KR20150016327A - 링크 에그리게이션 그룹 내의 분할 브레인 이슈를 검출 및 핸들링하기 위한 방법 및 장치 - Google Patents

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Abstract

제1가상 노드 및 제2가상 노드를 포함하여 구성되는 링크 에그리게이션 그룹(LAG) 내의 가상 노드를 동작하기 위한 방법 및 장치가 개시된다. 제1가상 노드는 적어도 제1동료 노드 및 제2동료 노드를 포함한다. 일례의 방법에 있어서, 제1동료 노드가, 제2가상 노드로부터, LAG와 연관된 시스템 ID 및 제1구성 정보를 포함하여 구성되는 제1제어 정보를 수신한다. 제1구성 정보는 LAG와 연관된 이전에 수립된 기대된 구성 정보를 나타내는 기준 구성 정보에 비교된다. 이 비교에 기초해서, 그리고 적어도 하나의 부가적인 기준에 기초해서, 분할 브레인 조건은 LAG 내에 조재하도록 결정될 수 있다. 상보적인 양식으로, 제2가상 노드의 동료 노드가 구성될 수 있어, 이것이 제1가상 노드 내의 그 동료 노드와 통신할 수 있는지에 의존해서 그 전송된 구성 정보를 변경한다.

Description

링크 에그리게이션 그룹 내의 분할 브레인 이슈를 검출 및 핸들링하기 위한 방법 및 장치{METHODS AND APPARATUS FOR DETECTING AND HANDLING SPLIT BRAIN ISSUES IN A LINK AGGREGATION GROUP}
본 출원은 2012년 5월 15일 출원된 U.S. 예비 특허 출원 번호 제61/647,211호의 우선권을 청구한다.
일반적으로, 본 발명은 링크 에그리게이션에 관한 것으로, 특히 링크 에그리게이션 그룹 내의 분할 브레인 조건을 검출 및 핸들링하기 위한 방법 및 장치에 관한 것이다.
링크 에그리게이션은, 링크 에그리게이션 그룹(LAG: Link Aggregation Group)에 참가하는 각각의 링크 상에서 유저 데이터를 전송할 수 있게 하기 위해서, 한 쌍의 노드 사이에서 다중 링크를 에그리게이트하기 위해 널리 사용된다(예를 들어, IEEE 802.1AX 참조). 이 양식으로 다중 네트워크 접속을 에그리게이팅하는 것은, 단일 접속이 링크 중 하나의 실패의 경우 리던던시를 제공하기 위해 유지 및/또는 사용될 수 있는 것을 넘어, 스루풋(throughput)을 증가시킬 수 있다. "분산된 복원형 네트워크 상호 접속"(DRNI: Distributed Resilient Network Interconnect)(IEEE 802.1AX-REV/D0.2의 절 8 참조)은, 2개 이상의 노드 사이, 예를 들어 도 1에 도시한 바와 같은 4개의 노드 A, B, C 및 D 사이에서도 네트워크 인터페이스 상에서 링크 에그리게이션을 사용할 수 있게 하기 위해서 링크 에그리게이션의 확장을 명기한다. 도 1 및 본 출원의 후속하는 도면에 있어서, 라벨 "DRNI"는 4개의 노드 A, B, C 및 D를 포함하는 LAG를 가리키기 위해 사용된다.
도 1에 나타낸 바와 같이, LAG는 네트워크(1)와 네트워크(2) 사이에서 형성된다. 특히, LAG는 LAG 가상 노드(30, 32) 사이에 형성된다. 제1LAG 가상 노드(30)는 제1노드(A) 및 제2노드(B)를 포함한다. 제2LAG 가상 노드(32)는 제3노드(C) 및 제4노드(D)를 포함한다. LAG 노드 A 및 C는 피어 노드로서 접속되고, LAG 노드 B 및 D는 또한 피어 노드로서 접속된다. 가상 노드(30) 내에서, 노드 A 및 B는 "동료 노드"로서 접속되고, 유사하게 가상 노드(32) 내에서 노드 C 및 D는 "동료 노드"로서 접속된다. 본 출원에서 사용된 바와 같이, "LAG 가상 노드"는 상기 논의된 IEEE 서류에서 DRNI 포털로 언급된다(예를 들어, 그들 각각의 피어에 대한 단일 노드로서 나타내는 2개의 노드). 부가적으로, 가상 노드(30)가 2개의 노드 A, B를 "포함하는" 서술은, 가상 노드(30)가 노드 A, B에 의해 에뮬레이트되는 것을 의미한다. 유사하게, 가상 노드(32)가 2개의 노드 C, D를 "포함하는" 서술은, 가상 노드(32)가 노드 C, D에 의해 에뮬레이트되는 것을 의미한다.
LAG에 참가하는 다중 노드는, LAG 내의 그들의 피어링 파트너에 대해서 단일 시스템 ID를 갖는 동일한 가상 노드를 나타낸다. 시스템 ID는 각각의 노드(예를 들어, 노드 A, 노드 B, 노드 C, 노드 D)를 식별하기 위해 사용된다. 시스템 ID는 LAG의 개별 노드 사이에서 송신되는 링크 에그리게이션 제어 프로토콜 데이터 유닛(LACPDU: Link Aggregation Control Protocol Data Unit)을 포함한다. 동료 노드 중 하나의 시스템 ID를 그들의 대응하는 LAG 가상 노드에 대한 공통 시스템 ID로서 사용하는 것이 실재적이다. 따라서, 도 1에 나타낸 바와 같이, 노드 A 및 노드 B는 동일한 네트워크(1)에 속하고 이들은 동일한 DRNI 포털(예를 들어, 동일한 LAG 가상 노드(30))의 부분이며, 에뮬레이트된 LAG 가상 노드(30)에 대한 "A"의 공통 시스템 ID를 사용한다. 유사하게, 네트워크(2)의 노드 C 및 D는 노드 A 및 B에 의해 시스템 ID "C"를 갖는 단일 LAG 가상 노드(32)로서 보인다.
도 1은, 또한 특정 서비스의 DRNI 핸드-오프를 나타낸다(도　1의 굵은 "서비스" 라인 참조). 인터페이스 상의 서비스 핸드-오프는 가상 로컬 영역 네트워크(VLAN: Virtual Local Area Network)가 될 수 있고, 서비스에 대한 식별자는 서비스 VID(예를 들어, "S-VID")(전형적으로, 네트워크 인터페이스(NNI)에 대한 네트워크 상의 서비스를 식별하는) 또는 커스토머 VID(예를 들어 "C-VID")(전형적으로, 네트워크 인터페이스(UNI)에 대한 유저 상의 서비스를 식별하는)와 같은 VLAN 식별자(VID)가 될 수 있다. 도 1의 예에 있어서, 서비스는, 양쪽 네트워크　1 및 2가 "활성 게이트웨이 노드"로서 상부 노드를 선택하고, 서비스 핸드-오프에 대한 상부 링크를 선택함에 따라, 상부 링크(노드 A, C 사이) 상에서 핸드 오프된다. 본 출원을 통해서, 활성 게이트웨이 노드는 굵은 경계를 갖는 것으로 나타낸다. 이 게이트웨이 기능성은 루프 방지를 위해 DRNI에 의해 도입된다. 따라서, 노드 B 및 D는 서비스가 DRNI와 그들 자체의 각각의 네트워크 사이에서 핸드-오프되는 것을 차단한다.
DRNI에 의해 핸들링되는 다른 타입의 실패가 있다. 이들 중 하나는 도 2에 도시된 "포털 노드 실패"이다("포털 노드" 및 "LAG 노드"는 본 콘텍스트에서 동의어로 사용된다). 도 2에 나타낸 바와 같이, 노드 A는 실패를 겪고, 더 이상 노드 B 또는 노드 C와 통신하지 않는다. 종래 기술에 있어서, 노드 B는 이전에 사용된 공통 시스템 ID 대신 LAG에 대한 그 자체의 시스템 ID를 사용하기 시작하게 되는데, 이는 도 1의 예에 있어서 노드 A의 시스템 ID였다. 노드 C는 노드 A의 도달 불가능성을 인식하고, 노드 D는 이것 역시 그런 것을 인식할 수 있다. 노드 C 및 노드 D는, LAG 접속성을 제공하기 위해서 새로운 파트너 시스템 ID(B)를 수용해야 한다. 오래된 시스템 ID(A)로부터 새로운 시스템 ID(B)로의 그레이스풀(Graceful) 네임 변경은, 더 매끄러운 트랜지션 및 활성 에그리게이션의 드롭핑 및 재 수립에 대해서 적용될 수 있다(참조, 예를 들어, N. Finn, Graceful Name Change in LACP, Std. contrib. 2011, http://www.ieee802.org/1/files/public/docs2011/axbq-nfinn-graceful-name-change-0511-v1.pdf).
도 2에 도시된 행동은, 이것이 포털을 포함하여 구성되는 개별 노드의 시스템 ID에 기반한 포털의 시스템 ID에 기반하기 때문에, 문제가 된다. 대응해서, 이 종래 기술 솔루션은 개별 시스템에 대한 가시성을 제공하는데(예를 들어, 노드 C 및 D는 노드 A가 실패한 것을 학습한다), 이는 DRNI의 메인 설계 원리에 대항해서 진행하고, 이는 그 피어에 대해서 단일 LAG 가상 노드의 외부 뷰를 제공하는 그 내부 시스템의 세부 사항을 숨긴다. 따라서, DRNI 원리 하에서는, 노드 실패가 발생하더라도, 시스템 ID 변경을 회피하는 것이 바람직하다.
도 3은, 동료 노드 A 및 B 간의 링크가 실패하게 하는, 동일한 포털 상에서 노드들 간의 접속성(예를 들어, "포털 링크")이 브레이크될 때의 경우에서, 다른 실패 이벤트를 나타낸다. 종래 기술에 있어서, 노드는 포털 링크 및 포털 노드 실패 간을 구별할 수 없고, 포털 링크 실패에 대한 노드 B의 반응은 상기 설명된 포털 노드 실패에 대해서와 동일하다(예를 들어, 노드 B는 공통 시스템 ID 대신 그 자체의 시스템 ID를 사용해서 시작한다). 그럼에도, 노드 A는 업(up)으로 진행하고 또한 LACPDU로 그 자체의 시스템 ID를 사용하는데, 이는 도 2에 도시한 바와 같이 공통 시스템 ID와 동일하다. 그 다음, 노드 C 및 D는 공통 시스템 ID를 사용해서 LAG 가상 노드(30)를 향한 링크만을 유지한다(예를 들어, 본 예에 있어서 노드 A에 대한 링크). 다른 노드에 대한 링크는, 도 4에 도시한 바와 같이, LAG로부터의 링크를 비활성화함으로써 노드 C 및 D에 의해 비활성화된다(참조, 노드 B와 노드 D 간의 점선 - 이 표시는 비활성화된 링크를 가리킴으로써 본 출원을 통해 사용된다).
도 3-4의 포털 링크 실패에 의해 발생한 상황은, 단일 LAG 가상 노드(30)를 에뮬레이팅하는 양쪽 노드 A 및 B가 업(up)으로 진행하지만 서로 접속하지 않는, "분할 브레인"(SB: split b레인)으로서 언급된다. 양쪽 분할 브레인 노드들이 활성 게이트웨이이면, 루프가 나타나게 된다. 그럼에도, 피어링 파트너 노드 C 및 D는 이들이 도 4에 의해 나타낸 분할 브레인 상황에 있는 것을 분할 브레인 노드 A 및 B에 통지한다. 즉, 양쪽 노드 C 및 D는, 분할 브레인 상황이 LAG 가상 노드(30)에서 발생한 것을 그들 각각의 피어 노드에 통지하기 위해서 LACPDU를 사용한다. 따라서, 노드 중 어느 것도 다른 것으로부터 활성 게이트웨이 역할을 테이크오버(takes over)하지 않는다(예를 들어, 노드 B는 도 1의 서비스에 대해서 활성 게이트웨이가 되지 않는다). 노드 C와 D 간의 접속성이 적합하게 작동하면, 이들은 단일 노드 LAG 가상 노드(32)를 에뮬레이트하고, 이들 양쪽은 그들 각각의 피어 노드 A 및 B로부터 수신된 다른 시스템 ID를 인식하는 것을 주의하자.
분할 브레인 상황이 LAG의 양쪽 측면 상에서 동시에 나타나면, "2중 분할 브레인"(DSB: Double Split Brain) 조건(또한 "듀얼 분할 브레인"으로도 공지됨)이 발생하게 된다(도 5 참조). LAG의 양쪽 측면이 분할 브레인을 겪으면, 어느 포텔과의 접속이 없기 때문에, LAG 가상 노드(30, 32) 중 어느 것도 다른 LAG 가상 노드(30, 32)의 분할 브레인 상황을 검출할 수 없다. 따라서, 동일한 포털의 노드는 이들이 그들 각각의 LACPDU 내의 다른 시스템 ID를 수신하는 사실을 서로 통지할 수 없는데, 이는 종래 기술의 단일 분할 브레인 핸들링의 기초가 되었다. 그러므로, 다운(down)되는 포털 내의 그들의 동료 모드를 고려하게 되고, 모든 노드는 모든 서비스에 대한 활성 게이트웨이가 된다. 이는, 도 5에 도시한 바와 같이 데이터 프레임의 포워딩 루프로 귀결된다. 2중 분할 브레인 상황을 핸들링하기 위해 이용가능한 방법은 없다.
본 발명은 링크 에그리게이션에 관한 것으로, 특히 링크 에그리게이션 그룹 내의 분할 브레인 조건을 검출 및 핸들링하기 위한 방법 및 장치의 제공을 목적으로 한다.
제1가상 노드 및 제2가상 노드를 포함하여 구성되는 링크 에그리게이션 그룹(LAG) 내의 가상 노드의 동작 방법이 다수 개시된다. 제1예의 방법에 따라서, 제1가상 노드 및 제2가상 노드를 포함하는 LAG 내의 가상 노드의 동작 방법이 개시된다. 제1가상 노드는 적어도 제1동료 노드 및 제2동료 노드를 포함한다. 상기 방법은: 제1동료 노드가 제2동료 노드와 통신하는지 결정한다. 제1동료 노드는 또한 이 결정에 기초해서 제어 정보를 제2가상 노드에 전송해서: 제어 정보가, 결정이 제1동료 노드가 제2동료 노드와 통신하는 것을 가리킬 때, LAG와 연관된 시스템 ID 및 제1구성 정보를 포함하여 구성되고; 제어 정보가, 결정이 제1동료 노드가 제2동료 노드와 통신하지 않는 것을 가리킬 때, LAG와 연관된 시스템 ID 및 제2구성 정보를 포함하여 구성되며, 제2구성 정보가 제1구성 정보와 다르도록 한다.
한 예에 있어서, 제1구성 정보 및 제2구성 정보는 구성 키 및 서비스 다이제스트 중 하나이다. 동일한 또는 다른 예에 있어서, 제1구성 정보 및 제2구성 정보는 링크 에그리게이션 제어 프로토콜 데이터 유닛(LACPDU) 메시지로 반송한다. 예시의 방법을 실행하도록 구성된 대응하는 네트워크 노드가 또한 개시된다.
다른 예시의 실시형태에 따라서, 제1가상 노드 및 제2가상 노드를 포함하여 구성되는 링크 에그리게이션 그룹(LAG) 내의 가상 노드로서 동작하는 방법이 개시된다. 제1가상 노드는 적어도 제1동료 노드 및 제2동료 노드를 포함한다. 본 방법에 따라서, 제1동료 노드가: 제2가상 노드로부터, LAG와 연관된 시스템 ID 및 제1구성 정보를 포함하여 구성되는 제1제어 정보를 수신한다. 제1구성 정보는 LAG와 연관된 기준 구성 정보에 대항해서 비교된다. 비교가 제1구성 정보가 기준 구성 정보와 매칭하지 않는 것을 가리키면, 분할 브레인 조건은, 제1동료 노드가 제2동료 노드와 통신하지 않는 검출과; 제2동료 노드가 제2가상 노드와 통신하고, 제1구성 정보가 제2가상 노드에 의해 제2동료 노드에 제공된 제2구성 정보와 매칭하지 않는 것 중 하나에 응답해서 분할 브레인 조건이 LAG 내에 존재하는 것을 결정한다. 기준 구성이 LAG와 연관된 이전에 수립된 기대된 구성 정보를 나타낸다.
한 예에 있어서, 분할 브레인 조건이 존재하는 결정은, 제1동료 노드가 제2동료 노드와 통신하지 않는 것의 검출에 응답해서, 2중 분할 브레인 조건이 LAG 내에 존재하는 결정을 포함한다. 이 예에 있어서, 제1 및 제2가상 노드를 접속하는 넌 프라이머리 또는 넌-디폴트 접속 링크는, 2중 분할 브레인 조건이 LAG 내에 존재하도록 결정되면, LAG로부터 제외될 수 있다.
한 예에 있어서, 분할 브레인 조건이 존재하는 결정은, 제2동료 노드가 제2가상 노드와 통신하고, 제1구성 정보가 제2가상 노드에 의해 제2동료 노드에 제공된 제2구성 정보와 매칭하지 않는 것에 응답해서, LAG 내에 단일 분할 브레인 조건이 존재하는 결정을 포함하다. 제1, 제2 및 기준 구성 정보는 구성 키 및 구성 다이제스트 중 하나가 될 수 있다. 또한, 구성 정보는 링크 에그리게이션 제어 프로토콜 데이터 유닛(LACPDU) 메시지로 반송될 수 있다. 이 부가적인 예의 방법을 실행하기 위해 구성된 대응하는 네트워크 노드가 또한 개시된다.
물론, 본 발명은 상기된 형태 및 장점에 제한되지 않는다. 대신, 본 기술분야의 당업자는 첨부된 도면을 참조로 이하의 상세한 설명을 읽음에 따라 부가적인 형태 및 장점을 인식하게 된다.
도 1은 서비스를 지원하는 LAG를 도시하는 블록도.
도 2는 LAG에서의 포털 노드 실패의 블록도.
도 3은 분할 브레인 조건을 일으키는 LAG에서의 포털 링크 실패의 블록도.
도 4는 도 3의 분할 브레인 조건을 핸들링하기 위한 종래 기술 솔루션의 블록도.
도 5는 2중 분할 브레인 조건의 블록도.
도 6-7은 신규한 시스템 ID 네이밍 배열을 사용하는 정상 LAG 동작 상태의 블록도.
도 8은 도 6-7의 LAG에서의 노드 실패의 블록도.
도 9는 공통 키를 사용하는 LAG 노드에 대한 정상 동작 조건의 블록도.
도 10은 도 9의 LAG에서의 넌 프라이머리 LAG 노드 실패의 블록도.
도 11은 도 9의 LAG에서의 프라이머리 LAG 노드 실패의 블록도.
도 12-13은 도 9의 단일 분할 브레인 핸들링의 블록도.
도 14는 서비스 할당 다이제스트를 사용하는 LAG 노드에 대한 정상 동작 조건의 블록도.
도 15는 도 14의 LAG에서의 LAG 노드 실패의 블록도.
도 16-17은 도 14의 LAG에서의 단일 분할 브레인 핸들링의 블록도.
도 18은 분할 브레인 조건을 검출하기 위해서 LAG에서 가상 노드를 동작하는 일례의 방법을 도시한다.
도 19는 분할 브레인 조건을 검출하기 위해서 LAG에서 가상 노드를 동작하는 다른 예의 방법을 도시한다.
도 20-21은 LAG에서 2중 분할 브레인 핸들링의 블록도.
도 22는 완전히 메쉬된 DRNI에서의 2중 분할 브레인 핸들링의 블록도.
도 23은 2중 분할 브레인 미스핸들링에 기인한 브레이크된 LAG 접속성의 블록도.
도 24는 LAG에서 가상 노드를 동작하는 일례의 방법을 도시한다.
도 25는 LAG에서가상 노드를 동작하는 다른 예의 방법을 도시한다.
도 26은 일례의 LAG 노드를 도시한다.
도 6-7은 시스템 ID 네이밍 방법을 도시하는데, 여기서 동일한 노드-식별 시스템 ID가 각각의 LAG 가상 노드(30, 32)에서 사용된다. 도 6-7에 나타낸 바와 같이, 노드 A 및 B는 네트워크(2)를 향한 LAG 가상 노드(30) 내의 단일 가상 노드 A'이 되도록 청구한다. 즉, 양쪽 노드 C 및 노드 D는 LACPDU를 수신해서, 그들의 파트너의 시스템 ID가 도 6에 나타낸 바와 같이 A'이 되게 하고, 이들은 이들이 단일 노드 A'에 접속되는 것을 감지한다. 다른 측면 상의 동작은, 노드 C 및 노드 D가 네트워크(1)를 향한 단일 LAG 가상 노드(32)를 청구함에 따라, C'의 시스템 ID와 동일하다. 한 예에 있어서, 각각의 가상 노드의 시스템 ID는 가상 노드를 실행하는 포털 노드 중 하나의 ID의 것과 동일하다. 즉, 한 예에 있어서, 시스템 ID A' = 시스템 ID A 및 시스템 ID C' = 시스템 ID C이다.
DRNI 동작의 원리에 따라서, 실패의 경우에도, 그 피어링 네트워크로부터 LAG 가상 노드의 내부 동작을 숨기도록 하는 것이 바람직하다. 도 8은, 희망하는 행동이 뒤따르는 도 6-7의 LAG에서의 노드 실패의 블록도를 도시한다. 즉, 노드 A의 브레이크다운에도 불구하고, 노드 B는 여전히 피어링 네트워크를 향한 시스템 ID A'를 사용하고, 이를 그 자체의 것으로 변경하지 않는다. 시스템 ID A' = 시스템 ID A이면, 노드 A의 브레이크다운에도 불구하고, 노드 B는 여전히 네트워크(2)를 향한 시스템 ID A를 사용한다. 그러므로, 존재하는 분할 브레인 핸들링 솔루션은, DRNI 동작 원리가 모든 시간에 적용되고 유지되는 것을 목표로 하면, 도 6-7 내의 LAG 노드 A, B, C, D가 이들이 LAG에 대해서 광고하는 시스템 ID를 변경하지 않음에 따라, 적용될 수 없다.
분할 브레인 상황의 출현 찬스를 최소화하기 위한 한 잠재적인 단계는, 동료 포털 노드의 상호 접속을 위해 포털 내에 보호된 링크를 적용한다(예를 들어, A-B 간의 및 C-D 간의 보호된 포털 링크를 갖는다). 예를 들어, 동료 포털 노드는 LAG로 그룹화된 다중 물리적인 링크에 의해 서로 접속될 수 있다. 본 방법과 조합해서 사용될 수 있는 또는 본 방법의 대안으로서 사용될 수 있는 다른 방법이, 이하 설명된다.
키 변경을 사용하는 단일 분할 브레인 회피
도 9-13은 단일 분할 브레인 조건을 검출 및 해결하기 위해 키 변경을 사용하는 일례의 방법을 도시한다. 이들 도면(및 도 7-8에 있어서)에서, 노드 둘레의 2중 원은, 그 노드가 그 각각의 LAG 가상 노드(30 또는 32) 내의 "프라이머리 노드"인 것을 가리킨다.
도 9-13의 방법은, 시스템 ID가 실패가 발생할 때 변경되지 않으면, 단일 분할 브레인 핸들링에 대해서 제안되고, 이들은 소정의 환경 하에서 변경되지 않는다. 제안된 방법은, 동료 포털 노드가 다운되는 것을 감지하면, 에그리게이션 키를 변경하는 것에 의존한다. 에그리게이션 키(또는 "에그리게이터 키" 또는 "액터 키(Actor Key)" 또는 단순히 "키")가 노드 A 및 C 사이, 및 노드 B 및 D 사이에서 전송된 LACPDU에서 사용된다. 도　9를 참조하면, 정상 동작 조건에 있어서 각각의 노드 A 및 B는 그들의 피어 노드에 대한 그들의 전송에서 키 "K"를 사용한다.
도 10은 도 9의 포털 LAG에서의 넌 프라이머리 노드 실패를 도시하는데, 여기서 노드 B는 실패한다. 가상 노드의 시스템 ID가 가상 노드를 에뮬레이팅하는 포털 노드 중 하나의 시스템 ID와 동일하면, 공통 시스템 ID를 갖는 노드는 프라이머리 노드이다(예를 들어, 노드 A는 프라이머리 시스템 ID A' = 시스템 ID A이다). 프라이머리 노드는, 넌 프라이머리 노드가 다운으로 진행하더라도, 도 10에 도시한 바와 같이 그 에그리게이션 키를 변경하지 않는다.
그런데, 프라이머리 노드 A가 다운으로 진행하면, 넌 프라이머리 노드 B는 도 11에 나타낸 바와 같이 그 에그리게이션 키를 변경한다. 즉, 노드 A가 다운으로 진행하면, 노드 B는 이전에 사용된 공통 키 "K" 대신 그 LACPDU 내의 키를 변경한다. 키 변경에 기인한 중단을 회피하기 위해서, 오래된 및 새로운 키 값은, 변경 동안 및 그 다음 잠시 LACPDU로 반송될 수 있다. 따라서, LAG는 오래된 또는 새로운 키와 매칭되면, 유지될 수 있다. 특히, A'과 동일한 시스템 ID는, 실패에 따라 노드 B가 노드 A 를 감지함에도 불구하고, 노드 B에 의해 사용되도록 계속된다.
일례의 실시형태에 따른, 키 변경에 의한 단일 분할 브레인 조건의 핸들링이 도 12-13에 보인다. 도 12를 참조하면, 가상 노드(30)의 포털 내의 접속성이 브레이크되면, 양쪽 포털 노드 A, B는 동료 포털 노드가 다운인 것을 감지한다. 어느 노드 A 또는 노드 B도, 양쪽이 그들의 피어 노드 C, D를 향한 시스템 ID A'를 사용해서 계속함에 따라, 그 시스템 ID를 변경하지 않는다. 프라이머리 노드, (예를 들어, 본 예의 노드 A에서), 또한 그 키를 변경하지 않고, 공통 키 "K" 사용을 유지한다. 그에 반해, 넌 프라이머리 노드인 노드 B는, 그 키 값을 키 "L"로 변경한다.
피어 노드(노드 C 및 노드 D)는 LACPDU 내의 다른 키 값을 수신하고, 이를 단일 분할 브레인이 LAG 가상 노드(30)에서 발생하는 것을 검출하기 위해 사용한다. 기대된 키 K가 수신되는 이들 링크는, LAG에서 유지된다(예를 들어, 노드 A 및 C 간의 링크). 수신된 키가 기대된 것과 다른 이들 링크는, 도 13에 나타낸 바와 같이 LAG로부터 제외된다(예를 들어, B 및 D 간의 링크가 제외된다 - B 및 D 간의 점선으로 나타낸 바와 같이).
노드 실패와 분할 브레인 조건 간의 차이는, 키가 변경되더라도 노드 실패의 경우 단일 키가 피어에 의해 수신된 것을 주의하자. 그런데, 분할 브레인 시나리오의 경우 다중의 다른 키가 수신된다. 그러므로, 피어는, 분할 브레인 상황을 인식하고, 이들이 도 13에 도시한 바와 같이 분할 브레인 내에 있는 사실에 관해서 분할 브레인 내에 있는 노드에 통지한다.
서비스 할당 변경에 기초한 단일 분할 브레인 회피
도 14-17는 단일 분할 브레인 조건을 검출 및 해결하기 위해서 서비스 할당 다이제스트를 사용하는 일례의 방법을 도시한다. 특히, 이하 기술된 다이제스트를 통합하는 실시형태에 있어서, "프라이머리" 및 "넌 프라이머리" 노드는 없게 되고, 따라서 소정의 노드 둘레의 2중 원은 없게 된다. 그런데, 이들 실시형태들은 유사한 양식으로 "디폴트 링크" 및 "넌-디폴트 링크"의 개념을 사용한다.
소정의 시나리오에 있어서(예를 들어, LAG 캉그런시(congruency)가 요구되는 경우), LAG에서 에그리게이트된 개별 링크에 대한 실재의 서비스 할당의 정보가 교환된 LACPDU에서 다이제스트의 형태로 반송될 수 있다(예를 들어, 에릭슨 예비 특허 출원 번호 제61/605,818호, 도켓 번호 4015-8027 / P36113, "링크 에그리게이션에서 강그런시 보정을 위한 방법" 참조). 이러한 구성에 있어서, 소정의 서비스가 특정 LAG 피어 링크에 할당되고, 다이제스트는 이들 서비스 할당을 가리키기 위해서 LAG 노드들 사이에서 전송된다. LAG의 2개의 단부에서 교환된 할당의 비교는 반송된 서비스의 캉그런시의 입증을 가능하게 한다.
다음의 상세한 설명에 있어서, 분할 브레인 회피 방법은 링크 할당에 대한 서비스 변경의 검출에 의존한다(예를 들어, 다이제스트에서 수신되도록 기대된 서비스 할당 정보와 비교한 차이). 더 상세하게 이하 기술한 바와 같이, LACPDU에서의 LAG 서비스 할당을 나타내기 위해서 서비스 할당 다이제스트를 취함으로써, 분할 브레인 조건이 소정의 다이제스트 변경에 기초해서 검출될 수 있다.
도 14는 서비스 할당 다이제스트를 사용하는 LAG에 대한 정상 동작 조건의 블록도이다. 모든 링크가 도 14에서 동작적이기 때문에, 동일한 서비스 할당이 LAG를 통해서 사용되고, 동일한 서비스 다이제스트 "G"가 LAG 내의 피어 노드들 간에 전송된다. 즉, 각각의 에그리게이트된 링크 상에서, 부가적인 서비스 다이제스트는, 예를 들어 물리적인 링크에 대한 VLAN 식별자(VID) 할당에 관한 정보를 반송해서, 교환된다. VID가 캉그런트 방식으로 핸드-오프됨에 따라, 모든 다이제스트 값은 동일하게 되고, 동일한 서비스 다이제스트 "G"는 도 14에 나타낸 바와 같이 양쪽 LAG 가상 노드(30, 32) 사이에서 교환된다. 할당은, VID가 LAG의 양쪽 측면 상에서 동일한 물리적인 링크에 할당되면 일정하게 되고, 다이제스트는 모든 VID의 할당을 커버한다. 따라서, 동일한 다이제스트가 수신되는 것이 기대된다.
도 15는 노드 실패의 경우에서의 동작을 도시한다. 이 경우, 피어 링크 B-D에 의해 반송되었던 모든 서비스는 이제 피어 링크 A-C에 의해 반송된다. 이는, 새로운 다이제스트 H가 서비스 전달을 가리키는 네트워크(2)와 통신하게 되는 것을 의미한다. 또한, 네트워크(2)의 LAG 가상 노드(32)는, LAG의 링크를 손실하기 때문에, 실패를 인식하므로, 모든 서비스를 링크 A-C로 이동시키고 다이제스트를 갱신하는 것에 관해서, 가상 노드(32) 또한 적합한 배열로 변경을 만들 수 있다.
서비스 할당에서의 변경에 기초해서 단일 분할 브레인 조건을 핸들링하는 일례의 방법이 도 16 및 17에 보인다. 포털 내의 접속성이 브레이크되면(예를 들어, 노드 A 및 노드 B 간의 링크가 브레이크됨), 양쪽 포털 노드 A 및 B는 그들의 동료 포털 노드가 다운인 것을 감지한다. 각각의 에그리게이트된 링크는 다른 링크 상에서 반송될 수 있도록 사용된 모든 서비스를 테이크오버한다. 결과적으로, 노드 A에 의해 송신된 다이제스트 "H"가 계산되어, 모든 서비스가 A-C 링크에 걸쳐서 반송되도록 한다. 또한, 노드 B는 다이제스트 "J"를 송신하는데, 이는 모든 서비스가 B-D 링크에 걸쳐서 반송되도록 계산된다. 따라서, 분할 브레인 내의 포털 노드는 도 16에 나타낸 바와 같이 다른 다이제스트를 수신한다. 결과적으로, 각각의 노드 C 및 D는 다른 다이제스트를 그들의 피어 노드 A 및 B로부터 A-C 및 B-D 링크에 걸쳐서 수신한다. 노드 C 및 D는, 그들의 피어가 분할 브레인 조건을 겪는 것을 결정하기 위해서 이 정보를 사용할 수 있고, 적합한 액션을 취할 수 있으므로, 낮은 ID 링크(예를 들어, 노드 B 및 노드 D 간의 "넌-디폴트 링크"를 비활성화하는)를 분리하고, LAG 내의 "디폴트 링크"(도 16-17의 예에서 노드 A와 노드 C 사이의 A-C 링크)를 유지함으로써, LAG가 분할된다. 동시에, 노드 C 및 D는 LAG 가상 노드(30)에서 분할 브레인 조건에 관한 A 및 B에 관해서 그들 각각의 피어 노드에 통지한다(참조, 도 17 내의 "SB" 통지).
이를 참고로, 도 24는, 제1가상 노드(예를 들어, LAG 가상 노드(30)) 및 제2가상 노드(예를 들어, LAG 가상 노드(32))를 포함하여 구성되는 LAG 내의 가상 노드 동작의 일례의 방법(300)을 도시한다. 일례로서, 방법(300)은 LAG 가상 노드(30)가 되는 "제1가상 노드"를 기술하게 되는데, 이는 적어도 제1동료 노드 및 제2동료 노드(예를 들어, 노드 A 및 B)를 포함한다. 제1동료 노드는, 제1동료 노드가 제2동료 노드와 통신하는지를 결정하고(단계 302), 이 결정에 기초해서 제어 정보를 제2가상 노드에 전송한다(단계 304, 306). 제어 정보는, 결정이 제1동료 노드가 제2동료 노드와 통신하는 것을 가리킬 때, LAG와 연관된 시스템 ID 및 제1구성 정보를 포함한다(단계 304). 제어 정보는, 결정이 제1동료 노드가 제2동료 노드와 통신하지 않는 것을 가리킬 때, LAG와 연관된 시스템 ID 및 제1구성 정보와 다른 제2구성 정보를 포함하여 구성될 수 있다(단계 306).
상기된 바와 같이, 제1구성 정보 및 제2구성 정보는 구성 키 및/또는 서비스 다이제스트가 될 수 있다. 또한, 제1구성 정보 및 제2구성 정보는 옵션으로 하지만 바람직하게는 LACPDU 메시지로 반송될 수 있다.
단일 및 2중 분할 브레인 핸들링
도 18-19는 분할 브레인 조건을 검출하기 위해서 LAG 내의 가상 노드의 동작의 예시의 상세 방법을 도시한다. 각각의 실시형태에 있어서, 각각의 LAG 노드(A, B, C, D)는 그 LAG 피어로부터의 소정의 정보를 기대하도록 구성되고, 검출되면, 2중 분할 브레인 조건이 접속하는 리어 링크를 제외시킴으로써 해결될 수 있다.
도 18은 피어 노드로부터 LACPDU의 수신에 기초한 단일 또는 2중 분할 브레인 핸들링을 용이하게 하는 일례의 방법(100)을 도시한다. 예의 목적으로, 본 방법(100)은 LAG 가상 노드(32)의 노드 D의 스탠드포인트로부터 기술된다.
제어 정보가 다른 가상 노드로부터 수신되는지를 결정하기 위해 체크가 수행된다(예를 들어, 노드(30)로부터)(단계 102). 정보는, 예를 들어 LACPDU로 수신될 수 있다. 제어 정보는, 시스템 ID 및 또한 제1구성 정보를 포함한다. 제1구성 정보와 기준 구성 정보가 매칭하는지를 결정하기 위해서, 체크가 수행된다(단계 104). 기준 구성은 LAG와 연관된 이전에 수립된 기대된 구성 정보를 나타낸다(예를 들어, 기대된 키). 제1구성 정보가 기준 구성 정보와 매칭하지 않으면, 노드 D가 그 동료 노드 C와 통신할 수 있는지 결정하기 위해서 체크가 수행된다(예를 들어, 노드 C가 도달가능한지)(단계 106). 노드 C 및 D가 서로 통신할 수 있으면, 제2구성 정보가 동료 노드 C에서 수신하는지 결정하기 위해서 체크가 수행된다(단계 107). 시간의 규정된 주기 후, 제2구성 정보가 수신되지 않으면, 피어 노드 A가 실패한 것을 결정할 수 있다(단계 108). 그렇지 않으면, 제2구성 정보가 수신되면, 그리고 제1구성 정보와 매칭하지 않으면(예를 들어, 동료 노드 C 및 D가 그들의 피어 노드 A 및 B로부터 다른 구성 정보를 수신한다), LAG 가상 노드(30)에서 발생하게 되는 단일 분할 브레인 조건이 결정된다(단계 109). 이에 기초해서, 의문의 링크가 여전히 LAG의 멤버인지를 결정하기 위해서 체크가 수행된다(단계 112). 노드 D의 예에 있어서, 이는 노드 B 및 D에 접속하는 피어 링크가 된다. 링크가 여전히 LAG의 멤버이면, 이는 LAG로부터 제외되고(단계 114), 단일 SB 통지를 갖는 LACPDU가 LAG 피어로 송신되는데, 이는 노드 B가 된다(단계 116).
다시 단계 106을 참조하면, 노드 C 및 D가 서로 통신할 수 없으면, 2중 분할 브레인 조건이 검출되고(단계 110), DSB 통지가 단일 SB 통지 대신 단계(116)를 제공하게 되는 것을 제외하고, 단계 112-116가 유사한 양식으로 수행된다. 따라서, 의문의 링크가 여전히 LAG의 멤버인지 결정하기 위해서 체크를 수행하는데(단계 112), 이는 노드 D가 노드 B 및 D에 접속하는 피어 링크가 되는 예에서이다. 링크가 여전히 LAG의 멤버이면, 이는 LAG로부터 제외되고(단계 114), DSB 통지를 갖는 LACPDU가 LAG 피어에 송신되는데, 이는 노드 B가 된다(단계 116). 본 명세서에서 제안된 방법은 다른 실패 이벤트의 핸들링을 변경 또는 손상시키지 않는 것에 주의하자.
다시 단계 104를 참조하면, 기대된 정보가 LACPDU 내에 포함되면, 동료 노드가 도달할 수 있는지를 결정하기 위해서, 체크가 수행된다(단계 118). 따라서, 노드 D가 노드 C와 통신할 수 있는지를 결정하기 위해서, 체크가 수행된다. 노드 C, D가 통신할 수 있으면, 이전의 2중 분할 브레인 조건은 더 이상 존재하지 않는다. 그러므로, 다시 노드 B 및 노드 D 간의 피어 링크가 LAG의 현재의 부분인지(단계 120) 및 LAG에 부가될 때 다시 LAG의 부분이 되지 않는지를 결정하기 위해서 체크가 수행된다(단계 122).
부가적으로, 종래 기술 단일 브레인 방법(여기서, 노드 B는 실패의 이벤트에서 그 시스템 ID를 변경하게 된다), 및 방법(400)(여기서, 단일 분할 브레인 조건이 키 변경으로 검출된다) 양쪽은 방법(100)에서 제안된 2중 분할 브레인 핸들링으로 잘 작동한다.
(노드 A와 C 사이에서 프라이머리 피어 링크가 유지되도록) 노드 B와 D 사이의 피어 링크를 접속하는 넌 프라이머리의 디스에이블링을 위해, 노드 D에 의해 실행되는 방법(100)이 기술되지만(노드 D 및 노드 C 양쪽이 그들 각각의 동료 노드로부터 동일한 기준 구성 정보를 기대하는 것과 함께), 이는 단지 예인 것으로 이해된다. 방법(100)이, 예를 들어, 또한 노드 C에 의해 수행되었으면, 단계 102-104에서, 노드 C는 여전히 그 기대된 정보를 수신하게 된다. 이는, 노드 A 및 C가 동일한 정보를 사용해서 계속되기 때문이고(예를 들어, 동일한 시스템 ID 및/또는 키), 다른 정보를 사용하게 되는 것은 노드 C 및 D만이 된다. 그러므로, 노드 A와 노드 C 사이의 피어 링크는 2중 분할 브레인의 경우에도 디스에이블된다. 한 실시형태에 있어서, 모두 4개의 노드 A, B, C 및 D가 방법(100)을 수행해서, 양쪽 LAG 가상 노드(30, 32)에서, 단일 및 2중 분할 브레인 검출을 제공한다.
상기 논의된 바와 같이, 기준 구성 정보는, 예를 들어 정보 입증을 위해 사용되는 에그리게이션 키를 포함할 수 있다. 기준 구성 정보는, 예를 들어 초기의 구성 액션으로 결정될 수 있고, 또는 이는 정상 동작하에서 LACPDU에 의해 반송된 값에 기초할 수 있다(예를 들어, 초기의 LACPDU가 교환되는 동안). 도 9의 예에 있어서는, 노드 C 및 D 양쪽은 그들의 피어의 기대된 키 K를 기억하도록 구성된다. 도 18에 기술된 방법의 정보 미스매칭은, LACPDU에서 수신된 키가 로컬의 기대된 키와 다르면 발생하게 된다.
도 19는 분할 브레인 조건을 검출하기 위해서 LAG 내의 가상 노드를 동작하는 일례의 방법을 도시하는데, 여기서 구성 정보는 물리적인 LAG 링크에 대한 서비스의 할당을 가리키는 서비스 할당 다이제스트이다. 다이제스트는 LACPDU로 수신될 수 있고, 서비스 다이제스트는 기대된 서비스 다이제스트와 다를 수 있다. 도 18의 2중 분할 브레인 핸들링 메커니즘은 수신된 및 기대된 서비스-투-링크 할당에서의 미스매칭의 검출에 의존한다.
예를 위해서, 방법(200)은 또한 노드 D의 스탠드포인트로부터 기술된다. 도 19의 단계 202-212 및 214-222는 서비스 할당 다이제스트에 대응하는 기대된 정보(키 또는 시스템 ID와 대향하는 것으로서)를 제외하고, 도 18의 단계 102-112 및 214-222와 유사한 동일한 양식으로 수행된다. 방법(100, 200) 간의 한 현저한 차이는, LAG 피어 의문의 링크(예를 들어, 링크 B-D 노드 B와 노드 D를 접속하는)가 디폴트 LAG 링크인지 결정하기 위한 부가적인 단계 213가 방법(200) 내에 포함되는 것이다. 이 단계는, 넌-디폴트 링크(예를 들어, 노드 B, D 사이의 것)만이 비활성화되고, 프라이머리 링크(예를 들어, 노드 A, C 사이의 것)는 비활성화되지 않는 것을 보장한다. 따라서, 분할 브레인 상황이 예상되고 수신된 및 기대된 다이제스트 내에서 미스매칭이 있으면, 링크는, 디폴트 LAG 링크가 아닌 한 LAG로부터 제외된다. 한 예에 있어서, 디폴트 LAG 링크는, 다른 링크가 디폴트 LAG 링크로서 구성되지 않는 한, 수치로 최저 링크 ID 값을 갖는 링크이다.
도 18-19는 더 상세한 세부 사항을 도시하고, 도 25는 제1가상 노드 및 제2가상 노드를 포함하여 구성되는 LAG 내의 가상 노드를 동작하는 일반화된 방법(400)을 도시한다. 예의 방법(400)에 있어서, LAG 가상 노드(32)는 예시의 "제1가상 노드"이고, LAG 가상 노드(30)는 예시의 "제2가상 노드"가 되는데, 이들은 다른 상황에서 반대로 될 수 있다. 제1동료 노드(예를 들어, 노드 C)는, 제2가상 노드(30)로부터, LAG와 연관된 시스템 ID 및 제1구성 정보를 포함하여 구성되는 제1제어 정보를 수신한다(단계 402). 제1구성 정보는 LAG와 연관된 기준 구성 정보에 대항해서 비교된다(단계 404). 제1구성 정보가 기준 구성 정보와 다르면(매칭하지 않으면)(단계 404에 대한 앤서가 "노(no)"), 노드(노드 C)가 그 동료 노드(예를 들어, 노드 D)와 통신하는지의 결정이 있게 된다(단계 406). 그렇지 않으면, LAG 내에 존재하도록 2중 분할 브레인 조건이 결정된다(단계 410). 동료 노드 C, D가 통신하면, 제2동료 노드가 제2가상 노드와 통신하는 것에 응답해서 존재하도록, 단일 분할 브레인 조건이 결정되고(단계 407), 제2구성 정보와 매칭하지 않는 제1구성 정보가 제2가상 노드에 의해 제2동료 노드에 제공된다(단계 409). 단계 408은 노드 실패의 검출을 나타낸다(예를 들어, 노드 A). 기준 구성은 LAG와 연관된 이전에 수립된 기대된 구성 정보를 나타낼 수 있다.
분할 브레인 조건이 존재하는 결정은, 제1동료 노드가 제2동료 노드와 통신하지 않는 것의 검출에 응답해서 LAG 내에 2중 분할 브레인 조건이 존재하는 결정을 포함할 수 있다(단계 406). 본 예에 있어서, LAG로부터 제1 및 제2가상 노드를 접속하는 넌 프라이머리 또는 넌-디폴트 접속 링크는, 2중 분할 브레인 조건이 LAG 내에 존재하도록 결정되면 제외될 수 있다.
분할 브레인 조건이 존재하는 결정은, 제2동료 노드가 제2가상 노드와 통신하고, 제1구성 정보가 제2가상 노드에 의해 제2동료 노드에 제공된 제2구성 정보와 매칭하지 않는 것에 응답해서, LAG 내에 단일 분할 브레인 조건이 존재하는 결정을 포함할 수 있다(단계 407, 409).
양쪽 방법(300, 400)에 있어서, 구성 정보는 구성 키 또는 구성 다이제스트를 포함할 수 있고, 희망하면 링크 에그리게이션 제어 프로토콜 데이터 유닛(LACPDU) 메시지로 반송될 수 있다.
도 20-21는, 방법(100)을 사용해서, 시스템 ID에 기초한, LAG에서의 2중 분할 브레인 핸들링의 블록도이다. 도 20을 참조하면, 링크 접속 노드 A 및 노드 B는 손실되고, 노드 B는 새로운 시스템 ID를 사용해서 시작한다. 유사하게, 노드 C와 D 사이의 접속은 손실되고, 노드 D는 새로운 시스템 ID를 사용해서 시작한다. 그러므로, 노드 B 및 D는 그들의 기대된 정보를 수신하지 않는다(단계 102, 104). 또한, 각각의 노드 B 및 D는 그들의 동료 노드 A 및 C 각각에 도달할 수 없다(단계 106). 그러므로, 2중 분할 브레인 조건이 검출되고(단계 110), 2중 분할 브레인 인디케이션을 갖는 LACPDU는 노드 B로부터 노드 D로 송신되고, 유사한 LACPDU는 노드 D로부터 노드 B로 송신된다(단계 116)(참조, 도 21의 "DSB" 통지).
노드 A 및 C의 스탠드포인트로부터, 각각의 이들 노드는 동일한 시스템 ID를 그들의 LAG 피어로부터 수신하는데(예를 들어, 서로로부터), 이는 로컬로 기대된 베이직 시스템 ID이다. 그러므로, 피어 링크 노드 A와 C 사이에서가 LAG 그룹 내에 유지되고, 피어 링크 A-C는 네트워크(1)와 네트워크(2) 사이의 접속성을 연속적으로 제공한다. 그런데, 노드 B 및 D에 의해 LACPDU에서 수신된 시스템 ID는 로컬로 기대된 베이직 시스템 ID와 매칭되지 않고, 노드 B 및 C는 그들의 동료 포털 노드에 대한 접속성을 손실하였다. 그러므로, 노드 B 및 D는 2중 분할 브레인 상황을 선언하고, 이들 간의 피어 링크 B-D를 LAG 그룹으로부터 제거한다(참조, 상기 논의된 단계 112-114). 더욱이, 노드 B 및 D는 옵션으로 DSB 통지를 서로 송신한다(단계 116). LAG 그룹으로부터 링크 B-D의 제거는 로컬의 결정이고, 및 소정의 다른 노드와의 소정의 동의를 요구하지 않는 것을 주의하자.
도 22는, 다른 예에서 제안된 방법(100, 200)에 의한 2중 분할 브레인의 핸들링을 도시하는데, 여기서 LAG에 참가하는 노드 중의 전체 메시 토폴로지가 사용된다. 본 예에 있어서는, 본 명세서에서 제안된 방법에 기인해서, LAG 그룹 내에 유지되는 노드 A와 C 사이의 링크만이 있게 된다. 모든 다른 링크는 이들을 LAG 그룹으로부터 제거함으로써 비활성화되므로, 루프-프리 접속성을 보장한다(참조, 노드 A, B, C, D 간의 점선).
토폴로지가 전체 메시가 아니면, LAG에 의해 이전에 제공된 접속성은, 제안된 방법이 주의 깊은 구성 없이 적용되면, 2중 분할 브레인에 기인해서 브레이크될 수 있다. 도 23에 도시된 2중 분할 브레인 시나리오에 있어서, LACPDU로 수신된 시스템 ID는 LAG 가상 노드들에서 로컬로 기대된 베이직 시스템 ID와 매칭하지 않고, 어느 노드도 그 동료 포털 노드에 도달할 수 없다. 그러므로, 양쪽 링크는 LAG 그룹으로 제거되고, 네트워크(1)와 네트워크(2) 사이에 접속성은 제공되지 않는다. 이러한 브레이크된 접속성 및 종래 기술 DSB 조건을 수반하는 루프를 회피하기 위해서(도 5 참조), 노드 A, B 및 또한 노드 C, D는 실패의 이벤트에서 변경하지 않는 상기 논의된 공통 시스템 ID를 사용해서 구성될 수 있다.
도 26은 상기된 방법을 실행하도록 동작하는 일례의 LAG 노드(800)를 도시한다. LAG 노드(800)는 상기된 하나 이상의 방법을 실행하기 위해서 동작가능한 프로세서(802)를 포함한다. 프로세서(802)는 그 동료 LAG 노드와 통신하고(동일한 LAG 가상 노드(30 또는 32) 내에서), 그 피어 LAG 노드와 통신하기 위해서(원격의 다른 LAG 가상 노드에서), 넌-트랜지토리 메모리(804) 및 적어도 하나의 입/출력 장치(806)에 동작가능하게 접속된다. 예를 들어, 상기 논의된 구성 정보를 기억하기 위해서, 메모리(804)가 사용될 수 있다. 프로세서(802)는 하나 이상의 처리 회로에 의해 실행될 수 있다(예를 들어, 마이크로프로세서, 하드웨어, 펌웨어, 또는 이들의 조합). 메모리(804)는, LAG 노드를 구성하는 LAG 노드 구성 상에서 구동할 때, 상기된 하나 이상의 방법을 수행하는, 분할 브레인 핸들링을 위한 프로그램 명령을 포함할 수 있다.
일례의 장점들
상기 제안된 몇몇 예시의 단일 분할 브레인 핸들링 방법은, 소정의 실패 이벤트의 경우 시스템 ID의 교환을 회피할 수 있고, 그러므로 LAG 피어로부터 포털 내부 세부 사항을 숨기는 DRNI 요구조건을 충족한다.
몇몇 예시의 2중 분할 브레인 핸들링 방법은, 그렇지 않으면 적어도 4개의 노드가 참가하는 LAG 내의 DSB 조건에 의해 야기되는 상기 방지 프레임 루핑을 제안했다. 더욱이, 제안된 방법은 다른 실패 시나리오의 핸들링에 영향을 주지 않는다.
상기 상세한 설명 및 첨부 도면은, 본 명세서에서 교시한 방법 및 장치의 비제한적인 예들을 나타낸다. 이와 같이 본 발명은 상기 상세한 설명 및 첨부 도면에 의해 제한되지 않는다. 대신, 본 발명은, 다음의 청구항들 및 그 법적 등가물에 의해서만 제한된다.
2 - 네트워크,
30, 32 - 가상 노드.

Claims (15)

  1. 제1가상 노드 및 제2가상 노드를 포함하여 구성되는 링크 에그리게이션 그룹(LAG) 내의 가상 노드의 동작 방법으로서, 제1가상 노드는 적어도 제1동료 노드 및 제2동료 노드를 포함하고, 상기 방법은:
    제1동료 노드가 제2동료 노드와 통신하는지 결정하고;
    이 결정에 기초해서 제어 정보를 제2가상 노드에 전송해서:
    제어 정보가, 결정이 제1동료 노드가 제2동료 노드와 통신하는 것을 가리킬 때, LAG와 연관된 시스템 ID 및 제1구성 정보를 포함하여 구성되고;
    제어 정보가, 결정이 제1동료 노드가 제2동료 노드와 통신하지 않는 것을 가리킬 때, LAG와 연관된 시스템 ID 및 제2구성 정보를 포함하여 구성되며, 제2구성 정보가 제1구성 정보와 다르도록 하는,
    제1동료 노드를 포함하여 구성되는 것을 특징으로 하는 방법.
  2. 제1항에 있어서,
    제1구성 정보 및 제2구성 정보는 구성 키 및 서비스 다이제스트 중 하나인 것을 특징으로 하는 방법.
  3. 링크 에그리게이션 그룹(LAG) 내의 제1동료 노드로서 사용하도록 구성된 네트워크 노드로서, LAG는 제1가상 노드 및 제2가상 노드를 포함하여 구성되고, 제1가상 노드는 적어도 제1동료 노드 및 제2동료 노드를 포함하여 구성되고, 제1동료 노드는:
    제1동료 노드가 제2동료 노드와 통신하는지 결정하고;
    이 결정에 기초해서 제어 정보를 제2가상 노드에 전송해서:
    제어 정보가, 결정이 제1동료 노드가 제2동료 노드와 통신하는 것을 가리킬 때, LAG와 연관된 시스템 ID 및 제1구성 정보를 포함하여 구성되고;
    제어 정보가, 결정이 제1동료 노드가 제2동료 노드와 통신하지 않는 것을 가리킬 때, LAG와 연관된 시스템 ID 및 제2구성 정보를 포함하여 구성되며, 제2구성 정보가 제1구성 정보와 다르도록 구성되는, 것을 특징으로 하는 네트워크 노드.
  4. 제3항에 있어서,
    제1구성 정보 및 제2구성 정보가 구성 키 및 서비스 다이제스트 중 하나인 것을 특징으로 하는 네트워크 노드.
  5. 제3항 또는 제4항에 있어서,
    제1구성 정보 및 제2구성 정보는 링크 에그리게이션 제어 프로토콜 데이터 유닛(LACPDU) 메시지로 반송되는 것을 특징으로 하는 네트워크 노드.
  6. 제1가상 노드 및 제2가상 노드를 포함하여 구성되는 링크 에그리게이션 그룹(LAG) 내의 가상 노드의 동작 방법으로서, 제1가상 노드는 적어도 제1동료 노드 및 제2동료 노드를 포함하고, 상기 방법은:
    제1동료 노드가, 제2가상 노드로부터, LAG와 연관된 시스템 ID 및 제1구성 정보를 포함하여 구성되는 제1제어 정보를 수신하고;
    제1구성 정보를 LAG와 연관된 기준 구성 정보에 대항해서 비교하고;
    이 비교가 제1구성 정보가 기준 구성 정보와 매칭하지 않는 것을 가리키면,
    제1동료 노드가 제2동료 노드와 통신하지 않는 것을 검출하고;
    제2동료 노드가 제2가상 노드와 통신하고, 제1구성 정보가 제2가상 노드에 의해 제2동료 노드에 제공된 제2구성 정보와 매칭하지 않는 것 중 하나에 응답해서 분할 브레인 조건이 LAG 내에 존재하는 것을 결정하며,
    기준 구성이 LAG와 연관된 이전에 수립된 기대된 구성 정보를 나타내는 것을 특징으로 하는 방법.
  7. 제6항에 있어서,
    분할 브레인 조건이 존재하는 결정은, 제1동료 노드가 제2동료 노드와 통신하지 않는 것의 검출에 응답해서, 2중 분할 브레인 조건이 LAG 내에 존재하는 결정을 포함하여 구성되는 것을 특징으로 하는 방법.
  8. 제7항에 있어서,
    2중 분할 브레인 조건이 LAG 내에 존재하도록 결정되면, LAG로부터 제1 및 제2가상 노드를 접속하는 넌 프라이머리 또는 넌-디폴트 접속 링크의 제외를 더 포함하여 구성되는 것을 특징으로 하는 방법.
  9. 제6항에 있어서,
    분할 브레인 조건이 존재하는 결정은, 제2동료 노드가 제2가상 노드와 통신하고, 제1구성 정보가 제2가상 노드에 의해 제2동료 노드에 제공된 제2구성 정보와 매칭하지 않는 것에 응답해서, LAG 내에 단일 분할 브레인 조건이 존재하는 결정을 포함하는 것을 특징으로 하는 방법.
  10. 제6항 내지 제9항 중 어느 한 항에 있어서,
    각각의 제1구성 정보 및 기준 구성 정보는 구성 키 및 구성 다이제스트 중 하나를 포함하는 것을 특징으로 하는 방법.
  11. 제6항 내지 제10항 중 어느 한 항에 있어서,
    제1구성 정보는, 링크 에그리게이션 제어 프로토콜 데이터 유닛(LACPDU) 메시지로 반송되는 것을 특징으로 하는 방법.
  12. 제1가상 노드 및 제2가상 노드를 포함하여 구성되는 링크 에그리게이션 그룹(LAG) 내의 가상 노드로서 사용하기 위한 네트워크 노드로서, 제1가상 노드는 적어도 제1동료 노드 및 제2동료 노드를 포함하고, 제1동료 노드가:
    제2가상 노드로부터, LAG와 연관된 시스템 ID 및 제1구성 정보를 포함하여 구성되는 제1제어 정보를 수신하고;
    제1구성 정보를 LAG와 연관된 기준 구성 정보에 대항해서 비교하고;
    제1구성 정보가 기준 구성 정보와 매칭하지 않는 것을 가리키면,
    제1동료 노드가 제2동료 노드와 통신하지 않는 검출과;
    제2동료 노드가 제2가상 노드와 통신하고, 제1구성 정보가 제2가상 노드에 의해 제2동료 노드에 제공된 제2구성 정보와 매칭하지 않는 것 중 하나에 응답해서 분할 브레인 조건이 LAG 내에 존재하는 것을 결정하며,
    기준 구성이 LAG와 연관된 이전에 수립된 기대된 구성 정보를 나타내는 것을 특징으로 하는 네트워크 노드.
  13. 제12항에 있어서,
    분할 브레인 조건이 존재하는 결정은, 제1동료 노드가 제2동료 노드와 통신하지 않는 것의 검출에 응답해서, 2중 분할 브레인 조건이 LAG 내에 존재하는 결정을 포함하여 구성되는 것을 특징으로 하는 네트워크 노드.
  14. 제12항에 있어서,
    분할 브레인 조건이 존재하는 결정은, 제2동료 노드가 제2가상 노드와 통신하고, 제1구성 정보가 제2가상 노드에 의해 제2동료 노드에 제공된 제2구성 정보와 매칭하지 않는 것에 응답해서, LAG 내에 단일 분할 브레인 조건이 존재하는 결정을 포함하는 것을 특징으로 하는 네트워크 노드.
  15. 제12항 내지 제14항 중 어느 한 항에 있어서,
    각각의 제1구성 정보 및 기준 구성 정보는 구성 키 및 구성 다이제스트 중 하나를 포함하는 것을 특징으로 하는 네트워크 노드.
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