CN101895454A - 一种基于多层子环的地址刷新方法 - Google Patents

Abstract

一种基于多层子环的地址刷新方法，本发明互连节点在上层子环的端口上收到最近的协议报文并且刷新地址转发表后，互连节点记录接收该协议报文端口的端口号；若该互连节点的下层子环因拓扑发生变化而需要在该互连接点的上层子环的控制信道上发送Flush报文时，所述互连节点仅向没有被记录的另一个上层子环的端口发送Flush报文；若所述子环上节点的环上端口收到Flush报文后，检查该端口是否启动刷新定时器FT；当端口中的FT定时器超时后，如果变量1的值为0并且变量2的值不为11，拥有该端口的节点刷新地址转发表；如果变量1的值不为0，拥有该端口的节点刷新地址转发表。本发明解决多层子环的地址刷新问题，提高了网络性能。

Description

一种基于多层子环的地址刷新方法

技术领域

本发明涉及数据通信领域，更具体地涉及一种基于多层子环的地址刷新方法。

背景技术

在以太网的实际应用中，广泛采用了各种保护技术，实现主用路径和备用路径之间的冗余备份。当主用路径和备用路径都为完好时，阻塞备用路径的保护数据转发功能，网络之间的保护数据在主用路径上传输；当主用路径发生故障时，打开备用路径的保护数据转发功能，网络之间的保护数据切换到备用路径上传输，实现网络正常状态下防止保护数据被重复接收和形成广播风暴，在网络的主用路径出现故障时启用备用路径传输保护数据，提高以太网的抗故障能力，并且满足切换时的收敛时间小于50ms的高实时性要求。

例如以太网多环保护技术，如图1所示，节点S1至S6都为以太网交换机，网络B和节点S2相连接，网络A和节点S5相连接。网络A和网络B之间进行通信。网络A和网络B之间有四条物理路径，即：网络A←→节点S5←→节点S3←→节点S2←→网络B，网络A←→节点S5←→节点S3←→节点S4←→节点S←→节点S2←→网络B，网络A←→节点S5←→节点S6←→节点S4←→节点S3←→节点S2←→网络B，网络A←→节点S5←→节点S6←→节点S4←→节点S1←→节点S2←→网络B。

对于以太网多环的保护技术，国际上正在制定的标准(如ITU的G.8032)认为以太多环的保护网络中应该包含环和子环，即，环(Ring)是一个完整的以太环，子环(Sub-Ring)是一种通过互连节点(InterconnectionNode)与其它环或者网络相连的以太环，互连节点(InterconnectionNode)是同时属于两个或者多个以太环的公共节点。如图2a所示，图中包含一个环和一个子环，Ring1是环，Ring2是子环。Ring1包含的节点有S1、S2、S3和S4，包含的链路有：<S1，S2>、<S2，S3>、<S3，S4>和<S4，S1>；Ring 2包含的节点有S3、S5、S6和S4，包含的链路有：<S3，S5>、<S5，S6>和<S6，S4>。需要特别强调的是<S3，S4>链路属于Ring1而不属于Ring2。在环网中，当环网无故障的情况下，一个环中，需要有一段链路对数据报文的转发处于阻塞状态以防止成环，这段链路一般称为环保护链路(或常阻塞链路，等)，通过这段环保护链路参与进行环中主用路径和保护路径的切换。拥有环保护链路的节点，这里称为环保护链路控制节点。如图2a所示，在Ring 1中，节点S1为环保护链路控制节点，与节点S1的11端口直连链路为Ring1的环保护链路。在Ring2中，节点S6为环保护链路控制节点，与节点S6的62端口直连链路为Ring2的环保护链路。在正常情况下，Ring1和Ring2的环保护链路控制节点阻塞它们与环保护链路相连端口的数据报文(文中指保护业务的数据报文)的转发，防止保护数据被重复转发和形成广播风暴。

当以太多环网中的链路都为完好时，环和子环的环保护链路控制节点阻塞从端口的保护数据转发功能。如图2a所示，节点S1阻塞了端口w的保护数据转发功能，节点S6阻塞了端口w的保护数据转发功能，网络B和A的通信路径为：网络B←→节点S2←→S3←→S5←→网络A。

当以太多环网的链路出现故障时，如果故障链路不是环保护链路，则环保护链路控制节点打开环保护链路相邻端口的保护数据转发功能，并且各个节点还要刷新地址转发表，网络之间通信按照新的路径传输。如图2b所示，环Ring1上的节点S2和S3之间的链路发生了故障，节点S2检测到链路故障后，阻塞故障链路相邻的端口的数据转发功能，通知其他节点链路发生了故障，节点S1收到故障通知后，打开端口w的保护数据转发功能，另外Ring1上的各个节点还要刷新地址转发表，网络B和A新的通信路径为：网络B←→节点S2←→节点S1←→节点S4←→节点S3←→节点S5←→网络A。

当以太多环网中的链路恢复时，进行恢复切换，网络传输恢复到正常状态时的传输路径，由于路径改变，节点也需要进行地址转发表的刷新。

在对以太多环网进行维护和保护切换时，需要传播大量的控制报文，这些控制报文是在自动保护控制信道中传播，自动保护控制信道有两类，一类对应于环，称为环的控制信道，另一类是对应于子环，称为子环的控制信道。环的控制信道配置在环内。子环的控制信道有两种配置方式，一种是不带有虚拟通道的配置方式，即，子环的控制信道仅仅配置在子环内，如图3a所示。另一种子环的控制信道配置包含子环内的部分和虚拟通道(Virtual Channel)。虚拟通道是配置在互连点之间的其它网络或者其它环(包含其它子环)为子环协议报文提供传输通道的子环的控制信道。如图3b所示，子环Ring2的控制信道不仅配置在子环Ring2上，而且还配置在环Ring1上，配置在环Ring1上的部分是为子环Ring2的协议报文提供的虚拟通道。由于虚拟通道的存在，子环的协议报文可以到达子环上的任何一个节点。

下面，我们讨论以太多环网中子环的地址刷新问题。

例如在图4中，当以太多环网无故障时，网络B和A的通信路径为：网络B←→节点S2←→S3←→S5←→网络A。当子环Ring2的链路发生故障时，如图4a所示，Ring2的链路<S3，S5>出现了故障，节点S5检测到端口w对应链路出现故障后，刷新地址转发表，阻塞端口w的保护数据转发功能，打开端口e的保护数据转发功能，并向外发送故障状态帧。节点S6收到故障状态帧后，刷新地址转发表，网络A和网络B之间形成新的传输路径。当节点S5和节点S6刷新地址转发表后，网络A发给网络B的保护数据通过节点S5和节点S6的广播，最终能够到达网络B，同时各个节点学习到网络A的地址。但是，在网络A发给网络B数据之前，如果网络B向网络A发送数据，那么就会发生大量丢包现象。这是由于节点S2还没有刷新地址转发表，地址转发表中还是路径切换前的条目，即错误的地址条目，网络B发向网络A的保护数据仍然按照错误的地址转发表转发，即从节点S2的出端口e发送，这些数据实际上由于链路故障和端口阻塞是不能到达网络A的，只有等待交换机学习到了正确的网络A的地址出端口后，才可以达到网络B，因此网络B发向网络A的路径切换时间取决于是否有网络A发向网络B的流量，这个时间有时甚至超过50ms。在以太网环路进行恢复的保护切换时，网络A和B之间的通信也存在类似的问题。

从上面的分析可以看出，当子环的链路发生故障时，子环需要通过互连节点向该子环以外的其它网络发送协议报文通知其它网络的节点刷新地址转发表。

现有的ITU-T G.8032v2对该问题的解决方案是：

基础方案：当子环拓扑发生变化时，当且仅当互连节点从子环收到带有地址刷新信息的协议报文并刷新自身地址转发表后，该互连节点才构造新的地址刷新协议报文(Flush报文)，并连续3次将该协议报文发送到互连节点之间的其它环或子环的控制信道上，其它环或子环上的节点收到该协议帧后，刷新各自的地址转发表。

现有的子环地址刷新基础方案虽然可以保证子环互连节点之间的其它环或子环上的节点得到地址刷新，但是子环互连节点构造的地址刷新报文却发生了扩散，这必将引起虚拟通道上的所有节点刷新地址转发表，引起以太多环网所有的环和子环上发生瞬间的广播风暴，大大影响了以太多环网的整体性能。ITU-T G.8032的会议上经过激烈的讨论，认为子环的环外刷新必须要经过优化。会议最终讨论的结果是：子环的环外刷新仅仅需要刷新子环互连节点之间的一条通畅路径上(针对数据报文的传输路径)的节点的地址转发表。同时，有参会者提出了一个非常新奇的方案。

如图5a所示，Ring1和Sub-ring2构成以太多环网。Ring1是一个完整的闭环，包含的节点有S1～S6，以及它们之间的链路。Sub-ring2是一个子环，包含的节点有S6、M1～S5和S3，包含的链路有：<S6，M1>、<M1，M2>、<M2，M3>、<M3，M4>和<M5，S3>。Ring1的控制节点是S1，与w端口相连的是环保护链路。Sub-ring2的控制节点是M1，与e端口相连的是环保护链路。节点S6和S3是两环相交的互连节点。环上端口编号遵循的准则是：以逆时针流方向为基准，进入节点的端口为e端口，离开节点的端口为w端口。

在图5b中，Sub-ring2的链路<M3，M4>发生了故障，节点M3和M4阻塞与故障链路相邻的端口的数据报文的转发功能，刷新各自的地址转发表，并沿它们各自的完好环上端口向外周期性地发送SF报文(告警报文)。当S6首次收到来自于M3发送的SF协议报文，刷新地址转发表，同时构造Flush报文在Ring1的控制信道上扩散传播；当S3首次收到来自于M4发送的SF协议报文，刷新地址转发表，同时构造Flush报文在Ring1的控制信道上扩散传播。

按照传统的方案，Ring1上的所有节点收到Flush报文后都会刷新地址转发表，造成瞬时的广播风暴。为了改进这种方案，ITU-T G.8032的参会专家提出了一种新的优化方案，是Flush报文在Ring1中的刷新路径是：S6←→S5←→S4←→S3。具体方案是：

优化方案：

环上的节点从它的一个环上端口收到Flush报文时，检查它的另一个环上端口是否启动了FT定时器(Flush Timer)。如果启动了，该节点刷新地址转发表，否则在接收该报文的端口启动FT定时器。

前面的优化方案的核心思想是利用了在Ring1闭环上，通畅路径上的节点(节点S5和S4)能够从它的两个环上端口收到Flush报文。该方案能够以非常低的代价很好地解决了Flush报文的扩散刷新问题。但是，该优化方案仅仅能用于具有单层子环的场景，对多层子环的场景是不适用的。下面我们就针对这个问题展开讨论。

如图6a所示：该场景是一个多层子环的场景，包含Ring1、Sub-ring2和Sub-ring3。其中，Ring1和Sub-ring2的配置同图5a，而Sub-ring3包含的节点有M2、N1～N3和M4，包含的链路有<M1，N1>、<N1，N2>、<N2，N3>和<N3，M4>。N1是Sub-ring3的控制节点。

如图6b所示，Sub-ring2的M3节点在它的e端口启动一个手工切换(MS)，该节点沿着它的两个环上端口周期性地向外发送MS报文，控制节点M1打开环保护链路的数据转发功能。一段时间后，以太多环网进入稳定状态。但是随后Sub-ring3的<N2，N3>链路发生了故障，节点N2和N3阻塞与故障链路相邻的端口的数据报文的转发功能，刷新各自的地址转发表，并沿它们各自的完好环上端口向外周期性地发送SF报文(告警报文)。当M2和M4首次收到SF协议报文时，刷新地址转发表，同时构造Flush报文在Sub-ring2的控制信道上扩散传播。依据上述的方案，M3节点能够从它的两个环上端口收到Flush报文(无虚拟通道的子环控制信道的非故障阻塞点对协议报文不进行阻塞)，因而M3节点刷新地址转发表。而对于S6、M1、M5和S3节点，由于它们只能从一个端口上收到Flush报文，因此不能够刷新地址转发表。显然，在图6b中，子环Sub-ring3的环外刷新没有对一条通畅路径上(节点M3的e端口对该路径是阻塞的)的节点的地址转发表进行刷新。

发明内容

本发明目的是针对背景技术中存在的缺陷提供一种基于多层子环的地址刷新方法，提高网络性能。

本发明为实现上述目的，采用如下技术方案：

本发明一种基于多层子环的地址刷新方法如下：

互连节点在上层子环的端口上收到最近的协议报文并且刷新地址转发表后，互连节点记录接收该协议报文端口的端口号；

若该互连节点的下层子环因拓扑发生变化而需要在该互连接点的上层子环的控制信道上发送Flush报文时，所述互连节点仅向没有被记录的另一个上层子环的端口发送Flush报文；

若所述子环上节点的环上端口收到Flush报文后，检查该端口是否启动刷新定时器FT(Flush Timer)：如果没有启动FT，所述端口启动FT定时器，并且将Flush报文中的Net_ID和PID分别记录在变量1和变量2中即：变量1←Net_ID；变量2←PID；如果已经启动FT定时器并且FT定时器没有超时，那么变量1的值与Flush报文中的Net_ID进行异或运算，变量2的值与Flush报文中的PID进行异或运算，然后将结果分别存入变量1和变量2中即：

当端口中的FT定时器超时后，如果变量1的值为0并且变量2的值不为11，拥有该端口的节点刷新地址转发表；如果变量1的值不为0，拥有该端口的节点刷新地址转发表；

其中：

Net_ID是触发互连节点构造Flush报文的子环的控制信道的标识为特殊组播MAC地址或控制VLAN ID；

PID有2比特，指明构造Flush报文的互连节点在子环上的端口是东面端口还是西面端口：10为东面端口，01为西面端口。

优选地，所述端口编号的方法如下：以逆时针方向为基准，进入互连节点的端口为东面端口，离开互连节点的端口为西面端口。

有益效果：

本发明的方法可以解决ITU-T G.8032v2的多层子环的地址刷新问题，从而保证以太多环网在链路倒换后能够在50ms内收敛，大大提高了网络性能。

附图说明

图1为以太多环网的拓扑图；

图2a为以太多环网中链路完好时的通信路径拓扑图；

图2b为以太多环网中链路故障时的通信路径拓扑图；

图3a为无虚拟通道的子环控制VLAN的示意图；

图3b为有虚拟通道的子环控制VLAN的示意图；

图4为子环发生故障需要向环发送刷新地址报文的实例图；

图5a为单层子环的示意图；

图5b为传统方案中Flush报文在环中的扩散刷新；

图6a为多层子环的示意图；

图6b为优化方案在多层子环中遇到的问题；

图7为本发明实施的具体流程图；

图8为本发明的实施例1；

图9为本发明的实施例2。

具体实施方式

本发明一种基于多层子环的地址刷新方法，互连节点在上层子环的端口上收到最近的协议报文(如：SF，NR(RB)MS和FS)并且刷新地址转发表后，互连节点记录接收该协议报文端口的端口号。

若该互连节点的下层子环因拓扑发生变化而需要在该互连接点的上层子环的控制信道上发送Flush报文时，所述互连节点仅仅向没有被记录的另一个上层子环的端口发送Flush报文。

若所述子环上节点的环上端口收到Flush报文后，检查该端口是否启动刷新定时器(FT：Flush Timer)。如果没有启动FT，所述端口启动FT定时器，并且将Flush报文中的Net_ID和PID分别记录在变量1和变量2中(即：变量1←Net_ID；变量2←PID)。如果已经启动FT定时器并且FT定时器没有超时，那么变量1的值与Flush报文中的Net_ID进行异或运算，变量2的值与Flush报文中的PID进行异或运算，然后将结果分别存入变量1和变量2中(即：

)。

当端口中的FT定时器超时后，如果变量1的值为0并且变量2的值不为11，拥有该端口的节点刷新地址转发表。如果变量1的值不为0，拥有该端口的节点刷新地址转发表。

需要特别指出的是：

1.Net_ID是触发互连节点构造Flush报文的子环的控制信道的标识(特殊组播MAC地址或控制VLAN_ID)。

2.PID有2比特，指明构造Flush报文的互连节点在子环上的端口是东面端口还是西面端口。10：东面端口，01：西面端口(端口编号的准则：以逆时针方向为基准，进入互连节点的端口为东面端口，离开互连节点的端口为西面端口)。

本发明的具体步骤阐述如下(如图7所示)：

步骤700，子环上拥有端口阻塞的节点沿子环上端口周期性地发送协议帧。

步骤701，子环上的节点收到协议报文后，分两种情况处理：情况1.节点是下层子环的互连节点，转入步骤702。情况2.节点不是下层子环的互连节点，转入步骤707。

步骤702，协议报文是否是Flush报文。如果是，转入步骤708，否则转入703。

步骤703，判断是否是最新的地址刷新报文，如果是转入步骤704

步骤704，互连节点刷新地址转发表，并且记录接收该协议报文的端口(目的是指明子环上的阻塞点在该互连节点的哪一侧)，删除原先记录的端口号。

步骤705，该互连节点判断下层子环是否发生拓扑变化。如果有拓扑变化，转入步骤706。

步骤706，互连节点构造新的Flush报文，然后将Flush报文在所述的子环的控制信道上发送，发送的方向是沿该互连节点未记录的另一个环上端口发送(即，背离阻塞点发送Flush报文)。

步骤707，对于情况2，判断协议报文是否是Flush报文，如果是，转入708。

步骤708，检查收到该协议报文的端口是否启动刷新定时器FT，如果启动转入步骤709，否则转入步骤710。

步骤709，

步骤710，启动刷新定时器FT，变量1←Net_ID，变量2←PID；

步骤711，判定FT定时器是否超时，如果超时转入步骤712。

步骤712，判定变量1的值是否为0。如果不为0转入步骤713，否则转入步骤714。

步骤713，拥有所述FT定时器的节点刷新地址转发表。

步骤714，判定变量2的值是否为11。如果不为11转入步骤715。

步骤715，拥有所述FT定时器的节点刷新地址转发表。

为了进一步说明本发明的方案，我们通过以下具体实施例进一步阐述本发明所述的方法。以下对具体实施方式进行详细描述，但不作为对本发明的限定。

实施例一、在被下层子环上下层子环互连节点之间无阻塞点：

图8是本发明方案在刷新通道无故障情况下的运用示意图，图中的子环的刷新通道是由VLAN来实现的，具体分析如下：

如图8所示，Ring1、Sub-ring2和Sub-ring3构成以太多环网。Ring1是一个完整的闭环，包含的节点有S1～S6，以及它们之间的链路。Sub-ring2是一个子环，包含的节点有S6、M1～S5和S3，包含的链路有：<S6，M1>、<M1，M2>、<M2，M3>、<M3，M4>和<M5，S3>。Ring1的控制节点是S1，与w端口相连的是环保护链路。Sub-ring2的控制节点是M1，与e端口相连的是环保护链路。Sub-ring3包含的节点有M2、N1～N3和M4，包含的链路有<M1，N1>、<N1，N2>、<N2，N3>和<N3，M4>。N1是Sub-ring3的控制节点。

Sub-ring2的控制节点M1沿环上端口周期性地发送NR(RB)报文，互连节点M2和M4收到NR(RB)报文后，分别记录收到该报文的端口。

当Sub-ring3的<N2，N3>链路发生了故障，节点N2和N3阻塞与故障链路相邻的端口的数据报文的转发功能，刷新各自的地址转发表，并沿它们各自的完好环上端口向外周期性地发送SF报文(告警报文)。当M2(M4)首次收到SF协议报文时，刷新地址转发表，同时构造Flush1(Flush2)报文在Sub-ring2的控制信道上传播，传播的方向都是沿着它们在Sub-ring2上的e端口传播(即，背离阻塞点的方向传播)。Flush1报文包含<Sub-ring3_ID，10>信息，Flush2报文包含<Sub-ring3_ID，01>信息。

M3、M4、M5和S3节点首次收到Flush1或Flush2报文时，在收到Flush报文的环上端口上启动定时器FT，并且做变量1←Net_ID和变量2←PID运算。当定时器在运行并且收到Flush报文时，

运算。当M3和M4的FT定时器超时后，它们的变量1的值不为0，节点M3和M4刷新地址转发表。当M5和S3的FT定时器超时后，它们的变量1的值为0并且变量2的值为11，节点M5和S3不刷新地址转发表。

因此，Sub-ring3的环外地址刷新的路径是：M2←→M3←→M4。

通过上面分析可知，本发明在这种场景下，满足了“子环的环外刷新仅仅需要刷新子环互连节点之间的一条通畅路径上(针对数据报文的传输路径)的节点的地址转发表”的要求，没有造成刷新扩散的现象。

实施例二、在被下层子环上下层子环互连节点之间有阻塞点

如图9a所示，Sub-ring2的M3节点在它的e端口启动一个手工切换(MS)，该节点沿着它的两个环上端口周期性地向外发送MS报文，控制节点M1打开环保护链路的数据转发功能。一段时间后，以太多环网进入稳定状态，互连节点M2收到MS后，记录收到MS协议报文的端口号e，互连节点M4收到MS后，记录收到MS协议报文的端口号w。Sub-ring3的<N2，N3>链路在一段时间后发生了故障，节点N2和N3阻塞与故障链路相邻的端口的数据报文的转发功能，刷新各自的地址转发表，并沿它们各自的完好环上端口向外周期性地发送SF报文(告警报文)。当M2和M4首次收到SF协议报文时，刷新地址转发表，同时构造Flush报文在Sub-ring2的控制信道上传播，即：节点M2沿w端口向外发送Flush 1报文，节点M4沿e端口向外发送Flush 2报文。Flush1报文包含<Sub-ring3_ID，10>信息，Flush2报文包含<Sub-ring3_ID，01>信息。

Sub-ring2上的节点S6、M1、M5和S3首次收到Flush报文时，在收到Flush报文的环上端口上启动定时器FT，并且做变量1←Net_ID和变量2←PID运算。当定时器在运行并且收到Flush报文时，做运算。当节点S6、M1、M5和S3的FT定时器超时后，它们的变量1的值不为0，节点S6、M1、M5和S3刷新地址转发表。

其中，S6和S3刷新地址转发表后，还会在环Ring1的控制信道上产生新的Flush协议报文，即：节点S6沿w和e端口向外发送Flush3报文，节点S3沿w和e端口向外发送Flush4报文。根据传统的优化方案，Ring1上的节点S5和S4能够从它们的两个端口收到Flush报文，节点S5和S4可以刷新它们的地址转发表。

由上面分析可知：Sub-ring3的环外地址刷新路径为：M2←→M1←→S6←→S5←→S4←→S3←→M5←→M4。因此，本发明在这种场景下，满足了“子环的环外刷新仅仅需要刷新子环互连节点之间的一条通畅路径上(针对数据报文的传输路径)的节点的地址转发表”的要求，没有造成刷新扩散的现象。

当然，本发明还可有其他多种实施例，在不背离本发明精神及其实质的情况下，熟悉本领域的技术人员可根据本发明做出各种相应的改变和变形，但这些相应的改变和变形都应属于本发明所附的权利要求的保护范围。

Claims (2)

1.一种基于多层子环的地址刷新方法，其特征在于所述方法如下：

互连节点在上层子环的端口上收到最近的协议报文并且刷新地址转发表后，互连节点记录接收该协议报文端口的端口号；

若该互连节点的下层子环因拓扑发生变化而需要在该互连接点的上层子环的控制信道上发送Flush报文时，所述互连节点仅向没有被记录的另一个上层子环的端口发送Flush报文；

若所述子环上节点的环上端口收到Flush报文后，检查该端口是否启动刷新定时器FT(Flush Timer)：如果没有启动FT，所述端口启动FT定时器，并且将Flush报文中的Net_ID和PID分别记录在变量1和变量2中即：变量1←Net_ID；变量2←PID；如果已经启动FT定时器并且FT定时器没有超时，那么变量1的值与Flush报文中的Net_ID进行异或运算，变量2的值与Flush报文中的PID进行异或运算，然后将结果分别存入变量1和变量2中即：

当端口中的FT定时器超时后，如果变量1的值为0并且变量2的值不为11，拥有该端口的节点刷新地址转发表；如果变量1的值不为0，拥有该端口的节点刷新地址转发表；

其中：

Net_ID是触发互连节点构造Flush报文的子环的控制信道的标识为特殊组播MAC地址或控制VLANID；

PID有2比特，指明构造Flush报文的互连节点在子环上的端口是东面端口还是西面端口：10为东面端口，01为西面端口。

2.根据权利要求1所述的一种基于多层子环的地址刷新方法，其特征在于所述端口编号的方法如下：以逆时针方向为基准，进入互连节点的端口为东面端口，离开互连节点的端口为西面端口。

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