專利名稱：一種實現(xiàn)組播快速重路由的方法及一種節(jié)點的制作方法
技術(shù)領(lǐng)域：
本發(fā)明涉及多協(xié)議標(biāo)簽交換(MPLS, Multiple Protocol Label Switch) 網(wǎng)絡(luò)局部保護技術(shù)，尤其涉及一種實現(xiàn)組播快速重路由(FRR, Fast ReRoute ) 的方法及一種節(jié)點。
背景技術(shù)：
FRR是互聯(lián)網(wǎng)工程任務(wù)組(IETF, Internet Engineering Task Force )提出 的一種實現(xiàn)MPLS網(wǎng)絡(luò)局部保護的技術(shù)，這種技術(shù)借助MPLS流量工程的能 力，為標(biāo)簽交換路徑(LSP, Label Switched Path)提供快速保護倒換能力。MPLS快速重路由的特點是迅速響應(yīng)、及時切換，保證業(yè)務(wù)數(shù)據(jù)的平滑 過渡，減少業(yè)務(wù)中斷，其預(yù)先建立本地備份路徑，當(dāng)故障發(fā)生時，檢測到鏈 路或節(jié)點故障的設(shè)備就可以快速將業(yè)務(wù)切換到備份路徑上，保護LSP不會受 鏈路或節(jié)點故障的影響，減少數(shù)據(jù)丟失；同時，LSP的源節(jié)點會嘗試尋找新 的路徑來重新建立LSP，并將數(shù)據(jù)切換到新路徑上，在新的LSP建立成功之 前，業(yè)務(wù)數(shù)據(jù)會一直通過保護路徑轉(zhuǎn)發(fā)?，F(xiàn)有的實現(xiàn)點到點(P2P)即單播LSP快速重路由的方式主要有兩種， 即l:l保護方式和隧道保護方式。其中，l:l保護方式是指，為一條被保護LSP 的每個潛在本地修復(fù)點創(chuàng)建一條保護路徑；隧道保護方式是指，用一條旁路 隧道保護穿越相同節(jié)點和鏈路的多條LSP。在l:l保護方式中，通過基于流量工程的資源預(yù)留擴展協(xié)議(RSVP-TE, Resource Reservation Protocol-Traffic Engineering )信令建立一條主LSP， 且 建立信令中攜帶其保護特性，包括是否需要本地保護、是否需要節(jié)點保護、 是否需要保護帶寬、備LSP的屬性等。主LSP上除宿節(jié)點外的每個節(jié)點都是 本地修復(fù)點(PLR， Pointof Local Repair) , PLR根據(jù)主LSP的保護特性和本 地策略，計算并建立由本PLR至主LSP宿節(jié)點的備LSP,以保護其下游鏈路和節(jié)點。圖1所示為單播1:1快速重路由的實現(xiàn)示意圖，有一條主LSP、兩條備 LSP，其中，主LSP為[Rl, R2， R3， R4, R5， R6]，備LSP1為[R2， R7， R8, R9， R4， R5， R6]，備LSP2為[R3， R8, R9, R5, R6]。當(dāng)R2與R3 之間的鏈路發(fā)生故障時，主LSP上的業(yè)務(wù)將被R2切換到備LSP上，業(yè)務(wù)傳 送路徑為[R1， R2， R7， R8， R9， R5, R6],這樣，就不會由于R2與R3 之間的鏈路故障而產(chǎn)生業(yè)務(wù)的中斷。圖2所示為點到多點(P2MP)即組播1:1快速重路由的實現(xiàn)示意圖， 其基本思想是將點到多點LSP拆分成多個點到點的子LSP，如圖2中共有4 條子LSP，分別為[S， A, B, dl]、 [S， A, B, E， d2]、 [S, A， C, D, d3]和[S, A, C, D， d4],并遵循已有的點到點快速重路由機制，分別為每 個子LSP建立備LSP進行保護?？梢?，現(xiàn)有的組播快速重路由的實現(xiàn)方案需要分別為每個子LSP建立 備LSP進行保護，由于各個子LSP存在的鏈路或節(jié)點可能重合，因此，如 果對于每個子LSP都分別建立備LSP,則容易建立大量冗余的保護路徑，消 耗大量的保護帶寬，從而造成網(wǎng)絡(luò)資源的浪費。發(fā)明內(nèi)容有鑒于此，本發(fā)明的目的在于提供一種實現(xiàn)組播快速重路由的方法及一 種節(jié)點，節(jié)省保護帶寬。為達到上述目的，本發(fā)明提供的實現(xiàn)組播快速重路由的方法如下根據(jù)點到多點主標(biāo)簽交換路徑LSP的樹拓樸結(jié)構(gòu)確定備LSP路由，并根據(jù) 確定的備LSP路由建立備LSP。其中，所述根據(jù)點到多點主LSP的樹拓樸結(jié)構(gòu)確定備LSP路由包括 本地修復(fù)點PLR通過主LSP建立消息中攜帶的路由信息確定需要保護的保
護對象信息，并根據(jù)所述路由信息及主LSP對備LSP的保護屬性要求，確 定備LSP路由。所述備LSP路由的源節(jié)點為PLR，宿節(jié)點為PLR在主LSP上的下游節(jié) 點的宿節(jié)點集合，且備LSP路由跨越需要保護的保護對象。所述PLR建立備LSP的過程包括PLR向宿節(jié)點發(fā)送攜帶備LSP路由 的路徑建立請求；宿節(jié)點收到備LSP的路徑建立請求后，向PLR返回路徑 建立應(yīng)答，進行資源預(yù)留。在建立備LSP的過程中進一步包括對主LSP及其相應(yīng)備LSP的路徑 建立請求消息進行合并。所述合并包括接收到具有相同宿節(jié)點集合的主LSP和備LSP路徑建 立請求消息的節(jié)點，對主LSP和備LSP的路徑建立請求消息進行合并，且 合并后保留主LSP的路徑建立請求消息。所述合并包括接收到一個以上具有相同宿節(jié)點集合、下一跳節(jié)點和輸 出接口的備LSP路徑建立請求消息的節(jié)點，對備LSP的路徑建立請求消息 進行合并，且按照 一定的策略選擇合并后保留的路徑建立請求消息。所述策略包括不保留穿越其它備LSP所保護節(jié)點的備LSP的路徑建 立請求消息。所述策略包括保留與主LSP最近的備LSP的路徑建立請求消息。 所述與主LSP最近的備LSP為自保護路徑合并點起與主LSP相距的權(quán) 值最小者。所述策略包括按保護路徑合并點本地策略保留路徑建立請求消息。 在建立備LSP過程中進一步包括PLR向主LSP的源節(jié)點上報保護狀 態(tài)及備LSP狀態(tài)。本發(fā)明還提供了一種節(jié)點，該節(jié)點包括用于收發(fā)消息的收發(fā)單元，以及 備LSP路徑建立單元，備LSP路徑建立單元用于根據(jù)點到多點主LSP的樹 拓樸結(jié)構(gòu)確定備LSP路由，并根椐確定的備LSP路由建立備LSP。所迷備LSP路徑建立單元進一步用于接收收發(fā)單元發(fā)送來的主LSP及
其相應(yīng)備LSP的路徑建立請求消息，并對收到的路徑建立請求消息進4亍合 并，將合并后的路徑建立請求消息通過收發(fā)單元發(fā)送出去。由此可見，在本發(fā)明中是根據(jù)點到多點主LSP的樹拓樸結(jié)構(gòu)確定備LSP 路由，并根據(jù)確定的備LSP路由建立備LSP,無需分別為每個子LSP建立 備LSP;并且，通過消息合并機制能夠減少網(wǎng)絡(luò)信令狀態(tài)數(shù)量，節(jié)省保護帶 寬，優(yōu)化網(wǎng)絡(luò)資源利用，提高資源利用率。


圖1為現(xiàn)有技術(shù)中單播1:1快速重路由的實現(xiàn)示意圖。 圖2為現(xiàn)有技術(shù)中組播1:1快速重路由的實現(xiàn)示意圖。 圖3為本發(fā)明中的節(jié)點結(jié)構(gòu)示意圖。圖4為本發(fā)明實施例中實現(xiàn)組播快速重路由的方法流程圖。 圖5為本發(fā)明實施例中主LSP的建立過程示意圖。 圖6為本發(fā)明實施例中備LSP的顯式路由示意圖。 圖7為本發(fā)明實施例中消息合并后的路徑示意圖。
具體實施方式
為使本發(fā)明的目的、技術(shù)方案及優(yōu)點更加清楚明白，下面參照附圖并舉 實施例，對本發(fā)明作進一步詳細說明。本發(fā)明提供的實現(xiàn)組播快速重路由的方法的基本思想是根據(jù)點到多點 主LSP的樹拓樸結(jié)構(gòu)確定備LSP路由，并根據(jù)確定的備LSP路由建立備 LSP。對應(yīng)本發(fā)明所提供的方法，本發(fā)明還提供了一種節(jié)點，參見圖3所示， 該節(jié)點包括用于收發(fā)消息的收發(fā)單元和備LSP路徑建立單元，其中，備 LSP路徑建立單元用于根據(jù)點到多點主LSP的樹拓樸結(jié)構(gòu)確定備LSP路由， 并根據(jù)確定的備LSP路由建立備LSP。備LSP路徑建立單元還可進一步用于接收收發(fā)單元發(fā)送來的主LSP及
其相應(yīng)備LSP的路徑建立請求消息，并對收到的路徑建立請求消息進4亍合并，將合并后的路徑建立請求消息通過收發(fā)單元發(fā)送出去。下面以圖2所示的點到多點LSP樹拓樸結(jié)構(gòu)為例，對本發(fā)明進行詳細 闡述，具體參見圖4所示，本實施例中實現(xiàn)組播快速重路由的方法主要包括 以下步驟步驟401:建立點到多點主LSP。參見圖5所示，在點到多點主LSP的建立過程中，源節(jié)點S通過路徑 建立請求(如Path Message,下面均以Path Message為例進行說明)攜帶主 LSP的保護特性，包括是否需要本地保護、是否需要節(jié)點保護、是否需要保 護帶寬、備LSP的屬性等，整個點到多點LSP具有相同的保護特性；宿節(jié) 點dl、 d12、 d3、 d4收到主LSP的Path Message后，反向發(fā)送路徑建立應(yīng) 答(長口 Resv Message, 下面均以Resv Message為例進行"i兌明)，進4亍資源 預(yù)留，源節(jié)點S收到Resv Message后，表示主LSP建立成功。PLR即主LSP上除宿節(jié)點外的各個節(jié)點接收到主LSP的Resv Message 后，根據(jù)主LSP的保護特性及本地策略，確定是否需要建立1:1保護的備 LSP，以及備LSP保護的對象是節(jié)點和/或鏈路等屬性要求。步驟402: PLR在確定需要建立1:1保護的備LSP后，通過主LSP的建 立消息(如Path Message和/或Resv Message )中攜帶的路由信息獲得主LSP 的下游節(jié)點列表，確定需要保護的下游節(jié)點和/或鏈路等保護對象信息，并 根據(jù)上述路由信息及主LSP對備LSP的保護屬性要求，確定備LSP的顯式 路由。其中，備LSP是一條點到多點LSP,其宿節(jié)點數(shù)量大于等于一個。備 LSP的顯式路由具有以下特征1 )跨越要保護的保護對象(鏈路和/或節(jié)點)；2)其源節(jié)點為PLR，宿節(jié)點為PLR在主LSP上的下游節(jié)點(即被保護 節(jié)點或被保護鏈路的下游節(jié)點)的宿節(jié)點集合。圖6列舉了三條備LSP的顯式路由，分別如下 S節(jié)點作為PLR建立一條備LSP，保護其下游節(jié)點A及鏈路S - A，該 備LSP跨越節(jié)點A及鏈路S-A,且其宿節(jié)點為下游節(jié)點A的宿節(jié)點集合 (dl， d2, d3， d4)，即圖6中虛線所示的備LSP1;A節(jié)點作為PLR建立一條備LSP,保護其下游節(jié)點C及鏈路A-C,該 備LSP跨越節(jié)點C及鏈路A-C，且其宿節(jié)點為下游節(jié)點C的宿節(jié)點集合 (d3， d4),即圖6中點橫線所示的備LSP2;C節(jié)點作為PLR建立一條備LSP，保護其下游節(jié)點D及鏈路C-D,該 備LSP跨越節(jié)點D及鏈路C-D，且其宿節(jié)點為下游節(jié)點D的宿節(jié)點集合 (d3， d4),即圖6中點線所示的備LSP3。步驟403:備LSP的顯式路由確定后，PLR向宿節(jié)點發(fā)送攜帶備LSP 顯式路由的路徑建立請求(如Path Message,下面均以Path Message為例進 行說明)，以建立備LSP。建立備LSP的過程具體由備LSP路徑建立單元完成，所述備LSP路徑 建立單元根據(jù)點到多點主LSP的樹拓樸結(jié)構(gòu)確定備LSP路由，實際上就是 備LSP路徑建立單元根據(jù)收發(fā)單元發(fā)送來的主LSP建立消息中攜帶的路由 信息確定需要保護的保護對象信息，并根據(jù)所述路由信息及主LSP對備LSP 的保護屬性要求，確定備LSP路由。步驟404:接收到主LSP和相應(yīng)的多個備LSP的Path Message的節(jié)點， 可以對主、備LSP或備LSP之間的Path Message進行合并，以減少網(wǎng)絡(luò)信 令狀態(tài)數(shù)量，優(yōu)化網(wǎng)絡(luò)資源利用，提高資源利用率。其中，進行主、備LSP消息合并的節(jié)點稱為合并點(MP， Merge Point), 進行備LSP間消息合并的節(jié)點稱為保護路徑合并點(DMP, Detour Merge Point)。信令消息中包含Session Object (包括P2MP ID、 Tunnel ID、 Extended T畫el ID )和Sender Template Object (包括Tunnel Sender Address、 LSP ID、 Sub-Group Originator ID、 Sub-Group ID),其中，(P2MP ID + Tunnel ID + Extended Tu誕l ID + T腦el Sender Address + LSP ID )可以唯一標(biāo)識一個點
到多點LSP。主LSP及其相應(yīng)的備LSP具有相同的LSP標(biāo)識，即相同的 (P2MP ID + Tunnel ID + Extended Tunnel ID + Tunnel Sender Address + LSP ID),而備LSP的信令消息中攜帶Detour Object,節(jié)點可以通過信令消息 中是否攜帶Detour Object來區(qū)分主LSP及其相應(yīng)的備LSP。對于Sender Template Object中的Sub-Group Originator ID和Sub-G應(yīng)p ID，主、備LSP 間沒有對應(yīng)關(guān)系。消息合并原則具體如下1 )具有相同宿節(jié)點集合的主LSP和備LSP可以進行消息合并，且合并 后保留主LSP的Path Message;2)具有相同宿節(jié)點集合、下一跳節(jié)點和輸出接口的備LSP間可以進行 消息合并，且按照一定的策略選擇合并后保留的PathMessage。所述選擇合并后保留的Path Message的策略可具體如下a、 若某備LSP穿越了其它備LSP所保護的節(jié)點，則不保留該備LSP 的Path Message;b、 若按a選擇后仍剩余多個備LSP的Path Message,則保留與主LSP 最近的備LSP的Path Message,比如，按照某種算法計算各個備LSP自DMP 起與主LSP相距的權(quán)值，得到的權(quán)值最小者即為與主LSP最近的備LSP;c、 若按b選擇后仍剩余多個備LSP的Path Message,則按DMP本地策 略保留一個Path Message向下游轉(zhuǎn)發(fā)。比如，在圖6中，節(jié)點B接收到主LSP和備LSP1的Path Message,它 們具有相同的宿節(jié)點集合(dl， d2),按照消息合并原則1)，則保留主LSP 的Path Message,而不保留備LSP1的Path Message,節(jié)點B成為MP。節(jié)點X接收到備LSPl和備LSP2的Path Message,它們具有的宿節(jié)點集合 不同，分別為(dl， d2， d3, d4)和(d3, d4 )，既不符合消息合并原則1 )， 也不符合消息合并原則2),因此，不能進行消息合并。節(jié)點Y接收到備LSP1、備LSP2和備LSP3的PathMessage,它們均具有相同的宿節(jié)點集合(d3, d4),相同的下一跳節(jié)點和輸出接口，符合消息
合并原則2),可以進行消息合并。然后，按照策略a、 b、 c選擇合并后保 留的Path Message:備LSP2穿越了備LSP3所保護的節(jié)點D，因此按照策略 a，不保留備LSP2的Path Message;若將自節(jié)點Y起與主LSP相交前的每 一跳權(quán)值記為1,則備LSP1與主LSP距離的權(quán)值為4,備LSP3與主LSP 距離的權(quán)值也為4,備LSP1與備LSP3權(quán)值相等，無法按照策略b作出選擇； 最后，節(jié)點Y根據(jù)本地策略(如通過比較兩備LSP對應(yīng)的PLR地址的大小 關(guān)系來選擇等)選擇保留一條備LSP的Path Message,比如保留備LSP1的 Path Message, 節(jié)點Y成為DMP。圖7所示為按照上述原則進行Path Message合并之后的路徑狀態(tài)。 步驟405:宿節(jié)點收到備LSP的Path Message后，反向發(fā)送路徑建立響 應(yīng)(如Resv Message,下面均以Resv Message為例進4亍il明)，MP或DMP 收到主LSP或備LSP的Resv Message后，向被其合并的多條主、備LSP的 上游轉(zhuǎn)發(fā)Resv Message, PLR接收到備LSP的Resv Message后，備LSP建 立成功。如圖7所示，若鏈路A-C發(fā)生故障，則節(jié)點A在檢測到故障后，原來 由節(jié)點A轉(zhuǎn)發(fā)到鏈路A - C上的業(yè)務(wù)將被節(jié)點A轉(zhuǎn)發(fā)到相應(yīng)的備LSP2上， 該業(yè)務(wù)后續(xù)的路由為[A, X， Y, Z， M， d3&d4]。在建立備LSP過程中或備LSP建立成功之后，PLR可以通過主LSP的 Resv Message中RRO Sub-Object攜帶的狀態(tài)指示位，向主LSP的源節(jié)點上 報更新的保護狀態(tài)及備LSP狀態(tài)，包括本地保護是否可用、本地保護是否 已啟用、是否提供帶寬保護、是否節(jié)點保護等。以上所述對本發(fā)明的目的、技術(shù)方案和有益效果進行了進一步的詳細說 明，所應(yīng)理解的是，以上所述并不用以限制本發(fā)明，凡在本發(fā)明的精神和原 則之內(nèi)，所做的任何修改、等同替換、改進等，均應(yīng)包含在本發(fā)明的保護范 圍之內(nèi)。
權(quán)利要求
1、一種實現(xiàn)組播快速重路由的方法，其特征在于，該方法包括根據(jù)點到多點主標(biāo)簽交換路徑LSP的樹拓樸結(jié)構(gòu)確定備LSP路由，并根據(jù)確定的備LSP路由建立備LSP。
2、 根據(jù)權(quán)利要求1所述的方法，其特征在于，所述根據(jù)點到多點主LSP 的樹拓樸結(jié)構(gòu)確定備LSP路由包括本地修復(fù)點PLR通過主LSP建立消息中攜帶的路由信息確定需要保護 的保護對象信息，并根據(jù)所述路由信息及主LSP對備LSP的保護屬性要求， 確定備LSP路由。
3 、根據(jù)權(quán)利2所述的方法，其特征在于，所述備LSP路由的源節(jié)點為PLR ， 宿節(jié)點為PLR在主LSP上的下游節(jié)點的宿節(jié)點集合，且備LSP路由跨越需 要保護的保護對象。
4、 根據(jù)權(quán)利要求1所述的方法，其特征在于，所述PLR建立備LSP的 過程包括PLR向宿節(jié)點發(fā)送攜帶備LSP路由的路徑建立請求；宿節(jié)點收到備LSP 的路徑建立請求后，向PLR返回路徑建立應(yīng)答，進行資源預(yù)留。
5、 根據(jù)權(quán)利要求1、 2、 3或4所述的方法，其特征在于，在建立備LSP 的過程中進一步包括對主LSP及其相應(yīng)備LSP的路徑建立請求消息進行 合并。
6、 根據(jù)權(quán)利要求5所述的方法，其特征在于，所述合并包括 接收到具有相同宿節(jié)點集合的主LSP和備LSP路徑建立請求消息的節(jié)點，對主LSP和備LSP的路徑建立請求消息進行合并，且合并后保留主LSP 的路徑建立請求消息。
7、 根據(jù)權(quán)利要求5所述的方法，其特征在于，所述合并包括 接收到一個以上具有相同宿節(jié)點集合、下一跳節(jié)點和輸出接口的備LSP路徑建立請求消息的節(jié)點，對備LSP的路徑建立請求消息進行合并，且按 照 一 定的策略選擇合并后保留的路徑建立請求消息。
8、 根據(jù)權(quán)利要求7所述的方法，其特征在于，所述策略包括不保留 穿越其它備LSP所保護節(jié)點的備LSP的路徑建立請求消息。
9、 根據(jù)權(quán)利要求7所述的方法，其特征在于，所述策略包括保留與 主LSP最近的備LSP的路徑建立請求消息。
10、 根據(jù)權(quán)利要求9所述的方法，其特征在于，所述與主LSP最近的 備LSP為自保護路徑合并點起與主LSP相距的權(quán)值最小者。
11、 根據(jù)權(quán)利要求7所述的方法，其特征在于，所述策略包括按保護 路徑合并點本地策略保留路徑建立請求消息。
12、 根據(jù)權(quán)利要求1所述的方法，其特征在于，在建立備LSP過程中 進一步包括PLR向主LSP的源節(jié)點上報保護狀態(tài)及備LSP狀態(tài)。
13、 一種節(jié)點，包括用于收發(fā)消息的收發(fā)單元，其特征在于，該節(jié)點進 一步包括備LSP路徑建立單元，用于根據(jù)點到多點主LSP的樹拓樸結(jié)構(gòu) 確定備LSP路由，并根據(jù)確定的備LSP路由建立備LSP。
14、 根據(jù)權(quán)利要求13所述的節(jié)點，其特征在于，所述備LSP路徑建立 單元進一步用于接收收發(fā)單元發(fā)送來的主LSP及其相應(yīng)備LSP的路徑建立 請求消息，并對收到的路徑建立請求消息進行合并，將合并后的路徑建立請 求消息通過收發(fā)單元發(fā)送出去。
全文摘要
本發(fā)明提供了一種實現(xiàn)組播快速重路由的方法，該方法包括根據(jù)點到多點主標(biāo)簽交換路徑LSP的樹拓樸結(jié)構(gòu)確定備LSP路由，并根據(jù)確定的備LSP路由建立備LSP。且在建立備LSP的過程中，進一步對主LSP及其相應(yīng)備LSP的消息進行合并，以減少網(wǎng)絡(luò)信令狀態(tài)數(shù)量。本發(fā)明還提供了一種節(jié)點，該節(jié)點包括收發(fā)單元和備LSP路徑建立單元。本發(fā)明能夠節(jié)省保護帶寬，優(yōu)化網(wǎng)絡(luò)資源利用，提高資源利用率。
文檔編號H04L12/54GK101155124SQ200610127898
公開日2008年4月2日 申請日期2006年9月27日 優(yōu)先權(quán)日2006年9月27日
發(fā)明者張海燕 申請人:華為技術(shù)有限公司