(57)【要約】開示されたネットワークは、２つのリングを含み、第１リングがデータを時計回り方向に送信し、他方のリングはデータを反時計回り方向に送信する。トラフィックは、宛先ノードによってリングから除去される。通常の動作時には、ノード間のデータは、いずれのリング上でも流れることができる。従って、両方のリングは通常の動作時において十分に利用できる。ノードは、リンクのビット・エラー・レートを周期的に検査し（１）、リンクの１つにおける異常を検出する（２）。かかる異常を検出すると、全てのノードにブロードキャスト信号を送り（３、４）、ノード内にある経路指定表を再構成し、異常後における発信元から宛先ノードまでの最適なトラフィックの経路を決定する（５）。異常リンクのために、利用可能なリンク上に現れるデータ・トラフィックが増大するので、「非保護」トラフィックとして指定されているトラフィックは低い優先度が与えられ、「保護」トラフィックを生かすために欠落または遅延させることができる（７）。
2004533142.tif 000002
【特許請求の範囲】
【請求項１】
通信ネットワークによって実行される方法であって、前記ネットワークは、通信リンクによって相互接続されているノードを備え、前記ノードの少なくとも一部が、前記リンクによってリング状に接続されており、前記方法は、
発信元の指示による復元に基づいて帯域幅を占有するステップと、
最悪の場合の単一異常状況に基づいて帯域幅を保存するステップと、
保護のための帯域幅保存を考慮する際に冗長性を回避するステップと、
トラフィック構成行列を適用してスパン負荷を決定するステップとを備える方法。
【請求項２】
通信ネットワークによって実行される方法であって、前記ネットワークは、通信リンクによって相互接続されているノードを備え、前記ノードの少なくとも一部が、前記リンクによってリング状に接続されており、前記方法は、
個々のリンクが所定の動作閾値を超えて動作しているか否か判定するステップと、
前記個々のリンクの内、前記所定の動作閾値を超えて動作していないものを特定する第１リンク・ステータス・メッセージを前記ノードにブロードキャストするステップと、
前記ノードの各々において経路指定表を更新し、該経路指定表が、前記第１リンク・ステータス・メッセージによって特定された個別リンクを避けるルートを指定するようにするステップとを備える方法。
【請求項３】
請求項２記載の方法において、個々のリンクが所定の動作閾値を超えて動作しているか否か判定するステップは、前記個々のリンクに関連するビット・エラー・レートを、所定の閾値ビット・エラー・レートと比較することを備える、方法。
【請求項４】
請求項２記載の方法であって、更に、
前記第１リンク・ステータス・メッセージによって特定されたリンクが、所定の動作閾値を超えて動作していると判定するステップと、
前記第１リンク・ステータス・メッセージによって特定されたリンクが、所定の動作閾値を超えて動作していることを知らせる第２リンク・ステータス・メッセージを、前記ノードの各々にブロードキャストするステップと、
前記経路指定表が、前記第１リンク・ステータス・メッセージによって特定された個別リンクを含む、少なくとも一部のルートを指定するように、前記ノードの各々において前記経路指定表を更新するステップとを含む、方法。
【請求項５】
請求項２記載の方法であって、更に、前記更新した経路指定表に応じて、前記ネットワークを通過するようにトラフィックを導出するステップを含む、方法。
【請求項６】
請求項２記載の方法であって、更に、
あるトラフィックが第１クラスまたは第２クラスのどちらに属するか判定するステップと、
前記第１クラスのトラフィックに、ネットワークへのアクセスに対して優先権を与えるステップとを備える、方法。
【請求項７】
請求項２記載の方法であって、更に、前記第１リンク・ステータス・メッセージを受信した前記ノードの各々から、承認メッセージを送信するステップを備える、方法。
【請求項８】
請求項７記載の方法であって、更に、前記第１リンク・ステータス・メッセージをブロードキャストした後、所定の時間期間の満了を待つステップと、
前記承認メッセージの内、少なくとも所定数が受信されたか否か判定を行うステップと、
前記受信された承認メッセージが前記所定数未満である場合、前記第１リンク・ステータス・メッセージを再度送信するステップとを備える、方法。
【請求項９】
請求項７記載の方法において、前記第１リンク・ステータス・メッセージが、更に、セッション識別子を含む、方法。
【請求項１０】
請求項２記載の方法であって、更に、
前記所定の動作閾値を超えて動作していないリンクの逆側端部にあるノードに異常通知メッセージを送信するステップと、
前記所定の動作閾値を超えて動作していないリンクの逆側端部にある前記ノードにおいて、前記異常通知メッセージを受信するステップと、
前記異常通知メッセージの受信に応答して、前記所定の動作閾値を超えて動作していないリンクの逆側端部にある前記ノードにおいて、トラフィックを再度導出するステップとを備える、方法。
【請求項１１】
通信ネットワークによって実行される方法であって、前記ネットワークは、通信リンクによって相互接続されているノードから成り、前記ノードの少なくとも一部が、前記リンクによってリング状に接続されており、前記方法は、
個々のリンクが所定の動作閾値を超えて動作しているか否か判定するステップと、
前記個々のリンクの内、前記所定の動作閾値を超えて動作していないものを特定する第１リンク・ステータス・メッセージを前記ノードにブロードキャストするステップと、
該経路指定表が、前記第１リンク・ステータス・メッセージによって特定された個別リンクを避けるルートを指定するように、前記ノードの各々において経路指定表を更新するステップと、
前記更新した経路指定表に応じて、前記ネットワークを通過するようにトラフィックを導出するステップと、
前記第１リンク・ステータス・メッセージによって特定したリンクが、所定の動作閾値を超えて動作していることを判定するステップと、
前記第１リンク・ステータス・メッセージによって特定されたリンクが、所定の動作閾値を超えて動作していることを知らせる第２リンク・ステータス・メッセージを、前記ノードの各々にブロードキャストするステップと、
前記経路指定表が、前記第１リンク・ステータス・メッセージによって特定された個別リンクを含む、少なくとも一部のルートを指定するように、前記ノードの各々において前記経路指定表を更新するステップとを備える方法。
【請求項１２】
請求項１１記載の方法であって、更に、
あるトラフィックが第１クラスまたは第２クラスのどちらに属するか判定するステップと、
前記第１クラスのトラフィックに、ネットワークへのアクセスに対して優先権を与えるステップとを備える、方法。
【請求項１３】
請求項１１記載の方法であって、更に、前記第１リンク・ステータス・メッセージを受信した前記ノードの各々から、承認メッセージを送信するステップを備える、方法。
【請求項１４】
請求項１１記載の方法であって、更に、前記第１リンク・ステータス・メッセージをブロードキャストした後、所定の時間期間の満了を待つステップと、
前記承認メッセージの内少なくとも所定数が受信されたか否か判定を行うステップと、
前記受信された承認メッセージが前記所定数未満である場合、前記第１リンク・ステータス・メッセージを再度送信するステップとを備える、方法。
【請求項１５】
請求項１１記載の方法において、前記第１リンク・ステータス・メッセージが、更に、セッション識別子を含む、方法。
【請求項１６】
請求項１１記載の方法であって、更に、
前記所定の動作閾値を超えて動作していないリンクの逆側端部にあるノードに異常通知メッセージを送信するステップと、
前記所定の動作閾値を超えて動作していないリンクの逆側端部にある前記ノードにおいて、前記異常通知メッセージを受信するステップと、
前記異常通知メッセージの受信に応答して、前記所定の動作閾値を超えて動作していないリンクの逆側端部にある前記ノードにおいて、トラフィックを再度導出するステップとを備える、方法。
【発明の詳細な説明】
【技術分野】
【０００１】
本発明は、通信ネットワークに関し、特にリングを用いたネットワークに関する。
【背景技術】
【０００２】
データ・サービスの業務に対する遂行が増々重要になるに連れて、サービスの中断によって生ずる損害は増々大きくなる。非常に関心が高いサービスの混乱の一種にスパン使用不能(span outage)があり、これは設備または機器のいずれかの故障によって生ずる可能性がある。音声トラフィックの通信業者は、従来より、設備の使用不能、例えば、ファイバの断線の場合にも機能を維持するように彼らのネットワークを設計している。電気通信基礎構造における光リング・ネットワークを対象とするテルコーディア（Ｔｅｌｃｏｒｄｉａ）  ＧＲ−２５３およびＧＲ−４９９仕様書に記載されているように、音声またはその他の保護サービスは、１回の設備使用不能によって６０ミリ秒よりも長い間中断してはならないことになっている。これは、設備使用不能の検出のために１０ミリ秒まで、そしてトラフィックの再送出のために５０ミリ秒までを含む。
【０００３】
前述の要件を満たし、存続可能なネットワークを実現する重要な技術に、ＳＯＮＥＴリングがある。かかるリングの基本的特性では、リング内で隣接するノードを接続する独立した１つ（又は１つ以上）の物理リンクがある。各リンクは、単一方向でよく、例えば、トラフィックを単一方向に通過させればよく、あるいは双方向でもよい。ノードとは、トラフィックがリングに出入りすることができる地点と定義する。１つのスパンが、２つの隣接するノードを接続し、スパンはノードを直接接続する全てのリンクから成る。通例では、スパンは、２つのノード間における二線接続または四線接続のいずれかとして実施される。二線の場合、各リンクは双方向であり、各線においてトラフィックの半分は「時計回り」方向（または方向０）に進み、別の半分は「反時計回り」方向（または、方向０と逆の方向１）に進む。四線の場合、各リンクは単一方向であり、２線が方向０にトラフィックを搬送し、２線が方向１にトラフィックを搬送する。これによって、いずれのノード対間の物理スパンが失われたときでも、リングに沿って単一方向の通信経路を、いずれのノード対間にも維持することが可能となる。この明細書では、これ以降、一般的に方向０および方向１についてのみ言及することとする。
【０００４】
ＳＯＮＥＴリングには、単一方向経路−切換リング（ＵＰＳＲ）および双方向線−切換リング（ＢＬＳＲ）という、主要な２つの種類がある。ＵＰＳＲの場合、リング上のあらゆるノード間トラフィックのためにデータをリングに沿って両方向に送ることによって、確実なリング動作を達成している。これを図１に示す。この図は、ノード０からノードＮ−１までの番号を付けたノード（ネットワーク・デバイス）で構成され、かつスパンによって相互接続されたＮ−ノード・リングを示す。この明細書では、表記の便宜上、ノードには方向０に昇順で０からの番号を付けている。ノードｉからノードｊにトラフィックを受け渡すリンクをｄｉｊで示す。スパンはｓｉｊで示す。これはｓｊｉと同等である。この明細書では、「スパン」という用語を全般的な説明において用いる。「リンク」という用語は、正確さのために必要なときにのみ用いる。この図では、ノード０からノード５までのトラフィックは、方向０および方向１双方に物理的な経路（太い矢印）を取るように示されている。（この明細書では、便宜上、ノードには方向０に向かって増大するように番号を連続的に付けることにする。ノード０を例として用いる。）受信端において、特定の受信機が「末端切換」を実施し、その受信機は、リングに沿った二方向の一方からのデータを選択する。受信機は、この選択を、ＳＯＮＥＴが提供する種々の性能監視（ＰＭ）機構に基づいて行うことができる。この保護機構は、非常に簡単であるという利点がある。何故なら、スパン破断をリング上のノードに伝達する際に、リング・レベルでのメッセージ送信が必要ないからである。むしろ、ＰＭ設備をＳＯＮＥＴ内に構築することによって、単一のスパン異常によってそれまでのデータが失われることがないので、「異常な」スパンがノード間における物理的な接続性に影響を及ぼさないことが保証される。
【０００５】
しかしながら、この保護には多大な費用を支払わなければならない。リング上のトラフィック・パターンに応じて、ＵＰＳＲは、１００％の追加容量（単一「ハブ」パターンの場合）から３００％の追加容量（均一「メッシュ」パターンの場合）、そして、（図１に示すような、最隣接パターンに対して）（Ｎ−１）＊１００％もの追加容量を、保護のために確保しておく必要がある。
【０００６】
図２Ａに示す二線ＢＬＳＲの場合、いずれかの任意のノードから別のノードへのデータは、リングに沿って一方向（実線の矢印）に進行するのが通例である。ノード０および５の間でのデータ通信が図示されている。各リングの容量は、その半分が他方のリング上におけるスパン異常に対する保護のために確保されている。破線の矢印が示すリングは、スパン異常の場合または異常なトラフィック輻輳の場合以外には、ノード０および５間のトラフィックには、通例では用いられない。
【０００７】
図２Ｂでは、ノード６および７間のスパンにおいて、異常が発生した。ここで、保護切換を行い、異常のあるスパンに遭遇したときにノード０からの信号の方向を逆転させ、余分なリング容量を用いて信号をノード５に導出する。この切換は、異常を検出した同じノードにおいて行われるが、非常に迅速であり、５０ミリ秒要件を満たすように設計されている。
【０００８】
ＢＬＳＲ保護では、保護されていないリングに必要な容量に対して、１００％の追加容量が必要となる。何故なら、１つのリング全体の帯域幅と同等の量が、スパン異常の場合を除いて用いられないからである。ＵＰＳＲとは異なり、ＢＬＳＲでは、スパン切断や適正なノードの調整に関する情報を伝達してリング保護を開始する際には、ノード間においてリング・レベルでのシグナリングが必要となる。
【０００９】
これらＳＯＮＥＴリング保護技術は機能維持能力があることを実証したが、これらは容量を過度に浪費する。加えて、ＵＰＳＲおよびＢＬＳＲ双方は、これらの動作のためにＳＯＮＥＴが与える能力に強く依存しており、したがってＳＯＮＥＴ以外のトランスポート機構には容易に移植することはできない。
【発明の開示】
【発明が解決しようとする課題】
【００１０】
したがって、「通常」動作時（即ち、全てのリング・スパンが動作状態にあるとき）には追加のネットワーク容量を消費することがなく、特定のトランスポート・プロトコルに対する特化が強くなく、テルコーディアの５０ミリ秒切換という要件を満たす保護技術が求められている。
【課題を解決するための手段】
【００１１】
ネットワークにおける全帯域幅を効率的に利用し、前述のネットワークの欠点を克服し、ＳＯＮＥＴのような特定のトランスポート・プロトコルに特化せず、テルコーディアの５０ミリ秒切換という要件を満たすように設計されている、ネットワーク保護および復元技術、ならびに帯域幅確保方法について記載する。開示されたネットワークは２つのリングを含み、第１リングがデータを「時計回り」方向（即ち、方向０）に送信し、他方のリングがデータを「反時計回り」方向（即ち、方向０とは逆の方向１）に送信する。追加のリングを使用することも可能である。トラフィックは、宛先ノードによってリングから除去される。
【００１２】
正常動作（即ち、全てのスパンが動作状態にあり、劣化していない）時には、ノード間のデータは、宛先ノードまで低コストの経路を提供するリング上を流れる。トラフィックの使用がネットワーク全体にわたって均一に分散されている場合、最低コスト経路は、宛先ノードまでのホップ回数が最少であるのが通例である。したがって、正常動作時には、両方のリングを最大限利用する。各ノードは、それ自体からリング上にある他のあらゆるノードまでの最低コスト経路を決定する。これを行うために、各ノードはネットワーク・トポロジを知る必要がある。
【００１３】
ノードは、それが受信端にある各リンク、例えば、その進入リンクの各々についてのステータスを監視し、異常を検出する。かかる異常が検出されると、最優先リンク・ステータス・ブロードキャスト・メッセージが全ノードに送られる。リンク・ステータス・ブロードキャスト・メッセージ内に含まれる情報を各ノードにおいて処理することによって、各ノード内にある経路指定表を再構成し、異常後の発信元から宛先ノードまでの最適なトラフィックの経路を特定する。したがって、全てのノードは、ネットワークのステータスを把握しており、リンクのいずれかに異常がある場合には、全てが独立して、各宛先ノードまでの最適な指定経路を特定する。この処理は、非常に効率的であり、切換速度を最大限高められるように設計されている。
【００１４】
オプションとして、切換速度を更に高めたい場合、一時的ステップを用いることができる。リンク異常を検出したノードは、当該スパンの他方側にあるその近隣ノードに、リンク異常が発生したことを通知する。進入リンクの異常を検出したノード、またはかかる通知を受信したノードはいずれも、そのスパンに宛てられた到着トラフィック(inbound traffic)を他方のリングにラップする。トラフィックがラップされるのは、前述のトラフィックの再導出が完了するまでの、一時的なことに過ぎない。
【００１５】
異常を発生したリンクのために、残りのリンク上に現れるデータ・トラフィックが増大するので、「非保護」トラフィックとして指定されているトラフィックは低い優先度が与えられ、「保護」トラフィックを生かすために欠落または遅延させることができる。動作に利用可能な帯域幅の確保および単一異常トラフィック構成を保証すること、異常を発生したリンクを特定すること、異常を発生したリンクを他のノードに通報すること、トラフィックを保護クラスおよび非保護クラス間で区別すること、および経路指定表を更新することについて、具体的な技術を説明する。ここに記載する実施形態では、データ・パケットを送信するが、本発明は、フレーム、セルを送信するあらゆるネットワーク、または他のいずれのプロトコルを使用するネットワークにも適用可能である。フレームおよびセルは、全て、少なくとも発信元およびデータの宛先に関するデータおよび制御情報を保存しているという点で、パケットと同様である。プロトコルによっては、１つのフレームが多数のパケットを収容している場合もある。また、プロトコルによっては、セルが固定サイズの場合もある。
【発明を実施するための最良の形態】
【００１６】
ここに記載する発明の目的は、効率的なネットワーク容量の利用に配慮しつつ、迅速な保護を達成することである。好適な実施形態の主な態様は次の通りである。
ａ．リングに沿った一方向のみにおける２つのノード間での任意のパケットの送信（ＳＯＮＥＴ  ＵＰＳＲにおいて行われるような両方向ではない）。
【００１７】
ｂ．「保護」および「非保護」トラフィック・クラス間の区別。
ｃ．スパン破断に関する情報をリング内の全ノードに素早く通報するための高速トポロジ通信機構。
【００１８】
ｄ．スパンの破断によって影響を受ける経路を、リングに沿って逆方向に再決定するための高速経路再指定／経路指定表更新機構。
ｅ．保護切換速度を更に高めるために用いることができる、オプションの仮ラッピング機構(wrapping mechanism)。
【００１９】
これらの態様について、以下に更に詳しく説明する。
［単一方向送信］
図３に示すように、２つのノード間に与えられたパケット／フローは、ネットワークに沿って一方向にのみ送信され（スパン異常がある場合でも）、宛先ノードによってリングから除去される。ノード０は、ノード５に太い矢印で示す方向にのみ情報を送信する。ノード５からノード０への送信は、逆方向に行った場合、ノード６および７を通過するだけである。これによって、リング容量利用の最適化を図る。何故なら、保護のために確保しておく容量がないからである。
【００２０】
保護トラフィックには、最少コストの物理ルートを用いるのが通例である。これは、多くの場合、最短ホップ物理ルート(shortest-hop physical route)である。例えば、ノード０からノード２への送信を行う場合、ノード１を経由して送信するのが通例であろう。最短ホップ物理ルートは、ネットワーク全域におけるトラフィック条件が比較的均一なときには、最少コスト・ルートに対応する。トラフィック条件が均一ではない場合、ノード０からノード２への最少コスト物理ルートは、逆に、リングに沿った長い経路となる可能性もある。
【００２１】
宛先ノードがリングからパケットを除去することによって、トラフィックがそれを宛先ノードに配信するのに必要とする以上の容量を用いないことが保証され、こうして容量の空間的再利用によるリング容量を増大することが可能となる。空間的再利用の一例は次の通りである。スパン容量の２０％がノード０からノード２までノード１を経由して流れるトラフィックのために消費された場合、ノード２においてリングからこのトラフィックを除去することは、リング内の他のスパン（ノード２および３間、ノード３および４間等）のいずれかを流れるいずれかのトラフィックに、スパン容量の２０％が今や利用可能であることを意味する。
【００２２】
［保護および非保護トラフィック・クラス］
前述の単一方向送信の場合、リング内のいずれかのスパンが失われると、ネットワーク容量の減少を招く。これは、正常動作時に任意のスパンに沿って流れるトラフィックは、そのスパンに異常が発生した場合、他のスパンの容量を共有しなければならないという事実から導かれることである。例えば、図４は、ノード６および７間におけるスパンの破断を示す。図３とは対照的に、ノード０からノード５への送信は、この場合、別のリング（太い矢印で示す）上を時計回り方向に進行しなければならず、このリング上にトラフィックが追加されることになる。
【００２３】
スパン使用不能の場合、ネットワーク容量の一部が失われるので、負荷が多いネットワークは、保護のために容量を確保していないと、このような使用不能の結果として、ある種の性能低下が間違いなく起こる。トラフィックを「保護」クラスおよび「非保護」クラスに分類すると、保護トラフィック・サービスがスパン使用不能によって影響を受けないように、ネットワークの装備(provisioning)および制御を実施することができる。この制御は、保護スイッチ(protection switch)の影響を考慮して、装備要求を処理する帯域幅確保管理を使用することによって遂行される。かかる場合、性能低下の全ては、残りの利用可能なスパン上において非保護トラフィックに割り当てられる平均、最大、およびバースト帯域幅の削減によって、非保護トラフィック・クラスによって「吸収」されるので、保護トラフィック全てを搬送するのに十分なネットワーク容量がある。非保護クラス内のトラフィックは、更に、種々のサブクラスに区別して、ある種のサブクラスに生ずる劣化がその他よりも大きくなるようにすることができる。
【００２４】
［高速トポロジ通報機構］
前述のテルコーディア要件のために、リングにおけるスパンの喪失を素早く検知し、リング内のノード全てに通報しなければならない。
【００２５】
スパン使用不能の場合、当該スパン内の各リンクの受信端上のノードは、個々の各リンクに異常が生じたことを検出する。１つのリンクだけが異常な場合、このリンクの喪失のみが報告される。採用する個々の通信プロトコル・スタックが対応する性能監視（ＰＭ）機能に応じて、この検出は、光（または電気）信号の喪失、ビット・エラー・レート（ＢＥＲ）の低下、フレームの喪失、またはその他の指示に基づくことができる。
【００２６】
次に、各リンクの使用不能を別のノードに通報しなければならない。これは、ブロードキャスト（格納および転送）メッセージによって最も効率的に行われるが、検出したノードからネットワーク内の他のノードの各々へのユニキャスト・メッセージによって行うこともできる。このメッセージは、少なくとも、破断したスパンに至る方向とは逆に送出しなければならない。メッセージは、どのリンクが異常であるかを示す情報を含んでいなければならない。
【００２７】
［高速発信元ノード経路再指定機構］
リンク使用不能メッセージが任意のノードによって受信されると、このノードは、通常ではそのリンクを通過するトラフィックの経路再指定を行う対策を取らなければならない。次の一連の動作が可能である。
【００２８】
ａ．リンク使用不能メッセージを受信する。
ｂ．可能な全てのノード間物理ルート（Ｎノード・リングには２＊（Ｎ−１）のルートがある）を評価し、リンクの喪失によって影響を受けるルートを判定する。
【００２９】
ｃ．経路指定表を更新し、影響を受ける全てのトラフィックをリングに沿って別の方向に導出させる。
ｄ．非保護トラフィック・クラスに割り当てた容量を更新し、リンク使用不能に伴うネットワーク容量減少に対処する。この容量割り当てを行う際の詳細は、この明細書が扱う範囲外のことである。
【００３０】
以上の動作を迅速に実行可能とするには、種々の表を適正に編成し、影響を受ける経路を迅速に特定する必要がある。加えて、更新は、計算上簡単なアルゴリズムまたは予め計算してある参照表に基づかなければならない。
【００３１】
［オプションの一時的ラッピング機構］
保護切換の速度を高めるためには、経路再指定が行われるのを全てのノードで待っているよりも、異常を検出したノード（複数のノード）において直接的な処置を講ずることが望ましい場合もある。次の一連の動作が可能である。
【００３２】
ａ．進入リンクの異常を検出した場合、あるノードが隣接異常通知メッセージを、異常リンクの逆側のノードに送信しなければならない。この通知が必要なのは、単一のリンク異常がある場合だけである。何故なら、異常リンクを進入リンクとして用いるノードは、それが異常となったことを検出することができないからである。スパン全体が分断された場合、これらの通知を受信することができなくても、以下のステップが損なわれることはない。
【００３３】
ｂ．進入リンクの異常検出時、または隣接異常通知メッセージの受信時に、ノードは、当該スパン上の対応する退出リンクに結びついているトラフィックを、他のリング上にラップ(wrap)しなければならない。これを図５に示す。ノード０からノード５に宛てられているトラフィックは、ノード７によって、逆方向のリング上にラップされる。何故なら、ノード７をノード６に接続するスパンが破断しているからである。
【００３４】
以上のステップはオプションであり、この手法を用いて保護切換速度を高めることが必要な場合にしか用いない方がよい。これは、一方のリングから他方のリングへトラフィックをラップすると、本明細書に記載する標準的な手法よりも、かなり多くのリング容量を消費するからである。ラッピングの開始と発信元ノードにおける再導出の完了までの間の期間は短いが、その間、保護のために確保しなければならない容量は二線ＢＬＳＲにおいて必要な容量と同程度となる。
【００３５】
［具体的なアルゴリズム］
［保護および非保護トラフィック供給のための帯域幅確保］
この章では、リング上における割当帯域幅を考慮する際に用いられる機構について説明する。Ｃｎｅｗ（ｊ，ｋ，０）をリング０上のノードｊからノードｋへの新たな単信接続（図３に示すような時計回りリング）として定義する。ｋ＞ｊと仮定する。ｋ＞ｊでない場合、リング全体における代表的なノードの付番（この例の場合）をやり直して、ｊ＝０およびｋ＝ｋ−ｊとなるようにすることができる。同様に、Ｃｎｅｗ（ｋ，ｊ，１）は、リング１（図３に示すような反時計回りリング）上のノードｋからノードｊへの新たな単信接続とする。接続Ｃｎｅｗ（ｊ，ｋ，０）には、ピーク、即ち、許容帯域幅Ｂが用意されている。接続は、単信または全二重のいずれかで設けることができ、全二重接続は、Ｃｎｅｗ（ｊ，ｋ，０）およびＣｎｅｗ（ｋ，ｊ，１）双方から成り、各方向毎にアカウンティング(accounting)が必要となる。任意の接続Ｃｎｅｗ（ｊ，ｋ，０）は、保護トラフィックまたは非保護トラフィックを輸送するものとして用意することができる。
【００３６】
各リンクの最大トラフィック容量はＬである。リンクが満杯であるか否か判断するには、リンク上の全トラフィックを合計しなければならない。トラフィックは、異なるカテゴリに分類することができる。例えば、リングに対する帯域幅制約がクラス（または別のカテゴリ）に基づく場合、要求は、対応するクラス（カテゴリ）も含まなければならない。また、供給される各タイプのトラフィックに重み付けしてもよいが、表面上は１であることを注記するのは重要である。更に、バースト・トラフィックでは、帯域幅のアカウンティングにおいて、ピーク帯域幅について考慮するとよい。例えば、３つのクラス（ＥＦ、ＡＦ、およびＢＥ）に対応する場合、リンク上で許容されるクラス毎のトラフィック量は、クラス特定予約超過パラメータ(class-specific over-subscription parameter)ＣＥＦ、ＣＡＦ、ＣＢＥによって抑制することができ、次のように定義される。
【００３７】
Ｌ≧ＣEF・ＳEF＋ＣAF・ＳAF＋ＣBE・ＳBE
ここで、Ｌは高速リンク・データ・レート、Ｓは総トラフィック量である。
トラフィック行列を用いて、リング内に供給されるトラフィックを決定する。行列の要素は、発信元ノードから宛先ノードまでの総帯域幅を表す。したがって、行ｊおよび列ｋにおける行列要素は、ノードｊからノードｋまでの総帯域幅を表す。次の２つの基本行列を定義する。
【００３８】
Ｐは、保護を要求するトラフィックのための使用トラフィック行列(working traffic matrix)である。行列要素Ｐ［ｊ，ｋ］は、保護されるトラフィックのノードｊからノードｋまでの総帯域幅である。ノードｊからノードｋまで、保護付で、新たなワイヤが敷設／除去され、帯域幅がＢの場合、Ｐ［ｊ，ｋ］にＢを加算、またはこれからＢを減算する。全二重ワイヤを敷設／除去する場合、同様にＰ［ｋ，ｊ］にＢを加算するか、またはこれからＢを減算する。
【００３９】
Ｕは、保護を要求しないトラフィックのための使用トラフィック行列である。行列要素Ｕ［ｊ，ｋ］は、非保護トラフィックのノードｊからノードｋまでの総帯域幅である。ノードｊからノードｋまで保護なしで新たなワイヤを敷設／除去し、帯域幅がＢの場合、Ｕ［ｊ，ｋ］にＢを加算、またはこれからＢを減算する。全二重ワイヤを敷設／除去する場合、同様にＵ［ｋ，ｊ］にＢを加算するか、またはこれからＢを減算する。
【００４０】
リングに沿ったトラフィックの流れは双方向である。時計回りおよび反時計回り双方のリングがトラフィックを搬送する。時計回りおよび反時計回りリングは、それ自体の１組の基本トラフィック行列を有する。クラスに基づくカテゴリ・システムでは、時計回り方向のＥＦトラフィックにはＰEFCおよびＵEFCがあり、反時計回り方向には、ＰEFCCおよびＵEFCCがある。
【００４１】
前述の構造を用い、いくつかのチェックを行って、新たな接続に対応するために帯域幅が得られるか否か判定することができる。これらのチェックは、使用トラフィック構成に対応するために利用可能な帯域幅、および可能性があるあらゆる異常トラフィック構成を検証することを含む。
【００４２】
以上の構造を用いて、Ｃｎｅｗ（ｊ，ｋ，０）が設けられた場合、母行列(population matrix)Ｐｃ［ｊ，ｋ］要素にＢを追加する。次いで、以下のクラスに基づくカテゴリ・スパン負荷アルゴリズムを実行し、各スパン上の帯域幅が実行構成(working configuration)について利用可能であることを検証する。
【００４３】
【表１】
2004533142.tif 000003
上位レイヤに拒絶指示が与えられない場合、単一異常構成をチェックしなければならない。単一異常構成を明確にするには、単一のリンクｗを１つずつ異常にする。ここで、ｗは時計方向リング上のノードｗとノードｗ＋１との間である。先に論じたようにトラフィック行列に入力される(populate)が、リンクｗを横断するトラフィックは、ここでは発信元において別のリングに切り換えられる。設けられた各交差接続Ｃ（ｊ，ｋ，０）毎に、以下のようにして行列に入力する。
【００４４】
【表２】
2004533142.tif 000004
交差接続Ｃ（ｊ，ｋ，ｌ）について、次のように行列に入力する。
【００４５】
【表３】
2004533142.tif 000005
以前のように、単一の異常リンクとは無関係に、非保護交差接続を設ける。
【００４６】
前述のように１つの異常トラフィック構成が一旦発生すると、前述と同じスパン負荷アルゴリズムが計算される。その結果に基づいて、上位レイヤに拒絶または容認指示が与えられ。これは、時計回りおよび反時計回り方向の各リンク毎に行われる。ノードＮの異常は、ノードＮ−１およびＮ＋１間にあるリンクの異常に対応する。
【００４７】
［高速トポロジ通報機構］
この章では、トポロジ変更をリンク・ネットワーク内のノードに通報するための具体的な高速機構について説明する。スパンまたはリンクの破断、またはリング上のあるノードから他の全てのノードまでの劣化に関する情報を通信する機構は、次の通りである。
【００４８】
ノードへの進入リンク、例えば、ノードが受信端上にあるリンク上において何らかのリンク破断または劣化を検出した各ノードから、リンク・ステータス・メッセージが送られる。（したがって、単一スパン破断では、当該スパンの両端にある２つのノードが、各々、リンク・ステータス・メッセージを送り出し、単一の異なる進入リンクの異常について報告する。）このメッセージは、リンク破断とは逆のリング方向、または両リング方向に送り出すことができる。ロバスト性のためには、両リング方向にメッセージを送ることが望ましい。一方のリング方向から他方のリング方向にメッセージをラップしないネットワークでは、メッセージを両リング方向に送り、図４におけるような異常状況に対処する必要がある。また、メッセージは、リンク上における各ノードに宛てるブロードキャストまたはユニキャスト・メッセージとすることもできる。ロバスト性および容量の節約のためには、ブロードキャストを用いることが望ましい。即ち、ブロードキャストは、リンク破断の知らせが全ノードに到達することを保証し、リングにとっては新たなノードであって、その存在が、メッセージを送るノードには知られていない可能性があるノードに到達することも保証する。いずれの場合でも、本機構は、メッセージがリング上の全ノードに到達するのに要する伝搬時間を制限し、最優先メッセージがリンク全体を伝わるのに必要な時間を上限とする。また、各機構が、各ノードを通過するメッセージが可能な限り最も速く処理されるのを保証することも好ましい。これによって、メッセージがリング内の全ノードに到達する時間が最短となる。
【００４９】
ノードによって送り出されるリンク・ステータス・メッセージは、少なくとも以下の情報：発信元ノード・アドレス、ノードが受信端上にある破断または劣化リンクのリンク識別、および当該リンクについてのリンク・ステータスの情報を含んでいなければならない。
【００５０】
実施の簡略化のために、リンク・ステータス・メッセージを拡張して、ノードが受信端上にあるリンク全てについてのリンク識別およびステータスを規定する(contain)ことも可能である。一般に、各リンクのリンク識別は、少なくとも、発信元ノードからはリンクの他端上にあるノードのノード・アドレス、および宛先ノードに対するリンクの接続の対応する物理インターフェース識別子を規定しなければならない。発信元ノードがこの情報を得るための機構は、ジェイソン・ファンその他（Ｊａｓｏｎ  Ｆａｎ  ｅｔ  ａｌ．）によって出願され、本願の譲受人に譲渡された、「二重モード仮想ネットワーク・アドレシング」（Ｄｕａｌ−Ｍｏｄｅ  Ｖｉｒｔｕａｌ  Ｎｅｔｗｏｒｋ  Ａｄｄｒｅｓｓｉｎｇ）と題する同時係属中の出願第 号に記載されている。その内容は、この言及により本願にも含まれることとする。例えば、二つのノード・ネットワークでは、他方のノードのアドレスは、どのリンクが実際に破断または劣化しているのかを解明するには十分ではないので、物理インターフェース識別子が重要となる。リンク・ステータスは、リンクの劣化レベルを示さなければならない。これは、リンク上で測定したビット・エラー・レートに関して表されるのが通例である（または、リンク破断の場合には、１のような特殊な識別子）。
【００５１】
オプションとして、リンク・ステータス・メッセージは、保護切換が非可逆的(non-revertive)である場合、リンク毎のリンク・ステータスに２つの値を含むとよい。非可逆的切換の一例は、例えば、一時的な光パワーの喪失によって劣化し、ついで復旧したリンクによって例示される。光パワーの喪失によって、ネットワーク内の他のノードがスイッチを保護する。しかしながら、光パワーが復帰しても、非可逆的切換の場合、外部管理システムによって明示的に命令されるまでは、ノードはデフォルトのルートに戻ることはない。したがって、リンク毎のリンク・ステータスの２つの値は、リンクの最新測定ステータス（既に述べた）を反映するステータスと、外部管理システムによって値が最後にクリアされてから測定した、リンクの最悪ステータス（または、最も高いリンク・コスト）を反映するステータスとから成るとよい。
【００５２】
オプションとして、リンク・ステータス・メッセージを他のノードが承認することができる。メッセージが承認されない場合、これを多数回送り出して、他の全ノードがこれを受信したことを保証しなければならない。メッセージが受信時に承認を必要とする場合、ある時間閾値以内で、メッセージは予想される全受信ノードによって承認されなければならない。承認されない場合、発信元ノードは、リンク・ステータス・メッセージを、予想される全受信側に再度送るか、または、予想されるがメッセージの受信を承認していない受信側に特定してリンク・ステータス・メッセージを再度送ることを選択することができる。
【００５３】
［高速発信元ノード経路変更機構］
この章では、リンク・ネットワーク内のノードが、破断リンクを交差する経路を迅速に変更することを可能にする機構について説明する。以下では、ノード０が発信元ノードである場合の高速発信元ノード経路変更機構について説明する。
【００５４】
各宛先ノードｊ毎に、リング上におけるノード０からの各出力方向（０および１）にコストを割り当てる。ノード０からｊに対する好ましい方向の選択は、コストが最も低い方向に基づいて行う。簡略化のために、ノード０から各出力方向の各宛先ノードに至る経路にコストを再割り当てする機構は、リングの現状態に関係なく、一定数の処理で動作するものとする。（この機構を更に最適化して、常に可能な限り最少数の処理を用いるようにすることもできるが、これによってアルゴリズムに複雑さが追加され、しかも全体的な保護切換速度には大きな上昇が得られない。）経路コストに基づいて、任意のノードに宛てられたトラフィック・パケットに出力方向を再割り当てする機構によって、この再割り当てを完了するのに必要な時間が最短に抑えられる。
【００５５】
各ノードには、宛先ノード、方向０のコスト、および方向１のコストの列を含む表を維持する。一例を表１として示す。ノード０（ノード０を発信元と仮定する）からノードｊの方向に対するコストの計算には、種々の要因を考慮に入れることができ、当該方向での発信元から宛先までのホップの回数、当該方向における発信元から宛先までの正規化累積ビット・エラー・レート、および当該方向におけるトラフィック輻輳レベルが含まれる。これらのコストに基づいて、発信元からいずれの宛先へのトラフィックについてでも、好ましい出力方向を直接選択することができる。以下に示す例では、コストが、各方向における発信元から宛先までの正規化ビット・エラー・レートのみに対応すると仮定する。任意のリンクに対するコストは、測定したビット・エラー・レートが動作ビット・エラー・レート閾値よりも低い場合、１に設定される。逆に、全リンクが最大限動作している場合、ノード０からノードｊまでの累積コストは、トラフィック輻輳がない場合、ノード０からノードｊまでのホップの回数に等しくなる。この例では、トラフィック輻輳を考慮に入れていない。
【００５６】
合計８個のノード（時計回り方向の順序に、０、１、２、３、４、５、６、７）を有する代表的ノードでは、ノード０における表の通常動作設定は、次の通りである。
【００５７】
【表４】
2004533142.tif 000006
優先方向とは、宛先ノードｊに到達するコストが低いもののことである。方向０および方向１においてノードｊに到達するコストが等しい場合、いずれの方向でも選択可能である。（この例では、方向０を選択する。）各物理ルート（発信元から宛先）に対する正常動作コストは、表３に示すリンク・ステータス表から計算される。
【００５８】
好ましい方向の選択のための疑似コードは以下のとおりである。
【００５９】
【表５】
2004533142.tif 000007
リンク・ステータス表（各ノードにおいてＣＰＵによってアクセスされる）は、上記優先方向表において、コストを計算する際に用いられる。リンク・ステータス表の通常動作設定は、次の通りである。
【００６０】
【表６】
2004533142.tif 000008
リンクｄｉｊのコストは、正規化ビット・エラー・レートであり、各リンクについて測定したビット・エラー・レートを、デフォルトの動作ビット・エラー・レート（通常１０Ｅ−９以下）で除算する。あるリンクについて、正規化ビット・エラー・レートが１未満となった場合、当該リンクに対して表に入力される値は１とする。
【００６１】
好ましい方向の選択のために疑似コードにおいてノードｊ毎に「方向０のコストおよび方向１のコストを更新する」という行の疑似コードは、表３に示すリンク・ステータス表を次のように用いる。
【００６２】
【表７】
2004533142.tif 000009
このリンク・ステータス表の更新は、以下の疑似コードに基づいて行う。
【００６３】
【表８】
2004533142.tif 000010
リンクが破断した場合、当該リンクに対するlinkstatusmessage.statusは非常に大きな値となる。リンクが劣化した場合、当該リンクに対するlinkstatusmessage.statusは当該リンク上で測定したビット・エラー・レートを、当該リンクの未劣化時のビット・エラー・レートで除算した値となる。劣化していないリンクは全て、同じ未劣化時ビット・エラー・レートを有すると仮定する。
【００６４】
オプションとして、リンク・ステータス表は、方向毎に２つのコスト列を含み、非可逆切換状況に対処することもできる。これらは、測定コスト（表３に現在示す列と同等）、および非可逆コストである。方向毎の非可逆コスト列は、外部管理システムによって値が最後にクリアされたとき以降に報告されたリンク・コストの最高値を保存する。このコスト列（測定コストの代わり）は、非可逆的切換状況において優先方向の計算に用いられる。また、優先方向表は、オプションとして、リンク・ステータス表と全く同様に、方向毎に２つのコスト列を含むこともできる。また、２つの優先方向列を含み、一方を想定コストに基づくもの、他方を非可逆的コストに基づくもととすることもできる。この場合も、非可逆的コスト列は、非可逆的切換状況における計算に用いられる。
【００６５】
一例として、ノード２およびノード３間の時計回りリンクが、係数ａ（ａ＞HYST#FACT）で劣化し、ノード４およびノード５間の時計回りリンクが破断し（係数MAX）、ノード１およびノード２間の反時計回りリンクが係数ｂ（ｂ＞HYST#FACT）で劣化し、ノード５およびノード６間の反時計回りリンクが係数ｃ（ｃ＜ａ/HYST#FACT＞で劣化したと仮定する。この例に対するリンク・ステータス表を表５に示す。
【００６６】
【表９】
2004533142.tif 000011
発信元ノードおよび宛先ノード間で必要なコストを加算して、全コストを判定する。
【００６７】
発信元ノード０に対する優先方向表は次のようになる。
【００６８】
【表１０】
2004533142.tif 000012
一旦優先方向を決定したなら、データ経路上のパケット・プロセッサにおける優先方向に対する宛先ノードの対応マッピング表を変更し、前述の表と一致させる。
【００６９】
［オプションの仮ラッピング機構における近隣異常通知］
この章では、異常スパンの一方側にあるノードから他方側にあるノードへの異常通知の伝達のための具体的な高速機構について説明する。この機構は、既に述べたように、単一リンクの異常時にのみ必要となる。何故なら、当該リンクをその退出リンクとして用いるノードは、それが異常であることを検出できないからである。
【００７０】
近隣異常通知メッセージは、進入リンク上で何らかのリンク破断または劣化を検出した各ノードから、ノードに送られる。メッセージは、異常進入リンクと同じスパンの一部である各退出リンクに送られる。メッセージが受信されたことを確認するために、リングに沿った双方向での送信によって、通知メッセージを承認することができる。これが承認されない場合、送信元ノードは、多数回通知を送り、メッセージが受信されたことを保証する。このメッセージは、宛先においてメッセージを受信するために要する時間を最短にすることを保証するために、最優先とする。
【００７１】
ノードによって送り出される近隣異常通知メッセージは、少なくとも次の情報：発信元ノード・アドレス、ノードが受信端上にある破断または劣化リンクのリンク識別、および当該リンクのリンク・ステータスを含んでいなければならない。実施の簡略化のために、近隣異常通知メッセージは、以前に説明した、全ノードにブロードキャストされるリンク・ステータス・メッセージと同等としてもよい。
【００７２】
［従属インターフェース・カードに供給および経路指定情報を提供する機構］
図９は、１つのシェルフ・コントローラ・カード６２を更に詳しく示す。シェルフ・コントローラ６２は、ノードからステータス情報を取得し、かつネットワーク管理システムと相互通信する。シェルフ・コントローラ６２は、デバイス２０内部の他のカードにステータス情報を提供し、他のカードからのステータス情報を取得する。加えて、シェルフ・コントローラは、外部ネットワーク管理システム、およびその他の種類の外部管理インターフェースとも相互通信する。ＣＰＵ９２上でソフトウエア・アプリケーションがこれらの機能を制御する。ＣＰＵは、アイビーエム社（ＩＢＭ）／モトローラ社（Ｍｏｔｏｒｏｌａ）のＭＰＣ７５０マイクロプロセッサとするとよい。
【００７３】
メモリ９３は、ノード内のメモリを代表する。尚、ＳＳＲＡＭ、ＳＤＲＡＭ、フラッシュ・メモリおよびＥＥＰＲＯＭが分散されており、必要な速度およびシステムの機能的要件を実現するようにしてもよいことは、言うまでもない。
【００７４】
ＣＰＵは、当該ＣＰＵおよび種々の形式の外部インターフェースとの間にあるＰＣＩブリッジ８４に接続されている。ブリッジは、ＩＢＭ  ＣＰＣ７００またはその他の適した機種であればいずれでもよい。
【００７５】
イーサネット・コントローラ９６および１０２がＰＣＩバスに接続されている。コントローラは、インテル社（Ｉｎｔｅｌ）２１１４３、またはその他の適した機種であればいずれでもよい。
【００７６】
イーサネット・スイッチ９８は、シェルフ・コントローラとデバイス内部のその他のカードとの間におけるレイヤ２通信を制御する。内部通信に用いられるレイヤ２プロトコルは、１００ＢａｓｅＴ切換イーサネットである。このスイッチは、ブロードコム社（Ｂｒｏａｄｃｏｍ）  ＢＣＭ５３０８イーサネット・スイッチ、またはその他の適した機種であればいずれでもよい。
【００７７】
イーサネット・スイッチの出力は、バックプレーンに進む前に、イーサネットＰｈｙブロック１００を通過しなければならない。イーサネットＰｈｙは、ベル・フューズ社（Ｂｅｌ  Ｆｕｓｅ，Ｉｎｃ．）のＳ５５８、または用いられるイーサネット・スイッチと直接インターフェースするその他の適した機種であればいずれでもよい。
【００７８】
イーサネット・コントローラ１０２の出力は、ネットワーク管理システム（ＮＭＳ）１０／１００ＢａｓｅＴイーサネット・ポートから送出する前に、イーサネットＰｈｙ１０４を通過しなければならない。イーサネットＰｈｙは、ＡＭＤ社のＡＭ７９８７４、またはその他の適した機種であればいずれでもよい。
【００７９】
情報は、シェルフ・コントローラＣＰＵ上で実行するアプリケーションと、他のカード上で実行するアプリケーションとの間で、遠隔プロシージャ・コール（ＲＰＣ）やイベントに基づく通知を含む公知の機構を介して送達される。再送信を伴うＴＣＰ／ＩＰまたはＵＤＰ／ＩＰによって信頼性が得られる。
【００８０】
外部管理システムを通じてカードやポートを設ける場合、ＮＭＳイーサネット・ポートを通じて行う。簡易ネットワーク管理プロトコル（ＳＮＭＰ）のような公知のネットワーク管理プロトコルを用いて、ＮＭＳは、シェルフ・コントローラＣＰＵ上にＳＮＭＰエージェント・アプリケーションを配することによって、デバイスを制御する。ＳＮＭＰエージェントは、シェルフ・マネージャ・アプリケーションと相互通信する。シェルフ・マネージャ・アプリケーションは、主に５２における従属インターフェース・カード上における供給(provisioning)を担当する。
【００８１】
シェルフ・コントローラからリング上への通信は、スイッチング・カードＣＰＵを通じて行われる。この種の通信は、シェルフに物理的に接続されている外部管理システムから、リング上の遠隔デバイスにＳＮＭＰメッセージを送るためには重要である。供給が受け入れられるか否か判定を行う帯域幅管理は、シェルフ・コントローラまたは外部ワークステーション上で実行する。
【００８２】
［ハードウエアの説明］
図６は、各ノードにおける要部機能ブロックを示す。一例として、ノード０が示されている。各ノードは、リンク・インターフェース・カード３０および３２を介して、隣接するノードに接続されている。これらのリング・インターフェース・カードは、光ファイバ・ケーブル３４および３６上の着信信号を電気的ディジタル信号に変換し、スイッチング・カード３８に印加する。
【００８３】
図７は、１つのリング・インターフェース・カード３２を更に詳しく示し、光送受信器４０を示す。追加のスイッチをカード３２内で用い、２つのスイッチング・カード間で切換を行い、信頼性を高めることもできる。光送受信器は、市販の１３００ｎｍレーザを用いたギガバイト・イーサネット光送受信器とすればよい。
【００８４】
光送受信器４０のシリアル出力は、直列／並列器（ＳＥＲＤＥＳ）４２（図６）によって、１群の並列ビットに変換される。一例では、ＳＥＲＤＥＳ４２は、表を用いて、光送受信器４０からの直列１０ビットを並列の８ビット群に変換する。８ビット・コードに対応するように選択された１０ビット・コードは、コード毎の１および０の数、ならびに性能改善のための連続する１および０の最大数に対する均衡判定基準を満たす。例えば、論理１が多数連続すると、基準線が遊走する。即ち、受信器が１および０間で区別するための閾値として用いる長期平均電圧レベルにずれが生ずる。数の均衡が取れた１および０から成る１０ビット・ワードをバックプレーン上において利用することにより、基準線の遊走は大幅に減少し、カードのバックプレーンとのＡＣ結合が改善する。
【００８５】
ＳＥＲＤＥＳ４２がリング・インターフェース・カード３２から直列１０ビット・データを受信しているとき、当該ワードが表内のワードのいずれとも一致しない場合、ＳＥＲＤＥＳ４２は１０ビット・ワードにエラーがないか否か検出することができる。次いで、ＳＥＲＤＥＳ４２は、エラー信号を発生する。ＳＥＲＤＥＳ４２は、表を用いて、スイッチング・カード３８からの８ビット・コードを１０ビットの直列ストリームに変換し、リング・インターフェース・カード３２が更に処理を行う。ＳＥＲＤＥＳ４２は、ヴィテッス社（Ｖｉｔｅｓｓｅ）の型番ＶＳＣ７２１６、またはその他の適した機種であればいずれでもよい。
【００８６】
メディア・アクセス・コントローラ（ＭＡＣ）４４が、ＳＥＲＤＥＳ４２によって検出されたエラーの数を数え、これらのエラーは、割り込みの間またはポーリング機構にしたがってＣＰＵ４６に送信される。ＣＰＵ４６は、モトローラ社（Ｍｏｔｏｒｏｌａ）のＭＰＣ８６０ＤＴマイクロプロセッサとすればよい。後に、ＣＰＵ４６が、リンクが大きく劣化しているために、異常リンクを回避するようにノードにトラフィックを再導出させる対策を講じることを決定した場合に、何が起こるかについて説明する。また、ＭＡＣ４４は、ＳＥＲＤＥＳによって転送されたあらゆる制御ワードを除去し、ＭＡＣフレームを構築することにより、特定のプロトコルに対するＯＳＩレイヤ２（データ・リンク）フォーマットを作成する。ＭＡＣは周知であり、ロジャー  フリーマン（ｒｏｇｅｒ  Ｆｒｅｅｍａｎ）による「電気通信システム設計」（Ｔｅｌｅｃｏｍｍｕｎｉｃａｔｉｏｎ  Ｓｙｓｔｅｍ  Ｅｎｇｉｎｅｅｒｉｎｇ）、第３版、ジョン・ウィリ・アンド・サンズ社（Ｊｏｎ  Ｗｉｌｅｙ  ＆  Ｓｏｎｓ，Ｉｎｃ．）、１９９６年発行の書籍に記載されている。その内容は、この言及により、全体が本願にも含まれることとする。ＭＡＣ４４は、フィールド・プログラム可能なゲート・アレイである。
【００８７】
パケット・プロセッサ４８は、ＭＡＣ４４によって送信されたビットの各々を、ヘッダ・フィールドまたはデータ・フィールドのようなパケット・フィールドと関連付ける。パケット・プロセッサ４８は、次に、ＭＡＣ４４によって構築されたパケットのヘッダ・フィールドを検出し、当該ノードに宛てられたのではないパケットのヘッダ内にある情報を変更することもできる。適したパケット・プロセッサ４８の例には、ＭＭＣネットワークス社（ＭＭＣ  Ｎｅｔｗｏｒｋｓ）のＸＰＩＦ−３００ギガビット・ビットストリーム・プロセッサ、またはＥＰＩＦ４４−Ｌ３Ｃ１イーサネット・ポートＬ３プロセッサが含まれる。これらのデータ・シートは、この言及により本願にも含まれることとする。
【００８８】
パケット・プロセッサ４８は、経路指定情報を保存する外部探索機／メモリ４７（参照表）と相互通信し、データをその意図した宛先に導出する。メモリ４７における経路指定表の更新については、後に詳しく論ずる。
【００８９】
図６のメモリ４９は、ノード内の他の全メモリを代表するが、システムの必要速度および機能要件を満たすために、分散ＳＳＲＡＭ、ＳＤＲＡＭ、フラッシュ・メモリ、およびＥＥＰＲＯＭを設けてもよいことは言うまでもない。
【００９０】
パケット・プロセッサ４８は、スイッチ・ファブリック５０のポートにパケットを供給し、次に、スイッチ・ファブリック５０は、パケット・ヘッダに基づいて、スイッチ・ファブリック５０の該当するポートにパケットを導出する。パケット・ヘッダ内の宛先アドレスが、ノード０（図６に示すノード）のアドレスに対応する場合、スイッチ・ファブリック５０はスイッチ・ファブリック５０の該当するポートにパケットを導出し、宛先ノード０の従属インターフェース・カード５２（図５）（後に詳しく論ずる）が受け取るようにする。パケット・ヘッダが、ノード０以外のアドレスを示す場合、スイッチ・ファブリック５０は、該当するリング・インターフェース・カード３０または３２（図５）を介してパケットを導出する。スイッチ・ファブリックを通過する際にパケットが取る必要のある経路を決定するために用いられるこのようなスイッチング・ファブリックおよび導出技法は、公知であり、詳しく説明する必要はない。
【００９１】
適したパケット・スイッチの１つに、ＭＭＣネットワークス社（ＭＭＣ  Ｎｅｔｗｏｒｋｓ）の型番ｎＰ５４００パケット・スイッチ・モジュールがある。そのデータ・シートは、この言及により、本願にも含まれることとする。一実施形態では、各スイッチング・カードにおいて４つのかかるスイッチが接続され、スループット向上を図っている。スイッチは、パケット・バッファ機能、マルチキャストおよびブロードキャスト機能、４つのサービス優先度クラス、ならびに厳格な優先順位または重み付けした公正な行列に基づいたスケジューリング機能を備えている。
【００９２】
１つ以上の従属インターフェース・カード、例えば、従属インターフェース・カード４２と連携するパケット・プロセッサ５４は、従属インターフェース・カード５２と連動する機器（例えば、ＬＡＮ）に宛てられた、スイッチ・ファブリック５０からのパケットを受信する。パケット・プロセッサ５４は、パケット・プロセッサ４８と同様、双方向である。パケット・プロセッサ５４および４８は、同じ型番のプロセッサでもよい。一般に、パケット・プロセッサ５４は、パケット・プロセッサ５４を通過するデータの方向を検出し、経路指定表メモリ５５にアクセスして、リングに向かうパケットのために、数個の所望のヘッダ・フィールドおよび最適な導出経路、そしてリングに向かうパケットまたはリングから戻ってくるパケットのために、スイッチを通じた所望の経路を決定する。これについては、後に更に詳しく論ずることにする。パケット・プロセッサ５４がスイッチ・ファブリック５０からパケットを受信すると、ＭＡＣ４４と同様の機能を実行するメディア・アクセス制御（ＭＡＣ）ユニット５６にこのパケットを転送し、メディア・アクセス制御ユニット５６は、次に、パケットをＳＥＲＤＥＳ５８に転送し、データを直列化する。ＳＥＲＤＥＳ５８は、ＳＥＲＤＥＳ４２と同様である。
【００９３】
次に、ＳＥＲＤＥＳ５８の出力は、バックプレーン５９に接続されている、図５における従属インターフェース・カード５２のような、個々の従属インターフェース・カードに印加される。従属インターフェース・カードは、データの行列を作成し、従属インターフェース・カード５２の個々の出力ポートにデータを導出することができる。従属インターフェース・カードのこのような導出および行列作成は、従来通りとすればよく、詳細に説明する必要はない。従属インターフェース・カードの出力は、銅線を通じてというようにして、電話交換機、ルータ、ＬＡＮ、またはその他の機器のようなあらゆる種類の機器に電気的に接続することができる。また、従属インターフェース・カードは、外部インターフェースが光学系である場合、電気信号を光信号に変換し、光送受信機が用いるようにすることも可能である。
【００９４】
一実施形態では、上述のハードウエアは、１Ｇｂｐｓよりも高いレートでビットを処理する。
［スパン異常／劣化中におけるハードウエアの機能］
図８は、スパン異常または劣化中における、ネットワーク・ハードウエアが講ずる処置を纏めたフロー・チャートである。従来の経路指定技法およびハードウエアは周知であるので、この論述は好適な実施形態の新規な特徴に的を絞ることにする。
【００９５】
図８のステップ１において、ノードの各々が近隣ノードとのそのリンクを常にまたは周期的に検査する。図７におけるＭＡＣ４４は、データ・ストリーム（前述のような）におけるエラーを数え、これらのエラーをＣＰＵ４６に通報する。ＣＰＵは、ビット・エラー・レートを所定の閾値と比較し、リンクに異常がないか否か判定を行う。光リンクに異常がある場合も、ＣＰＵに通報することができる。ＣＰＵ４６は、ＭＡＣ４４によるエラー計数に基づいて、または進入ファイバ３６上における光パワー損失の検出に基づいて、隣接するデバイスからの進入リンクを監視することができる。この検出を行うには、ルーセント社（Ｌｕｃｅｎｔ）のＮｅｔＬｉｇｈｔ送受信器シリーズのような、種々の市販の光送受信器を用いる。光パワーの損失状態は、ＣＰＵ４６に直接シグナリングによって、バックプレーン上で（１２Ｃ線を通じてというように）報告することができ、その結果ＣＰＵにおいて割り込みまたは低レベル・イベント(low-level  event)が発生する。
【００９６】
ステップ２において、ＣＰＵ４６は、隣接リンクのステータスに変化があるか否か判定を行う。このステータスの変化は、異常（ビット・エラー・レートが閾値を超過する）か、または以前に異常であったリンクの復旧が考えられる。この例では、ノード６が、それをノード７に接続する進入リンクにおいて異常を検知したと仮定する。
【００９７】
ステップ２において異常が検出されない場合、ネットワークには何の変更も行わない。図８では、隣接するノード６および７双方が、ノード６をノード７に接続する進入リンク上において異常を検出したと仮定する。異常の検出時には、スイッチ・ファブリック５０を介してＣＰＵ４６に割り込みまたは低レベル・イベント（ＭＡＣ４４が発生する）が送られ、ステータス変化が通知される。
【００９８】
オプションのステップ３では、ノード６および７は、互いに直接的に、各々が検出した進入リンクの異常を通知しようとする。例えば、ノード６によって送られる通知は、ノード７に接続されているノード６の退出リンク上で送られる。スパン全体が分断した場合、これらの通知が宛先に到達しないことは明らかである。これらが有用なのは、スパン内における１つのリンクが破断した場合のみである。その理由は、ノードには、退出リンクに影響を及ぼすファイバの破断を検出する方法がないからである。この通知に基づいて、各ノードは次に図５に示すようにして直接トラフィックをラップする。ノード６におけるトラフィックのラッピングは、ＣＰＵ４６から、図７に示すようにリング・インターフェース・カード３２に接続されているパケット・プロセッサ４８への構成変更コマンドを通じて行われる（リング・インターフェース・カード３２からのリンクがノード７に接続すると仮定する）。このコマンドを受信した後、パケット・プロセッサ４８は、スイッチング・ファブリックを通じてトラフィックをループ・バックし、リンク・インターフェース・カード３０に戻し、通常であれば直接ノード７に送る。
【００９９】
ノードによるリンク・ステータスの各通信には、セッション番号が伴う。新たなセッション番号がノードによって生成されるのは、近隣ノードのステータスにおいて変化を検知したときのみである。ノードが現セッション番号を有するパケットを受信している限り、ノードはネットワークには変化がないことを察知する。ノード６および７双方は、各ノードにおいて異常を検出したときに、各ノードに格納されているセッション番号を増加させる。
【０１００】
ステップ４において、ノード６およびノード７は、次に、新たなセッション番号を含むリンク・ステータス・メッセージをブロードキャストし、異常の位置を全てのノードに知らせる。各ノードは、新たなセッション番号を検出すると、ブロードキャストをその隣接ノードに転送する。
【０１０１】
リンクまたはスパンの異常もその１つであるが、一般的なトポロジの再構成状況におけるセッション番号の使用に関する更に詳しい説明が、本譲受人に譲渡された、ジェイソン  ファンその他（Ｊａｓｏｎ  Ｆａｎ  ｅｔ  ａｌ．）による、「二重モード仮想ネットワークのアドレシング」（Ｄｕａｌ−Ｍｏｄｅ Ｖｉｒｔｕａｌ  Ｎｅｔｗｏｒｋ  Ａｄｄｒｅｓｓｉｎｇ）と題する同時係属中の出願に見られる。その内容は、この言及により、本願にも含まれることとする。
【０１０２】
ステップ５において、各ノードでは、パケット・プロセッサ５４が異常の同定を用いて、メモリ５５内の経路指定表を更新する。一般に、経路指定表は周知であり、ヘッダ内の宛先アドレスを、当該ヘッダと関連付けられたデータを導出する先である、特定の物理ノードと関連付ける。次いで、発信元ノードから宛先ノードまでのコストを最少に抑えるように、各経路指定表を構成する。通例では、宛先ノードまで既に最適化されている経路が異常リンクを通過しなければならない場合、そのルートを更新し、リングを逆方向に送信し、異常ルートを回避する。各ノードにおいて、パケット・プロセッサ５４毎の経路指定表は、ノードの異常リンクに対する位置にしたがって、必要に応じて変更する。経路指定表の詳細については、既に説明した。
【０１０３】
一実施形態では、ノードの各々は、新たなセッション番号を伴うブロードキャストを承認しなければならず、発信元ノードは承認を追跡する。全ての承認を受信することなく制限時間を超過した後、セッション番号を増加させずに、異常の位置を再度ブロードキャストする。
【０１０４】
これに応じて、全てのノードは、リングの現在のトポロジを格納し、全てのノードは、現在のリング構成に対して最適な経路指定表のエントリを独立して作成してもよい。
ステップ６において、ノード毎の経路指定表を更新し終え、データ・トラフィックを再開する。これに応じて、従属インターフェース・カード５２（図５）に接続されているＬＡＮから発信するデータには、パケット・プロセッサ５４によって更新された経路指定ヘッダが添付され、スイッチ・ファブリック５０を経由して該当する出力ポートにデータを導出し、その意図した宛先にデータが到達できるようにする。宛先は、データを発信した同じノードであることもあり、したがって、スイッチ・ファブリック５０は、データをラップし、同じノード内の従属インターフェース・カードを介して戻す。本発明は、一般にあらゆるプロトコルおよび経路指定技法に適用可能であるので、いずれの経路指定技法を用いることも可能である。
【０１０５】
異常リンクを避けるためにリングに沿って一部のトラフィックを再度導出しなければならず、かつリンクの帯域幅が固定されているので、健全なリンクに沿って送信されるトラフィックは、健全なリンクの帯域幅を超過する虞れがある。このため、ステップ７に特定するように、優先順位が低い一部のトラフィックを欠落または遅延させなければならない場合もある。一般に、帯域幅減少によって、「非保護」と類別されたトラフィックを、必要に応じて欠落または遅延させ、「保護」トラフィックを維持する。
【０１０６】
一実施形態では、パケット・プロセッサ５４は、非保護としてデータを識別するヘッダを検出し、必要に応じてこのパケットを欠落させ、その後スイッチ・ファブリック５０にパケットを入力する。一般に、音声トラフィックは保護されている。
【０１０７】
ステップ８において、スイッチ・ファブリック５０は、パケット・プロセッサ５４によって転送されてきたあらゆるパケットを、該当する出力ポートに導出し、当該ノードに再び戻すか、または隣接ノードに送信する。
【０１０８】
本発明の一実施形態を実施するために用いられるハードウエアに関するこれまでの説明は、本発明を実施するためには当業者には十分である。何故なら、パケット交換および経路指定の一般的なハードウエアは非常に良く知られているからである。当業者であれば、ここに記載したステップを実行するようにＭＡＣ、パケット・プロセッサ、ＣＰＵ４６、およびその他の機能ユニットを容易にプログラムすることができよう。ここに記載したステップを実施するには、ファームウエアまたはソフトウエアを用いてもよい。
【０１０９】
以上、本発明の特定的な実施形態について示しかつ説明したが、本発明から逸脱することなく、その広範な態様において変更や修正も可能であることは当業者には自明であろう。したがって、添付した特許請求の範囲は、本発明の真の主旨および範囲に該当するそのようなあらゆる変更や修正も、その範囲に包含することとする。
【図面の簡単な説明】
【０１１０】
【図１】ＳＯＮＥＴ  ＵＰＳＲを用いてノード０からノード５までトラフィックが取るノード間物理ルートにおいて、いずれか１対のノード間においてスパン異常があっても、トラフィックの２本の別個の物理ルートの内一方のみが使用不能になる場合を示す図である。
【図２Ａ】ＳＯＮＥＴの２ファイバＢＬＳＲを用いてノード０からノード５までトラフィックが取るノード間物理ルートを示す図である。各リングの容量の半分が保護のために確保され、半分が正規のトラフィックを搬送するために用いられる。破線で表すリングは、図示するスパン異常のために、トラフィックを導出し直すために保護容量が用いられるリングである。
【図２Ｂ】ノード６および７間でリンクに異常が発生した場合に、図２ＡのＳＯＮＥＴ  ＢＬＳＲ構造を用いてノード０からノード５までトラフィックが取る双方向経路を示す図である。トラフィックは、異常を発生したリンクに遭遇すると、方向転換する。
【図３】本発明の一実施形態によるネットワークを示し、特に、ノード０からノード５までトラフィックが取るノード間物理ルートを示す図である。
【図４】ノード６および７間のスパンにおいて異常が発生した後の図３のネットワークを示す図である。異常が発生し、初期経路（例えば、ノード０および５間）上のリンクまたはスパンに影響を及ぼす場合、進入ノードにおいてトラフィックを再導出し、リングに沿って逆方向に進行し、宛先ノードに到達する。
【図５】図３に示す状態と図４に示す状態との間におけるネットワークの（一方のリングから他方へのラッピング・トラフィックに基づく）仮状態を、オプションとして示す図である。
【図６】単一のノードにおいて用いられる主要ハードウエアを示す図である。
【図７】図６におけるスイッチング・カードおよびリング・インターフェース・カードを更に詳細に示す図である。
【図８】ネットワークのステータス変化を識別し、ネットワークを通過するようにトラフィックを再導出する際に用いられるステップを示すフローチャート。
【図９】図６に示したシェルフ・コントローラ・カードを更に詳細に示す図である。
【図１】
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【図２Ａ】
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【図２Ｂ】
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【図３】
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【図４】
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【図５】
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【図６】
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【図７】
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【図８】
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【図９】
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【国際公開パンフレット】
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【国際調査報告】
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