JPH0578220B2 - - Google Patents
Info
- Publication number
- JPH0578220B2 JPH0578220B2 JP63004155A JP415588A JPH0578220B2 JP H0578220 B2 JPH0578220 B2 JP H0578220B2 JP 63004155 A JP63004155 A JP 63004155A JP 415588 A JP415588 A JP 415588A JP H0578220 B2 JPH0578220 B2 JP H0578220B2
- Authority
- JP
- Japan
- Prior art keywords
- node
- nodes
- route
- adjacent nodes
- alternative
- Prior art date
- Legal status (The legal status is an assumption and is not a legal conclusion. Google has not performed a legal analysis and makes no representation as to the accuracy of the status listed.)
- Expired - Lifetime
Links
- 238000011084 recovery Methods 0.000 claims description 18
- 238000000034 method Methods 0.000 claims description 17
- 238000010586 diagram Methods 0.000 description 5
- 238000007796 conventional method Methods 0.000 description 3
Landscapes
- Data Exchanges In Wide-Area Networks (AREA)
Description
【発明の詳細な説明】
〔産業上の利用分野〕
本発明はネツトワーク障害回復方法に関する。
〔従来の技術〕
ネツトワーク障害は大別するとリンク障害およ
びノード障害に分類できる。その障害回復方法
は、主にリンク障害に対するものが検討されてお
り、ノード障害の回復方法の検討はノード障害発
生の確率が低いとの理由からあまりなされていな
いのが現状である。しかし、ノード障害に起因す
るネツトワーク障害の社会的影響は非常に大きい
ものがあり、回復制御の重要性は高まつてきてい
る。 従来、John Wiley ＆ Sons 社から発行さ
れた文献：ネツトワークス、第14巻、1984年、
321〜336ページ「ア クイツク メソツド フオ
ー フアインデイング シヨーテスト ペアズ
オブ デイスジヨイント パズ」
（NETWORKS，Vol.14（1984）pp321−336に記
載されたJ.W.SuurballeとR.E.Tarjan著の“Ａ
Quick Method for Finding Shortest Pairs of
Disjoint Paths”）にあるように、すべてのノー
ド対に対してデイスジヨイント（disjoint）な経
路を２つ用意しておき、すなわち互いにノードを
共有しないような経路をノード対に対して求めて
おき、ノード障害が発生した場合には障害ノード
が経路に含まれる場合には予め求めておいた別の
経路に切り換えることで障害回復を行なつてい
た。例えば第４図に示すように、ノードとノー
ドｍを結ぶ経路がroute（，ｍ）＝（，S1，S2，
S3，S4，ｍ）である場合にノードS3が障害を起こ
すと、前記route（，ｍ）とはdisjointなroute
（，ｍ）*＝（，t1，t2，t3，t4，ｍ）を迂回経
路として選択して障害回復を行なうわけである。
前記文献はノード対に対するdisjointな経路を高
速に求める方法が記載されているものである。 〔発明が解決しようとする問題点〕 しかし、上述した従来の方法によると経路切替
に必要なスイツチ情報の変更が多く、時間を要す
ることが容易にわかる。すなわち、変更前の経路
と障害ノードを回避するための迂回経路が完全に
disjointであるため、すべての中継ノードのスイ
ツチ構成を変更する必要があるからである。第４
図の例であると、ノード，ｍおよびすべての迂
回経路上のノードt1，t2，t3，t4のスイツチ情報
を変更せねばならない。また、障害ノードが部品
交換などでその障害が復旧した場合、もとの経路
に戻すことがトラフイツクの片寄りを防ぐ意味か
らも必要であるが、その際にも従来方法によると
大きな復旧時間を必要とするという欠点がある。 本発明の目的は、従来方法によるネツトワーク
のノード障害回復の欠点を除去せしめ、少ないス
イツチ構成の変更で障害回復を可能とし、短い時
間で回復処理が終了するとともに障害ノードの復
旧に際しても速やかにもとの経路に戻れることを
可能とするネツトワーク障害回復方法を提供する
ことにある。 〔問題点を解決するための手段〕 本発明は回線交換ネツトワークでのノード障害
の回復方法であつて、障害ノードの全隣接ノード
を求め、前記全隣接ノードが連結でなければ連結
となるまで前記全隣接ノードのまわりのノードを
順次付加していき前記障害ノードのまわりの連結
ノード集合を得、前記全隣接ノードが連結である
ならばそれを連結ノード集合とし前記連結ノード
集合中のノードで前記全隣接ノードの各ノードか
らの距離の和が最小となる代替ノードを選択し、
前記全隣接ノードから前記障害ノードに接続され
ていた全回線を前記代替ノードに接続するように
迂回し、前記代替ノードが前記障害ノードの交換
情報を引継ぎ代替の交換を実現することを特徴と
する。 〔実施例〕 次に本発明の実施例について図面を参照して説
明する。 第１図は本発明のネツトワーク障害回復方法を
実現するためのアルゴリズムの一例を示すフロー
チヤート、第２図は障害ノードとその全隣接ノー
ドおよび連結ノード集合を説明するための図、第
３図は本発明の方法によるノード障害時の迂回経
路を説明するための図である。 第１図のフローチヤートの動作を第２図を併用
して説明する。第１図において、ブロツク１００
で障害ノードｉの全隣接ノードＡ(i)を求める。第
２図にてノードｉを障害ノードとすると、その全
隣接ノードはＡ(i)＝（k1，k2，k3，k4）となる。
すなわち、あるノードｉの全隣接ノードとはノー
ドｉが接続されているすべてのノードである。続
いてブロツク１０１で求められた全隣接ノードＡ
(i)が連結しているかどうかの判定を行なう。第２
図の例であると、隣接ノードのうちノードk1，
k2，k3は連結しているが、ノードk4は連結してい
ないので判定結果はNoである。ブロツク１０１
の判定結果がNoであると、ブロツク１０２にて
全隣接ノードを含む連結ノード集合Ｇ(v)を求め
る。第２図の例であると、ノードk5を追加すると
全隣接ノードＡ(i)＝（k1，k2，k3，k4）は連結と
なる。よつて、連結ノード集合Ｇ(v)＝（k1，k2，
k3，k4，k5）である。またブロツク１０１の判定
結果がYesであると、ブロツク１０３にて連結ノ
ード集合はＧ(v)＝Ａ(i)と設定される。ブロツク１
０２および１０３にて連結ノード集合Ｇ(v)が決定
されると、ブロツク１０４にて代替ノードＳを決
定する。代替ノードＳを次の式を満足するように
決定する。 〓j ∈A(i)route（ｊ，Ｓ）→最小 ここで、求められる代替ノードＳは連結ノード
集合Ｇ(v)の中の要素であり、ノードｊは全隣接ノ
ードＡ(i)の要素である。上式の意味は、障害ノー
ドの各隣接ノードからの距離の和が最小となるよ
うなノードを代替ノードと決定することである。
例えば第２図においては、隣接ノード間の距離を
１とすると障害ノードの各隣接ノードからノード
k1までの距離の和は１（k1，k2間の距離）＋２（k1，
k3間の距離）＋４（k1，k4間の距離）となり、７で
ある。同様にして障害ノードの各隣接ノードから
ノードk2までの距離の和は５、ノードk3までの距
離の和は５、ノードk4までの距離の和は９、ノー
ドk5までの距離の和は７となる。よつて、距離の
和が最小となるノードはノードk2あるいはノード
k3となり、その距離の和は５である。代替ノード
としてはノードk2とノードk3のどちらでも構わな
いが、例えばノードk2を代替ノードと決定する。
このように、代替ノードとして障害ノードの各隣
接ノードからの距離の和が最小となるノードを選
択することで、障害回復のための迂回経路でのス
イツチの消費を最小化できる。ブロツク１０４に
て代替ノードが決定されると、続くブロツク１０
５にて全隣接ノードＡ(i)から障害ノードｉに接続
されていた全回線を全隣接ノードＡ(i)からブロツ
ク１０４で決定された代替ノードＳに接続するよ
うに迂回させる。代替ノードＳでは障害ノードの
スイツチ動作を引継ぎ実行することで障害回復が
なされるわけである。 次に第３図を用いて、本発明による一例での障
害回復の様子について説明する。第３図におい
て、代替ノードはノードk2であるものとする。い
まノードからノードｍまでの経路がroute（，
ｍ）＝（，…，k1，ｉ，k3，k5 ，…，ｍ）であつ
たものとする。ノードｉが障害を起こすと、ノー
ドk1，ｉ間の経路がノードk1，k2間の経路に置き
換えられ、ノードｉ，k3間の経路がノードk2，
k33間の経路に置き換えられ、最終的に迂回経路
はroute（，ｍ）*＝（，…，k1，k2，k3，k5 ，
…，ｍ）となるように変更される。 さらに第３図を用いて別の例での障害回復の様
子について説明する。ノードｐからノードｑまで
の経路がroute（ｐ，ｑ）＝（ｐ，…，k3，ｉ，k4 ，
…，ｑ）であつたものとする。このときノードｉ
が障害を起こすと、ノードk3，ｉ間の経路がノー
ドk3，k2間の経路で置き換えられ、ノードｉ，k4
間の経路がノードk2，k4間の経路、すなわち
（k2，k3，k5，k4）で置き換えられ、最終的に迂
回経路はroute（ｐ，ｑ）*＝（ｐ，…，k3，k2，k3，
k5，k4，…，ｑ）となるように変更される。はじ
めの例では、経路中に下線で示したように（k1，
ｉ，k3，k5）の経路が（k1，k2，k3，k5）に迂回
され、２番目の例では（k3，ｉ，k4）の経路が
（k3，k2，k3，k5，k4）に迂回されている。 〔発明の効果〕 以上説明したように本発明のネツトワーク障害
回復方法では、障害の回復を行なうために用いる
迂回経路が障害ノード近傍の最小数のノードだけ
ですむように選ばれるので、迂回に必要なスイツ
チの変更が最小限ですむ。このことにより、短い
時間で障害の回復が可能となる。また、障害ノー
ドの代替ノードを障害ノードの各隣接ノードから
最も近い距離にあるノードに選択することで、迂
回の際に消費されるスイツチを少なく押えること
が可能となる。さらに、障害ノードが復旧する
と、代替ノードのスイツチ構成を復旧されたノー
ドに移して代替ノードに接続されていた回線を復
旧ノードあてに変更するだけで元の経路に戻すこ
とが可能であるなどの効果がある。
びノード障害に分類できる。その障害回復方法
は、主にリンク障害に対するものが検討されてお
り、ノード障害の回復方法の検討はノード障害発
生の確率が低いとの理由からあまりなされていな
いのが現状である。しかし、ノード障害に起因す
るネツトワーク障害の社会的影響は非常に大きい
ものがあり、回復制御の重要性は高まつてきてい
る。 従来、John Wiley ＆ Sons 社から発行さ
れた文献：ネツトワークス、第14巻、1984年、
321〜336ページ「ア クイツク メソツド フオ
ー フアインデイング シヨーテスト ペアズ
オブ デイスジヨイント パズ」
（NETWORKS，Vol.14（1984）pp321−336に記
載されたJ.W.SuurballeとR.E.Tarjan著の“Ａ
Quick Method for Finding Shortest Pairs of
Disjoint Paths”）にあるように、すべてのノー
ド対に対してデイスジヨイント（disjoint）な経
路を２つ用意しておき、すなわち互いにノードを
共有しないような経路をノード対に対して求めて
おき、ノード障害が発生した場合には障害ノード
が経路に含まれる場合には予め求めておいた別の
経路に切り換えることで障害回復を行なつてい
た。例えば第４図に示すように、ノードとノー
ドｍを結ぶ経路がroute（，ｍ）＝（，S1，S2，
S3，S4，ｍ）である場合にノードS3が障害を起こ
すと、前記route（，ｍ）とはdisjointなroute
（，ｍ）*＝（，t1，t2，t3，t4，ｍ）を迂回経
路として選択して障害回復を行なうわけである。
前記文献はノード対に対するdisjointな経路を高
速に求める方法が記載されているものである。 〔発明が解決しようとする問題点〕 しかし、上述した従来の方法によると経路切替
に必要なスイツチ情報の変更が多く、時間を要す
ることが容易にわかる。すなわち、変更前の経路
と障害ノードを回避するための迂回経路が完全に
disjointであるため、すべての中継ノードのスイ
ツチ構成を変更する必要があるからである。第４
図の例であると、ノード，ｍおよびすべての迂
回経路上のノードt1，t2，t3，t4のスイツチ情報
を変更せねばならない。また、障害ノードが部品
交換などでその障害が復旧した場合、もとの経路
に戻すことがトラフイツクの片寄りを防ぐ意味か
らも必要であるが、その際にも従来方法によると
大きな復旧時間を必要とするという欠点がある。 本発明の目的は、従来方法によるネツトワーク
のノード障害回復の欠点を除去せしめ、少ないス
イツチ構成の変更で障害回復を可能とし、短い時
間で回復処理が終了するとともに障害ノードの復
旧に際しても速やかにもとの経路に戻れることを
可能とするネツトワーク障害回復方法を提供する
ことにある。 〔問題点を解決するための手段〕 本発明は回線交換ネツトワークでのノード障害
の回復方法であつて、障害ノードの全隣接ノード
を求め、前記全隣接ノードが連結でなければ連結
となるまで前記全隣接ノードのまわりのノードを
順次付加していき前記障害ノードのまわりの連結
ノード集合を得、前記全隣接ノードが連結である
ならばそれを連結ノード集合とし前記連結ノード
集合中のノードで前記全隣接ノードの各ノードか
らの距離の和が最小となる代替ノードを選択し、
前記全隣接ノードから前記障害ノードに接続され
ていた全回線を前記代替ノードに接続するように
迂回し、前記代替ノードが前記障害ノードの交換
情報を引継ぎ代替の交換を実現することを特徴と
する。 〔実施例〕 次に本発明の実施例について図面を参照して説
明する。 第１図は本発明のネツトワーク障害回復方法を
実現するためのアルゴリズムの一例を示すフロー
チヤート、第２図は障害ノードとその全隣接ノー
ドおよび連結ノード集合を説明するための図、第
３図は本発明の方法によるノード障害時の迂回経
路を説明するための図である。 第１図のフローチヤートの動作を第２図を併用
して説明する。第１図において、ブロツク１００
で障害ノードｉの全隣接ノードＡ(i)を求める。第
２図にてノードｉを障害ノードとすると、その全
隣接ノードはＡ(i)＝（k1，k2，k3，k4）となる。
すなわち、あるノードｉの全隣接ノードとはノー
ドｉが接続されているすべてのノードである。続
いてブロツク１０１で求められた全隣接ノードＡ
(i)が連結しているかどうかの判定を行なう。第２
図の例であると、隣接ノードのうちノードk1，
k2，k3は連結しているが、ノードk4は連結してい
ないので判定結果はNoである。ブロツク１０１
の判定結果がNoであると、ブロツク１０２にて
全隣接ノードを含む連結ノード集合Ｇ(v)を求め
る。第２図の例であると、ノードk5を追加すると
全隣接ノードＡ(i)＝（k1，k2，k3，k4）は連結と
なる。よつて、連結ノード集合Ｇ(v)＝（k1，k2，
k3，k4，k5）である。またブロツク１０１の判定
結果がYesであると、ブロツク１０３にて連結ノ
ード集合はＧ(v)＝Ａ(i)と設定される。ブロツク１
０２および１０３にて連結ノード集合Ｇ(v)が決定
されると、ブロツク１０４にて代替ノードＳを決
定する。代替ノードＳを次の式を満足するように
決定する。 〓j ∈A(i)route（ｊ，Ｓ）→最小 ここで、求められる代替ノードＳは連結ノード
集合Ｇ(v)の中の要素であり、ノードｊは全隣接ノ
ードＡ(i)の要素である。上式の意味は、障害ノー
ドの各隣接ノードからの距離の和が最小となるよ
うなノードを代替ノードと決定することである。
例えば第２図においては、隣接ノード間の距離を
１とすると障害ノードの各隣接ノードからノード
k1までの距離の和は１（k1，k2間の距離）＋２（k1，
k3間の距離）＋４（k1，k4間の距離）となり、７で
ある。同様にして障害ノードの各隣接ノードから
ノードk2までの距離の和は５、ノードk3までの距
離の和は５、ノードk4までの距離の和は９、ノー
ドk5までの距離の和は７となる。よつて、距離の
和が最小となるノードはノードk2あるいはノード
k3となり、その距離の和は５である。代替ノード
としてはノードk2とノードk3のどちらでも構わな
いが、例えばノードk2を代替ノードと決定する。
このように、代替ノードとして障害ノードの各隣
接ノードからの距離の和が最小となるノードを選
択することで、障害回復のための迂回経路でのス
イツチの消費を最小化できる。ブロツク１０４に
て代替ノードが決定されると、続くブロツク１０
５にて全隣接ノードＡ(i)から障害ノードｉに接続
されていた全回線を全隣接ノードＡ(i)からブロツ
ク１０４で決定された代替ノードＳに接続するよ
うに迂回させる。代替ノードＳでは障害ノードの
スイツチ動作を引継ぎ実行することで障害回復が
なされるわけである。 次に第３図を用いて、本発明による一例での障
害回復の様子について説明する。第３図におい
て、代替ノードはノードk2であるものとする。い
まノードからノードｍまでの経路がroute（，
ｍ）＝（，…，k1，ｉ，k3，k5 ，…，ｍ）であつ
たものとする。ノードｉが障害を起こすと、ノー
ドk1，ｉ間の経路がノードk1，k2間の経路に置き
換えられ、ノードｉ，k3間の経路がノードk2，
k33間の経路に置き換えられ、最終的に迂回経路
はroute（，ｍ）*＝（，…，k1，k2，k3，k5 ，
…，ｍ）となるように変更される。 さらに第３図を用いて別の例での障害回復の様
子について説明する。ノードｐからノードｑまで
の経路がroute（ｐ，ｑ）＝（ｐ，…，k3，ｉ，k4 ，
…，ｑ）であつたものとする。このときノードｉ
が障害を起こすと、ノードk3，ｉ間の経路がノー
ドk3，k2間の経路で置き換えられ、ノードｉ，k4
間の経路がノードk2，k4間の経路、すなわち
（k2，k3，k5，k4）で置き換えられ、最終的に迂
回経路はroute（ｐ，ｑ）*＝（ｐ，…，k3，k2，k3，
k5，k4，…，ｑ）となるように変更される。はじ
めの例では、経路中に下線で示したように（k1，
ｉ，k3，k5）の経路が（k1，k2，k3，k5）に迂回
され、２番目の例では（k3，ｉ，k4）の経路が
（k3，k2，k3，k5，k4）に迂回されている。 〔発明の効果〕 以上説明したように本発明のネツトワーク障害
回復方法では、障害の回復を行なうために用いる
迂回経路が障害ノード近傍の最小数のノードだけ
ですむように選ばれるので、迂回に必要なスイツ
チの変更が最小限ですむ。このことにより、短い
時間で障害の回復が可能となる。また、障害ノー
ドの代替ノードを障害ノードの各隣接ノードから
最も近い距離にあるノードに選択することで、迂
回の際に消費されるスイツチを少なく押えること
が可能となる。さらに、障害ノードが復旧する
と、代替ノードのスイツチ構成を復旧されたノー
ドに移して代替ノードに接続されていた回線を復
旧ノードあてに変更するだけで元の経路に戻すこ
とが可能であるなどの効果がある。
第１図は本発明のネツトワーク障害回復方法を
実現するためのアルゴリズムの一例を示すフロー
チヤート、第２図は障害ノードとその全隣接ノー
ドおよび連結ノード集合を説明するための図、第
３図は本発明の方法によるノード障害時の迂回経
路を説明するための図、第４図は従来技術を用い
た場合のノード障害時の迂回経路を説明するため
の図である。 １００……障害ノードｉの全隣接ノードＡ(i)を
求めるブロツク、１０１……全隣接ノードが連結
かどうかを判定するブロツク、１０２……全隣接
ノードを含む連結ノード集合Ｇ(v)を求めるブロツ
ク、１０３……Ｇ(v)＝Ａ(i)と設定するブロツク、
１０４……代替ノードとして各隣接ノードからの
距離の和が最小となるものを選択するブロツク、
１０５……全隣接ノードＡ(i)から障害ノードに接
続されていた全回線を代替ノードに向かつて迂回
させ障害を回復させるブロツク、k1〜k5，S1〜
S4，t1〜t4，ｉ，，ｍ，ｐ，ｑ……ノード。
実現するためのアルゴリズムの一例を示すフロー
チヤート、第２図は障害ノードとその全隣接ノー
ドおよび連結ノード集合を説明するための図、第
３図は本発明の方法によるノード障害時の迂回経
路を説明するための図、第４図は従来技術を用い
た場合のノード障害時の迂回経路を説明するため
の図である。 １００……障害ノードｉの全隣接ノードＡ(i)を
求めるブロツク、１０１……全隣接ノードが連結
かどうかを判定するブロツク、１０２……全隣接
ノードを含む連結ノード集合Ｇ(v)を求めるブロツ
ク、１０３……Ｇ(v)＝Ａ(i)と設定するブロツク、
１０４……代替ノードとして各隣接ノードからの
距離の和が最小となるものを選択するブロツク、
１０５……全隣接ノードＡ(i)から障害ノードに接
続されていた全回線を代替ノードに向かつて迂回
させ障害を回復させるブロツク、k1〜k5，S1〜
S4，t1〜t4，ｉ，，ｍ，ｐ，ｑ……ノード。
Claims (1)
- １ 回線交換ネツトワークでのノード障害の回復
方法であつて、障害ノードの全隣接ノードを求
め、前記全隣接ノードが連結でなければ連結とな
るまで前記全隣接ノードのまわりのノードを順次
付加していき前記障害ノードのまわりの連結ノー
ド集合を得、前記全隣接ノードが連結であるなら
ばそれを連結ノード集合とし前記連結ノード集合
中のノードで前記全隣接ノードの各ノードからの
距離の和が最小となる代替ノードを選択し、前記
全隣接ノードから前記障害ノードに接続されてい
た全回線を前記代替ノードに接続するように迂回
し、前記代替ノードが前記障害ノードの交換情報
を引継ぎ代替の交換を実現することを特徴とする
ネツトワーク障害回復方法。
Priority Applications (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP63004155A JPH01180157A (ja) | 1988-01-11 | 1988-01-11 | ネットワーク障害回復方法 |
Applications Claiming Priority (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP63004155A JPH01180157A (ja) | 1988-01-11 | 1988-01-11 | ネットワーク障害回復方法 |
Publications (2)
| Publication Number | Publication Date |
|---|---|
| JPH01180157A JPH01180157A (ja) | 1989-07-18 |
| JPH0578220B2 true JPH0578220B2 (ja) | 1993-10-28 |
Family
ID=11576864
Family Applications (1)
| Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
|---|---|---|---|
| JP63004155A Granted JPH01180157A (ja) | 1988-01-11 | 1988-01-11 | ネットワーク障害回復方法 |
Country Status (1)
| Country | Link |
|---|---|
| JP (1) | JPH01180157A (ja) |
Families Citing this family (5)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| US5945755A (en) * | 1994-09-20 | 1999-08-31 | Denso Corporation | Starter with housing for cantilever-mounting on engine |
| US5698914A (en) * | 1994-09-20 | 1997-12-16 | Nippondenso Co., Ltd. | Starter with a discharge hole on a yoke |
| JP2002359636A (ja) | 2001-05-31 | 2002-12-13 | Nec Corp | 経路ペア設計方法、経路ペア設計装置及びプログラム |
| JP4824914B2 (ja) * | 2004-04-26 | 2011-11-30 | 株式会社エヌ・ティ・ティ・ドコモ | ネットワークリカバリーシステム及びネットワークリカバリー方法並びにノード |
| JP4692570B2 (ja) * | 2008-04-28 | 2011-06-01 | ヤマハ株式会社 | 通信システム |
-
1988
- 1988-01-11 JP JP63004155A patent/JPH01180157A/ja active Granted
Also Published As
| Publication number | Publication date |
|---|---|
| JPH01180157A (ja) | 1989-07-18 |
Similar Documents
| Publication | Publication Date | Title |
|---|---|---|
| US7380017B2 (en) | Route protection in a communication network | |
| CN109495300B (zh) | 一种可靠的sdn虚拟网络映射方法 | |
| US6762999B2 (en) | Scalable and fault-tolerant link state routing protocol for packet-switched networks | |
| US8243604B2 (en) | Fast computation of alterative packet routes | |
| US6904018B2 (en) | Method for high speed rerouting in multi protocol label switching network | |
| JP2004173136A (ja) | ネットワーク管理装置 | |
| CN110113259B (zh) | 路径状态通知方法、路径切换方法、转发设备及系统 | |
| EP2124392A1 (en) | Ring network routing method and ring network node | |
| CN110708245B (zh) | 多控制器架构下的sdn数据平面故障监测与恢复方法 | |
| CN103685035B (zh) | 路由更新方法、交换机及系统 | |
| JP2005086460A (ja) | 経路設計装置及びその方法並びにプログラム | |
| WO2010018755A1 (ja) | トランスポート制御サーバ、ネットワークシステム及びトランスポート制御方法 | |
| JPH10145362A (ja) | 障害回復装置 | |
| CN104604191B (zh) | 通信设备、通信系统、用于确定路径的方法 | |
| CN109391543B (zh) | 用于多业务故障恢复的方法和系统、业务恢复辅助系统 | |
| CN101499960A (zh) | 一种流量路径切换的方法和装置 | |
| JPH0578220B2 (ja) | ||
| CN105553728A (zh) | 一种基于软件定义网络技术的网络容灾恢复系统及方法 | |
| CN107733719A (zh) | 一种软件定义抗毁网络无损路径恢复方法 | |
| CN118827530A (zh) | 一种基于区域自治的低轨巨型星座网络路由恢复方法 | |
| JP2004297475A (ja) | Ｌａｎスイッチおよびその通信制御方法 | |
| JP3682237B2 (ja) | 複数経路設定方法及びシステム | |
| US7480256B2 (en) | Scalable and fault-tolerant link state routing protocol for packet-switched networks | |
| CN113746730B (zh) | 一种路由信息处理方法及装置 | |
| CN112272141B (zh) | 一种基于关键网络状态的域内路由保护方法 |