专利名称：一种实现组播快速重路由的方法及一种节点的制作方法
技术领域：
本发明涉及多协议标签交换(MPLS, Multiple Protocol Label Switch) 网络局部保护技术，尤其涉及一种实现组播快速重路由(FRR, Fast ReRoute ) 的方法及一种节点。
背景技术：
FRR是互联网工程任务组(IETF, Internet Engineering Task Force )提出 的一种实现MPLS网络局部保护的技术，这种技术借助MPLS流量工程的能 力，为标签交换路径(LSP, Label Switched Path)提供快速保护倒换能力。MPLS快速重路由的特点是迅速响应、及时切换，保证业务数据的平滑 过渡，减少业务中断，其预先建立本地备份路径，当故障发生时，检测到链 路或节点故障的设备就可以快速将业务切换到备份路径上，保护LSP不会受 链路或节点故障的影响，减少数据丢失；同时，LSP的源节点会尝试寻找新 的路径来重新建立LSP，并将数据切换到新路径上，在新的LSP建立成功之 前，业务数据会一直通过保护路径转发。现有的实现点到点(P2P)即单播LSP快速重路由的方式主要有两种， 即l:l保护方式和隧道保护方式。其中，l:l保护方式是指，为一条被保护LSP 的每个潜在本地修复点创建一条保护路径；隧道保护方式是指，用一条旁路 隧道保护穿越相同节点和链路的多条LSP。在l:l保护方式中，通过基于流量工程的资源预留扩展协议(RSVP-TE, Resource Reservation Protocol-Traffic Engineering )信令建立一条主LSP， 且 建立信令中携带其保护特性，包括是否需要本地保护、是否需要节点保护、 是否需要保护带宽、备LSP的属性等。主LSP上除宿节点外的每个节点都是 本地修复点(PLR， Pointof Local Repair) , PLR根据主LSP的保护特性和本 地策略，计算并建立由本PLR至主LSP宿节点的备LSP,以保护其下游链路和节点。图1所示为单播1:1快速重路由的实现示意图，有一条主LSP、两条备 LSP，其中，主LSP为[Rl, R2， R3， R4, R5， R6]，备LSP1为[R2， R7， R8, R9， R4， R5， R6]，备LSP2为[R3， R8, R9, R5, R6]。当R2与R3 之间的链路发生故障时，主LSP上的业务将被R2切换到备LSP上，业务传 送路径为[R1， R2， R7， R8， R9， R5, R6],这样，就不会由于R2与R3 之间的链路故障而产生业务的中断。图2所示为点到多点(P2MP)即组播1:1快速重路由的实现示意图， 其基本思想是将点到多点LSP拆分成多个点到点的子LSP，如图2中共有4 条子LSP，分别为[S， A, B, dl]、 [S， A, B, E， d2]、 [S, A， C, D, d3]和[S, A, C, D， d4],并遵循已有的点到点快速重路由机制，分别为每 个子LSP建立备LSP进行保护。可见，现有的组播快速重路由的实现方案需要分别为每个子LSP建立 备LSP进行保护，由于各个子LSP存在的链路或节点可能重合，因此，如 果对于每个子LSP都分别建立备LSP,则容易建立大量冗余的保护路径，消 耗大量的保护带宽，从而造成网络资源的浪费。发明内容有鉴于此，本发明的目的在于提供一种实现组播快速重路由的方法及一 种节点，节省保护带宽。为达到上述目的，本发明提供的实现组播快速重路由的方法如下根据点到多点主标签交换路径LSP的树拓朴结构确定备LSP路由，并根据 确定的备LSP路由建立备LSP。其中，所述根据点到多点主LSP的树拓朴结构确定备LSP路由包括 本地修复点PLR通过主LSP建立消息中携带的路由信息确定需要保护的保
护对象信息，并根据所述路由信息及主LSP对备LSP的保护属性要求，确 定备LSP路由。所述备LSP路由的源节点为PLR，宿节点为PLR在主LSP上的下游节 点的宿节点集合，且备LSP路由跨越需要保护的保护对象。所述PLR建立备LSP的过程包括PLR向宿节点发送携带备LSP路由 的路径建立请求；宿节点收到备LSP的路径建立请求后，向PLR返回路径 建立应答，进行资源预留。在建立备LSP的过程中进一步包括对主LSP及其相应备LSP的路径 建立请求消息进行合并。所述合并包括接收到具有相同宿节点集合的主LSP和备LSP路径建 立请求消息的节点，对主LSP和备LSP的路径建立请求消息进行合并，且 合并后保留主LSP的路径建立请求消息。所述合并包括接收到一个以上具有相同宿节点集合、下一跳节点和输 出接口的备LSP路径建立请求消息的节点，对备LSP的路径建立请求消息 进行合并，且按照 一定的策略选择合并后保留的路径建立请求消息。所述策略包括不保留穿越其它备LSP所保护节点的备LSP的路径建 立请求消息。所述策略包括保留与主LSP最近的备LSP的路径建立请求消息。 所述与主LSP最近的备LSP为自保护路径合并点起与主LSP相距的权 值最小者。所述策略包括按保护路径合并点本地策略保留路径建立请求消息。 在建立备LSP过程中进一步包括PLR向主LSP的源节点上报保护状 态及备LSP状态。本发明还提供了一种节点，该节点包括用于收发消息的收发单元，以及 备LSP路径建立单元，备LSP路径建立单元用于根据点到多点主LSP的树 拓朴结构确定备LSP路由，并根椐确定的备LSP路由建立备LSP。所迷备LSP路径建立单元进一步用于接收收发单元发送来的主LSP及
其相应备LSP的路径建立请求消息，并对收到的路径建立请求消息进4亍合 并，将合并后的路径建立请求消息通过收发单元发送出去。由此可见，在本发明中是根据点到多点主LSP的树拓朴结构确定备LSP 路由，并根据确定的备LSP路由建立备LSP,无需分别为每个子LSP建立 备LSP;并且，通过消息合并机制能够减少网络信令状态数量，节省保护带 宽，优化网络资源利用，提高资源利用率。
图1为现有技术中单播1:1快速重路由的实现示意图。 图2为现有技术中组播1:1快速重路由的实现示意图。 图3为本发明中的节点结构示意图。图4为本发明实施例中实现组播快速重路由的方法流程图。 图5为本发明实施例中主LSP的建立过程示意图。 图6为本发明实施例中备LSP的显式路由示意图。 图7为本发明实施例中消息合并后的路径示意图。
具体实施方式
为使本发明的目的、技术方案及优点更加清楚明白，下面参照附图并举 实施例，对本发明作进一步详细说明。本发明提供的实现组播快速重路由的方法的基本思想是根据点到多点 主LSP的树拓朴结构确定备LSP路由，并根据确定的备LSP路由建立备 LSP。对应本发明所提供的方法，本发明还提供了一种节点，参见图3所示， 该节点包括用于收发消息的收发单元和备LSP路径建立单元，其中，备 LSP路径建立单元用于根据点到多点主LSP的树拓朴结构确定备LSP路由， 并根据确定的备LSP路由建立备LSP。备LSP路径建立单元还可进一步用于接收收发单元发送来的主LSP及
其相应备LSP的路径建立请求消息，并对收到的路径建立请求消息进4亍合并，将合并后的路径建立请求消息通过收发单元发送出去。下面以图2所示的点到多点LSP树拓朴结构为例，对本发明进行详细 阐述，具体参见图4所示，本实施例中实现组播快速重路由的方法主要包括 以下步骤步骤401:建立点到多点主LSP。参见图5所示，在点到多点主LSP的建立过程中，源节点S通过路径 建立请求(如Path Message,下面均以Path Message为例进行说明)携带主 LSP的保护特性，包括是否需要本地保护、是否需要节点保护、是否需要保 护带宽、备LSP的属性等，整个点到多点LSP具有相同的保护特性；宿节 点dl、 d12、 d3、 d4收到主LSP的Path Message后，反向发送路径建立应 答(长口 Resv Message, 下面均以Resv Message为例进行"i兌明)，进4亍资源 预留，源节点S收到Resv Message后，表示主LSP建立成功。PLR即主LSP上除宿节点外的各个节点接收到主LSP的Resv Message 后，根据主LSP的保护特性及本地策略，确定是否需要建立1:1保护的备 LSP，以及备LSP保护的对象是节点和/或链路等属性要求。步骤402: PLR在确定需要建立1:1保护的备LSP后，通过主LSP的建 立消息(如Path Message和/或Resv Message )中携带的路由信息获得主LSP 的下游节点列表，确定需要保护的下游节点和/或链路等保护对象信息，并 根据上述路由信息及主LSP对备LSP的保护属性要求，确定备LSP的显式 路由。其中，备LSP是一条点到多点LSP,其宿节点数量大于等于一个。备 LSP的显式路由具有以下特征1 )跨越要保护的保护对象(链路和/或节点)；2)其源节点为PLR，宿节点为PLR在主LSP上的下游节点(即被保护 节点或被保护链路的下游节点)的宿节点集合。图6列举了三条备LSP的显式路由，分别如下 S节点作为PLR建立一条备LSP，保护其下游节点A及链路S - A，该 备LSP跨越节点A及链路S-A,且其宿节点为下游节点A的宿节点集合 (dl， d2, d3， d4)，即图6中虛线所示的备LSP1;A节点作为PLR建立一条备LSP,保护其下游节点C及链路A-C,该 备LSP跨越节点C及链路A-C，且其宿节点为下游节点C的宿节点集合 (d3， d4),即图6中点橫线所示的备LSP2;C节点作为PLR建立一条备LSP，保护其下游节点D及链路C-D,该 备LSP跨越节点D及链路C-D，且其宿节点为下游节点D的宿节点集合 (d3， d4),即图6中点线所示的备LSP3。步骤403:备LSP的显式路由确定后，PLR向宿节点发送携带备LSP 显式路由的路径建立请求(如Path Message,下面均以Path Message为例进 行说明)，以建立备LSP。建立备LSP的过程具体由备LSP路径建立单元完成，所述备LSP路径 建立单元根据点到多点主LSP的树拓朴结构确定备LSP路由，实际上就是 备LSP路径建立单元根据收发单元发送来的主LSP建立消息中携带的路由 信息确定需要保护的保护对象信息，并根据所述路由信息及主LSP对备LSP 的保护属性要求，确定备LSP路由。步骤404:接收到主LSP和相应的多个备LSP的Path Message的节点， 可以对主、备LSP或备LSP之间的Path Message进行合并，以减少网络信 令状态数量，优化网络资源利用，提高资源利用率。其中，进行主、备LSP消息合并的节点称为合并点(MP， Merge Point), 进行备LSP间消息合并的节点称为保护路径合并点(DMP, Detour Merge Point)。信令消息中包含Session Object (包括P2MP ID、 Tunnel ID、 Extended T画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 )可以唯一标识一个点
到多点LSP。主LSP及其相应的备LSP具有相同的LSP标识，即相同的 (P2MP ID + Tunnel ID + Extended Tunnel ID + Tunnel Sender Address + LSP ID),而备LSP的信令消息中携带Detour Object,节点可以通过信令消息 中是否携带Detour Object来区分主LSP及其相应的备LSP。对于Sender Template Object中的Sub-Group Originator ID和Sub-G應p ID，主、备LSP 间没有对应关系。消息合并原则具体如下1 )具有相同宿节点集合的主LSP和备LSP可以进行消息合并，且合并 后保留主LSP的Path Message;2)具有相同宿节点集合、下一跳节点和输出接口的备LSP间可以进行 消息合并，且按照一定的策略选择合并后保留的PathMessage。所述选择合并后保留的Path Message的策略可具体如下a、 若某备LSP穿越了其它备LSP所保护的节点，则不保留该备LSP 的Path Message;b、 若按a选择后仍剩余多个备LSP的Path Message,则保留与主LSP 最近的备LSP的Path Message,比如，按照某种算法计算各个备LSP自DMP 起与主LSP相距的权值，得到的权值最小者即为与主LSP最近的备LSP;c、 若按b选择后仍剩余多个备LSP的Path Message,则按DMP本地策 略保留一个Path Message向下游转发。比如，在图6中，节点B接收到主LSP和备LSP1的Path Message,它 们具有相同的宿节点集合(dl， d2),按照消息合并原则1)，则保留主LSP 的Path Message,而不保留备LSP1的Path Message,节点B成为MP。节点X接收到备LSPl和备LSP2的Path Message,它们具有的宿节点集合 不同，分别为(dl， d2， d3, d4)和(d3, d4 )，既不符合消息合并原则1 )， 也不符合消息合并原则2),因此，不能进行消息合并。节点Y接收到备LSP1、备LSP2和备LSP3的PathMessage,它们均具有相同的宿节点集合(d3, d4),相同的下一跳节点和输出接口，符合消息
合并原则2),可以进行消息合并。然后，按照策略a、 b、 c选择合并后保 留的Path Message:备LSP2穿越了备LSP3所保护的节点D，因此按照策略 a，不保留备LSP2的Path Message;若将自节点Y起与主LSP相交前的每 一跳权值记为1,则备LSP1与主LSP距离的权值为4,备LSP3与主LSP 距离的权值也为4,备LSP1与备LSP3权值相等，无法按照策略b作出选择； 最后，节点Y根据本地策略(如通过比较两备LSP对应的PLR地址的大小 关系来选择等)选择保留一条备LSP的Path Message,比如保留备LSP1的 Path Message, 节点Y成为DMP。图7所示为按照上述原则进行Path Message合并之后的路径状态。 步骤405:宿节点收到备LSP的Path Message后，反向发送路径建立响 应(如Resv Message,下面均以Resv Message为例进4亍il明)，MP或DMP 收到主LSP或备LSP的Resv Message后，向被其合并的多条主、备LSP的 上游转发Resv Message, PLR接收到备LSP的Resv Message后，备LSP建 立成功。如图7所示，若链路A-C发生故障，则节点A在检测到故障后，原来 由节点A转发到链路A - C上的业务将被节点A转发到相应的备LSP2上， 该业务后续的路由为[A, X， Y, Z， M， d3&d4]。在建立备LSP过程中或备LSP建立成功之后，PLR可以通过主LSP的 Resv Message中RRO Sub-Object携带的状态指示位，向主LSP的源节点上 报更新的保护状态及备LSP状态，包括本地保护是否可用、本地保护是否 已启用、是否提供带宽保护、是否节点保护等。以上所述对本发明的目的、技术方案和有益效果进行了进一步的详细说 明，所应理解的是，以上所述并不用以限制本发明，凡在本发明的精神和原 则之内，所做的任何修改、等同替换、改进等，均应包含在本发明的保护范 围之内。
权利要求
1、一种实现组播快速重路由的方法，其特征在于，该方法包括根据点到多点主标签交换路径LSP的树拓朴结构确定备LSP路由，并根据确定的备LSP路由建立备LSP。
2、 根据权利要求1所述的方法，其特征在于，所述根据点到多点主LSP 的树拓朴结构确定备LSP路由包括本地修复点PLR通过主LSP建立消息中携带的路由信息确定需要保护 的保护对象信息，并根据所述路由信息及主LSP对备LSP的保护属性要求， 确定备LSP路由。
3 、根据权利2所述的方法，其特征在于，所述备LSP路由的源节点为PLR ， 宿节点为PLR在主LSP上的下游节点的宿节点集合，且备LSP路由跨越需 要保护的保护对象。
4、 根据权利要求1所述的方法，其特征在于，所述PLR建立备LSP的 过程包括PLR向宿节点发送携带备LSP路由的路径建立请求；宿节点收到备LSP 的路径建立请求后，向PLR返回路径建立应答，进行资源预留。
5、 根据权利要求1、 2、 3或4所述的方法，其特征在于，在建立备LSP 的过程中进一步包括对主LSP及其相应备LSP的路径建立请求消息进行 合并。
6、 根据权利要求5所述的方法，其特征在于，所述合并包括 接收到具有相同宿节点集合的主LSP和备LSP路径建立请求消息的节点，对主LSP和备LSP的路径建立请求消息进行合并，且合并后保留主LSP 的路径建立请求消息。
7、 根据权利要求5所述的方法，其特征在于，所述合并包括 接收到一个以上具有相同宿节点集合、下一跳节点和输出接口的备LSP路径建立请求消息的节点，对备LSP的路径建立请求消息进行合并，且按 照 一 定的策略选择合并后保留的路径建立请求消息。
8、 根据权利要求7所述的方法，其特征在于，所述策略包括不保留 穿越其它备LSP所保护节点的备LSP的路径建立请求消息。
9、 根据权利要求7所述的方法，其特征在于，所述策略包括保留与 主LSP最近的备LSP的路径建立请求消息。
10、 根据权利要求9所述的方法，其特征在于，所述与主LSP最近的 备LSP为自保护路径合并点起与主LSP相距的权值最小者。
11、 根据权利要求7所述的方法，其特征在于，所述策略包括按保护 路径合并点本地策略保留路径建立请求消息。
12、 根据权利要求1所述的方法，其特征在于，在建立备LSP过程中 进一步包括PLR向主LSP的源节点上报保护状态及备LSP状态。
13、 一种节点，包括用于收发消息的收发单元，其特征在于，该节点进 一步包括备LSP路径建立单元，用于根据点到多点主LSP的树拓朴结构 确定备LSP路由，并根据确定的备LSP路由建立备LSP。
14、 根据权利要求13所述的节点，其特征在于，所述备LSP路径建立 单元进一步用于接收收发单元发送来的主LSP及其相应备LSP的路径建立 请求消息，并对收到的路径建立请求消息进行合并，将合并后的路径建立请 求消息通过收发单元发送出去。
全文摘要
本发明提供了一种实现组播快速重路由的方法，该方法包括根据点到多点主标签交换路径LSP的树拓朴结构确定备LSP路由，并根据确定的备LSP路由建立备LSP。且在建立备LSP的过程中，进一步对主LSP及其相应备LSP的消息进行合并，以减少网络信令状态数量。本发明还提供了一种节点，该节点包括收发单元和备LSP路径建立单元。本发明能够节省保护带宽，优化网络资源利用，提高资源利用率。
文档编号H04L12/54GK101155124SQ200610127898
公开日2008年4月2日 申请日期2006年9月27日 优先权日2006年9月27日
发明者张海燕 申请人:华为技术有限公司