用于mpls多播的高效保護方案的制作方法

專利名稱：用于mpls多播的高效保護方案的制作方法
技術領域：
本發明涉及多協議標簽交換多播，并且特別涉及用于多播網絡的高效保護方案。
背景技術：
隨著例如IPTV和虛擬專用LAN服務(VPLS)的產生收入的基于多播商業服務正變為在新興的基于MPLS的網絡基礎設施上提供，用于MPLS多播的故障恢復正變得日益重要。傳統上已通過對網絡中鏈路和/或節點故障的保護和恢復機制來達到故障恢復。所述機制在S0NET/SDH網絡中已獲得行業最佳的名聲。在新興的基于MPLS的網絡基礎設施中實現可比擬的故障恢復名聲繼續是具有活躍關注的領域。在MPLS網絡中連接對應于標簽交換路徑(LSP)，以及保護的目標是，確保每個被 保護的LSP (稱為主LSP)在出現任意鏈路和/或節點故障的情況下繼續提供不中斷服務。所述不中斷服務通常通過以下來達到提供一個或更多可替換LSP，從而，對于主LSP的每個故障，這些可替換LSP中的一個保持不受影響，并且如果還不活躍的話可以被激活。MPLS快速重選路(FRR)已隨著具有單一源和單一目的地(也稱為點到點或P2P)的LSP的事實標準保護機制而演進。在FRR中，對于每個需要保護的LSP分段建立也稱為迂回路徑的可替換LSP。位于該分段起始處的節點稱為本地修復點(PLR)，以及，位于該分段末端處的節點稱為歸并點(MP)。通常沿從PLR到MP的最短路徑(與沿主LSP的路徑不相交的鏈路/節點)來對迂回路徑進行選路。當PLR檢測到故障時，其將流量切換到保護已出故障分段的迂回路徑上，并且MP簡單地將來自分段和迂回路徑的流量進行歸并。恢復時間很大程度上取決于PLR檢測到故障花費的時間，其中，恢復時間是故障出現與關聯的迂回路徑被激活的時間點之間的時間。如果以使得每個分段的PLR可以盡快檢測到故障的方式選擇將要保護的分段，則FRR可以提供可與S0NET/SDH網絡中相比擬的恢復時間。例如，如果每個鏈路被保護，則鏈路故障檢測是完全在PLR本地的。特別在拓撲改變的情況下，對網絡中所有LSP的迂回路徑的管理和信令可以變得非常復雜，并且在網絡節點上計算繁重。為減輕所述復雜性，在將要保護的分段是沿網絡拓撲而非每個單獨的主LSP而定義并且為所述分段創建了設施迂回路徑(facilitydetours)的情況下,使用一種稱為設施保護(facility protection)的變型。因而,經過具有設施迂回路徑的分段的任何主LSP使其迂回路徑隧道通過所述設施迂回路徑。設施迂回路徑可以被建立，以便保護鏈路和/或網絡節點。為適應MPLS多播的日益增長使用，FRR現在正被擴展為支持具有單一源和多個目的地(也稱為點到多點或P2MP)的多播LSP。然而，用于P2MP LSP的FRR就其在網絡中消費的帶寬來說可能是非常低效的，并且，特別在目的節點集合動態改變的情況下或者如果拓撲改變的話，可能由于增加的迂回路徑數量而涉及甚至更多信令和管理復雜度。在用于P2P的FRR中，在任意給定時間點，主LSP或其迂回路徑中的僅一個可以是在鏈路上活躍的。然而，在用于P2MP的FRR中，假設可以存在多于一個目的節點，則迂回路徑和主LSP可以在給定鏈路上同時活躍。這可以導致同一分組的兩個副本在所述鏈路上被發送。術語分組復制描述這樣的情況，其中，同一分組的兩個或更多副本需要在鏈路上被發送。P2MP迂回路徑的使用可以使在鏈路上發送的副本的最大數量的限額為2，但取決于其如何被實現，這是以大大增加的信令復雜度為代價或以浪費的帶寬消費為代價而得到。對于例如用于傳送IPTV內容那些的高帶寬多播LSP，FRR的這些問題可以變得被顯著放大。因此，將期望具有一種提供MPLS鏈路和節點保護的方法，所述方法將不導致如在當前技術中可見的保護的代價和復雜度。

發明內容
本發明的目的是提供一種用于對MPLS多播網絡的更高效保護 的方法。根據本發明的一方面，提供一種方法，所述方法用于為分組交換網絡中根節點與目的節點集合的MPLS多播連接請求提供保護，所述分組交換網絡具有網絡節點和連接所述網絡節點的通信鏈路，所述方法具有構建冗余多播樹對的步驟；其中，所述冗余多播樹對中的第一冗余多播樹以所述根節點為根，并且連接到所述目的節點集合中的全部目的節點；以及其中，所述冗余多播樹對中的第二冗余多播樹以所述根節點為根，并且連接到所述目的節點集合中的全部目的節點。進一步地，在正常操作期間，在所述第一冗余多播樹上，將多播流量從所述根節點廣播到所述目的節點集合；以及，在故障操作期間，在所述第一和第二冗余多播樹上，將多播流量從所述根節點廣播到所述目的節點集合。在本發明的某些實施例中，所述方法包括在正常操作期間，在所述第二冗余多播樹上，將多播流量從所述根節點廣播到所述目的節點集合。根據某些實施例，所述故障操作包括，所述通信鏈路中的通信鏈路的故障；以及，根據其它實施例，所述故障操作包括，所述網絡節點中的網絡節點的故障。根據本發明的另一方面，提供一種方法，所述方法用于為分組交換網絡中根節點與目的節點集合的MPLS多播連接請求構建冗余多播樹對，所述分組交換網絡具有網絡節點和連接所述網絡節點的通信鏈路，其中，所述分組交換網絡可以用從所述根節點構建出的圖來代表，所述圖具有包括所述網絡節點的頂點，以及，所述圖具有包括所述通信鏈路的有向邊，所述方法包括將所述分組交換網絡劃分為第一部分和第二部分的步驟，其中，每個部分由所述分組交換網絡的所述網絡節點的全部構成，每個部分包含用以構成分組交換網絡的無環圖的通信鏈路的子集，以及，所述第一部分和所述第二部分只共同具有僅來自由切割鏈路(cut link)和到切割節點(cut node)的鏈路組成的鏈路組的所述分組交換網絡的所述圖的鏈路。然后，構建第一生成樹，所述第一生成樹在所述第一部分中將所述根節點與所述目的節點集合相連接；構建第二生成樹，所述第二生成樹在所述第二部分中將所述根節點與所述目的節點集合相連接；以及，為所述目的節點集合提供所述第一生成樹和所述第二生成樹作為所述冗余多播樹對。在某些實施例中，所述方法還包括，如果所述分組交換網絡的拓撲改變，則更新所述第一和第二部分。所述分組交換網絡的拓撲的所述改變可以包括網絡節點的刪除或可替換地，網絡節點的添加；或可替換地，導致網絡節點在所述第一和第二部分的一個中缺少傳入鏈路的所述分組交換網絡的通信鏈路的故障。有利的，在某些實施例中，所述方法進一步包括作為所述劃分步驟的部分，創建網絡節點的有序列表，使得每個非根節點在所述有序列表中具有至少一個在前傳入鄰居節點和至少一個后繼傳入鄰居節點。在某些實施例中，所述劃分步驟可以進一步包括構建第一和第二子圖對，其中，所述子圖的每個包含全部網絡節點，以及其中，所述第一子圖包括第一通信鏈路集合，以及所述第二子圖包括第二通信鏈路集合；以及其中，所述第一通信鏈路集合與所述第二通信鏈路集合不相交；所述第一子圖對應于所述第一部分；以及，所述第二子圖對應于所述第二部分。在某些實施例中，所述構建步驟進一步包括，提供所述第一和第二通信鏈路集合共同的通信鏈路子集，其中，所述共同鏈路子集由所述圖的切割鏈路和到切割節點的鏈路構成。有優勢地，在某些實施例中，所述方法包括，如果所述分組交換網絡的拓撲改變，則更新所述第一和第二部分。同樣有優勢地，在某些實施例中，所述第一生成樹由最短路徑樹構成，而在其它實 施例中，所述第一生成樹由Steiner樹構成。根據本發明的又另一方面，提供一種制造產品，所述制造產品包括在其中編碼了處理器可執行代碼的處理器可讀介質，所述處理器可執行代碼當被一個或更多處理器執行時使能進行動作，所述動作用于為分組交換網絡中根節點與目的節點集合的MPLS多播連接請求構建冗余多播樹對，所述分組交換網絡具有網絡節點和連接所述網絡節點的通信鏈路，其中，所述分組交換網絡可以用從所述根節點構建出的圖來代表，所述圖具有包括所述網絡節點的頂點，以及，所述圖具有包括所述通信鏈路的有向邊，所述方法包括將所述分組交換網絡劃分為第一部分和第二部分的步驟，其中，每個部分由所述分組交換網絡的所述網絡節點的全部構成，每個部分包含用以構成所述分組交換網絡的無環圖的所述通信鏈路的子集，以及，所述第一部分和所述第二部分只共同具有來自由切割鏈路和到切割節點的鏈路構成的鏈路組的所述分組交換網絡的所述圖的鏈路。進一步，構建第一生成樹，所述第一生成樹在所述第一部分中將所述根節點與所述目的節點集合相連接；構建第二生成樹，所述第二生成樹在所述第二部分中將所述根節點與所述目的節點集合相連接；以及，為所述目的節點集合提供所述第一生成樹和所述第二生成樹作為所述冗余多播樹對。應當指出，以下說明書和附圖僅示出本發明的原理。因此應當認識到，本領域的技術人員將能夠設想各種安排，所述各種安排盡管未在此處明確描述或示出，但體現了本發明的原理，并且被包括在其精神和范圍內。此外，此處詳述的全部示例主要旨在專門用于僅教學目的，以便幫助讀者理解本發明的原理和由發明人為推進本領域而貢獻的概念，并且將被解釋為不限于所述特別詳述的示例和情況。此外，此處詳述本發明的原理、方面和實施例及其特定示例的全部陳述旨在包括其等價體。


從以下參考附圖對本發明實施例的詳細描述中，將進一步理解本發明，其中圖I示出了具有通信鏈路、根節點和多個目的節點的一組網絡節點的示例，以及，同一網絡的具有根據本發明實施例的冗余多播樹的版本；圖2作為有向圖示出了網絡和具有根據本發明實施例的冗余多播樹的同一網絡的圖；圖3不出了根據本發明實施例將圖2的網絡劃分成紅和藍圖的不例；
圖4示出了根據本發明實施例的、用于與已定義源和目的節點的給定多播連接的RMT對的示例；圖5示出了根據本發明實施例的加入和離開操作的示例；圖6示出了根據本發明實施例計算出的生成樹的示例；圖7不出了根據本發明實施例的、用于圖6的生成樹的一系列主干列表；圖8示出了根據本發明實施例的、具有紅和藍鏈路的用于圖6的生成樹的最終主干列表；圖9示出了根據本發明實施例的、計算出的生成樹和一系列關聯的主干列表的示例；圖10示出了根據本發明實施例的、用于圖9中所示生成樹的、具有紅和藍鏈路的 最終節點排列以及計算出的紅和藍子圖；圖11示出了根據本發明實施例的生成網絡的示例，所述生成網絡具有受影響節點以及關聯于生成樹的主干列表和最終節點排列；以及圖12示出了根據本發明實施例的、重建后的圖11的網絡的最終紅和藍圖的示例。
具體實施例方式下面呈現一種用于MPLS多播的新穎和高效保護機制，所述保護機制解決了當前技術保護方案的上述帶寬和復雜度考慮。所提出的機制是基于冗余多播樹(RMT)的概念。基于RMT的保護涉及構建以多播源為根的兩棵樹，從而，如果單一鏈路或節點出故障的話，源節點保持連接到全部多播目的節點。RMT的樹中的一個充當主用，以及另一個充當用于保護目的的備份。保護可以通過兩個模式中的一個來達到熱備份或冷備份模式。熱備份模式，其中，流量被源同時饋入兩棵樹，并且目的節點挑選兩個饋入中的一個。用于確定監聽哪個饋入的合適機制可以要么基于例如BFD的低層信息交換，要么基于根與目的節點之間的某種等價機制。如果單一鏈路或節點出故障，兩個饋入中的至少一個被保證是活躍的。冷備份模式，其中，源在正常操作期間將流量饋入兩棵樹中的一個，而如果出故障的話則饋入兩棵樹。在熱備份模式下，本發明的實施例提供與MPLS快速重選路(FRR)類似或甚至比之更好的恢復時間。冷備份模式的恢復時間將取決于用于在根與目的節點之間進行通信的機制。假設節點r與目的節點集合D的多播LSP連接請求M，保護機制的總體目標如下a)促進兩個P2MP LSP的構建，其每個以r為根，其共同構成冗余多播樹，以及b)—旦已構建所述RMT，提供必要機制來確保出現任何改變時，兩個P2MP LSP繼續是RMT，其中，所述改變是由于新目的節點的添加、現有目的節點的刪除和/或底層網絡拓撲的改變，所述底層網絡拓撲的改變由鏈路上的故障或更多當前關于可用資源的信息導致。一般來說，RMT構建和對所述RMT進行修改以適應目的節點集合和/或網絡拓撲改變的解決方案是基于通過對網絡鏈路著色將網絡拓撲劃分為兩個邏輯部分。初始RMT的構建通過為這些部分的每個內的多播連接請求創建P2MP樹來實現。
由此構建的RMT所需的對改變的適應通過以這樣的方式更新邏輯劃分來實現，所述方式使需要改變所屬部分的鏈路的數量最小化。網絡模型和定義考慮被建模為有向圖G(V，E)的基于MPLS的網絡，其中，每個節點V e V是路由器/交換機，以及一組邊E是其間的有向通信鏈路。從節點u到節點V的鏈路用有向邊(u，v) e E,來表示，其中，將節點u和V分別稱為邊尾和頭。此外，將節點u稱為節點V的傳入鄰居，而將節點V稱為節點u的傳出鄰居。每個有向邊e=(u，v) eE關聯于由表示的正代價(positive cost),并且，(u, V)的代價可以與(v, u)的不同。以下描述中呈現的機制很大程度上考慮從給定節點rev來看的網絡，所述給定節點充當P2MP LSP的根。以下定義因此暗含地是從r的角度。非源節點u e V - Ir}如果從r到節點u存在有向路徑的話則被稱為可達。否則，節點u被稱為不可達。下面假設，如從r的角度所見的，G包含僅可達節點。如果G包含從r到節點u的至少2節點不相交路徑，則將可達節點u稱為2節點不相交可達或簡單地稱為2可達，否則，稱其為I可達。切 割節點(切割鏈路)是這樣的節點(鏈路)，其從G的移除使得節點中的某些從r不可達。其 中3 C五的G的子圖H(V，A)，如果每個節點u e V - {r}通過使用僅A中的鏈路從r可達，則稱為可達。如果每個節點u e V - Ir}為2可達，則稱圖G關于r強2可達。如果G不是強2可達，那么，如果每個節點u e DWr 2可達，則稱G對于給定集合D C F-/Tj弱2可達。以上定義意味著，弱2可達圖包含切割節點或切割鏈路。參考圖1，可見對于集合D= {u, V, w}的弱2可達圖。應當注意到，在該圖中，鏈路(r，b)是切割鏈路，因為其移除使節點b從r不可達。冗余多播樹假設根節點r與目的節點集合D C F— />/，使兩棵樹Tb和Tk代表以r為根并且提供從r到D的多播連接的P2MP LSP0使Pb (r,u) (PE(r，u))代表T (Te)中從r到u e D的路徑。如果％ E D^ PB(r,u)和Pk (r，u) 2節點不相交，則稱Tb和Tk是冗余多播樹(RMT)或RMT對。將RMT對的兩棵樹稱為藍樹和紅樹。參考圖2，可見有向圖202。對于具有根節點r和一組目的D= {c，e, g，j}的該有向圖，為目的節點示出了 RMT對204。對于包括樹Tb和Tk的RMT對，使Eb和Ek分別是Tb和Tk中的邊集合。如果(Eb η Εε) = Φ,則稱Tb和Tk為嚴格RMT或嚴格RMT對。換句話說，如果兩棵樹不共享任何有向邊，則RMT對是嚴格的。嚴格RMT的示例在圖2中204處給出。應當指出，對于根和一組目的1> C F,盡管RMT可能存在，但是，甚至當每個u e D從r2可達時，其可以不是嚴格的。作為示例，考慮圖I中102處呈現的圖。該圖包含單一源節點r和三個目的節點U、V和W。應當注意到，在該示例中，存在從源節點到每個目的節點的兩個節點不相交路徑，以及還有，不存在任何兩個將源與目的節點相連接的嚴格RMT。作為說明，為造成矛盾，假設構成嚴格RMT對的兩棵樹存在。樹中的至少一個包含源節點的傳出鏈路中的僅一個。然而，在該示例中，任意連接到全部三個目的節點的樹必須包括r的至少兩個傳出鏈路。從這點上，其遵循，嚴格RMT對對于給定拓撲不存在。如果RMT對不是嚴格的，則稱其為寬松RMT對。圖I在104處呈現了用于以上示例的寬松RMT對。在該示例中，兩棵樹都使用鏈路(r，b)、(b, d)，同時仍然提供到每個目的節點的2節點不相交路徑。該實例表明，甚至在嚴格RMT不存在的情況下，可以找到寬松RMT。在給定圖G中存在RMT對的必要條件是，對于目的集合D，G具有關于根節點r的弱2可達性。然而，以上示例意味著，這不是嚴格RMT存在的充分條件。下面示出了，強2可達性是嚴格RMT存在的必要和充分條件。此外，定理I指定，在強2可達性不出現時，確定嚴格RMT存在性的問題是NP困難的。定理I :考慮具有源節點r和目的節點集合i> (= F的有向圖G (V, E)。假設G對于集合D弱2可達。找到將r與D中的全部目的節點相連接的嚴格RMT的問題是NP困難的。顯而易見，對于高效帶寬消費，將優選構建稱為最優RMT對的具有最小總代價的RMT。然而，由于定理2指定，找到對于給定目的集合的最優RMT對的問題 是NP困難的。于是，以下公開呈現一種用于構建和維護低代價RMT對的高效方法，所述RMT對可能不是最優的那些。定理2:靠靠V具有源節點r和目的節點集合D c F的有向圖G (V，E)。假設G強2可達。找到將!■與D中的全部目的節點相連接的最小代價RMT對(嚴格或寬松RMT)的問題是NP困難的。保護方案綜述如之前討論的，給定具有源節點r和目的節點集合D的多播連接請求，總體目標是構建用于M的RMT對，并且確保，當組成的樹由于目的集合和/或網絡拓撲改變而被更新時，該RMT對繼續是RMT對。可以將該目標表述為以下獨特目的的集合。目的I(初始RMT構建)給定具有源節點r和目的節點集合D的有向圖G (V, E)，找到具有低總代價的以r為根的RMT對。目的2(由于拓撲改變的RMT更新)給定有向圖G(V，E)、RMT對以及拓撲改變集合，修改RMT對的紅和藍樹，所述修改是通過使用最小改變并且以導致紅和藍樹繼續是低代價RMT對的方式。目的3(由于目的節點的添加/刪除的RMT更新)給定有向圖G(V，E)、RMT對以及將作為對應于RMT對的多播連接的目的節點被添加或刪除的節點d，修改RMT對的藍和紅樹為添加或刪除d，所述修改是通過使用相當少量的修改并且以導致紅和藍樹繼續是低代價RMT對的方式。初始RMT構建定理2聲明，在目的節點集合不包括全部非根節點的情況下，找出最優RMT的問題是NP困難的。下面是構建低代價RMT的方法。在所述方法中，用于與根節點r的多播連接的低代價RMT被構建如下代表由節點r所見的網絡的圖G (V, E)(例如，從OSPF鏈路狀態數據庫構建出)被邏輯上劃分為稱為藍和紅的兩個部分，使得每個部分由網絡中的全部節點構成并且包含鏈路的子集。這些部分是G的有向無環子圖。分別由圖&~，^)
代表的藍和紅部分滿足以下屬性。如果G中不存在任何切割鏈路或節點，則(Eb η Εκ) = Φ。否則，(Eb H Ee)可以包含切割鏈路以及切割節點的傳出鏈路。假設Pk(U，V)表示紅部分中從u到V的路徑，以及Pb(U，ν)表示藍部分中從u到V的路徑。參考圖3，可以看見圖2中102處所呈現的圖的所述紅302和藍304部分的示例。紅302和藍304部分滿足以下屬性。屬性I. (a)對于每個2可達節點u e V - {r},有，Gk中從r到u的任意路徑Pe(r, u)是與Gb中從r到u的任意路徑Pb(r, u)不相交的節點。(b)對于每個I可達節點u e V - {r},有,Gk中從r到u的任意路徑PK(r,u)可以與Gb中從r到u的路徑PB(r,u)共享僅切割節點和切割鏈路。現在考慮與根節點r和目的節點集合Dc P—的多播連接請求M。給定上面的紅和藍部分，則可以在藍和紅部分中構建用于M的P2MPLSP。用于這些P2MP LSP的樹可以是最短路徑樹或Steiner樹，或者是基于任意其它機制。未對部分內的樹構建機制施加任何約束。為簡單起見，在本公開的全部說明性示例中，使用最短路徑樹算法。在任意情況下，屬性I意味著，如果D中的全部節點是從r2可達的，則兩棵樹構成RMT對。在某些目的是僅I可達的情況下，某些切割鏈路和節點可以被兩棵樹共享。應當注意到，對于僅I可達的目的節點，沒有任何方案可以提供任何應對切割鏈路和節點的故障的保護。參考圖4，可以看見以節點r為源具有目的節點D= {c，e, g，j, h}的多播連接的兩個RMT。在402處可見紅RMT，以及在404處可見藍RMT。在406處，相結合的圖表明，兩個RMT實際上導致到每個目的節點的兩個節點不相交路徑，其中，406的虛線代表藍部分，以及實線代表紅部分。盡管所述劃分可以基于每連接來完成，但由于實現實用性考慮，優選對于以r為根的全部多播連接的、獨立于其目的節點集合的單一劃分。
給定以上劃分方案，當連接建立請求到達節點r時，r計算藍和紅P2MP LSP的樹，并且根據所支持的信令機制(例如，IETF標準過程)實施建立信令。將需要為目的節點提供這樣的信息，所述信息用于促進以下識別這兩個P2MP LSP構成被用于保護的RMT對。所述特征是對于實現直觀的。如先前建議的，機制需要適于根和目的節點通過連接其的P2MPLSP協助進行連接驗證。針對拓撲改變的RMT更新用于MPLS多播的任意保護方案必須還足夠靈活，以便在幾乎沒有或沒有任何對現有連接的中斷的情況下支持拓撲的動態改變。在所公開的方法中，這翻譯為，確保拓撲改變幾乎不導致或不導致任何對現有RMT對的改變。應當記得，對于給定的根節點r，創建了網絡的邏輯藍和紅部分。拓撲改變可以通過以下方式中的一種影響給定RMT對a)全部目的節點在藍和紅樹這兩者中繼續可達，b) —個或更多目的節點在這兩棵樹的一個中從r不可達，以及c)一個或更多目的在藍和紅樹這兩者中都不可達。對于a)和b)，除非進一步的拓撲改變發生，否則不存在任何對于MPLS連接的服務中斷，并且因此不采取任何進一步的即時動作可以是可接受的。然而對于C)，取決于受影響目的的服務恢復需求，可能需要采取即時動作。在存在這樣的RMT的情況下，其中，對于所述RMT，一個或更多目的在藍和紅部分這兩者中都變得從r不可達，但所述目的在整個圖G中從r仍然可達，則所述方法使用下面詳細描述的重劃分方法。重劃分通過這樣的方式來完成僅少量鏈路需要從藍到紅或從紅到藍改變其顏色。在實施所述重劃分之后，對于以r為根的每個單獨RMT對，考慮以下情況。情況I :RMT不受拓撲改變影響。RMT的全部節點和鏈路仍然活躍，并且鏈路中沒有任何一個已改變其顏色。在所述情況下，對于該RMT不需要做任何事。情況II :全部RMT節點和鏈路是活躍的但某些鏈路改變了其顏色。所述異常其自身對所述RMT的保護能力沒有任何影響。然而，如果新的葉子被添加到所述RMT，而只要當前的紅和藍這兩部分中存在去往該新葉子的路徑則不危及保護，有可能某些鏈路上的帶寬使用可以是不高效的。這將是當之前的藍(紅)鏈路在紅(藍)部分中被用于新葉子時的情況。因此建議，新葉子可以僅在該異常被修復之后被添加到樹，所述修復是通過根據當前劃分對具有混合顏色的樹的路徑進行重選路。除非存在對添加即時生效的新目的的特殊請求，否則所述重選路不需要在重劃分之后被立即實施，并且可以根據網絡節點上可用的計算資源來調整步驟。為確保在重選路過程中連接可故障恢復，對于每個被修改的RMT路徑，建議使用先合后開方法。如果新葉子需要被添加到所述連接，則在該葉子被添加之前對RMT進行重選路。情況III :拓撲改變影響RMT。這意味著，某些目的節點通過RMT不可達，并且因此其不再被保護。在所述情況下，那些RMT路徑被重選路到兩個部分的每個中的受影響目的節點。與情況II類似，建議先合后開方法。針對目的節點添加/刪除的RMT更新如對于拓撲改變那樣，在出現對多播連接的目的節點集合的動態更新時，任意保護方案必須是健壯的。在當前方法中，應當記得，初始劃分方法獨立于任意以r為根的連接 的目的節點集合而對網絡進行劃分。因此，對于目的節點的任意集合滿足屬性1，即使其被動態更新為包括或刪除節點。添加或刪除目的節點是簡單地在藍和紅部分的每個內實施現有MPLS網絡中所使用的標準過程。同樣應當指出，即使在出現拓撲改變時，由于確保僅少量鏈路伴隨顏色改變的劃分方法屬性，以及沒有任何新目的被添加到具有混合顏色RMT路徑的RMT的建議限制，所以添加和刪除目的是直觀的。參考圖5可見將節點d添加為新目的和從目的集合移除節點g的效應。紅RMT 502和藍RMT 504示出了加入和離開操作之后的兩個RMT，而在其中藍RMT使用虛線鏈路并且紅RMT使用實線鏈路的相結合的圖506示出，兩個產生的樹是兩個有效RMT。在該示例中，節點d已被包括在藍樹中，由此，方案將僅鏈路(c，d)添加到藍樹。對于離開操作，節點g是紅樹的概念上的分支節點，因為其還饋入節點j。因此，不從紅樹移除任何鏈路，并且從藍樹移除僅鏈路(d，g)。初始劃分方法考慮具有根節點r的有向圖G (V, E)。初始劃分方法的目的是，構建對應于滿足屬性I的藍和紅部分的兩個子圖Gb(V，Eb)和Gk(V，Ee)。所提出的方法包含兩個階段階段I :節點排序該階段創建節點的有序列表L，使得每個非根節點在L中具有至少一個在前傳入鄰居和至少一個后繼傳入鄰居。階段II :兩個子圖的構建該階段利用來自階段I的節點排序來構建紅和藍子圖，所述紅和藍子圖滿足屬性1，并且確保每個非根節點在兩個子圖中都可達。這兩個階段在下面的小節中闡述。首先，在方法描述中，假設輸入圖G是強2可達的。該假設在下面的小節中被放寬。在隨后的小節中，討論了方法的正確性和復雜度方面。節點排序方法定義I (完整節點排列):給定具有根節點r的有向圖G(V，E)。假設L是節點的有序列表，其中，該列表中的第一和最后一個兀素代表根節點r,并且該列表中的每隔一個兀素唯一地代表非根節點中的一個。如果在列表L中每個非根節點在其前面和后面都具有傳入鄰居，則稱列表L是完整節點排列。稍后將示出，完整節點排列足夠用于構建滿足屬性I的兩個子圖。列表構建過程包含兩個步驟。在第一個步驟中，計算出主干列表Z 二 ^ = 凡，…，％-M}，該主干列表提供節點的僅部分排序。然后，在第二個步驟中，在每個集合％中細化節點的排序。
考慮集合 =狀=MA2JT3,…，義-丨其中，該集合具有包含全部圖節點的兩個或更多節點集合。第一和最后一個集合U1和Um包含僅根節點r (應當注意到,僅根節點在列表L中表示了兩次)，并且每個一個的集合Uj包含一個或更多非根節點。每個集合Uj代表G中以某個節點ν為根的有向子樹Tv。通過root (Uj) =ν表示集合的根節點V。也將Uj稱為集合根節點。由于每個非根節點被包括在單一集合％中，所以集合的根節點被用作其集合的唯一標識。通過root (u) = ν表示包含u的集合Uj的根節點。子樹的集合￡如果滿足部分節點排列則被稱為主干列表，其中，所述部分節點排列使得，對于每個集合Uj，I < j<m,其根root (Uj)在L中Uj之前的集合中具有至少一個傳入鄰居，并且在L中％之后的集合中具有至少一個傳入鄰居。應當記得，如果每個集合(/, e/包含單一節點，則i定義了完整節點排列。下面呈現計算完整節點排列的迭代過程。其開始于初始化的主干列表￡ ,并且在每個迭代中，其在保持部分節點排列的同時增加尤中集合的數量。 主干列表初始化步驟方法通過計算以r為根的生成樹T開始。計算出的樹可以是任意生成樹，然而，為計算低代價RMT，所述方法計算最小代價生成樹。然后，其構建具有
N」+2個集合的列表，其中，隊表示樹T中的傳出鄰居。第一和最后一個集合包含僅根節點r0對于每個節點ν e隊，所述方法創建集合Uj, 2彡j彡I N」+1，該集合代表以節點ν為根的T的子樹Tv。應當注意到，由于第一和最后一個集合包含r并且r是每個集合Uj的根的傳入鄰居，所以由此創建的列表是滿足部分節點排列的主干列表。主干列表細化步驟所述方法然后迭代地找出不同集合中兩個節點之間的鏈路(u，w) e E,使得w不是集合根節點，即，root (w)古root (u)且root (w)古W。盡管可以選擇任意滿足該條件的鏈路，但為了產出低代價RMT，優選方法是選擇具有最小代價的一個。假設v=root (w)是包含節點w的集合Uv的根。所述方法從樹Tv中移除子樹Tw,并且創建包含w中的節點的新集合Uw。另外,對于每個節點x2Tw,所述方法設root (X) =w。假設Uu是由root (U)定義的集合。如果Uu在主干列表中在ν之前出現，則Uw在主干列表￡中被插入到比緊挨之前。否則，Uw在￡中被插入到Uv緊挨之后。當每個集合包含僅單一節點或所述方法不能找出所述鏈路(u，w)時，該過程結束。稍后示出，如果圖G包含切割鏈路和節點，則細化過程可以在確定完整排序之前結束，并且描述了用于處理切割節點和鏈路的解決方案。圖6示出了對于圖2中202處示出的輸入圖通過節點排序方法計算出的中間主干列表。圖6示出了通過所述方法計算出的生成樹，以及對應的初始主干列表在圖7中700處給出。在702和704處分別示出了一個和四個迭代之后獲得的主干列表。圖8在800處示出了由主干列表定義的完整節點排列，其中，藍鏈路在頂部，并且紅鏈路在底部。子圖構建階段在構建出代表完整節點排列的列表L之后，所述方法計算滿足屬性I的分別由Ge(VjEe)和&~，^)表示的紅和藍圖。子圖的每個都包含全部節點，同時，子圖包含鏈路的不相交集合。紅圖的鏈路集合Ek包括每個使得u古r并且集合root (U)在L中出現在集合root (ν)之前的鏈路(u，ν)。類似地，藍樹的鏈路集合Eb包含每個使得并且集合root (U)在L中出現在集合root (ν)之后的鏈路(u, V)。Er中的鏈路將稱為紅鏈路,并且，Eb中的鏈路將稱為藍鏈路。對r的傳出鏈路給予特殊對待。由于r在L中由第一和最后一個集合這兩者代表，所以r的每個傳出鏈路(r，u)被包括在所述子圖的任一個中，并且因此將具有紅和藍傳出鏈路這兩者。然而，應當指出，對于r的一個或更多傳出鄰居，可以不是這種情況。因此，有必要驗證兩個子圖包括到r的每個傳出鄰居u e隊的兩個節點不相交路徑。僅如果r的傳出鄰居u e隊通過不同顏色的鏈路具有另一非根傳入鄰居時，該要求被保留。以下被實施以確保該需求被保留。如果節點u的全部傳入非根鄰居在L中出現在節點u之后，則鏈路(r，u)被著以紅色并被添加到紅圖。如果節點u的全部傳入非源鄰居在L中出現在節點u之前，則鏈路(r，u)被著以藍色并被添加到藍圖的集合Eb。否則，可以基于某種其它準則將鏈路(r，u)添加到子圖中的一個，所述準則例如是均衡從根節點r來看的紅和藍傳出鏈路的數量。考慮在圖6中600處計算出的完整節點排列。圖8在800處示出了由該排列導致的鏈路著色，其中，藍鏈路在頂部并且紅鏈路在底部。在此情況下，鏈路(r，a)和(r，f)必 須是紅的，而鏈路(r，c)和(r，h)必須是藍的。處理切割節點和鏈路在以下討論中將方法擴展為處理任意這樣的有向圖G(V，E)，所述有向圖包括并非2可達的實例并且可以包含切割節點和鏈路。應當記得，在前面的子小節中已考慮了這樣的情況，其中，r的傳出鏈路也是切割鏈路，并且其被插入紅和藍子圖這兩者中。現在，考慮切割鏈路(U，V),其中，u古r。由此,其遵循,節點u自身必須是切割節點。由此,用于切割節點的方法也解決了切割鏈路。所述方法是基于檢測切割節點，以及使用節點復制技術來產出經修訂的輸入圖，該經修訂的輸入圖是2可達的。在該修改之后，甚至對于某些其中目的節點從r2可達的場景，所述方法可以提供僅寬松RMT。這與定理I 一致，其中，定理I指定，在所述設置中，找出嚴格RMT是NP困難的。由于切割節點是提前未知的，所以，屬性2可以被用于在先前呈現的節點排序過程結束時對其進行檢測。屬性2.假設 是通過節點排序方法計算出的主干列表。如果 包含不能被細化的具有兩個或更多節點的集合Uj，則集合Uj的的根節點root (Uj) = V是G的切割節點，并且其中的其它節點僅通過節點ν可達。對于每個在集合Uj中檢測出的切割節點V，所述方法實施節點復制以便獲取經修訂的圖，其中，在所述經修訂的圖中，ν不是切割節點。首先，其定義另一節點 )，在集合I中，該節點f具有與節點V相同的傳入鄰居，并且t的傳出鄰居是V的傳出鄰居。然后，所述方法移除節點V和節點P的任何傳入鏈路(W，V)，使得其尾W在集合I中。該操作消除最終紅和藍子圖中的環。最后，其創建具有僅節點的新集合CZt = {ν},并且其將Uk緊挨集合Uj之后插入￡中。應當注意到，在該修改之后，由于每個曾僅經由節點ν可達的節點現在還通過節點i)可達，所以節點V不再是切割節點。在對每個檢測出的切割節點V實施節點復制之后，所述方法恢復如之前一樣的迭代式主干列表細化過程，直到每個集合包含單一節點或者另外的切割節點被檢測到為止。在后一種情況下，重復節點復制過程，直到 中的每個集合包含單一節點并且獲得完整節點排列為止。參考圖9和10，可以看到用于處理切割節點和切割鏈路的已修訂方法的示例。考慮在圖I中102處給出的輸入圖。在該圖中，節點b是切割節點，并且根節點r的全部傳出鏈路是切割鏈路。圖9呈現了針對該圖計算出的初始生成樹900，以及，初始主干列表在902處給出。在904處給出了細化過程之后獲得的主干列表。由于節點b和d仍然被包括在同一集合中，其導致b (集合{b，d}的根)是切割節點。在906處給出了復制節點b并且再次調用主干列表細化過程之后的最終節點排列。應當指出，產生的列表呈現了完整節點排列，其中，切割節點在該列表中被表示了兩次。在構建了代表完整節點排列的列表L之后，所述方法如在前面小節中描述的那樣對網絡鏈路中的每個進行著色，其中，在該前面小節中公開了子圖構建階段。在切割節點V的情況下，對G中其傳出鏈路(v，u)的每個給予特殊對待。應當記得，節點ν在L中用由ν和 )表示的兩個節點來代表，由此，節點V的傳出鄰居U在集合L中可以位于節點V與節點f之間。在所述情況下，在經修訂的圖中，用不同顏色對鏈路(V，u)和(兔《)進行著色，并且因此，實際鏈路(v，u)被添加到紅和藍子圖這兩者。 考慮圖10中1000處所示的節點排列和鏈路著色。在該示例中，鏈路(r，a)、(r, b)、(r，句和(r，c)被檢測為切割鏈路，并且被著色為紅和藍這兩者。另外，實際鏈路(b，d)在經
修訂的圖中用兩個鏈路(b，d)和來代表。這兩個鏈路被著色為紅和藍這兩者。由此，
鏈路(b, d)與兩種顏色相關聯。最后，在圖10中，呈現了計算出的紅1002和監1004圖。重劃分方法在本小節中，所述方法被擴展為解決拓撲改變。如果拓撲改變(任意數量的新網絡單元或部件出故障)的話，對紅和藍子圖實施最小修改以便保持屬性I。修改是基于這一觀察節點在完整節點排列L中的實際位置對于計算紅和藍子樹不是關鍵性的。實際上，子圖的拓撲通過每個節點在L中相對于其傳入和傳出鄰居的布局來確定。所述方法操作如下最初，其檢測用Z表示的節點的有限集合，其中，所述節點在經修訂完整節點排列中的布局可能受影響。然后，通過利用節點排序過程的有限變型，其計算出與最初那個盡可能相似的完整節點排列，并且相應地修改紅和藍圖。檢測受影響節點以下描述確定可能受拓撲改變影響的節點集合Z的迭代過程。在概念上，集合Z包含每個這樣的節點，所述節點是在子圖的一個或兩個中不可達的u e V中的節點，或者每個這樣的路徑，所述路徑是經過來自Z的其它節點的、在子圖的一個中從根節點r到u的路徑。所述方法使用以下三個節點集合初始化集合Z a)已被添加到網絡的全部新節點。b)每個這樣的節點，所述節點的傳入鏈路中的一個已出故障，并且因此其不具有紅和藍傳入鏈路這兩者。c)每個具有新傳入鄰居的I可達節點。應當記得，I可達節點是在主干列表細化過程中檢測出的。在初始化集合Z之后，所述方法迭代地識別出可能受拓撲改變影響的其它節點。對于每個u e Z的節點，其從G中移除其傳出鏈路，并且對于每個使得其頭ν ^ Z的鏈路(U，V)，其檢查ν是否仍然具有紅和藍這兩者傳入鏈路。否則，其添加到集合Z。當Z中的全部節點的全部傳出鄰居已被檢查之后，該過程終止。重計算受影響節點的排列接下來，所述方法重計算列表L。實質上，其從列表中計算出這樣的新主干列表￡，所述新主干列表￡使得集合L中每個節點U e V-Z相對于其傳入鄰居的位置被保留。為計算L中的節點的位置，所述方法調用在節點排序方法小節中呈現的主干列表細化過程，其中，所述主干列表細化過程產出經修訂的完整節點排列。與節點排序方法小節中的初始化步驟一樣，所述方法開始于計算以節點r為根的有向生成樹 ；，使得集合V-Z中沒有任何節點是Z中節點的后代。根據Z的定義，所述樹存在，并且可以被計算出。例如，通過為V-Z中的節點的全部傳入鏈路指派代價零，以及計算最短路徑樹。接下來，所述方法使用現有完整節點排列L來計算新主干列表厶首先，其從L中移除Z中的節點。由此，產生的列表 包含僅保留其在L中的相對順序的V-Z中的節點。然后，對于每個在樹I；中具有來自集合Z的子孫的節點u e V-Z，所述方法構建子樹Tu，其 中，該子樹Tu以節點u為根，并且除u之外包含僅Z中的節點。該子樹與已包括在￡中的集合root(u)相關聯。在該步驟結束時，f包含所有這樣的網絡節點，其中，Z中的每個節點關聯于以某個節點u e V-Z為根的集合％ 6 。接下來，所述方法調用主干列表細化過程。由于該步驟需要找出僅Z中的節點在主干列表中的排列，所以，對于排序細化，將僅考慮有需要的節點的傳入鏈路。最后，所述方法如在子圖構建階段中描述的那樣重建紅和藍樹。作為總結的示例，以下是當剩余網絡不是強2可達的時重建紅和藍子樹的示例。考慮圖2中202處所示的輸入圖，其中，其具有如圖3中所示的紅和藍圖以及如圖8中所示的完整節點排列。現在，假設節點a出故障。在此情況下，由于節點g是切割節點并且鏈路(r，h)是切割鏈路，所以產生的圖不是2可達的。這里，受影響節點的集合Z={j，h}。應當指出，盡管節點f和g是節點i的傳出鄰居，但其未被包括在Z中，因為其仍然具有紅和藍兩者入口鏈路。圖11在1100處示出了計算出的生成樹，而圖11在1102和1104處示出了初始和最終主干列表。由于節點g是切割節點，所以其被復制并且在列表中出現兩次。在圖12中示出了修改的紅1202和藍1204圖。應當注意到，由于節點j和h是I可達而不是2可達的，所以鏈路(g，j)和(r，h)被包括在兩個圖中。模擬設置和結果基于來自代表主要現實世界網絡的公開可用網絡拓撲的數據，相對于FRR方案的不同變型，評估基于RMT的保護方案的性能。全部被考慮的網絡是2連接的，其中，每個網絡節點是從每個剩余節點2可達的。在每個模擬運行中，收集與用于主以及迂回通路/備份P2MP LSP的帶寬相關的信息，其中，所述主以及迂回通路/備用P2MP LSP具有隨機指定的根和目的節點集合。模擬結果顯示，RMT的總帶寬消費和總權重大大低于全部FRR變型的。觀察到權重比率度量的結果與帶寬比率度量呈現的類似。這意味著，基于RMT的方法不僅消費比FRR大大減少的帶寬，而還高效地利用低權重鏈路來保持RMT的總權重盡可能低。應當指出，針對鏈路和節點故障提供保護的RMT方案超越甚至FRR僅鏈路(FRR-LO)方案，其中，FRR僅鏈路方案僅提供針對鏈路故障的保護。
此外，模擬顯示，RMT方案不產生任何分組復制。同樣觀察到，甚至在單一目的節點的情況下，RMT超越其余方案。整體上，目的節點的數量越多，RMT方法相比于FRR表現越好。作為總結，已呈現了基于RMT的對MPLS網絡中的多播連接的保護方案。方案利用高效方法邏輯上劃分網絡拓撲，并且以這樣的方式將兩個產生的部分用作RMT對，其中，對于相同的根節點和目的集合，在每個部分中獨立地對P2MP LSP進行選路。已示出，所述劃分可以僅需要很少地在影響可達性的重大改變發生時被實施。這，加上劃分方案的復雜度可與標準最短路徑樹計算方案的相比擬的事實，指示該方案可以容易地在網絡節點上實現。還呈現了一種機制，所述機制用于最小化需要改變顏色的鏈路的數量的重劃分。所述重劃分方案可以大大減少拓撲改變對現有RMT的影響。經由模擬，已表明，所述方案在帶寬使用方面大大超越各種MPLSFRR，并且還避免了分組復制問題。甚至在FRR被用于僅鏈路保護的情況下，所述方案也提供更好的性能，并且還提供針對鏈路和節點故障這兩者的保護。
本發明可以以方法和用于實踐那些方法的裝置的形式來體現。本發明可以還以包含在現實介質中的程序代碼的形式來體現，其中，所述現實介質例如是磁記錄介質、光記錄介質、固態存儲器、軟盤、CD-ROM、硬盤或任意其它機器可讀存儲介質，其中，當所述程序代碼被加載到例如計算機的機器中并被其執行時，所述機器變為用于實踐本發明的裝置。本發明可以還以程序代碼的形式來體現，所述程序代碼例如或者被存儲在存儲介質中，或者被加載到機器中和/或被機器執行，其中，當所述程序代碼被加載到例如計算機的機器中并被其執行的時候，所述機器變為用于實踐本發明的裝置。當在通用處理器上被實現時，所述程序代碼段結合處理器來提供這樣的設備，所述設備類似于專用邏輯電路那樣操作。應當進一步理解，在不脫離如由以下權利要求中表述的本發明的范圍的情況下，本領域的技術人員可以做出為闡述本發明的本質而已描述和示出的對部分在細節、材料和排列上的各種改變。應當理解，此處闡述的示例性方法的步驟不必要按所描述的順序來實施，并且所述方法的步驟的順序應當被理解為是僅示例性的。同樣，在與本發明的各種實施例一致的方法中，另外的步驟可以被包括在所述方法中，并且特定步驟可以被省略或合并。盡管以下方法權利要求中的單元(如果有的話)以特定順序使用對應的標記被詳述，但除非權利要求詳述暗示了實現那些單元中的一些或全部的特定順序，否則那些單元不必預期限于以該特定順序來實現。此處對“一個實施例”的引用是指，結合該實施例而描述的特定特性、結構或特征可以被包括在本發明的至少一個實施例中。短語“在一個實施例中”在本說明書中各個位置處的出現不必全都是指同一實施例，也不是必須與其它實施例互斥的單獨或可替換實施例。同樣的道理適用于術語“實現”。在不脫離權利要求中定義的本發明的范圍的情況下，可以對以上描述的本發明的實施例做出各種修改、變型和調整。
權利要求
1.一種用于為分組交換網絡中根節點與目的節點集合的MPLS多播連接請求提供保護的方法，所述分組交換網絡具有網絡節點和連接所述網絡節點的通信鏈路，所述方法包括 構建冗余多播樹對，其中，所述冗余多播樹對中的第一冗余多播樹以所述根節點為根，并且連接到所述目的節點集合中的全部目的節點，以及其中，所述冗余多播樹對中的第二冗余多播樹以所述根節點為根，并且連接到所述目的節點集合中的全部目的節點； 在正常操作期間，在所述第一冗余多播樹上，將多播流量從所述根節點廣播到所述目的節點集合；以及 在故障操作期間，在所述第二冗余多播樹上，將多播流量從所述根節點廣播到所述目的節點集合。
2.根據權利要求I的方法，進一步包括 在正常操作期間，在所述第二冗余多播樹上，將多播流量從所述根節點廣播到所述目的節點集合。
3.根據權利要求I的方法，其中，所述故障操作包括所述通信鏈路中的一通信鏈路的故障。
4.根據權利要求I的方法，其中，所述故障操作包括所述網絡節點中的一網絡節點的故障。
5.一種用于為分組交換網絡中根節點與目的節點集合的MPLS多播連接請求構建冗余多播樹對的方法，所述分組交換網絡具有網絡節點和連接所述網絡節點的通信鏈路，其中，所述分組交換網絡可以用從所述根節點構建出的圖來代表，所述圖具有包括所述網絡節點的頂點，以及，所述圖具有包括所述通信鏈路的有向邊，所述方法包括 將所述分組交換網絡劃分為第一部分和第二部分，其中，每個部分由所述分組交換網絡的所述網絡節點中的全部組成，每個部分包含用以形成所述分組交換網絡的無環圖的所述通信鏈路的子集，以及，所述第一部分和所述第二部分只共同具有來自由切割鏈路和到切割節點的鏈路組成的鏈路組的所述分組交換網絡的所述圖的鏈路； 構建第一生成樹，其中，所述第一生成樹在所述第一部分中將所述根節點與所述目的節點集合相連接； 構建第二生成樹，其中，所述第二生成樹在所述第二部分中將所述根節點與所述目的節點集合相連接； 為所述目的節點集合提供所述第一生成樹和所述第二生成樹作為所述冗余多播樹對；以及 如果所述分組交換網絡的拓撲改變的話，則更新所述第一和第二部分。
6.根據權利要求5的方法，其中，所述分組交換網絡的所述拓撲的改變包括網絡節點的刪除或添加。
7.根據權利要求5的方法，其中，所述分組交換網絡的所述拓撲的改變包括，導致網絡節點在所述第一和第二部分的一個中缺少傳入鏈路的、所述分組交換網絡的通信鏈路的故障。
8.根據權利要求5的方法，進一步包括 創建網絡節點的有序列表，使得，在所述有序列表中，每個非根節點具有至少一個在前傳入鄰居節點和至少一個后繼傳入鄰居節點； 提供所述第一和第二通信鏈路集合共同的通信鏈路子集，其中，所述共同鏈路子集由切割鏈路和到所述圖的切割節點的鏈路組成； 如果所述分組交換網絡的拓撲改變的話，則更新所述第一和第二部分； 構建第一和第二子圖對，其中，所述子圖的每個包含全部網絡節點，其中，所述第一子圖包括第一通信鏈路集合，以及，所述第二子圖包括第二通信鏈路集合，所述第一通信鏈路集合與所述第二通信鏈路集合不相交，所述第一子圖對應于所述第一部分，以及，所述第二子圖對應于所述第二部分。
9.根據權利要求5的方法，其中，所述第一生成樹包括最短路徑樹。
10.根據權利要求5的方法，其中，所述第一生成樹包括Steiner樹。
全文摘要
公開了一種用于對點到多點LSP連接進行保護的用于MPLS多播的高效保護方案。所述用于MPLS多播的高效保護方案包括用于每個多播連接的冗余多播樹對，所述冗余多播樹以這樣的方式對將多播LSP的源與全部其目的相連接，使得，如果所述網絡中單一鏈路或節點出故障的話，每個目的節點在所述兩棵樹的至少一個中仍然連接到所述根節點。此外，公開了一種方法，所述方法確保現有冗余多播樹可以在不大量修改的情況下適應所述目的節點集合的改變和/或網絡拓撲改變。相對于本領域中已知的保護方案，所述用于MPLS多播的高效保護方案特別有利于減少保護帶寬需求。
文檔編號H04L12/18GK102783096SQ201080059954
公開日2012年11月14日 申請日期2010年11月23日 優先權日2009年12月31日
發明者P·科波爾, Y·貝耶拉諾 申請人:阿爾卡特朗訊公司