CN1449149A - 用于无缓冲网络的上行资源管理传播系统和方法 - Google Patents

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Abstract

本发明公开了一种上行资源管理传播(“URMP”)方案。通过利用可升级的后压力方法有利地提供用于降低无缓冲网络拥塞的算法技术。在一个实施例中，URMP算法由拥塞节点触发，使运载拥塞控制信息的URMP分组从拥塞节点沿去往入口边缘路由器的路径传播，用于根据GMPLS建立的一组拥塞LSP。拥塞控制信息包括拥塞LSP数目，涉及的波长数目、最大峰值脉冲串大小，和用于同步入口边缘路由器时钟时间的同步目标。拥塞控制信息命令每个入口边缘路由器何时传送用于相应LSP的脉冲串分组。在拥塞期间，传输流从异步变成具有速率控制方案的时分复用(“TDM”)。

Description

用于无缓冲网络的上行资源管理传播系统和方法
技术领域
本发明通常涉及光脉冲串交换(“OBS”)网。更特别是，不是用来限制，本发明是指用于OBS网拥塞控制的上行资源管理传播(“URMP”)系统和方法。
背景技术
对互联网业务的需求在近年来急剧增长。这种增长至少部分是由于互联网和无线数据应用的快速发展和高速数字用户线(“DSL”)的引入。为了支持这种日益增长的需求，光纤骨干链路可用的原始带宽量已经增长了几个数量级。在当前的光互联网实施中，IP路由器根据G.709数字包装(wrapper)标准经同步光网络(“SONET”)接口和波分复用(“WDM”)链路互联。通过这种方式光传输的数据必须在每个节点电交换，由于相对较低的电处理速度这极大地降低了光网络的效率。
为了消除光-电-光(“O-E-O”)转换，由此加速数据传输，下一代光系统正设计成全光网络。这种光网络的节点避免缓冲，因为目前没有光形式的RAM。光波长交换(“OWS”)是基于电路交换的光网络技术，它将特定波长的整个带宽专用于特定的数据流。因为这种专用必须在另一个数据流使用它之前拆除，所以利用率很低。最近，已经开发了两种额外的光网络技术，每个都包括对OWS的改进。这些技术是光分组交换(“OPS”)和光脉冲串交换(“OBS”)。OPS提供较高的利用率，但是它承受较高的硬件实现复杂性。
相反，OBS提供基于脉冲串的交换，这不同于OWS而且是OPS的备选方式。OBS提供比OWS更高的利用率，具有中等的硬件实现复杂性。OBS是T比特骨干网的可行性方案，因为它允许在光域整个交换数据信道和在电域进行资源分配。OBS控制分组和控制分组之前相应的数据脉冲串分组从边缘路由器在偏移时间隔开的时刻发送。每个控制分组包含为相应的数据脉冲串选择路由通过光核心骨干网所需的信息，例如标记、脉冲串长度和偏移时间。控制分组经带外光纤内控制信道发送，并在每个光交叉连接的控制器电处理，以做出路由选择判定，例如选择外出光纤和波长。光交叉连接配置成交换数据脉冲串，它期望在指定的偏移时间之后到达。然后该数据脉冲串在光域整个交换，由此消除边缘路由器之间端到端路径的电子瓶颈。
在OBS网络中，碰撞会引起严重的问题，当脉冲串分组争取每个节点相同的外出接口时碰撞会发生。如果另一个波长可用，则脉冲串分组利用该节点的波长转换器转换到该波长。如果没有波长或光纤延迟线(“FDL”)可用，则一个脉冲串成功传输，而其余的脉冲串丢掉。出现阻塞事件的概率称为脉冲串阻塞概率(“BBP”)或脉冲串丢失概率(“BDP”)。已经证明BBP会超出完全利用的OBS网的10％，根据在没有FDL的每个接口的波长数目，这有助于脉冲串丢失。
如图1所示，OBS网100包括三个主要的组件：一个或多个边缘路由器102、一个或多个边缘节点104和一个或多个核心节点106。每个边缘路由器102负责执行脉冲串过程，其中从遗留(legacy)接口接收的许多分组插入到脉冲串分组，遗留接口例如包括“通过SONET的分组”(“PoS”)、G比特以太网、通过ATM的IP和帧中继。边缘节点104和核心节点106具有相同的节点结构。节点104和106唯一的区别在于信令；具体的说，边缘节点104通过用户到网络接口(“UNI”)连接到边缘路由器102和通过网络到网络接口(“NNI”)连接到核心节点106。边缘节点104还支持接入其它的网络，例如G.709。
如前所述，OBS技术消除了脉冲串分组的O/E/O转换，只有脉冲串首部分组(“BHP”)进行O/E/O转换。图2是一部分OBS网200的另一种说明。如图2所示，脉冲串分组202和相应的BHP204经不同组的信道传输，这些组的信道分别称为数据信道组(“DCG”)206和控制信道组(“CCG”)208。DCG206和CCG208的信道可以在相同或不同的光纤中物理运载。当BHP204从边缘路由器210传输时，相应的脉冲串分组202在偏移时间212过去后从同一边缘路由器210传输。BHP204在脉冲串202沿路径到达每个节点214之前建立正向路径。通常，偏移时间212只是足够长到允许BHP204在沿路径的OBS节点214处理。
图3是用于IP通过OBS的通用多协议标记交换(“GMPLS”)实现的示范性OBS节点300的方框图。如图3所示，边缘和核心OBS节点，例如节点300，主要包括光交换阵列302和交换控制单元(“SCU”)304。GMPLS路由选择引擎(“GMRE”)306还包含在用于IP通过OBS的GMPLS实现情况中。GMRE306提供GMPLS能力，例如路由选择和信令，以便定义基于明显路由目标(“ERO”)的标记交换路径(“LSP”)。脉冲串循着这条路径通过整个OBS网。OBS节点300称为OBS标记交换路由器(“LSR”)，如果利用GMPLS的话。
GMPLS控制板为网络规划者提供这样的能力，即内在地设计更灵活的网络，能够自适应互联网业务的敌对(hostile)特性。而且，集成GMPLS和OBS的主要优点在于GMPLS控制将降低与定义和维护单独的OBS光层有关的许多复杂性。
OBS中的GMPLS使用与脉冲串分组有关的标记。为了在给定光纤的不同波长上转发同一LSP的连续数据脉冲串，此标记只规定进入光纤到外出光纤映射。换句话说，GMPLS标记接合是基于光纤接口。脉冲串分组可以转换到根据标记映射的外出光纤接口内的可用波长。如果没有波长可用，则FDL308用于在节点300延迟脉冲串分组。
用于建立、拆除和维护LSP的实际信令可以利用标记分配协议(“LDP”)或资源预留协议(“RSVP”)来完成。业务工程所需的网络拓扑和网络资源信息利用扩充内部网关协议(“IGP”)广告，该协议适当地扩展到链路状态广告(“LSA”)消息。OBS网络的LSA消息运送脉冲串档案以及分配和空闲的FDL容量和脉冲串档案，它们可能包括这样的信息，例如脉冲串的平均数和长度和平均BCP/BDP。
OBS网络的主要问题是BDP/BBP。如前所述，如果波长或FDL都不可用，则脉冲串分组在拥塞OBS节点丢失。在高网络利用率的情况下，BDP会超过10％。拥塞控制是脉冲串丢失问题的最佳解决方案；但是，迄今没有任何建议用于OBS网的拥塞控制。这主要是由于这样的事实，即尽管OBS技术是基于分组交换技术，但是在OBS节点不采用队列。当OBS节点收到脉冲串分组时，该节点将脉冲串转换成可用的外出波长，并将它传送到下一个跃点或链路。脉冲串分组不在OBS节点处理或缓冲。相应的，基于缓冲管理技术的现有的拥塞控制算法无法消除无缓冲网络，例如OBS的拥塞。
OBS网络中脉冲串丢失问题的一种解决方案是将波长数目与网络中LSP匹配；也就是说，为每个LSP分配单独的波长。这种方案非常昂贵而且会导致带宽未使用部分的浪费。相应的，该方案通常被认为是不可接受的。
发明内容
本发明包括上行资源管理传播(“URMP”)方案，它通过利用可升级的后压力(backpressure)方法有利地提供用于降低无缓冲网络拥塞的算法技术，该可升级的后压力方法适应网络数据流的数据率，并将其传输类型从异步变为具有速率控制原理的时分复用(“TDM”)。
在一个实施例中，URMP算法由拥塞节点触发，使运载拥塞控制信息的URMP分组从拥塞节点沿去往入口边缘路由器的路径传播，用于根据GMPLS建立的一组拥塞LSP。例如，拥塞可以定义为LSP的阻塞脉冲串的数目超过门限或波长的业务负荷超过目标负荷(例如，80％)。拥塞控制信息包括拥塞LSP数目、涉及的波长数目、最大峰值脉冲串大小、和用于同步入口边缘路由器时钟时间的同步目标。拥塞控制信息命令每个入口边缘路由器何时传送用于相应LSP的脉冲串分组。
特别是，同步的入口边缘路由器在拥塞期间将其传输类型从异步变为基于时隙的TDM。每个周期包括预定数目的时隙，该数目等于拥塞LSP的数目。每个时隙的大小等于最大峰值脉冲串大小。每个周期的传输时隙随机地分配给所涉及的每个LSP。每个周期内分配给特定LSP的时隙数目限定为拥塞LSP数目与所涉及波长数目的比。
URMP算法建立拥塞节点和入口边缘路由器之间的传输控制。拥塞节点包括URMP算法中的入口边缘路由器，如果该边缘路由器的任何LSP参与拥塞的话。在资源预留协议“RSVP”背板中，包括拥塞控制信息的URMP目标封装入分别上行和下行传播的Resv和ResvErr消息。包括URMP目标的Resv消息在沿路径的OBS节点建立URMP状态。拥塞路径上的每个节点存储所涉及每个LSP的拥塞状态，它提供可升级的特征。因此，可能出现合并相关的拥塞LSP。拥塞状态类似于RSVP中的Resv和路径状态被拆除或超时。
在一个方面，本发明包括控制无缓冲通信网中拥塞的方法，该无缓冲通信网包括多个互联的节点，该方法包括步骤：在每个节点保存拥塞状态信息，该拥塞状态信息包括用于从网络的入口边缘路由器到穿越该节点的网络出口边缘路由器的多条通信路径的每一个的拥塞状态数据；在检测到拥塞节点的当前拥塞后，确定包括识别为参与当前拥塞的所有通信路径的当前拥塞组、更新拥塞节点的拥塞状态信息、和将拥塞控制信息上行发送到识别为参与当前拥塞的入口边缘路由器。
在另一个方面，本发明包括控制无缓冲通信网中拥塞的装置，该无缓冲通信网包括多个互联的节点，该装置包括：在每个节点保存拥塞状态信息的装置，该拥塞状态信息包括用于从网络的入口边缘路由器到穿越该节点的网络出口边缘路由器的多条通信路径的每一个的拥塞状态数据；在检测到拥塞节点的当前拥塞后，确定包括识别为参与当前拥塞的所有通信路径的当前拥塞组、更新拥塞节点的拥塞状态信息、和将拥塞控制信息上行发送到识别为参与当前拥塞的入口边缘路由器的装置。
在一个方面，本发明包括控制无缓冲通信网中拥塞的方法，该无缓冲通信网包括多个互联的节点，该方法包括步骤：在每个节点保存拥塞状态信息，该拥塞状态信息包括用于从网络的入口边缘路由器到穿越该节点的网络出口边缘路由器的多条通信路径的每一个的拥塞状态数据；在检测到拥塞节点的当前拥塞后，确定包括识别为参与当前拥塞的所有通信路径的当前拥塞组、更新拥塞节点的拥塞状态信息、和将拥塞控制信息上行发送到识别为参与当前拥塞的入口边缘路由器。
在另一个方面，本发明包括控制无缓冲通信网中拥塞的装置，该无缓冲通信网包括多个互联的节点，该装置包括：在每个节点保存拥塞状态信息的装置，该拥塞状态信息包括用于从网络的入口边缘路由器到穿越该节点的网络出口边缘路由器的多条通信路径的每一个的拥塞状态数据；在检测到拥塞节点的当前拥塞后，确定包括识别为参与当前拥塞的所有通信路径的当前拥塞组、更新拥塞节点的拥塞状态信息、和将拥塞控制信息上行发送到识别为参与当前拥塞的入口边缘路由器的装置。
在另一个方面，本发明包括用于控制光纤网中拥塞的系统，该光纤网包括多个互联的节点，包括：在每个节点的拥塞状态信息，该拥塞状态信息包括用于从网络的入口边缘路由器到穿越该节点的网络出口边缘路由器的多条标记交换路径(“LSP”)的每一个的拥塞状态数据；其中在检测到拥塞节点的当前拥塞后，拥塞节点确定包括识别为参与当前拥塞的所有LSP的当前拥塞组、更新拥塞节点的拥塞状态信息、和将拥塞控制信息上行发送到识别为参与当前拥塞的入口边缘路由器，和其中上行节点利用拥塞控制信息更新沿着从拥塞节点到入口边缘路由器的LSP的上行节点的拥塞状态信息。
附图说明
当结合附图参考下文的详细描述时可以更完整地理解本发明。
图1说明示范性OBS网的方框图；
图2说明一部分示范性OBS网的方框图；
图3说明OBS网的示范性节点；
图4是根据本发明的一个实施例的一部分OBS网的方框图，说明为沿LSP路径的拥塞LSP建立URMP状态；
图5A和5B集体说明根据本发明的一个实施例的URMP算法的流程图；
图6A-6C说明根据本发明的一个实施例的拥塞合并，其中沿单个路径的两个不同OBS节点拥塞；
图7A和7B分别说明根据本发明一个实施例特征的各种基于时隙的传输方案；
图8说明根据本发明的一个实施例的用于模拟研究URMP算法有效性的网络拓扑；
图9是根据本发明的一个实施例的用于模拟研究URMP算法有效性的每个LSP的脉冲串业务到达模型；和
图10-13是说明利用图8网络拓扑和图9脉冲串业务到达模型进行模拟研究结果的图。
具体实施方式
附图中，相同或类似的元件在整个附图中用相同的附图标记表示，所述的各种元件不必按比例画出。
在优选实施方式中，本发明的URMP算法包括四个成分，包括URMP状态、URMP过程、基于时隙的传输、和URMP目标。URMP状态存储沿着所涉及LSP路径的所有OBS节点，表示LSP的拥塞状态；此状态类似于RSVP的Resv和Path状态。URMP过程定义拥塞期间OBS节点的事件和拥塞控制过程。基于时隙的传输描述拥塞期间入口边缘路由器的传输机理。URMP目标定义插入Resv和ResvErr消息以支持URMP算法的信息。这四个成分的每一个将在下文更详细地描述。
如前所述，URMP算法在拥塞节点和其LSP参与拥塞的入口边缘路由器之间建立传输控制。当LSP包含在URMP过程(由于它参与拥塞的事实)时，拥塞节点将URMP状态创建为用于LSP的开模式。该节点的URMP状态还包含URMP的所有者LSP的标记(即，开始URMP算法的LSP)、来自URMP所有者(即开始URMP算法的节点-0表示URMP算法的开始跃点或“地零”(GROUND-ZERO)跃点)的跃点或链路数目、包含在URMP中的LSP数目、包含在URMP中的波长数目、和用于LSP的带宽需求。应当注意，除了或代替包括来自URMP所有者节点的跃点数目以外，还可以表示地零节点的ID。
当OBS节点触发URMP算法和URMP状态已经处于非零URMP状态时，正如下文所更详细描述的，必须得出这样的结论，即拥塞的地零处于此特定跃点的下行。拥塞节点具有URMP状态所有必要的信息，以初始化Resv和ResvErr消息。现在表示为“上行地零”节点的当前拥塞OBS节点传送上行发往所涉及入口边缘路由器的Resv消息，还下行发送ResvErr消息到地零节点。包括URMP目标的Resv和ResvErr消息为所有涉及的LSP在沿路径的OBS节点建立URMP状态。每个LSP在每个OBS节点具有URMP状态，表示该LSP涉及到任何URMP过程。
图4说明传播具有URMP目标的Resv消息和为路径上所涉及的LSP建立URMP状态。假设为了拥塞首先发生在OBS节点400F的例子，OBS节点400F称为“地零”节点。涉及拥塞的LSP是LSP1、LSP2和LSP4。OBS节点400F发出用于LSP1，LSP2和LSP4的Resv消息入口边缘路由器410A服务LSP1和LSP2，入口边缘路由器410B服务LSP4。用于LSP1和LSP2的Resv消息遵循包括跃点OBS节点400E和OBS节点400C的路径，并在这些节点为LSP1(LSP1：URMP“开”)和LSP2(LSP2：URMP“开”)建立URMP状态。用于LSP4的Resv消息遵循包括跃点OBS节点400E和OBS节点400D的路径，同样在这些节点为LSP4(LSP4：URMP“开”)建立URMP状态。未涉及的LSP(即，LSP3、LSP5和LSP6)的URMP状态在每个节点400C-400G处于关模式(例如，LSP5：URMP“关”)。
当OBS节点确定任何LSP在该节点拥塞时，例如，因为LSP的阻塞脉冲串数目超过门限或波长的业务负荷超过目标负荷(例如，80％)，它开始图5A和5B说明的URMP过程。如图5A所示，在步骤500，拥塞节点根据一些LSP区分过程确定造成拥塞的LSP的标识，这些LSP区分过程例如是上述相关申请所描述的，这里并入其全文作为参考。这组LSP这里称为“拥塞组”。在步骤502，确定如拥塞节点的URMP状态信息表所示，拥塞组中所有LSP的URMP状态是否处于关模式。如果是，则当前拥塞的跃点标记为当前URMP过程的地零跃点，当前节点的状态信息被更新(步骤503)。然后执行到步骤504。
在步骤504，拥塞节点发出Resv消息，它包括上行发往所涉及入口边缘路由器的用于拥塞组内每个LSP的URMP目标。如前所述，URMP目标包括URMP所有者LSP的标记、到达地零节点的跃点数目、和URMP中所包含的LSP数目和波长数目。
Resv消息在每个上行节点如下处理。在步骤506，包含在URMP状态信息中用于拥塞组内每个LSP的跃点数目加一。在步骤507，检验拥塞组内每个LSP的URMP状态，确定拥塞组内任何LSP的URMP状态是否处于开模式，表示可能的“上行拥塞合并”情况。如果否，则执行到步骤508，其中该节点利用Resv消息中URMP目标所包含的拥塞信息更新URMP状态信息。
如果在步骤507确定拥塞组内一个或多个LSP的URMP状态处于开模式，则上行节点标记为上行地零节点(步骤509)，这种情况称为上行拥塞合并。在步骤510，上行地零节点确定合并以前和当前拥塞组(“合并拥塞组”)所包含的LSP总数和将Resv消息中新的LSP总数传播到当前拥塞组的LSP中。
另外，上行地零节点如下更新以前拥塞组的LSP的URMP状态信息。首先，在步骤514，当前URMP过程的所有者表示为下行拥塞节点。在步骤515，来自URMP所有者的跃点数目从零变为来自下行拥塞节点的Resv消息接收的跃点数目。在步骤516，包含在URMP过程的LSP(和波长)数目变成等于合并发生以后新的LSP(和波长)总数；即合并拥塞组中LSP和波长的总数。在步骤517，包含更新后的URMP信息的Resv消息传播到以前拥塞组的LSP。
在步骤518，上行地零节点还下行发送ResvErr消息到达当前拥塞的新的地零节点。该ResvErr消息包括更新后的URMP目标，包括新的LSP和波长总数。在步骤520，当地零节点接收ResvErr消息时，更新URMP状态信息，在步骤522，地零节点发出用于剩余LSP，即当前拥塞组的LSP的Resv消息，它们不接收上行地零节点在步骤510发送的新的更新后的Resv消息。
图6A说明根据本发明一个实施例特征的拥塞合并之前OBS网600的两个不同的拥塞组。一个拥塞组(CONGESTION_SET1)包括入口边缘路由器602D和OBS节点604A之间沿包括跃点节点606Z路径的LSP，其中节点604A是拥塞节点。另一个拥塞组(CONGESTION_SET2)包括OBS节点604B和入口边缘路由器602C和602D之间沿包括跃点节点606Y、604A、和606Z路径和OBS节点604B和入口边缘路由器602E和602F之间沿包括跃点节点606Y、606X、和606W路径的LSP，其中节点604B是拥塞节点。
图6B说明关于图6A所说明的拥塞组的上行拥塞合并过程，如上面参照图5A和5B所述。假设为了这样一个例子，即节点604A在节点604B之前拥塞；相应的，节点604A这里可以称为“以前拥塞的节点”，节点604B这里可以称为“当前拥塞的节点”或“新拥塞的节点”。用于节点604A的URMP状态信息用附图标记620A表示；同样用于节点604B的URMP状态信息用附图标记620B表示。注意如图6B所示，两个拥塞组(CONGESTION_SET1和CONGESTION_SET2)具有公共的LSP(例如LSP1和LSP2)。CONGESTION_SET1包括K个LSP；CONGESTION_SET2包括N个LSP，其中K和N大于零。假设当节点604B开始URMP过程时，与节点604A有关的URMP过程已经完成。
当节点604B区分造成拥塞的LSP时，它首先将每个LSP，例如LSP1的URMP状态变成开模式。例如，用于LSP1的URMP状态信息602B的URMP状态变成开模式。接下来，节点将具有URMP目标的Resv消息上行发往入口边缘路由器602C、602D、602E和602F。当以前是地零跃点的节点604A收到Resv消息时，它检验用于URMP目标所识别LSP(例如，LSP1)的URMP状态的URMP状态信息620A。节点604A确定LSP1的URMP状态已经处于开模式。相应的，节点604A改变CONGESTION_SET1中的信息，因此CONGESTION_SET1标记变成新所有者LSP的标记，跃点的数目(到地零跃点)从零变成二，LSP的数目从K变成N1，其中K＜N1＜(K+N)，K和N分别是节点604A和节点604B的拥塞LSP数目。可以认识到，因为拥塞组包括至少一个公共的LSP(在这种情况下，LSP1)，当合并拥塞和拥塞组时，合并后拥塞组的LSP数目应当小于(K+N)。
现在标记为“上行地零”跃点的节点604A将包括更新后URMP目标的Resv消息上行发往入口边缘路由器602C和602D。这样，用于沿上行路径节点(在这种情况下，节点602Z)的URMP状态信息类似于更新节点604A的URMP状态信息的方式适当更新。具体的说，LSP的数目和所有者LSP的标记将发生改变，到地零节点的跃点数目将加二。节点604A还将包含更新后URMP目标的ResvErr消息下行发往新的地零节点(节点604B)。相应的，节点604B将更新URMP状态信息620B，将LSP数目从N变成N1。节点604B还将具有新更新URMP目标的Resv消息上行发往入口边缘路由器602E和602F，从而使节点606Y、606X和606W用更新后的URMP信息更新它们各自的URMP状态信息。
再参见图5A，在步骤502，如果拥塞组的一个或多个LSP处于开模式，表示当前跃点不是地零跃点和下行已经存在拥塞标识，则执行到步骤529，其中当前节点定义为上行地零节点。这称为下行拥塞合并情况。
在步骤530，最近拥塞的节点合并当前拥塞组和其URMP状态信息已经识别的拥塞组，以建立合并的拥塞组。在步骤532，该节点将Resv消息中的新LSP总数传播到当前拥塞组内所有的LSP。注意当前拥塞组既没有改变拥塞标记，即以前所有者LSP的标记，也没有改变URMP状态信息中的跃点数目。
在步骤534中，当前拥塞节点还将ResvErr消息下行发往以前拥塞的地零节点。ResvErr消息包括新更新的URMP目标，它包括拥塞所包含的新LSP和波长总数。在步骤536，当地零节点收到ResvErr消息时，它更新URMP状态信息(具体的说，是拥塞所涉及LSP和波长数目)，在步骤537，地零节点将Resv消息发送到原始拥塞组中剩余的LSP，它们没有收到新拥塞节点发送的新更新的Resv消息。
图6C说明关于图6A所示拥塞组的下行拥塞合并过程，正如图5所示。假设这样的一个例子，即节点604B在节点604A之前拥塞。节点604A的URMP状态信息用附图标记622A表示；同样，节点604B的URMP状态信息用附图标记622B表示。注意，如图6C所示，两个拥塞组(CONGESTION_SET1和CONGESTION_SET2)具有公共的LSP(例如LSP1和LSP2)。CONGESTION_SET1包括K个LSP；CONGESTION_SET2包括N个LSP。假设当节点604A开始URMP过程时，与节点604B有关的URMP过程已经完成。
在节点604A表示拥塞以后，该节点首先确定拥塞组中LSP的标识，然后确定拥塞组内LSP的URMP状态。相比较上面参照图6B所述的上行拥塞合并情形，URMP信息中的跃点信息数目和所有者LSP标记在URMP状态信息622A中不改变。唯一修改的信息是LSP数目和相关波长数目，它们变成包括当前拥塞所涉及的LSP和波长。相应的，节点604A将LSP总数从K变成N1，其中K＜N1＜(K+N)，K和N分别是节点604A和604B的拥塞LSP数目。
接下来，节点604A发送包括URMP目标的Resv消息，将消息上行发送到入口边缘路由器602C和602D。节点604A还将ResvErr消息发往节点604B，节点604B是合并拥塞的地零节点。相应的，节点604B可以将具有新更新URMP目标的Resv消息发送到入口边缘路由器602E和602F。
应当注意最下行的节点总是地零，与拥塞合并情况无关(即，下行或上行)。
拥塞节点向每个拥塞LSP发送一个Resv消息。每个Resv消息只包括相关的URMP目标。在高间隔尺寸(granularity)的情况下，在拥塞节点只发送一个Resv消息，在同一Resv消息中包括用于每个LSP的URMP目标。在这种情况下，接收节点处理每个URMP目标。如果相关LSP遵循不同的路径，该节点发送用于此LSP的新Resv消息。
在上行拥塞合并和下行拥塞合并情况下，新拥塞的节点向地零节点发送ResvErr消息。最新拥塞的节点只发送一个ResvErr消息。该ResvErr消息通过所有者LSP的通用标记转发到地零节点。在每个节点，当收到包含URMP目标的ResvErr消息时，该节点检验所有者LSP的标记。如果所有者LSP的跃点数目在该节点为零，则该节点自身是地零节点，该节点不转发ResvErr消息。如果所有者LSP的跃点数目在该节点不为零，则意味着该节点不是地零节点，该节点下行转发ResvErr消息。
地零节点通过周期地发送Resv消息来负责刷新沿路径的URMP状态。可以应用相同的RSVP状态更新规则。如果该节点连续k次不接收任何Resv刷新消息，其中k是某预选数，则沿路径的URMP状态超时。通常，当拥塞组内的LSP拆除时，与该LSP有关的URMP状态也拆除。如果地零节点超时或首先拆除，则如果拥塞持续，上行拥塞OBS节点负责保持它们的URMP状态有效。如果上行节点超时或首先拆除，则该节点将具有新URMP目标的ResvErr发往地零节点，地零节点利用该消息更新它的URMP信息。
定义了三个目标来支持URMP算法，包括URMP目标、路径同步(“PS”)目标、和URMP同步(“US”)目标。该URMP目标包括下面的字段：
-所有者LSP的标记
-离开地零节点的跃点数目
-URMP所包含的波长数目
-最大峰值脉冲串大小(“MPBS”)
-所涉及LSP的总带宽需求
该URMP目标插入到上述的Resv和ResvErr消息中。
该标记字段定义目标所属的LSP。拥塞节点还将LSP内的MPBS插入到拥塞组中。如果有任何峰值脉冲串大小大于属于它自己拥塞组中任何LSP收到的大小，则上行拥塞节点改变此值。其它的字段已经在前面描述过。
应当注意上面的描述假设每个LSP沿从拥塞OBS节点到入口边缘路由器只具有唯一的标记。如果情况不是如此，即，如果LSP沿它们相应的路径具有多个标记，例如每个跃点一个标记，则沿该路径的节点使每个LSP的进入标记和外出标记与对换标记相关。在这种情况下，当节点收到包含URMP目标的Resv消息时，该节点将对换“所有者LSP”的标记和URMP状态信息中用于该“所有者LSP”的相关标记。
为了同步URMP过程所涉及的入口边缘路由器，拥塞节点需要知道自己与每个所涉及入口边缘路由器的时钟差。这通过在建立LSP期间将PS目标包含到路径消息来实现。PS目标包括下面的字段：
-标记
-时钟时间
-节点延迟
入口边缘路由器将它的时钟时间插入到时钟时间字段。节点延迟在入口边缘路由器为零。LSP路径上的每个接收节点将其处理延迟和传播延迟加入到节点延迟字段的值中，然后将结果存回节点延迟字段。因此，LSP路径上的每个节点通过将它自己的时钟时间减去节点延迟字段的值和时钟时间字段的值获知与入口边缘路由器的时钟差。
当拥塞节点发送URMP目标时，该节点还将US目标插入Resv消息中。该US目标包括下面的字段：
-标记
-时钟差
标记字段定义目标所属的LSP。时钟差字段所存储的值可以是正或负，分别表示拥塞节点的时钟超前或滞后于入口边缘路由器的时钟。入口边缘路由器开始在时间ts的基于时隙的传输周期。特别是，ts＝(MPBS+时钟+时钟差)，其中MPBS是最大峰值脉冲串大小。每个LSP的峰值脉冲串大小是建立LSP期间的协商参数。此参数应当存在每个节点。
根据本发明的一个实施方式，当入口边缘路由器收到Resv消息中的URMP目标时，它将与拥塞有关的LSP从异步转换到基于时隙的传输。一个“时隙”等于最大传输单位，即等于OBS网中的MPBS。假设为了这样一个例子，即入口边缘路由器收到URMP信息，因此LSP的总数和相关波长的总数分别是N和M。另外，假设每个LSP的带宽需求是αl，其中l＝1、2、...N。入口边缘路由器可以选择一个或两个方案。方案1包括在一个周期传输属于与拥塞相关LSP的一个脉冲串。这可以看作是慢启动方案，它动态地降低所传送的脉冲串数目。方案2包括一个周期传输αlNM/？i＝1 Nαl，其中N＜＜M，个脉冲串到与拥塞相关的LSP。
注意每个周期具有N个时隙。在方案1，入口边缘路由器以1/N的概率随机地选择一个时隙。因此方案1的脉冲串数据率降低D/N，其中D是前一个脉冲串数据率。在方案2，脉冲串数据率大致降低到D/(N/M)。此方案类似于时隙ALOHA协议。
为了确保边缘路由器之间的同步，Resv消息还应当运送同步目标。为了保证URMP算法所涉及的入口边缘路由器之间相同的周期，同步是必要的。
图7A和7B分别说明根据方案1的基于时隙的传输方案和根据方案2的基于时隙的传输方案的应用。如图7A和7B所示，标记为LSP701、LSP702、LSP703、和LSP704的四个LSP争用在地零节点的两个新波长λ1和λ2。假设为了这样一个例子，即所有的LSP701-704具有相同的带宽需求，两个入口边缘路由器716和718分别启动三个(LSP701、LSP702和LSP703)和一个(LSP704)LSP。入口边缘路由器716和718根据上述的URMP过程被通知拥塞。如前所述，基于时隙的传输可以根据两个方案的其中一个实现。
入口边缘路由器716的同步在附图标记702a表示的时间段内发生。相应地，入口边缘路由器718的同步在附图标记702b表示的时间段内发生。一旦两个入口边缘路由器716和718在附图标记722表示的时间同步，第一个基于时隙的传输周期724开始，之后是连续的周期。基于时隙的传输继续直到拥有拥塞的LSP拆除，类似于RSVP中的Resv和路径状态拆除过程。
如前所述，每个传输周期包括N个时隙，其中N是所涉及LSP的数目。相应的，传输周期724包括四个时隙726a-726d，每个长度等于MPBS728。
图7A说明根据方案1的基于时隙的传输方案的应用。当应用方案1时，OBS网的BBP显著降低。脉冲串率降低1/N，其中N是该过程所涉及的LSP数目，在这种情况下为四。入口边缘路由器716、718的其中一个以1/N的概率选择一个时隙用于LSP701-704的适当一个，其中N是所涉及LSP的数目。
图7B说明根据方案2的OBS网中基于时隙的传输方案的应用。利用此方案将会导致BBP的降低，但是会比应用方案1时相同情况要略高。脉冲串率比方案1高波长数目的倍数。入口边缘路由器716、718的其中一个以1/N的概率选择一个时隙用于LSP701-704的适当一个，其中N是所涉及LSP的数目(即，四)。
图8-13说明验证这里所述本发明实现功效的模拟研究。图8是一部分OBS网络800的拓扑图，其中这里所述的URMP算法以及上述共同受让的待审查申请所述的共享波长组算法(“SWG”)(这里并入其全文作为参考)被实现。如图8所示，网络部分800包括三个入口边缘路由器802A、802B、和802C。假设已经建立750个LSP。还假设这些LSP的250个从边缘路由器802A通过节点802D和802E到达核心节点802F，这些LSP的250个从边缘路由器802B通过节点802D和802E到达核心节点802F，剩余的250个从边缘路由器802C通过节点802E到达核心节点802F。每个光纤具有容量为10Gpbs的64个信道(波长)。还假设该网络采用JET方案，其中每个节点的资源只在脉冲串期间预留。
图9说明用于网络模拟研究的网络800的每个LSP的脉冲串业务到达模型900。该模型900包括三个装置，包括分别用附图标记902、904和906标明的开状态、关状态和空闲状态。开状态902相应于指数脉冲串到达。定义在此状态902的平均脉冲串到达率以便提供用于64个信道的链路的100％的链路使用率。相应的，开状态902的平均到达率大致是每个LSP每秒88个脉冲串分组。关状态904的平均到达率是零。每个状态902、904的任期时间(sitting time)也呈指数分布。
在下述的例子中，假设开状态902和关状态904的平均任期时间是一秒。开状态902的平均任期时间在0.5和0.9秒之间。因此，关状态904的平均任期时间是0.5秒和0.1秒之间。在一个状态902、904的任期时间过去后，LSP以0.5的概率转换到另一个状态904、902，或它以相同的概率呆在同一状态。
每个LSP花每40秒周期的后20秒呆在空闲状态906。空闲状态906的原因在于URMP算法使每个LSP队列增大，这导致过大的队列大小和这里所述模拟的事件分配问题。因此，建立空闲状态906以中和入口边缘路由器的LSP队列。空闲状态906的任期时间是可确定的。当20秒的空闲周期到期时，LSP以0.5的概率转换到开状态902或关状态904。脉冲串分组的长度也呈指数分布。平均脉冲串长度是18K字节。最大和最小脉冲串长度是19和17K字节。基于时隙的传输周期的时隙时间定义为19.01K字节，以便运送最大长度的脉冲串。模拟运行是50,000,000个脉冲串到达。
收集下面的参数：
-脉冲串阻塞百分比(“BBP”)
-平均脉冲串传输延迟
-具有URMP目标的RSVP分组数(每秒)
平均脉冲串传输延迟包括脉冲串传输延迟、传播延迟和信道接入延迟，信道接入延迟是由于URMP的时隙传输方案。
图8所示的网络拓扑首先不用URMP算法模拟，利用光纤、SWG-32、和SWG-48。SWG-N表示LSP只分配64个波长中的N个波长。然后用URMP算法模拟同一拓扑。第一拟合算法用于在光纤或SWG-N分配波长。
图10说明BBP对开状态的平均任期时间。图10说明没有和具有URMP算法的平均BBP。当没有应用URMP时，光纤(“无URMP-无SWG”)的BBP从1.72×10-4增加到0.33，开状态的平均任期时间从0.5增加到0.9，如线1000所示。没有应用URMP的SWG-48(“无URMP-48SWG”)给出非常类似的结果，如线1002所示。没有应用URMP的SWG-32(“无URMP-32SWG”)在0.5的平均任期时间引入略高的BBP(3.93×10-4)，如线1004所示。注意大多数脉冲串阻塞在节点E和F的链路发生，因为它运载所有的750个LSP。节点D和E之间的链路运载500个LSP，其余的链路运载250个LSP。
当应用URMP算法时，每个LSP随机从750个时隙中选择64个时隙，和没有SWG的64个信道。没有SWG的URMP(“URMP-无SWG”)给出全负荷系统的大约5.5％的BBP，如线1006所示。在SWG-N选择中，每个LSP再次从64个信道中随机选择N个时隙，一些时隙等于该过程所涉及的LSP数目。因此，具有SWG-N的URMP随着平均任期时间的增加而引入较少的BBP，因为LSP选择较少的时隙量。当平均任期时间增加时，具有SWG-32的URMP(“URMP-32SWG”)和具有SWG-48的URMP(“URMP-48SWG”)分别产生2.1％和2.4％的BBP，如线1008和1010所示。但是，URMP-32SWG的BBP在0.8的平均任期时间达到6.4。URMP-48SWG的BBP在0.82的平均任期时间达到15.68％。而且，URMP-32SWG和URMP-48SWG在0.5的平均任期时间分别引入1.33×10-3和6.49×10-4的BBP。这是因为随着平均任期时间的增加，URMP过程涉及的LSP数目增加，导致URMP周期内的时隙数目增加。
时隙数目的增加允许系统更成功地将时隙分配给LSP。当URMP周期内的时隙数目较少时，工作的LSP争用同样少量的时隙。如前所述，每个LSP选择750个时隙中的64个时隙和64个信道用于没有SWG的URMP。如果每个LSP选择较少量的时隙，例如32而不是64，则BBP急剧下降为10-7的程度。但是，另一方面，它引入显著的脉冲串延迟量，即使在平均任期时间是0.5时。当平均任期时间是0.5时平均脉冲串传输延迟是不可接受的6秒。
图11说明开状态下平均脉冲串传输延迟对平均任期时间。图12说明平均脉冲串传输延迟对BBP。平均脉冲串传输延迟包括脉冲串传输延迟、传播延迟、和信道接入延迟，信道接入延迟是由于URMP中的时隙传输方案。无URMP系统的平均脉冲串传输延迟是4.48×10-3，它只包括传输和传播延迟。参见图11，具有光纤的URMP(“URMP-无SWG”)引入较高的延迟，直到0.8的平均任期时间，如线1100所示。具有SWG-32的URMP(“URMP-32SWG”)引入更多的延迟，但降低了BBP，如线1102所示。具有SWG-48的URMP(“URMP-48SWG”)在平均任期时间超过0.92以后引入比URMP-无SWG更多的延迟，如线1104所示。
参见图12，如线1200所示的SWG-32(“URMP-32SWG”)比如线1202所示的SWG-48(“URMP-48SWG”)引入较少的延迟，直到4×10-3的BBP。在此点以后，SWG-32随着BBP的增加引入更高的延迟。但是，当BBP开始再次下降时，SWG-32也引入比SWG-48更少的延迟。在大致2％，SWG-32的延迟又超过SWG-48。当BBP增加到5×10-2时，如线1204所示的无SWG的URMP(“URMP-无SWG”)引入这三种方案中最高的延迟。简言之，当业务负荷较少时SWG-N方案引入较少的延迟，当负荷急剧增加时，SWG-N通过引入更多的延迟而降低BBP。
图13说明具有URMP目标的已传输RSVP分组的平均数对开状态的平均任期时间。注意假设拥塞节点只对拥塞期间URMP-无SWG的工作LSP发出RSVP分组。对于SWG-32和-48(分别为“URMP-32SWG”和“URMP-48SWG”)方案，结果分别由线1300和1302说明，只包括工作LSP，其SWG组由工作LSP占用50％。SWG-N方案当平均任期时间较小时引入较少的RSVP分组。当平均任期时间超过大致0.76时，SWG-32开始发出比URMP-无SWG更多的RSVP分组，其结果由线1304表示。原因在于在空闲时间段内，URMP-无SWG快速清空队列中的LSP。但是，SWG-32无法清空队列，边缘路由器继续发出RSVP分组直到所有的队列为空，即20秒或所有的空闲周期。当平均任期时间增加时，所有的方案会聚到相同数目的RSVP分组，它等于工作LSP。
相应的，可以得出这样的结论，即本发明的URMP算法提供超越现有技术的多个优点。首先，URMP算法提供重叠拥塞可以合并成一个拥塞的方式。而且，该算法同步造成同一拥塞的入口边缘路由器。通过同步的开始，入口边缘路由器将其传输类型从异步转换成具有控制数据率的基于时隙的传输，由此保证较少的脉冲串碰撞/丢失。最后拥塞状态持续直到拥塞拆除，类似于RSVP中的Resv和路径状态拆除过程。
基于上文的详细描述，显然，本发明有利地提供了一种用于提供OBS网拥塞控制的新颖而有效的方案。特别是，本发明提供可升级的后压力方法，它适应OBS网中数据流的数据率，并响应于拥塞事件的检测将传输类型从异步变成具有速率控制方案的时分复用(“TDM”)。
相信本发明的操作和结构从上文的详细描述中变得更加明显。虽然所示和所述的本发明的示范性实施例已经标记为优选，但是应当很容易理解可以做出各种改变和修改，而没有超出所附权利要求书阐明的本发明的范围。

Claims (10)

1、一种用于控制无缓冲通信网中拥塞的方法，该无缓冲通信网包括多个互联的节点，该方法包括步骤：
在每个节点保存拥塞状态信息，该拥塞状态信息包括用于从网络的入口边缘路由器到穿越该节点的网络出口边缘路由器的多条通信路径的每一个的拥塞状态数据；和
在检测到拥塞节点的当前拥塞后：
    确定包括识别为参与当前拥塞的所有通信路径的当前拥塞组；
    更新拥塞节点的拥塞状态信息；和
    将拥塞控制信息上行发送到识别为参与当前拥塞的入口边缘路由器。
2、根据权利要求1的方法，其特征在于，还包括步骤：
利用拥塞控制信息更新沿着从拥塞节点到入口边缘路由器的通信路径的上行节点的拥塞状态信息。
3、根据权利要求2的方法，其特征在于，在每个节点保存的拥塞状态信息包括：
用于穿越该节点的每条通信路径的拥塞状态数据，用于每条通信路径的拥塞状态数据包括该通信路径是否涉及拥塞控制过程的标识，和通信路径所涉及始发拥塞控制过程的节点标识；和
拥塞组信息，包括多少通信路径涉及拥塞控制过程的标识和开始拥塞控制过程的标识。
4、根据权利要求3的方法，其特征在于，还包括步骤：
在拥塞节点更新拥塞状态信息的步骤之前，确定当前拥塞组的任何通信路径是否标识为涉及拥塞控制过程，正如在拥塞节点用于通信路径的拥塞状态数据所标识的；
如果没有当前拥塞组的通信路径标识为涉及拥塞控制过程，则指定该拥塞节点为地零节点；和
如果当前拥塞组的任何一条通信路径标识为涉及拥塞控制过程，则指定该拥塞节点为上行地零节点，和将包含更新拥塞控制信息的消息发送到拥塞节点的拥塞状态信息识别为拥塞控制过程的地零节点的下行节点。
5、根据权利要求1的方法，其特征在于，入口边缘路由器包括多个入口边缘路由器，该方法还包括步骤：
在入口边缘路由器收到拥塞控制信息后，同步入口边缘路由器；和
将每个入口边缘路由器的传输类型从异步传输变为具有控制数据率的基于时隙的传输。
6、一种用于控制光纤网中拥塞的系统，该光纤网包括多个互联的节点，该系统包括：
在每个节点的拥塞状态信息，该拥塞状态信息包括用于从网络的入口边缘路由器到穿越该节点的网络出口边缘路由器的多条标记交换路径(“LSP”)的每一个的拥塞状态数据；
其中在检测到拥塞节点的当前拥塞后，拥塞节点确定包括识别为参与当前拥塞的所有LSP的当前拥塞组、更新拥塞节点的拥塞状态信息、和将拥塞控制信息上行发送到识别为参与当前拥塞的入口边缘路由器；和
其中上行节点利用拥塞控制信息更新沿着从拥塞节点到入口边缘路由器的LSP的上行节点的拥塞状态信息。
7、根据权利要求6的系统，其特征在于，在每个节点保存的拥塞状态信息包括：
用于穿越该节点的每条LSP的拥塞状态数据，用于每条LSP的拥塞状态数据包括该LSP是否涉及拥塞控制过程的标识，和LSP所涉及始发拥塞控制过程的节点标识；和
拥塞组信息，包括多少通信路径涉及拥塞控制过程的标识和开始拥塞控制过程的标识。
8、根据权利要求7的系统，其特征在于，在拥塞节点更新拥塞状态信息的步骤之前，拥塞节点确定当前拥塞组的任何LSP是否标识为涉及拥塞控制过程，正如用于拥塞节点LSP的拥塞状态数据所标识的，如果没有，则该拥塞节点指定为地零节点；否则该拥塞节点指定为上行地零节点，和将包含更新拥塞控制信息的消息发送到拥塞节点的拥塞状态信息识别为拥塞控制过程的地零节点的下行节点。
9、根据权利要求7的系统，其特征在于，上行节点确定当前拥塞组的任何LSP是否标识为涉及拥塞控制过程，正如用于上行节点LSP的拥塞状态数据所标识的，如果没有，则该上行节点利用拥塞控制信息更新上行节点的拥塞状态信息；否则，该上行节点利用上行节点的拥塞状态信息更新拥塞控制信息，和将包含更新拥塞控制信息的消息发送到拥塞节点，和将包含更新拥塞控制信息的消息发送到入口边缘路由器。
10、根据权利要求6的系统，其特征在于，入口边缘路由器包括多个入口边缘路由器，其中在入口边缘路由器收到拥塞控制信息后，彼此同步入口边缘路由器，和每个入口边缘路由器将其传输类型从异步传输变为具有控制数据率的基于时隙的传输。
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