로부터 v 로의 경로를 표기하고, PB(u, v) 가 청색 구획의 u 로부터 v 로의 경로를 표기하게 한다. 도 3을 참조하면, 도 2의 참조부호 202에 제시된 그래프에 대해 그러한 적색 구획(302) 및 청색 구획(304)의 실시예가 존재할 수도 있음을 알 수 있다. 적색 구획(302) 및 청색 구획(304)은 하기의 특성을 충족시킨다.

특성 1. (a) 모든 2-도달 가능한 노드 u ∈ V - {r} 에 대해, 그것은, G _R 에서의 r 로부터 u 로의 임의의 경로 P _R (r, u) 가 G _B 에서의 r 로부터 u 로의 임의의 경로 P _B (r, u) 로부터 분리된 노드임을 유지시킨다. (b) 모든 1-도달 가능한 노드 u ∈ V - {r} 에 대해, 그것은, G _R 에서의 r 로부터 u 로의 임의의 경로 P _R (r, u) 가 G _B 에서의 r 로부터 u 로의 임의의 경로 P _B (r, u) 와 컷 노드들 및 컷 링크들을 공유할 수도 있다.

이제, 루트 노드 r 및 목적지 노드들의 세트

을 갖는 멀티캐스트 접속 요청 M을 고려한다. 상기의 적색 및 청색 구획들을 고려하여, 청색 및 적색 구획들에서 M에 대한 P2MP LSP들을 구성할 수 있다. 이러한 P2MP LSP들에 대한 트리들은 최단 경로 트리들 또는 스테이너 트리들일 수 있고, 또는 임의의 다른 메커니즘에 기초할 수 있다. 구획 내에는 트리 구성 메커니즘 상에 부과되는 어떠한 제약도 존재하지 않는다. 간소성을 위해, 최단 경로 트리 알고리즘은 본 개시물에서의 모든 예시적인 실시예들에서 이용된다. 임의의 경우에 있어서, 특성 1은, 그 2개의 트리들이 D 에서의 모든 노드들이 r 로부터 2-도달 가능하다면 RMT 쌍을 형성한다는 것을 내포한다. 일부 목적지들이 단지 1-도달 가능한 경우에는, 일부 컷 링크들 및 노드들이 2개의 트리들에 의해 공유될 수도 있다. 오로지 1-도달 가능한 목적지 노드들에 대해서는, 어떠한 방식도 컷 링크들 및 노드들의 고장에 대비한 임의의 보호를 제공할 수 없다는 것에 주목한다. 도 4를 참조하면, 노드 r 에 근원을 둔 목적지 노드들 D = {c, e, g, j, h} 과의 멀티캐스트 접속의 2개의 RMT들이 존재할 수도 있다는 것을 알 수 있다. 참조부호 402에는, 적색 RMT가 있음을 알 수 있고, 참조부호 404에는 청색 RMT가 있음을 알 수 있다. 참조부호 406에서, 결합된 그래프는, 2개의 RMT들이 확실히 모든 목적지 노드로의 2개의 노드 분리 경로들을 유도한다는 것을 입증하는데, 이 때 참조부호 406에서, 점선 링크들은 청색 구획을 표현하고 실선 링크들은 적색 구획을 표현한다. 이러한 구획화가 커넥션 단위로 이행될 수 있지만, 구현 실용성의 고려사항들로 인해, 그들의 목적지 노드들의 세트와는 별개로, r 에 근원을 둔 모든 멀티캐스트 접속들에 대해서는 단일 구획화가 바람직하다.

상기 구획화 방식을 고려하면, 접속 셋업 요청이 노드 r 에 도달할 때, r 은 지원되는 시그널링 메커니즘(예를 들어, IETF 표준 절차들)에 따라 청색 및 적색 P2MP LSP들에 대한 트리들을 계산하고 셋업 시그널링을 수행한다. 목적지 노드들은, 이러한 2개의 P2MP LSP들이 보호를 위해 사용되고 있는 RMT 쌍을 형성한다는 인식을 가능하게 하도록 하는 정보를 제공받을 필요가 있을 것이다. 이러한 특징은 구현하기가 수월하다. 일찍이 제안된 바와 같이, 소정 메커니즘은, 루트 및 목적지 노드가 적소에서 그들을 접속시키는 P2MP LSP를 통해 접속 검증을 돕도록 하는 것을 요구한다.

토폴로지 변경들에 대한 RMT 업데이트

MPLS 멀티캐스트에 대한 임의의 보호 방식은 또한 기존 접속들에 대해 거의 또는 전혀 파괴가 없이 토폴로지에서의 동적 변경들을 지원하기에 충분히 탄력적일 수 있어야 한다. 개시된 방법에서, 이것은 토폴로지 변경들이 기존의 RMT 쌍들에 대한 변경을 거의 또는 전혀 유도하지 않는다는 것을 보장하는 것으로 이해된다. 다시 말해, 소정 루트 노드 r 에 대해, 네트워크의 논리적 청색 및 적색 구획들이 생성되었다. 토폴로지 변경들은 다음 방식들 중 하나로 소정 RMT 쌍에 영향을 미칠 수도 있다: a) 모든 목적지 노드들이 청색 및 적색 트리들 양측 모두에서 계속해서 도달 가능하다, b) 하나 이상의 목적지 노드들이 2개의 트리들 중 하나에서 r 로부터 도달 가능하지 않다, c) 하나 이상의 목적지들이 청색 및 적색 트리들 양측 모두에서 도달 불가능하다. a) 및 b)의 경우, 추가 토폴로지 변경들이 일어나지 않는다면, MPLS에 대한 어떠한 서비스 파괴도 존재하지 않으며, 그에 따라 추가의 즉각적인 행동을 취하지 않는 것이 허용 가능할 수도 있다. 그러나, c)의 경우, 영향받은 목적지(들)에 대한 서비스 복원 요건들에 따라 즉각적인 행동이 취해져야 할 수도 있다. 하나 이상의 목적지들이 청색 및 적색 구획들 양측 모두에서 r 로부터 도달 불가능하지만, 이러한 목적지들이 전체 그래프 G 에서는 여전히 r 로부터 도달 가능한 RMT들이 존재하는 이벤트 시에, 이 방법은 하기에서 상세히 설명되는 재구획화 방법을 이용한다. 재구획화는, 오로지 적은 수의 링크들만이 그들의 컬러를 청색에서 적색으로 또는 적색에서 청색으로 변경할 필요가 있도록 하는 방식으로 이행된다. 이러한 재구획화가 수행된 후, r 에 근원을 둔 각각의 개별 RMT 쌍에 대해 하기의 경우들이 고려된다.

경우 I: RMT는 토폴로지 변경에 의해 영향받지 않는다. RMT의 모든 노드들 및 링크들은 여전히 활성 상태이고, 링크들 중 어느 것도 그들의 컬러를 변경하지 않았다. 이러한 경우, 이 RMT에 대해서는 어떠한 것도 필요하지 않다.

경우 II: 모든 RMT 노드들 및 링크들이 활성 상태이지만, 일부 링크들은 그들의 컬러를 변경했다. 이러한 변칙은 그 자체로 그러한 RMT들에 대한 보호 기능에 어떠한 영향도 갖지 않는다. 그러나, 새로운 잎들이 그러한 RMT에 추가되면, 현재의 적색 및 청색 구획들 양측 모두에 이 새로운 잎에 대한 경로들이 존재하는 한, 보호가 절충되지 않지만, 일부 링크들 상에서의 대역폭 이용은 비효율적일 수 있다는 것이 가능할 수도 있다. 이것은 이전의 청색(적색) 링크가 새로운 잎에 대해 적색(청색) 구획에서 이용되는 경우일 것이다. 따라서, 이 변칙이 현재 구획화에 따라서 컬러들을 혼합한 트리들의 경로들을 재설정함으로써 고정된 후에만 새로운 잎들이 그러한 RMT들에 추가될 수도 있다는 것이 제안된다. 즉각적인 효과를 갖는 새로운 목적지를 추가하도록 하는 아웃고잉 요청이 존재하지 않는다면, 그러한 경로 재설정은 재구획화 직후에 수행될 필요가 없으며, 네트워크 노드들에서 이용 가능한 계산 리소스들에 따라 보조에 맞춰질 수 있다. 경로 재설정 프로세스 동안, 접속이 결함 허용하다는 것을 보장하기 위해, 각각의 수정된 RMT 경로에 대해, 먼저 끊고 연결하는 접근방식(make-before-break approach)을 이용하는 것이 제안된다. 새로운 잎이 그러한 접속에 추가될 필요가 있으면, RMT들은 잎이 추가되기 전에 경로 재설정된다.

경우 III: 토폴로지 변경은 RMT에 영향을 미친다. 이것은, 일부 목적지 노드들이 RMT에 의해 도달 가능하지 않고, 그에 따라 그들이 더 이상 보호되지 않는다는 것을 의미한다. 이러한 경우에 있어서, 그들 RMT 경로들은 2개의 구획들 각각에서 영향받은 목적지 노드들로 경로 재설정된다. 경유 II와 유사하게, 먼저 끊고 연결하는 접근 방식이 제안된다.

목적지 노드들의 추가/제거에 대한 RMT 업데이트

토폴로지 변경들에 따라, 임의의 보호 방식은 멀티캐스트 접속의 목적지 노드들의 세트에 대한 동적 업데이트들의 존재 시에 강건해야 한다. 본 방법에 있어서, 초기 구획화 방법은 r 에 근원을 둔 임의의 접속들에 대한 목적지 노드들의 세트와는 별개로 네트워크를 구획화한다는 것을 상기하라. 따라서, 특성 1은, 그것이 노드들을 포함하거나 제거하도록 동적으로 업데이트된다 하더라도, 목적지 노드들의 임의의 세트에 대해 충족된다. 목적지 노드들을 추가하거나 제거하는 것은 각각의 청색 및 적색 구획들 내의 기존의 MPLS 네트워크들에서 이용되는 표준 절차들을 단순히 적용하는 것이다. 또한, 토폴로지 변경들의 존재 시에도, 목적지들을 추가하고 제거하는 것은, 컬러 변경들을 갖는 적은 수의 링크들만을 보장하는 재구획화 방법의 특성 및 어떠한 새로운 목적지들도 혼합된 컬러 RMT 경로들을 갖는 RMT 들에 추가될 수 없다는 제안된 제약으로 인해 수월하다.

도 5를 참조하면, 새로운 목적지로서 노드 d 를 추가하고 목적지 세트로부터 노드 g 를 제거하는 효과들이 존재할 수도 있다는 것을 알 수 있다. 적색 RMT(502) 및 청색 RMT(504)는 연결 및 분리 동작들 후의 2개의 RMT들을 예시하는데, 여기서 청색 RMT는 점선 링크들을 갖고, 적색 RMT는 실선 링크들을 갖는 결합된 그래프(506)는 2개의 최종 트리들이 2개의 유효한 RMT들이라는 것을 나타낸다. 이 실시예에서, 노드 d 는 이미 청색 트리에 포함되며, 그 방식은 오로지 링크 (c, d) 를 청색 트리에 추가하기만 한다. 분리 동작의 경우, 노드 g 는 개념적으로 적색 트리의 브랜치 노드인데, 이는 그것이 또한 노드 j 를 공급하기 때문이다. 따라서, 적색 트리로부터는 어떠한 링크도 제거되지 않으며, 오로지 링크 (d, g) 만이 청색 트리로부터 제거된다.

초기 구획화 방법

루트 노드 r 을 갖는 방향성 그래프 G(V, E) 를 고려하자. 초기 구획화 방법의 목적지는 특성 1을 충족하는 청색 및 적색 구획들에 대응하는 2개의 서브그래프들 G _B (V, E _B ) 및 G _R (V, E _B ) 을 구축하는 것이다. 제안된 방법은 2개의 상태들을 포함한다:

상태 I: 노드 순서화 - 이 상태는 모든 비루트 노드가 노드들의 순서화된 리스트 L 에서 적어도 하나의 선행 인커밍 이웃 및 적어도 하나의 후행 인커밍 이웃을 갖도록 L을 생성한다.

상태 II: 2개의 서브 그래프들의 구성 - 이 상태는 상태 I로부터의 노드 순서화를 이용하여, 특성 1을 충족하고 모든 비루트 노드가 적색 및 청색 서브그래프들 양측 모두에서 도달 가능하다는 것을 보장하는 적색 및 청색 서브그래프들을 구성한다.

이들 2개의 상태들은 하기의 섹션들에서 상술된다. 우선, 방법 설명에 있어서, 입력 그래프 G 는 강한 2-도달 가능한 것으로 상정된다. 이 상정은 하기의 섹션에서 완화된다. 후속 섹션에서는, 방법의 정확도 및 복잡도 양태들에 대한 설명이 존재한다.

노드 순서화 모델

정의 1. (완전한 노드 배열): 루트 노드 r 을 갖는 방향성 그래프 G(V, E) 를 고려하자. L 을 노드들의 순서화된 리스트라고 하되, 여기서 이 리스트의 최초 및 최종 엘리먼트들은 루트 노드 r 을 표현하고, 리스트 내의 각각의 모든 다른 엘리먼트는 비루트 노드들 중 하나를 고유하게 나타내는 것으로 한다. 리스트 L 은 모든 비루트 노드가 리스트 L 에서 그것 이전 및 그것 이후 양측 모두에서 인커밍 이웃들을 갖는다면 완전한 노드 배열이라고 지칭된다.

추후, 완전한 노드 배열은 특성 1을 충족하는 2개의 서브그래프들을 구성하는 데 충분하다는 것이 설명될 것이다. 리스트 구성 프로세스는 2개의 단계들을 포함한다. 제 1 단계에서, 오로지 노드들의 부분 순서만을 제공하는 골격 리스트

가 계산된다. 그 후, 제 2 단계에서, 노드들의 순서는 각각의 세트 U _j 에서 정제된다.

모든 그래프 노드들을 포함하는 2개 이상의 노드 세트들을 갖는 집합

을 고려하자. 제 1 및 최종 세트들 U ₁ 및 U _m 은 루트 노드 r 만을 포함하고(오로지 루트 노드만이 리스트 L 에서 2회 나타내진다는 것에 유의하라), 모든 다른 세트 U _j 는 하나 이상의 비루트 노드들을 포함한다. 각각의 세트 U _j 는 일부 노드 v 에 근원을 둔 G 에서 방향성 서브트리 T _V 를 나타낸다.

로 그 세트의 루트 노드 v를 표기한다. U _j 는 또한 세트 루트 노드라고도 지칭된다. 모든 비루트 노드가 단일 세트 U _j 에 포함되므로, 세트의 루트 노드는 그것의 세트의 고유 신원으로서 이용된다.

로 u 를 포함하는 세트 U _j 의 루트 노드를 표기한다.

서브트리들의 세트

은, 그것이, 모든 세트 U _j ( 1 < j < m )에 대해, 그것의 루트

가 L 의 U _j 앞에서 세트 내의 적어도 하나의 인커밍 이웃 및 L 의 U _j 뒤에서 세트 내의 적어도 하나의 인커밍 이웃을 갖도록 부분 노드 배열을 충족한다면 골격 리스트라고 지칭된다. 모든 세트

가 단일 노드를 갖는다면

이 완전한 노드 배열을 정의한다는 것을 상기하라. 하기에는 완전한 노드 배열을 계산하는 반복 프로세스가 제시된다. 그것은 초기화된 골격 리스트

로 시작하며, 각각의 반복에서, 그것은 부분 노드 배열을 보존하면서

내의 세트들의 수를 증가시킨다.

골격 리스트 초기화 단계: 이 방법은 r에 근원을 둔 스패닝 트리 T 를 계산함으로써 시작된다. 계산된 트리는 임의의 스패닝 트리일 수 있지만, 저비용 RMT들을 계산하기 위해, 이 방법은 최조 비용 스패닝 트리를 계산한다. 그 후, 그것은 |N _r | + 2 세트들을 갖는 리스트를 구성하는데, 여기서 N _r 은 트리 T 에서의 아웃고잉 이웃들을 표기한다. 제 1 및 최종 세트들은 루트 노드 r 만을 포함한다. 모든 노드

에 대해, 이 방법은, 노드 v 에 근원을 둔 T 의 서브트리 T _V 를 표현하는 세트 U _j ,

를 생성한다. 이와 같이 생성된 리스트는 제 1 및 최종 세트들이 r 을 포함하고, r 이 모든 세트 U _j 의 루트의 인커밍 이웃이므로, 부분 노드 배열을 충족시키는 골격 리스트라는 것에 유의한다.

골격 리스트 정제 단계: 그 후, 이 방법은 w 가 세트 루트 노드가 아니도록 하는, 즉 root(w)

root(u) 이고, root(w)

w 이도록 하는, 상이한 세트들에서의 2개의 노드들 사이에서 링크 (u, v) ∈ E 를 반복적으로 찾는다. 이 조건을 충족시키는 임의의 링크가 선택될 수 있지만, 저비용 RMT들을 생성하기 위해, 바람직한 방법은, 최소 비용을 갖는 것을 선택하는 것이다. v = root(w) 가 노드 w 를 포함하는 세트 U _v 의 루트라고 하자. 이 방법은 트리 T _V 로부터 서브트리 T _w 를 제거하고, w 내의 노드들을 포함하는 새로운 세트 U _w 를 생성한다. 또한, 모든 노드 x2Tw에 대해, 이 방법은 root(w) = w 를 설정한다. U _u 가 root(u)에 의해 식별된 세트라고 하자. U _u 가 골격 리스트에서 v 앞에 나타난다면, U _w 는 골격 리스트

에서 U _v 직전에 삽입된다. 그렇지 않으면, U _w 는

에서 U _V 직후에 삽입된다. 이 프로세스는 모든 세트가 단일 노드를 포함하거나 이 방법이 그러한 링크 (u, v) 를 찾을 수 없을 때 종료된다. 추후, 그래프 g 가 컷 링크들 및 노드들을 포함하면, 완전한 순서화가 결정될 수 있기 전에 정제 프로세스가 종료될 수도 있으며, 컷 노드들 및 링크들을 다루는 솔루션이 설명된다.

도 6은 도 2의 참조부호 202에 도시된 입력 그래프에 대한 노드 순서화 방법에 의해 계산된 중간 골격-리스트들을 예시한다. 도 6은 본 방법에 의해 계산된 스패닝 트리를 예시하며, 대응하는 초기 골격 리스트는 도 7 의 참조부호 700에서 제공된다. 참조부호 702 및 704에는, 1 및 4 반복 이후에 획득된 골격 리스트들이 각각 예시되어 있다. 도 8의 참조부호 800에는 상측에 청색 링크들을 갖고 하측에 적색 링크들을 갖는 골격 리스트에 의해 정의된 완전한 노드 배열이 예시된다.

서브그래프 구성 상태

완전한 노드 배열을 표현하는 리스트 L을 구성한 후, 본 방법은, 특성 1을 충족하는, G _R (V, E _R ) 및 G _B (V, E _B ) 로 각각 표기되는 적색 및 청색 그래프들을 계산한다. 서브그래프들 각각은 모든 노드들을 포함하지만, 서브그래프들은 링크들의 분리 세트를 포함한다. 적색 그래프의 링크 세트 ER은 u

r 및 세트 root(u) 가 L 내의 세트 root(v) 앞에 나타나도록 하는 모든 링크 (u, v) 를 포함한다. 마찬가지로, 청색 트리의 링크 세트 EB는 u

r 및 세트 root(u) 가 L 내의 세트 root(v) 뒤에 나타나도록 하는 모든 링크 (u, v) 를 포함한다. ER 내의 링크들은 적색 링크들이라고 지칭되고, EB 내의 링크들은 청색 링크들이라고 지칭될 것이다.

r의 아웃고잉 링크들에 대해 특수한 처리가 제공된다. r 이 L 내의 제 1 및 최종 세트들 양측 모두에 의해 표현되므로, r 의 모든 아웃고잉 링크 (r, u) 는 서브그래프들 어느 하나에 포함될 수도 있고, 그에 따라 적색 및 청색 아웃고잉 링크들 양측 모두를 가질 것이다. 그러나, 이것은 r 의 하나 이상의 아웃고잉 이웃들에 대한 경우가 아닐 수도 있다는 것에 유의한다. 따라서, 2개의 서브그래프들이 r의 아웃고잉 이웃 u ∈ N _r 로의 2개의 노드 분리 경로들을 유도한다는 것을 검증하는 것이 필수적이다. 이러한 요건은 r 의 아웃고잉 이웃 u ∈ Nr 이 상이한 착색 링크를 갖는 다른 비루트 인커밍 이웃을 갖는 경우에만 보존된다. 하기의 사항은 이 요건이 보존되는 것을 보장하도록 수행된다. 노드 u 의 모든 인커밍 비루트 이웃들이 L 내의 노드 u 이후에 나타난다면, 링크 (r, u) 는 적색으로 착색되어 적색 그래프에 추가된다. 노드 u 의 모든 인커밍 비소스 이웃들이 L 내의 노드 u 이전에 나타난다면, 링크 (r, u) 는 청색으로 착색되어 청색 그래프에 추가된다. 노드 u 가 r 외의 어떠한 다른 인커밍 이웃도 갖지 않는다면, 링크 (r, u) 는 컷 링크이고, 그것은 EB 및 ER 양측 모두에 추가된다. 그렇지 않다면, 링크 (r, u) 는 루트 노드 r로부터의 적색 및 청색 아웃고잉 링크들의 수를 밸런싱하는 것과 같은 일부 다른 기준에 기초하여 서브그래프들 중 하나에 추가될 수도 있다.

도 6의 참조부호 600에서 계산된 완전한 노드 배열을 고려하자. 도 8의 참조부호 800은 상측의 청색 링크들 및 하측의 적색 링크들을 갖는 그 배열로부터 비롯된 링크 착색을 예시한다. 이 경우에 있어서, 링크들 (r, a) 및 (r, f) 는 적색이어야 하지만, 링크 (r, c) 및 (r, h) 는 청색이어야 한다.

컷 노드들 및 링크들의 처리

본 방법은 2-도달 가능하지 않고 컷 노드들 및 링크들을 포함할 수도 있는 경우들을 포함하는 임의의 방향성 그래프 G(V, E) 를 처리하기 위해 하기의 설명에서 확장된다. 이전 섹션에서는 r 의 아웃고잉 링크가 컷 링크이고 그것이 적색 및 청색 서브그래프들 양측 모두에 추가되었던 경우가 이미 고려되었던 것을 상기하라. 이제, u

r 인 경우의 컷 링크 (u, v) 를 고려하자. 이로부터, 노드 u 자체는 컷 노드여야 한다. 따라서, 컷 노드들에 대한 방법은 마찬가지로 컷 링크들을 설명한다.

본 방법은 컷 노드들을 검출하고, 노드 복제 기법을 이용하여, 2-도달 가능한 개정된 입력 그래프를 생성하는 것에 기초한다. 이 수정 후에, 본 방법은 목적지 노드들이 r 로부터 2-도달 가능한 일부 시나리오들에 대해서도 오로지 완화된 RMT들만을 제공할 수도 있다. 이것은, 그러한 세팅들에서, 엄격한 RMT들을 찾는 것이 NP-하드라고 설명하는 정리 1과 부합된다. 컷 노드들이 미리 알려져 있지 않으므로, 특성 2는 일찍이 제시된 노드 순서화 프로세스의 말미에서 그들을 검출하는 데 이용될 수 있다.

특성 2.

이 노드 순서화 방법에 의해 계산된 골격 리스트라고 하자.

이 정제될 수 없는 2개 이상의 노드들을 갖는 세트 U _j 를 포함한다면, 세트 U _j 의 루트 노드 root(U _j ) = v 는 G 의 컷 노드이고, 다른 노드들은 노드 v를 통해서만이 도달 가능하다.

세트 U _j 내의 각각의 검출된 컷 노드 v에 대해, 본 방법은 v가 컷 노드가 아닌 개정 그래프를 획득하기 위해 노드 복제를 수행한다. 먼저, 그것은 노드 v와 동일한 인커밍 이웃들을 갖는 다른 노드

를 정의하며,

의 아웃고잉 이웃들은 세트 U _j 내의 v 의 아웃고잉 이웃들이다. 그 후, 본 방법은 노드 v 및

의 임의의 인커밍 링크 (w, v) 를 제거하여, 그것의 테일 w 가 세트 U _j 내에 있게 한다. 이 동작은 최종 적색 및 청색 서브그래프들에서 루프들을 제거한다. 마지막으로, 그것은 노드

만을 갖는 새로운 세트

를 생성하며, 세트 U _j 직후의

에 U _k 를 삽입한다. 이러한 수정 후, 노드 v를 통해서만 도달 가능했던 모든 노드가 이제 노드

를 통해서도 도달 가능하므로, 노드 v 는 더 이상 컷 노드가 아니다. 모든 검출된 컷 노드 v 에 대한 노드 복제를 수행한 후, 본 방법은 모든 세트가 단일 노드를 포함하거나 추가 컷 노드가 검출될 때까지 이전처럼 반복적 골격 리스트 정제 프로세스를 재개한다. 후자의 경우에 있어서, 노드 복제 프로세스는

내의 모든 세트가 단일 노드를 포함하고, 완전한 노드 배열이 획득될 때까지 반복된다.

도 9 및 도 10을 참조하면, 컷 노드들 및 컷 링크들을 처리하는 개정 방법의 예시가 존재한다는 것을 알 수도 있다. 도 1의 참조부호 102에 제공된 입력 그래프를 고려하자. 이 그래프에서, 노드 b 는 컷 노드이고, 루트 노드 r 의 모든 아웃고잉 링크들은 컷 링크들이다. 도 9는 이 그래프에 대해 계산된 초기 스패닝 트리(900)를 제시하며, 초기 골격 리스트가 참조부호 902에 제공된다. 참조부호 904에는 정제 프로세스 이후의 획득된 골격 리스트가 제공된다. 노드들 b 및 d 가 여전히 동일한 세트 내에 포함되므로, 그것은 b (세트 {b, d} 의 루트)가 컷 노드라는 결과를 가져온다. 참조부호 906에는 노드 b 를 복제하고 골격 리스트 정제 프로세스를 다시 호출한 후의 최종 노드 배열이 제공된다. 최종 생성 리스트는 컷 노드들이 리스트에 2회 표현되는 완전한 노드 배열을 제시한다는 것에 주목한다.

완전한 노드 배열을 표현하는 리스트 L 을 구성한 후, 본 방법은, 서브그래프 구성 상태가 개시되었던 이전 섹션에서 설명된 바와 같이 네트워크 링크들 각각을 착색한다. 컷 노드 v 의 경우, G 에 있는 그것의 아웃고잉 링크 (v, u) 각각에 대한 특수 처리가 제공된다. 노드 v 는 v 및

로 표기되는 2개의 노드들에 의해 L 에 표현되고, 그에 따라 노드 v 의 아웃고잉 이웃 u는 세트 L 내에서의 노드 v 와 노드

사이에 위치될 수도 있다는 것을 상기하라. 이러한 상황에서, 개정 그래프의 링크

는 상이한 컬러들로 착색되고, 그에 따라 실제 링크 (v, u) 는 적색 및 청색 서브그래프들 양측 모두에 추가된다.

도 10의 참조부호 1000에 예시된 노드 배열 및 링크 착색을 고려하자. 이 실시예에서, 링크들

는 컷 링크들로서 검출되고, 적색 및 청색으로 착색된다. 또한, 실제 링크 (b, d)는 링크들

양측 모두에 의해 개정 그래프에 표현된다. 이러한 2개의 링크들은 적색 및 청색으로 착색된다. 따라서, 링크 (b, d) 는 2개의 컬러들과 연관된다. 마지막으로, 도 10에, 계산된 적색 그래프(1002) 및 청색 그래프(1004)가 표현된다.

재구획화 방법

이 섹션에서, 본 방법은 토폴로지 변경들을 설명하도록 확장된다. 토폴로지 변경(임의의 수의 네트워크 엘리먼트들 또는 콤포넌트 고장들)의 이벤트 시, 특성 1을 보존하기 위한 적색 및 청색 서브그래프들에 대해 최소 수정이 수행된다. 수정은 완전한 노드 배열 L 내의 노드들의 실제 로케이션들이 적색 및 청색 서브그래프를 계산하는 데 중요하지 않다는 관찰에 기초한다. 실제로, 서브그래프들의 토폴로지들은 L 내에서 그의 인커밍 및 아웃고잉 이웃들의 로케이션들에 대해 상대적인 각 노드의 변위에 의해 결정된다.

본 방법은 다음과 같이 작용한다: 먼저, 본 방법은, Z 로 표기되며, 개정된 완전한 노드 배열에서의 그 변위가 영향받을 수도 있는 노드들의 제한적 세트를 검출한다. 그 후, 노드 순서화 프로세스의 제한적 변형을 이용함으로써, 오리지날의 것과 가급적 유사하게 완전한 노드 배열을 계산하고, 그에 따라 적색 및 청색 그래프들을 수정한다.

영향받은 노드들의 검출

하기에는 토폴로지 변경들에 의해 영향받을 수도 있는 노드들의 세트 Z 를 판정하는 반복 프로세스가 설명된다. 개념적으로, 세트 Z 는 서브그래프들 중 하나 또는 양측 모두에 도달 가능하지 않은 u ∈ V 내의 모든 노드 또는 Z 로부터 다른 노드들을 통과하여 트래버스하는 서브그래프들 중 하나에서의 루트 노드 r 로부터 u 까지의 모든 경로를 포함한다.

본 방법은 다음의 3개의 노드 세트들을 갖는 세트 Z 를 초기화한다:

a) 네트워크들에 추가된 모든 새로운 노드들.

b) 그의 인커밍 링크 중 하나가 고장났고, 그 결과로서 그것이 적색 및 청색 인커밍 링크들 양측 모두를 갖지 않는 모든 노드.

c) 새로운 인커밍 이웃들을 갖는 모든 1-도달 가능한 노드.

1-도달 가능한 노드들은 골격 리스트 정제 프로세스 동안에 검출된다는 것을 상기하라.

세트 Z를 초기화한 후, 본 방법은 토폴로지 변경들에 의해 영향받을 수도 있는 다른 노드들을 반복적으로 식별한다. 모든 노드 u ∈ Z 에 대해, 그것은 G 로부터 그의 모든 아웃고잉 링크들을 제거하고, 모든 링크 (u, v) 에 대해서는, 그의 헤드

이도록, 그것은 v 가 여전히 적색 및 청색 인커밍 링크들 양측 모두를 갖는지를 검사한다. 그렇지 않다면, 그것은 세트 Z 에 추가한다. 프로세스는 Z 내의 모든 노드들의 모든 아웃고잉 이웃들이 검사되었을 때 종료된다.

영향받은 노드들의 배열의 재계산

다음, 본 방법은 리스트 L 을 재계산한다. 본질적으로, 그것은 세트 L 내의 모든 노드 u ∈ V - Z 의 로케이션이 그의 인커밍 이웃들에 대해 상대적으로 보존되도록 그 리스트로부터 새로운 골격 리스트

을 계산한다. Z 에서 노드들의 로케이션을 결정하기 위해, 본 방법은 개정된 완전한 노드 배열을 생성하는 노드 순서화 방법 섹션에서 제시된 골격 리스트 정제 프로세스를 호출한다.

노드 순서화 방법 섹션에서의 초기화 단계와 마찬가지로, 본 방법은 노드 r 에 근원을 둔 방향성 스패닝 트리 T _r 을 계산하는 것으로 시작하여, 세트 V - Z 내의 어떠한 노드도 Z 내의 노드의 파생물이 아니도록 한다. Z 의 정의로부터, 그러한 트리들은 존재하며, 예를 들어 V - Z 내의 노드들의 모든 인커밍 링크들에게 비용 0을 할당하고 최단 경로 트리를 계산함으로써 계산될 수 있다. 다음, 본 방법은 기존의 완전한 노드 배열 L 을 이용하여 새로운 골격 리스트

을 계산한다. 처음, 그것은 Z 내의 노드들을 L 로부터 제거한다. 따라서, 생성된 리스트

은 L 에서 그들의 상대적인 순서를 보존하는 V - Z 내의 노드들만을 포함한다. 그 후, 세트 Z 로부터 트리 Tr 내의 자식을 갖는 모든 노드 u

V - Z 에 대해, 본 방법은 노드 u에 근원을 둔 서브트리 Tu 를 구성하고, u 를 제외한 Z 내의 노드들만을 포함한다. 이 서브트리는

에 이미 포함된 세트 root(u) 와 연관된다. 이 단계의 말미에서,

은 Z 내의 모든 노드가 일부 노드 u ∈ V - Z 에 의해근원을 둔 세트 U _j ∈

와 연관되는 모든 네트워크 노드들을 포함한다.

다음, 본 방법은 골격 리스트 정제 프로세스를 호출한다. 이 단계가 골격 리스트에서 Z 내의 노드들의 배열만을 찾을 필요가 있으므로, 필요 시의 노드들의 인커밍 링크들만이 순서 개정을 위해 고려된다. 마지막으로, 본 방법은 서브그래프 구성 상태에서 설명된 바와 같이 적색 및 청색 그래프들을 재구성한다.

결과적인 실시예로서, 다음은 잔여 네트워크 가 강한 2-도달 가능하지 않을 때, 적색 및 청색 서브그래프들의 재구성의 예시가 이어진다. 도 3에 예시된 바와 같은 적색 및 청색 그래프들을 갖는, 도 2의 참조부호 202에 도시된 입력 그래프와 도 8에 도시된 완전한 노드 배열을 고려하자. 이제, 노드 a의 고장을 상정한다. 이 경우, 생성 그래프는, 노드 g 가 컷 노드이고, 링크 (r, h) 가 컷 링크이므로 2-도달 가능하지 않다. 여기서, 영향받은 노드들의 세트는 Z = {j, h} 이다. 노드들 f 및 g 가 노드 i 의 아웃고잉 이웃들임에도 불구하고, 그들은 여전히 적색 및 청색 인커밍 링크들을 갖고 있으므로, 양측 그래프들에 포함되지 않는다는 것에 주목한다.

도 11의 참조부호 1100에서는 계산된 스패닝 트리를 도시하고 있으며, 도 11의 참조부호 1102 및 1104는 초기 및 최종 골격 리스트를 도시한다. 노드 g 가 컷 노드이므로, 그것은 리스트에서 복제되어 2회 나타난다. 도 12에는, 수정된 적색 그래프(1202) 및 청색 그래프(1204)가 도시된다. 링크들 (g, j) 및 (r, h) 는 노드들 j 및 h 가 1-도달 가능하지만 2-도달 가능하지 않으므로, 양측 그래프들 모두에 포함된다는 것에 주목한다.

시뮬레이션 셋업 및 결과들

RMT 기반 보호 방식의 성능은 주요 실세계 네트워크들을 표현하는 공개적으로 이용 가능한 네트워크 토폴로지들로부터의 데이터에 대한 FRR 방식의 상이한 변형들에 대해 평가되었다. 모든 고려되는 네트워크들은 각각의 네트워크 노드가 모든 다른 노드로부터 2-도달 가능한 2-접속 상태였다. 각각의 시뮬레이션 구동 시, 주요부에 대해 이용되는 대역폭뿐 아니라 랜덤하게 특정된 루트 및 목적지 노드들의 세트를 갖는 우회/대기 P2MP LSP에 관한 정보가 수집되었다.

시뮬레이션 결과들은 RMT 솔루션의 총 대역폭 소비 및 총 가중치가 모든 FRR 변형들의 것들보다 현저히 낮다는 것을 보여 주었다.

가중 비율 메트릭에 대한 결과들은 대역폭 비율 메트릭에 대해 제시된 것과 유사한 것으로 관찰되었다. 이것은, RMT-기반 방법이 FRR보다 현저히 적은 대역폭을 소비할 뿐 아니라 RMT들의 총 가중치를 가급적 낮게 유지시키기 위한 저 가중치 링크들을 이용한다는 것을 내포한다. 링크 및 노드 고장들 양측 모두에 대한 보호를 제공하는 RMT 방식은 오로지 링크 고장들에 대한 보호만을 제공하는 FRR 링크 전용(RFF-LO) 방식을 상회하게 수행한다는 것에 주목하자.

또한, 시뮬레이션들은, MRT 방식이 임의의 패킷 복제를 생성하지 않는다는 것을 보여 주었다. 또한, RMT가 단일 목적지 노드의 경우에서조차도 다른 방식들을 상회하게 수행한다는 것이 관찰되었다. 전반적으로, 목적지 노드들의 수가 높을수록, RMT 방법은 FRR에 비해 더 우수하게 수행한다.

결론으로, MPLS 네트워크들에서의 멀티캐스트 접속들에 대한 RMT 기반 보호 방식이 제시되었다. 이 방식은 네트워크 토폴로지를 논리적으로 구획화하는 효율적인 방식을 채용하며, 각각의 구획 내에서 동일한 루트 노드 및 목적지들의 세트에 대해, RMT 쌍에 대해 P2MP LSP들이 독립적으로 경로 설정되는 방식으로 2개의 생성 구획들을 이용한다. 그러한 구획화는 도달 가능성에 영향을 주는 실질적인 변경들이 발생할 때 빈번하지 않게 수행될 필요가 있을 수도 있다는 것만이 나타내졌다. 이것은, 구획화 방식의 복잡성이 표준 최단 경로 트리 계산 방식들에 비교할만하다는 사실과 더불어, 그 방식이 네트워크 노드 상에서 용이하게 구현될 수 있다는 것을 나타낸다. 컬러를 변경할 필요가 있는 링크들의 수를 최소화하는 재구획화에 대한 메커니즘도 제시되었다. 이러한 재구획화 방식은 기존 RMT들에 대한 토폴로지 변경들의 영향을 현저히 감소시킬 수 있다.

시뮬레이션을 통해, 그 방식은 대역폭 사용과 관련하여 다양한 MPLS FRR 방식을 실질적으로 상회하게 수행하며, 또한 패킷 복제 문제를 회피시킨다는 것이 입증되었다. FRR이 오로지 링크 보호만을 위해 시용되는 경우에도, 그 방식은 더 우수한 성능을 제공하며, 또한 링크 및 노드 고장들 양측 모두에 대한 보호를 제공한다.

본 발명은 그러한 방법들을 실시하기 위한 방법들 및 장치들의 형태로 구현될 수 있다. 본 발명은 또한 자기 기록 매체들, 광학 기록 매체들, 고체 상태 메모리, 플로피 디스켓들, CD-ROM들, 하드드라이브들, 또는 프로그램 코드가 컴퓨터와 같은 기계 내에 로딩되고 그에 의해 실행될 때, 그 기계가 본 발명을 실시하기 위한 장치가 되는 임의의 다른 기계-판독가능 저장 매체들과 같은 유형의 매체들에 내장된 프로그램 코드의 형태로 구현될 수 있다. 본 발명은 또한, 예를 들어 저장 매체들에 저장되든, 또는 프로그램 코드가 컴퓨터와 같은 기계 내에 로딩되고 그에 의해 실행될 때, 그 기계가 본 발명을 실시하기 위한 장치가 되는 기계 내에 로딩되고 및/또는 그에 의해 실행되든, 프로그램의 형태로 구현될 수 있다. 범용 프로세서 상에서 구현될 때, 프로그램 코드 세그먼트들은 프로세서와 결합하여, 특정 논리 회로들과 유사하게 동작하는 고유 디바이스를 제공한다.

본 발명의 특성을 설명하기 위해 설명되고 예시된 부품들의 세부사항들, 물질들, 및 배열물들에서의 다양한 변경은 하기의 청구범위에서 표현되는 바와 같은 본 발명의 범주로부터 벗어나지 않고서 당업자에 의해 이루어질 수도 있다는 것이 더 이해될 것이다.

본 명세서에서 설명되는 예시적 방법들의 단계들은 반드시 설명된 순서로 수행될 필요는 없다는 것이 이해되어야 하며, 그러한 방법들의 단계들의 순서는 단지 예시인 것으로 이해되어야 한다. 마찬가지로, 추가 단계들이 그러한 방법들에 포함될 수도 있고, 특정 단계들은 본 발명의 다양한 실시형태들과 일치하는 방법들에서 생략되거나 그와 결합될 수도 있다.

하기의 방법 청구범위에서의 엘리먼트들이, 존재하는 경우, 대응하는 레이블을 갖는 특정 시퀀스로 인용되고 있지만, 청구항의 인용이 그와 달리 그러한 엘리먼트들의 일부 또는 모두를 구현하기 위한 특정 시퀀스를 내포하는 것이 아니라면, 그러한 엘리먼트들은 반드시 그 특정 시퀀스로 구현되도록 제한되는 것으로 의도되지 않는다.

본 명세서에서, "일 실시형태" 또는 "실시형태"에 대한 언급은 그 실시형태와 관련하여 설명된 특정한 특징, 구조, 또는 특성이 본 발명의 적어도 하나의 실시형태에 포함될 수 있다는 것을 의미한다. 본 명세서 도처에서 "일 실시형태에서:라는 구문의 외양은 반드시 동일한 실시형태를 지칭하는 것은 아니며, 다른 실시형태들에 대해 반드시 상호 배타적인 개별 또는 대안의 실시형태들인 것도 아니다. "구현"이라는 용어에도 동일하게 적용된다. 청구범위에서 정의되는 본 발명의 범주로부터 벗어나지 않고서 전술된 본 발명의 실시형태에 대해 많은 수정, 변형 및 개조가 이루어질 수도 있다.

Claims (4)

1. 네트워크 노드들 및 상기 네트워크 노드들을 접속시키는 통신 링크들을 갖는 패킷 교환형 네트워크(Packet Switched Network)에서 루트 노드 및 목적지 노드들의 세트에 대한 멀티-프로토콜 레이블 교환 (MPLS : Multi-Protocol Label Switching) 멀티캐스트 접속 요청에 대해 보호를 제공하는 방법으로서,
   리던던트 멀티캐스트 트리들(Redundant Multicast Trees)의 쌍을 구성하되, 상기 리던던트 멀티캐스트 트리들의 쌍 중 제 1 리던던트 멀티캐스트 트리는 상기 루트 노드에 근원을 두고 상기 목적지 노드들의 세트 내의 모든 목적지 노드들에 접속하며, 상기 리던던트 멀티캐스트 트리들의 쌍 중 제 2 리던던트 멀티캐스트 트리는 상기 루트 노드에 근원을 두고 상기 목적지 노드들의 세트 내의 모든 목적지 노드들에 접속하는 단계와,
   정상 동작(normal operation) 동안, 상기 제 1 리던던트 멀티캐스트 트리를 통해 상기 루트 노드로부터 상기 목적지 노드들의 세트로 멀티캐스트 트래픽을 브로드캐스트하는 단계와,
   결함 동작(fault operation) 동안, 상기 제 1 리던던트 멀티캐스트 트리와 상기 제 2 리던던트 멀티캐스트 트리 모두를 통해 상기 루트 노드로부터 상기 목적지 노드들의 세트로 멀티캐스트 트래픽을 브로드캐스트하는 단계를 포함하는
   방법.
   
2. 제 1 항에 있어서,
   정상 동작 동안, 상기 제 2 리던던트 멀티캐스트 트리를 통해 상기 루트 노드로부터 상기 목적지 노드들의 세트로 멀티캐스트 트래픽을 브로드캐스트하는 단계를 더 포함하는
   방법.
   
3. 제 1 항에 있어서,
   상기 결함 동작은 상기 통신 링크들 중의 통신 링크의 고장(a failure)을 포함하는
   방법.
   
4. 제 1 항에 있어서,
   상기 결함 동작은 상기 네트워크 노드들 중의 네트워크 노드의 고장을 포함하는
   방법.

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