JPH07226736A - メッシュ網における障害復旧方法 - Google Patents
メッシュ網における障害復旧方法Info
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- JPH07226736A JPH07226736A JP1711094A JP1711094A JPH07226736A JP H07226736 A JPH07226736 A JP H07226736A JP 1711094 A JP1711094 A JP 1711094A JP 1711094 A JP1711094 A JP 1711094A JP H07226736 A JPH07226736 A JP H07226736A
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- Computer Networks & Wireless Communication (AREA)
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- Data Exchanges In Wide-Area Networks (AREA)
- Maintenance And Management Of Digital Transmission (AREA)
Abstract
(57)【要約】
【目的】 メッシュ状のネットワークにおいて、障害発
生時に自動的に復旧動作可能な網構成方法と復旧アルゴ
リズムを提供する。 【構成】 ネットワークの閉ループごとに論理リング１
〜４を設定し、障害発生時においては、論理リングごと
に該論理リング内でトラヒックを障害発生方向とは逆方
向に迂回させ、復旧する。 【効果】 本発明によれば、ネットワークを複数の論理
リングに分割し、迂回路の設定をおこなうため、障害復
旧にかかる時間が小さくなるという効果がある。
生時に自動的に復旧動作可能な網構成方法と復旧アルゴ
リズムを提供する。 【構成】 ネットワークの閉ループごとに論理リング１
〜４を設定し、障害発生時においては、論理リングごと
に該論理リング内でトラヒックを障害発生方向とは逆方
向に迂回させ、復旧する。 【効果】 本発明によれば、ネットワークを複数の論理
リングに分割し、迂回路の設定をおこなうため、障害復
旧にかかる時間が小さくなるという効果がある。
Description
【０００１】
【産業上の利用分野】本発明は、伝送路で接続される複
数のノードを有するネットワークにおいて、ノードや伝
送路に障害が発生した場合に自動的にトラヒックを迂回
させ、復旧を行うメッシュ網における障害復旧方法に関
する。
数のノードを有するネットワークにおいて、ノードや伝
送路に障害が発生した場合に自動的にトラヒックを迂回
させ、復旧を行うメッシュ網における障害復旧方法に関
する。
【０００２】
【従来の技術】従来は、例えば、「Bellcore TA-NWT-00
1230,Issue 3」に示されるように、単一のリング型ネッ
トワークにおいて障害発生時に伝送路上に伝送されてい
たトラヒックを伝送路（ライン）もしくはパスを反対方
向に折り返すことにより復旧する方法がある（従来例
１）。これは、複数ノードをリング状に接続し、各ノー
ド間の容量を等しくし、かつ、該容量を２等分し、一方
を現用、他方を予備として用いるリング状ネットワーク
において、通常は現用容量のみを用いてトラヒックを伝
送し、障害発生時に予備容量を用いてトラヒックを通常
時とは反対方向に折り返すことにより、迂回復旧する方
法である。すなわち、障害を検出したノードは、障害発
生方向に出力していたトラヒックを反対方向の予備回線
を用いて折り返す。（以下、ブリッジと称する。）ま
た、通常時障害発生箇所の現用回線から受信していたト
ラヒックを反対方向の予備回線から受信し、現用回線に
接続する。（以下、スイッチと称する。）上記動作によ
り単一リング型ネットワークにおいて障害から復旧す
る。
1230,Issue 3」に示されるように、単一のリング型ネッ
トワークにおいて障害発生時に伝送路上に伝送されてい
たトラヒックを伝送路（ライン）もしくはパスを反対方
向に折り返すことにより復旧する方法がある（従来例
１）。これは、複数ノードをリング状に接続し、各ノー
ド間の容量を等しくし、かつ、該容量を２等分し、一方
を現用、他方を予備として用いるリング状ネットワーク
において、通常は現用容量のみを用いてトラヒックを伝
送し、障害発生時に予備容量を用いてトラヒックを通常
時とは反対方向に折り返すことにより、迂回復旧する方
法である。すなわち、障害を検出したノードは、障害発
生方向に出力していたトラヒックを反対方向の予備回線
を用いて折り返す。（以下、ブリッジと称する。）ま
た、通常時障害発生箇所の現用回線から受信していたト
ラヒックを反対方向の予備回線から受信し、現用回線に
接続する。（以下、スイッチと称する。）上記動作によ
り単一リング型ネットワークにおいて障害から復旧す
る。
【０００３】あるいは、「GLOBECOM'87 28.2 THE SELFH
EALING NETWORK」に示されるように、メッシュ網におい
て障害検出ノードがメッセージを交換し、迂回路を探索
し、復旧する方法もある（従来例２）。この方法では、
障害端ノードのうち一方が、隣接するすべてのノードに
対してメッセージを送出する。メッセージの内容は、 1)送信ノード番号、2)相手ノード番号、3)復旧に要する
容量などである。このメッセージを受信したノードは、
空き容量を考慮し、復旧に必要な容量を確保できるすべ
ての出力回線に該メッセージを同報出力する。このよう
な制御により、メッセージは複数の経路を通過し、もう
一方の障害端ノードに到着する。迂回路としては、例え
ば、最も速く到着したメッセージが通過した経路を採用
する。上記方式により、メッシュ型ネットワークにおい
て障害から復旧する。
EALING NETWORK」に示されるように、メッシュ網におい
て障害検出ノードがメッセージを交換し、迂回路を探索
し、復旧する方法もある（従来例２）。この方法では、
障害端ノードのうち一方が、隣接するすべてのノードに
対してメッセージを送出する。メッセージの内容は、 1)送信ノード番号、2)相手ノード番号、3)復旧に要する
容量などである。このメッセージを受信したノードは、
空き容量を考慮し、復旧に必要な容量を確保できるすべ
ての出力回線に該メッセージを同報出力する。このよう
な制御により、メッセージは複数の経路を通過し、もう
一方の障害端ノードに到着する。迂回路としては、例え
ば、最も速く到着したメッセージが通過した経路を採用
する。上記方式により、メッシュ型ネットワークにおい
て障害から復旧する。
【０００４】
【発明が解決しようとする課題】しかし、上記の従来例
１における方法は、メッシュ状のネットワークに適用す
ることはできず、応用できる範囲がせまい。また、上記
の従来例２においては、メッシュ状のネットワークが考
慮されており、障害に対する柔軟性ももっているが、処
理に時間がかかる。また、ロバストネスに欠けるという
点ももっている。
１における方法は、メッシュ状のネットワークに適用す
ることはできず、応用できる範囲がせまい。また、上記
の従来例２においては、メッシュ状のネットワークが考
慮されており、障害に対する柔軟性ももっているが、処
理に時間がかかる。また、ロバストネスに欠けるという
点ももっている。
【０００５】本発明の目的は、メッシュ状のネットワー
クにおいて障害を検出した場合に、迅速かつ信頼性の高
い復旧方法を提供することにある。
クにおいて障害を検出した場合に、迅速かつ信頼性の高
い復旧方法を提供することにある。
【０００６】
【課題を解決するための手段】本発明は上記目的を達成
するために、網を複数のリング網に論理的に分割し、論
理リング網内部に閉じた範囲で障害検出ノードがシグナ
リングをかわすことにより復旧処理を実行することとし
たものである。
するために、網を複数のリング網に論理的に分割し、論
理リング網内部に閉じた範囲で障害検出ノードがシグナ
リングをかわすことにより復旧処理を実行することとし
たものである。
【０００７】
【作用】本発明の作用を図２を用いて説明する。図２
は、図３に示す9ノードからなるネットワークを論理的
に4つのリング網に分割した様子を示している。
は、図３に示す9ノードからなるネットワークを論理的
に4つのリング網に分割した様子を示している。
【０００８】各論理リングのもつ容量は、現用と予備に
２分されており、通常は現用帯域のみを用いて伝送をお
こなう。そして、障害発生時には、障害によって影響を
受けたトラヒックを障害発生方向と反対回りに伝送する
ことにより、論理リング内においてに閉じた範囲で迂回
路を形成し、障害から復旧する。
２分されており、通常は現用帯域のみを用いて伝送をお
こなう。そして、障害発生時には、障害によって影響を
受けたトラヒックを障害発生方向と反対回りに伝送する
ことにより、論理リング内においてに閉じた範囲で迂回
路を形成し、障害から復旧する。
【０００９】例えば、図２においてノードAとノードIの
間で伝送を行う場合、経路をA-B-E-F-Iの順に設定す
る。これを図４に示す。そして、ノードA-B-E間ではト
ラヒックは論理リング1に属し、ノードE-F間では論理リ
ング2に属し、ノードF-I間では論理リング4に属するよ
うに設定する。障害復旧の例として、ノードB-E間の伝
送路に障害が発生した場合をとりあげる。この場合、障
害復旧要求を出すのは障害端ノードBとEであり、復旧動
作を行うのは、論理リング1と2に属するノードだけであ
る。上記の経路をとる場合、ノードBとノードEがメッセ
ージを交換し、ノードB-E間のトラヒックに対する迂回
路を論理リング1と2で決定する。論理リング1に属する
トラヒックの迂回路はB-A-D-Eであり、論理リング2に属
するトラヒックの迂回路はB-C-F-Eである。上記のトラ
ヒックの場合、ノードB-E間においては論理リング1に属
しているので、障害復旧後の経路は図１に示すように、
A-B-A-D-E-F-Iとなる。
間で伝送を行う場合、経路をA-B-E-F-Iの順に設定す
る。これを図４に示す。そして、ノードA-B-E間ではト
ラヒックは論理リング1に属し、ノードE-F間では論理リ
ング2に属し、ノードF-I間では論理リング4に属するよ
うに設定する。障害復旧の例として、ノードB-E間の伝
送路に障害が発生した場合をとりあげる。この場合、障
害復旧要求を出すのは障害端ノードBとEであり、復旧動
作を行うのは、論理リング1と2に属するノードだけであ
る。上記の経路をとる場合、ノードBとノードEがメッセ
ージを交換し、ノードB-E間のトラヒックに対する迂回
路を論理リング1と2で決定する。論理リング1に属する
トラヒックの迂回路はB-A-D-Eであり、論理リング2に属
するトラヒックの迂回路はB-C-F-Eである。上記のトラ
ヒックの場合、ノードB-E間においては論理リング1に属
しているので、障害復旧後の経路は図１に示すように、
A-B-A-D-E-F-Iとなる。
【００１０】なお、ノードAとノードIの間で伝送を行う
場合、ノードEにおいて論理リング1から論理リング4へ
トラヒックを接続するような経路設定は、ノードEに障
害が発生した場合に該トラヒックを救済できないのであ
らかじめ禁止する。
場合、ノードEにおいて論理リング1から論理リング4へ
トラヒックを接続するような経路設定は、ノードEに障
害が発生した場合に該トラヒックを救済できないのであ
らかじめ禁止する。
【００１１】
【実施例】本発明の第１の実施例を図２を用いて説明す
る。図２におけるネットワークは、図３に示す9ノード
を格子状に接続したネットワークにおいて、内部の4つ
の閉ループに着目し、これらを論理的に4つのリング網
と見なしたものである。ここで、4つの論理リングを各
々論理リング1〜4とする。各ノード間の回線容量は、ノ
ードB-E間、ノードE-H間、ノードD-E間、ノードE-F間は
2.48832Gb/sであり、その他は622.08Mb/sである。回線
は双方向通信である。
る。図２におけるネットワークは、図３に示す9ノード
を格子状に接続したネットワークにおいて、内部の4つ
の閉ループに着目し、これらを論理的に4つのリング網
と見なしたものである。ここで、4つの論理リングを各
々論理リング1〜4とする。各ノード間の回線容量は、ノ
ードB-E間、ノードE-H間、ノードD-E間、ノードE-F間は
2.48832Gb/sであり、その他は622.08Mb/sである。回線
は双方向通信である。
【００１２】本発明の説明に用いる伝送方式は、CCITT
勧告G.707, 708, 709に定められているSynchronous Dig
ital Hierarchy(SDH)である。前記622.08Mb/s回線で用
いるフレームは、Synchronous Transport Module level
4(STM-4)と呼ばれるものであり、そのフレームフォー
マットを図５に示す。また、前記2.48832Gb/s回線で用
いるフレームは、STM-16と呼ばれるものであり、そのフ
レームフォーマットを図６に示す。いずれも伝送用のペ
イロードとしてはVirtual Container level 4(VC-4)を
用いる。STM-4は4つのVC-4、STM-16は16のVC-4を収容し
ている。
勧告G.707, 708, 709に定められているSynchronous Dig
ital Hierarchy(SDH)である。前記622.08Mb/s回線で用
いるフレームは、Synchronous Transport Module level
4(STM-4)と呼ばれるものであり、そのフレームフォー
マットを図５に示す。また、前記2.48832Gb/s回線で用
いるフレームは、STM-16と呼ばれるものであり、そのフ
レームフォーマットを図６に示す。いずれも伝送用のペ
イロードとしてはVirtual Container level 4(VC-4)を
用いる。STM-4は4つのVC-4、STM-16は16のVC-4を収容し
ている。
【００１３】ここでネットワーク内の各論理リングの容
量は622.08Mb/sとする。これら論理リングにおいては、
その容量を二分し、一方を現用、他方を予備として用い
る。そして、通常時は現用のみを用いて伝送を行い、障
害発生時には予備を用いて伝送を行う。本例の場合は、
容量622.08 Mb/sを311.04 Mb/sずつに分ける。すなわ
ち、各論理リングの現用容量は、311.04 Mb/sとなる。
量は622.08Mb/sとする。これら論理リングにおいては、
その容量を二分し、一方を現用、他方を予備として用い
る。そして、通常時は現用のみを用いて伝送を行い、障
害発生時には予備を用いて伝送を行う。本例の場合は、
容量622.08 Mb/sを311.04 Mb/sずつに分ける。すなわ
ち、各論理リングの現用容量は、311.04 Mb/sとなる。
【００１４】ここで各論理リングにおいて論理VCを定義
する。論理VCとは、論理リング内において各伝送路内部
のVCの属するグループである。各論理リングにおける論
理VC番号と各回線のVC番号との対応を図７に示す。例え
ば、ノードB-E間において、回線内のVC-4 #1から#4は論
理リング1に属し、VC-4 #5から#8までは論理リング2に
属する。論理リング1において、VC-4 #1,#2は現用であ
り、VC-4 #3,#4は予備である。論理リング2において、V
C-4 #5,#6は現用であり、VC-4 #7,#8は予備である。こ
の場合、論理リング1の現用論理VC#1（論理VC#1w）とし
てVC-4 #1を、予備論理VC#1（論理VC#1p）としてVC-4 #
3を登録する。また、論理リング2の現用論理VC#1（論理
VC#1w)としてVC-4 #5を、予備論理VC#1（論理VC#1p）と
してVC-4 #7を登録する。他の回線についても同様に登
録をする。論理VC番号とVC番号を一致させる必要はな
い。論理リング内部では、論理VC番号を用いてパスを設
定する。
する。論理VCとは、論理リング内において各伝送路内部
のVCの属するグループである。各論理リングにおける論
理VC番号と各回線のVC番号との対応を図７に示す。例え
ば、ノードB-E間において、回線内のVC-4 #1から#4は論
理リング1に属し、VC-4 #5から#8までは論理リング2に
属する。論理リング1において、VC-4 #1,#2は現用であ
り、VC-4 #3,#4は予備である。論理リング2において、V
C-4 #5,#6は現用であり、VC-4 #7,#8は予備である。こ
の場合、論理リング1の現用論理VC#1（論理VC#1w）とし
てVC-4 #1を、予備論理VC#1（論理VC#1p）としてVC-4 #
3を登録する。また、論理リング2の現用論理VC#1（論理
VC#1w)としてVC-4 #5を、予備論理VC#1（論理VC#1p）と
してVC-4 #7を登録する。他の回線についても同様に登
録をする。論理VC番号とVC番号を一致させる必要はな
い。論理リング内部では、論理VC番号を用いてパスを設
定する。
【００１５】次に障害時における復旧手法について説明
する。いま、信号の伝達経路は図４に示すように設定さ
れているものとする。すなわち、VC-4パスがA-B-E-F-I
の経路を通過する。ここで、当該パスは、ノードA-B-E
間では論理リング1に属し、論理VC番号は1に設定されて
いる。ノードE-F間では論理リング2に属し、論理VC番号
は2である。ノードF-I間では論理リング4に属し、論理V
C番号は1である。障害復旧の例として、ノードB-E間の
伝送路に障害が発生した場合をとりあげる。この場合、
障害復旧要求を出すのは障害端ノードBとEであり、動作
を行うのは、論理リング1と2に属するノードだけであ
る。上記の経路をとる場合、ノードBとノードEがメッセ
ージを交換し、ノードB-E間のトラヒックに対する迂回
路を論理リング1と2で独立に決定する。論理リング1に
属するトラヒックの迂回路はB-A-D-Eであり、論理リン
グ2に属するトラヒックの迂回路はB-C-F-Eである。上記
のパスの場合、ノードB-E間においては論理リング1に属
しているので、障害復旧後の経路は図１に示すように、
A-B-A-D-E-F-Iとなる。このうち、A-B間とE-F-I間は現
用VC、B-A-D-E間は予備VCを用いて伝送される。
する。いま、信号の伝達経路は図４に示すように設定さ
れているものとする。すなわち、VC-4パスがA-B-E-F-I
の経路を通過する。ここで、当該パスは、ノードA-B-E
間では論理リング1に属し、論理VC番号は1に設定されて
いる。ノードE-F間では論理リング2に属し、論理VC番号
は2である。ノードF-I間では論理リング4に属し、論理V
C番号は1である。障害復旧の例として、ノードB-E間の
伝送路に障害が発生した場合をとりあげる。この場合、
障害復旧要求を出すのは障害端ノードBとEであり、動作
を行うのは、論理リング1と2に属するノードだけであ
る。上記の経路をとる場合、ノードBとノードEがメッセ
ージを交換し、ノードB-E間のトラヒックに対する迂回
路を論理リング1と2で独立に決定する。論理リング1に
属するトラヒックの迂回路はB-A-D-Eであり、論理リン
グ2に属するトラヒックの迂回路はB-C-F-Eである。上記
のパスの場合、ノードB-E間においては論理リング1に属
しているので、障害復旧後の経路は図１に示すように、
A-B-A-D-E-F-Iとなる。このうち、A-B間とE-F-I間は現
用VC、B-A-D-E間は予備VCを用いて伝送される。
【００１６】上記処理における各ノードの動作について
詳細に述べる。ここで各ノードの構成は同じとする。こ
の場合、ノードEは信号断を検出し、ノードBに対してメ
ッセージを送出する。ノード間のシグナリングについて
は、Bellcore TA-NWT-001230, Issue 3とほぼ同じもの
を用いて説明する。
詳細に述べる。ここで各ノードの構成は同じとする。こ
の場合、ノードEは信号断を検出し、ノードBに対してメ
ッセージを送出する。ノード間のシグナリングについて
は、Bellcore TA-NWT-001230, Issue 3とほぼ同じもの
を用いて説明する。
【００１７】メッセージはM1,M2の２種類からなる。そ
の内容を図８に示す。M1の第1-4ビットは、切替命令種
類および優先度を示す。これを表１に示す。
の内容を図８に示す。M1の第1-4ビットは、切替命令種
類および優先度を示す。これを表１に示す。
【００１８】
【表１】
【００１９】これらは、「Bellcore TA-NWT-001230,Iss
ue 3」に示されている単一リング型ネットワークにおけ
る障害の種類および優先度を示すコードと一致してい
る。表において、LP-Sとは、あるノード間の回線（以
下、spanと称する。）の予備容量の使用を禁止する命令
である。FS-Sとは、現用回線を予備回線に強制的に切り
替える命令である。FS-Rとは、論理リングの現用容量内
を通過するトラヒックを論理リング内の反対回り方向の
予備容量を通過するように強制的に折り返す命令であ
る。SF-Sとは、信号断をトリガとし、自動的に現用回線
を予備回線に切り替えるための命令である。SF-Rとは、
信号断をトリガとし、自動的に論理リングの現用容量内
を通過するトラヒックを論理リング内の反対回り方向の
予備容量を通過するように折り返すための命令である。
SD-Pとは、予備回線に信号誤り率劣化を検出した場合
に、当該予備回線を使用禁止にするための命令である。
SD-Sとは、信号誤り率劣化をトリガとし、自動的に現用
回線を予備回線に切り替えるための命令である。SD-Rと
は、信号誤り率劣化をトリガとし、自動的に現用容量内
を通過するトラヒックを反対回り方向の予備容量を通過
するように折り返すための命令である。MS-Sとは、現用
回線を予備回線に強制的に切り替える命令である。FS-S
にくらべ優先度が低い。MS-Rとは、現用容量内を通過す
るトラヒックを反対回り方向の予備容量を通過するよう
に強制的に折り返す命令である。FS-Rにくらべ優先度が
低い。WTRとは、障害が消滅した場合に一定時間切り戻
しを禁止する命令である。EXER-Sとは、現用回線を予備
回線に強制的に切り替えるためのシグナリングを出力す
る命令で、ブリッジおよびスイッチは実行しない。MS-S
にくらべ優先度は低い。EXER-Rとは、現用容量内を通過
するトラヒックを反対回り方向の予備容量を通過するよ
うに強制的に折り返すためのシグナリングを出力する命
令で、ブリッジおよびスイッチは実行しない。MS-Rにく
らべ優先度が低い。RR-Sとは、FS-S,SF-S,SD-S,MS-S,EX
ER-Sを受信したノードが出力する応答(ACK)である。RR-
Rとは、FS-R,SF-R,SD-R,MS-R,EXER-Rを受信したノード
が出力する応答(ACK)である。NRとは、切替要求のない
場合に出力する命令である。それぞれに優先度が定めら
れており、表の上にいくほど優先度が高い。
ue 3」に示されている単一リング型ネットワークにおけ
る障害の種類および優先度を示すコードと一致してい
る。表において、LP-Sとは、あるノード間の回線（以
下、spanと称する。）の予備容量の使用を禁止する命令
である。FS-Sとは、現用回線を予備回線に強制的に切り
替える命令である。FS-Rとは、論理リングの現用容量内
を通過するトラヒックを論理リング内の反対回り方向の
予備容量を通過するように強制的に折り返す命令であ
る。SF-Sとは、信号断をトリガとし、自動的に現用回線
を予備回線に切り替えるための命令である。SF-Rとは、
信号断をトリガとし、自動的に論理リングの現用容量内
を通過するトラヒックを論理リング内の反対回り方向の
予備容量を通過するように折り返すための命令である。
SD-Pとは、予備回線に信号誤り率劣化を検出した場合
に、当該予備回線を使用禁止にするための命令である。
SD-Sとは、信号誤り率劣化をトリガとし、自動的に現用
回線を予備回線に切り替えるための命令である。SD-Rと
は、信号誤り率劣化をトリガとし、自動的に現用容量内
を通過するトラヒックを反対回り方向の予備容量を通過
するように折り返すための命令である。MS-Sとは、現用
回線を予備回線に強制的に切り替える命令である。FS-S
にくらべ優先度が低い。MS-Rとは、現用容量内を通過す
るトラヒックを反対回り方向の予備容量を通過するよう
に強制的に折り返す命令である。FS-Rにくらべ優先度が
低い。WTRとは、障害が消滅した場合に一定時間切り戻
しを禁止する命令である。EXER-Sとは、現用回線を予備
回線に強制的に切り替えるためのシグナリングを出力す
る命令で、ブリッジおよびスイッチは実行しない。MS-S
にくらべ優先度は低い。EXER-Rとは、現用容量内を通過
するトラヒックを反対回り方向の予備容量を通過するよ
うに強制的に折り返すためのシグナリングを出力する命
令で、ブリッジおよびスイッチは実行しない。MS-Rにく
らべ優先度が低い。RR-Sとは、FS-S,SF-S,SD-S,MS-S,EX
ER-Sを受信したノードが出力する応答(ACK)である。RR-
Rとは、FS-R,SF-R,SD-R,MS-R,EXER-Rを受信したノード
が出力する応答(ACK)である。NRとは、切替要求のない
場合に出力する命令である。それぞれに優先度が定めら
れており、表の上にいくほど優先度が高い。
【００２０】次に、M1の第5-8ビットは、相手ノードの
番号を示す。
番号を示す。
【００２１】次に、M2の第1-4ビットは、該メッセージ
を発生したノードの番号を示す。M2の第5ビットによ
り、メッセージがshort pathに出されたものか、long p
athに出されたものかを示す。ここでshort pathとは障
害の発生している区間であり、long pathとは、論理リ
ングにおいて障害の発生している区間以外をさす。すな
わち本例の論理リング1においては、B-Eの区間がshort
pathであり、B-A-D-Eの区間がlong pathとなる。また、
論理リング2においては、B-Eの区間がshort pathであ
り、B-C-F-Eの区間がlong pathとなる。M2のbit5が'1'
であれば、当該メッセージがLong Pathに出力さたもの
であることを示し、M2のbit5が'0'であれば、当該メッ
セージがShort Pathに出力さたものであることを示す。
受信側では、該メッセージを受信した方向と受信M2のbi
t5の値の組み合せによって、受信メッセージがRequest
情報なのかStatus情報なのかを判断する。これを表２に
示す。
を発生したノードの番号を示す。M2の第5ビットによ
り、メッセージがshort pathに出されたものか、long p
athに出されたものかを示す。ここでshort pathとは障
害の発生している区間であり、long pathとは、論理リ
ングにおいて障害の発生している区間以外をさす。すな
わち本例の論理リング1においては、B-Eの区間がshort
pathであり、B-A-D-Eの区間がlong pathとなる。また、
論理リング2においては、B-Eの区間がshort pathであ
り、B-C-F-Eの区間がlong pathとなる。M2のbit5が'1'
であれば、当該メッセージがLong Pathに出力さたもの
であることを示し、M2のbit5が'0'であれば、当該メッ
セージがShort Pathに出力さたものであることを示す。
受信側では、該メッセージを受信した方向と受信M2のbi
t5の値の組み合せによって、受信メッセージがRequest
情報なのかStatus情報なのかを判断する。これを表２に
示す。
【００２２】
【表２】
【００２３】次に、M2の第6-8ビットはノードの状態を
示す。これを表３に示す。
示す。これを表３に示す。
【００２４】
【表３】
【００２５】Bridged (Br)は該メッセージを送信したノ
ードにおいてブリッジが完了したことを示し、Bridged
and Switched (以下、Br&Sw)は該メッセージを送信した
ノードにおいてブリッジとスイッチが完了したことを示
す。また、IDLEとはノードにおいてBridgeもSwitchも行
っていないことを示す。これらメッセージの内容は実際
は２進数で表現されるが、ここでは説明を容易にするた
め、表１〜３に示す表記方法を用いる。以下、M1,M2の
内容を示す場合、 M1=(切替優先度)/(相手ノード番号) M2=(自ノード番号)/(Short or Long)/(状態) のように表現する。
ードにおいてブリッジが完了したことを示し、Bridged
and Switched (以下、Br&Sw)は該メッセージを送信した
ノードにおいてブリッジとスイッチが完了したことを示
す。また、IDLEとはノードにおいてBridgeもSwitchも行
っていないことを示す。これらメッセージの内容は実際
は２進数で表現されるが、ここでは説明を容易にするた
め、表１〜３に示す表記方法を用いる。以下、M1,M2の
内容を示す場合、 M1=(切替優先度)/(相手ノード番号) M2=(自ノード番号)/(Short or Long)/(状態) のように表現する。
【００２６】本例において、ノードEは障害を検出し、s
hort path方向にM1=SF-R/B, M2=E/S/FERF、long path方
向にM1=SF-R/B, M2=E/L/IDLEを送出する。このメッセー
ジの伝達には、論理リング内の２つの予備VC-4のPOH(Pa
th Overhead)のZ5バイトを用いる。すなわち、VC-4 #3
のZ5バイトによりM1を、VC-4 #4のZ5バイトによりM2を
伝達する。
hort path方向にM1=SF-R/B, M2=E/S/FERF、long path方
向にM1=SF-R/B, M2=E/L/IDLEを送出する。このメッセー
ジの伝達には、論理リング内の２つの予備VC-4のPOH(Pa
th Overhead)のZ5バイトを用いる。すなわち、VC-4 #3
のZ5バイトによりM1を、VC-4 #4のZ5バイトによりM2を
伝達する。
【００２７】long pathに存在するノードDは、ノードE
から送出されたメッセージを受信する。そしてM1を調べ
当該メッセージが自分宛でないのを検出し、当該メッセ
ージを論理リング1内の次段（この場合はノードA）に伝
送する。また、論理リング1において、受信側予備論理V
Cも送信側予備論理VCに接続する。同様の処理をノードA
でも実行する。
から送出されたメッセージを受信する。そしてM1を調べ
当該メッセージが自分宛でないのを検出し、当該メッセ
ージを論理リング1内の次段（この場合はノードA）に伝
送する。また、論理リング1において、受信側予備論理V
Cも送信側予備論理VCに接続する。同様の処理をノードA
でも実行する。
【００２８】ノードBは、ノードEの出力したメッセージ
のうち、まずshort path方向からのメッセージ（M1=SF-
R/B,M2=E/S/FERF)を受信する。これによりノードBはB-E
間に障害が発生したことを知り、short path方向にM1=R
R-R/E, M2=B/S/IDLE、long path方向にM1=SF-R/E, M2=B
/L/IDLEを送出する。
のうち、まずshort path方向からのメッセージ（M1=SF-
R/B,M2=E/S/FERF)を受信する。これによりノードBはB-E
間に障害が発生したことを知り、short path方向にM1=R
R-R/E, M2=B/S/IDLE、long path方向にM1=SF-R/E, M2=B
/L/IDLEを送出する。
【００２９】次にノードBは、ノードEの出力したlong p
ath方向からのメッセージ（M1=SF-R/B,M2=E/L/IDLE)を
受信する。これにより迂回路から正常な切替要求を受信
するので、ノードBはブリッジとスイッチを実行する。
つまり、いままでノードE方向に送出していたトラヒッ
クをノードAの方向の予備論理VCにブリッジする。すな
わち、ノードB-E間の論理VC-4 #1,#2をノードB-A間の論
理VC-4 #3,#4にブリッジする。あわせてノードEから受
信していた論理VC-4 #1,#2をノードAから受信する論理V
C-4 #3,#4にスイッチする。そしてshort path方向にM1=
RR-R/E, M2=B/S/Br&Sw、long path方向にM1=SF-R/E, M2
=B/L/Br&Swを送出する。
ath方向からのメッセージ（M1=SF-R/B,M2=E/L/IDLE)を
受信する。これにより迂回路から正常な切替要求を受信
するので、ノードBはブリッジとスイッチを実行する。
つまり、いままでノードE方向に送出していたトラヒッ
クをノードAの方向の予備論理VCにブリッジする。すな
わち、ノードB-E間の論理VC-4 #1,#2をノードB-A間の論
理VC-4 #3,#4にブリッジする。あわせてノードEから受
信していた論理VC-4 #1,#2をノードAから受信する論理V
C-4 #3,#4にスイッチする。そしてshort path方向にM1=
RR-R/E, M2=B/S/Br&Sw、long path方向にM1=SF-R/E, M2
=B/L/Br&Swを送出する。
【００３０】ノードAは、ノードBから送出されたメッセ
ージを受信する。そしてM1を調べ、当該メッセージが自
分宛でないのを検出し、当該メッセージを論理リング1
内の次段（この場合はノードD）に伝送する。同様の処
理をノードDでも実行する。
ージを受信する。そしてM1を調べ、当該メッセージが自
分宛でないのを検出し、当該メッセージを論理リング1
内の次段（この場合はノードD）に伝送する。同様の処
理をノードDでも実行する。
【００３１】ノードEは、ノードBがlong path方向に送
出したメッセージ（M1=SF-R/B,M2=E/L/IDLE)を受信す
る。これにより迂回路から正常な切替要求を受信し、い
ままでノードB方向に送出していたトラヒックをノードD
の方向の予備論理VCにブリッジする。すなわち、ノード
B-E間の論理VC-4 #1,#2をノードE-D間の論理ＶＣ−４
＃３，＃４にブリッジする。あわせてノードＢから受信
していた論理VC-4 #1,#2をノードDから受信する論理VC-
4 #3,#4にスイッチする。そしてshort path方向にM1=RR
-R/B,M2=E/S/FERF、long path方向にM1=SF-R/B, M2=E/L
/Br&Swを送出する。
出したメッセージ（M1=SF-R/B,M2=E/L/IDLE)を受信す
る。これにより迂回路から正常な切替要求を受信し、い
ままでノードB方向に送出していたトラヒックをノードD
の方向の予備論理VCにブリッジする。すなわち、ノード
B-E間の論理VC-4 #1,#2をノードE-D間の論理ＶＣ−４
＃３，＃４にブリッジする。あわせてノードＢから受信
していた論理VC-4 #1,#2をノードDから受信する論理VC-
4 #3,#4にスイッチする。そしてshort path方向にM1=RR
-R/B,M2=E/S/FERF、long path方向にM1=SF-R/B, M2=E/L
/Br&Swを送出する。
【００３２】上記シグナリングにより、ノードBとEの間
でメッセージを交換し、図１に示すような迂回路を形成
する。図９に上記メッセージの論理リング1における伝
達シーケンスを示す。また図１０に論理リング2におけ
る伝達シーケンスを示す。このようにして形成された迂
回路を用いて、前記パスはA-B-A-D-E-F-Iの経路を通過
することになる。このうち、A-B間は論理リング1の現
用、B-A-D-E間は論理リング1の予備、E-F間は論理リン
グ2の現用、F-I間は論理リング4の予備論理VCを用い
る。
でメッセージを交換し、図１に示すような迂回路を形成
する。図９に上記メッセージの論理リング1における伝
達シーケンスを示す。また図１０に論理リング2におけ
る伝達シーケンスを示す。このようにして形成された迂
回路を用いて、前記パスはA-B-A-D-E-F-Iの経路を通過
することになる。このうち、A-B間は論理リング1の現
用、B-A-D-E間は論理リング1の予備、E-F間は論理リン
グ2の現用、F-I間は論理リング4の予備論理VCを用い
る。
【００３３】次にノードBに障害が発生した場合の処理
について述べる。信号の伝達経路は、この場合も図４に
示すように設定されているものとする。本例においてノ
ードBに障害が発生した場合、論理リング1においては、
ノードAとEが障害を検出する。論理リング2においては
ノードCとEが障害を検出する。したがって、ノードBに
障害が発生した場合、障害復旧要求を出すのは論理リン
グ1では、障害端ノードAとEであり、論理リング2では、
障害端ノードCとEである。論理リング1では、ノードAと
ノードEがメッセージを交換し、ノードA-B間とB-E間の
トラヒックに対する迂回路をA-D-E間の予備容量を用い
て構成する。論理リング2では、ノードCとノードEがメ
ッセージを交換し、ノードC-B間とB-E間のトラヒックに
対する迂回路をC-F-E間の予備容量を用いて構成する。
図４のパスの場合、ノードA-B-E間においては論理リン
グ1に属しているので、障害復旧後の経路は図１１に示
すように、A-D-E-F-Iとなる。このうち、A-D-E間は予備
VC、E-F-I間は現用VCを用いて伝送される。
について述べる。信号の伝達経路は、この場合も図４に
示すように設定されているものとする。本例においてノ
ードBに障害が発生した場合、論理リング1においては、
ノードAとEが障害を検出する。論理リング2においては
ノードCとEが障害を検出する。したがって、ノードBに
障害が発生した場合、障害復旧要求を出すのは論理リン
グ1では、障害端ノードAとEであり、論理リング2では、
障害端ノードCとEである。論理リング1では、ノードAと
ノードEがメッセージを交換し、ノードA-B間とB-E間の
トラヒックに対する迂回路をA-D-E間の予備容量を用い
て構成する。論理リング2では、ノードCとノードEがメ
ッセージを交換し、ノードC-B間とB-E間のトラヒックに
対する迂回路をC-F-E間の予備容量を用いて構成する。
図４のパスの場合、ノードA-B-E間においては論理リン
グ1に属しているので、障害復旧後の経路は図１１に示
すように、A-D-E-F-Iとなる。このうち、A-D-E間は予備
VC、E-F-I間は現用VCを用いて伝送される。
【００３４】上記処理における各ノードの動作について
詳細に述べる。障害発生後、ノードEは障害を検出し、s
hort path方向にM1=SF-R/B, M2=E/S/FERF、long path方
向にM1=SF-R/B, M2=E/L/IDLEを送出する。また、ノード
Aも障害を検出し、shortpath方向にM1=SF-R/B, M2=A/S/
FERF、long path方向にM1=SF-R/B, M2=A/L/IDLEを送出
する。
詳細に述べる。障害発生後、ノードEは障害を検出し、s
hort path方向にM1=SF-R/B, M2=E/S/FERF、long path方
向にM1=SF-R/B, M2=E/L/IDLEを送出する。また、ノード
Aも障害を検出し、shortpath方向にM1=SF-R/B, M2=A/S/
FERF、long path方向にM1=SF-R/B, M2=A/L/IDLEを送出
する。
【００３５】long pathに存在するノードDは、ノードE
とAから送出されたメッセージを受信する。そしてM1を
調べ当該メッセージが自分宛でないのを検出し、それぞ
れ次段に中継する。また、論理リング1において、受信
側予備論理VCも送信側予備論理VCに接続する。
とAから送出されたメッセージを受信する。そしてM1を
調べ当該メッセージが自分宛でないのを検出し、それぞ
れ次段に中継する。また、論理リング1において、受信
側予備論理VCも送信側予備論理VCに接続する。
【００３６】次にノードAは、ノードEの送出したlong p
ath方向からのメッセージ（M1=SF-R/B,M2=E/L/IDLE)を
受信する。これによりノードAとEが同一レベルの障害を
同時に検出していることを知り、ノードBにおいて障害
が発生していることを検出する。障害発生ノードである
ノードBを特定するために各ノードは予め当該論理リン
グに属する全ノードの番号を情報（Ring Topology Ma
p）として持っている。論理リング1のもつRing Topolog
y Mapを図１２に示す。これは論理リング1に属するノー
ドの番号を接続順に記載したものである。ノードAはメ
ッセージM1の優先度が同一でかつ発信ノード番号がEで
あるということを検出し、該Ring Topology Mapを当該
メッセージを受信した方向と反対方向（本例の場合、反
時計まわり）に自ノードを起点としてたどる。そしてノ
ードEの番号が出現するまでに読み出されたノード番号
（この場合、ノードBのみ）が障害ノードであることを
知る。
ath方向からのメッセージ（M1=SF-R/B,M2=E/L/IDLE)を
受信する。これによりノードAとEが同一レベルの障害を
同時に検出していることを知り、ノードBにおいて障害
が発生していることを検出する。障害発生ノードである
ノードBを特定するために各ノードは予め当該論理リン
グに属する全ノードの番号を情報（Ring Topology Ma
p）として持っている。論理リング1のもつRing Topolog
y Mapを図１２に示す。これは論理リング1に属するノー
ドの番号を接続順に記載したものである。ノードAはメ
ッセージM1の優先度が同一でかつ発信ノード番号がEで
あるということを検出し、該Ring Topology Mapを当該
メッセージを受信した方向と反対方向（本例の場合、反
時計まわり）に自ノードを起点としてたどる。そしてノ
ードEの番号が出現するまでに読み出されたノード番号
（この場合、ノードBのみ）が障害ノードであることを
知る。
【００３７】次にノードAは、障害ノード（ノードB）で
終端あるいは他の論理リングへわたるパスを検出する。
これには予めOSより配信されたNode Cross-Connect Map
を用いて行う。本実施例におけるNode Cross-Connect M
apを図１３に示す。図１３におけるNode Cross-Connect
Mapには、論理リングに属する各論理VCの送信ノードと
受信ノードの番号および該論理VCが他の論理リングから
きた場合にはその論理リング番号と当該論理リング番号
内における論理VCの番号を記す。また該論理VCが他の論
理リングへ出力される場合にもその論理リング番号と当
該論理リング番号内における論理VCの番号を記す。本実
施例の場合には論理VCは１本だけであり、その論理VCは
ノードBでは他の論理リングへ接続されていない。した
がって、ノードAはいままでノードB方向に送出していた
トラヒックをノードDの方向の予備論理VCにブリッジす
る。すなわち、論理VC#1w,#2wを論理VC#1p,#2pにブリッ
ジする。あわせてノードBの方向から受信していた論理V
C#1w,#2wをノードDから受信する論理VC#1p,#2pにスイッ
チする。上記処理終了後、ノードAは、short path方向
にM1=SF-R/B, M2=A/S/FERF、long path方向にM1=SF-R/
B, M2=A/L/Br&Swを送出する。
終端あるいは他の論理リングへわたるパスを検出する。
これには予めOSより配信されたNode Cross-Connect Map
を用いて行う。本実施例におけるNode Cross-Connect M
apを図１３に示す。図１３におけるNode Cross-Connect
Mapには、論理リングに属する各論理VCの送信ノードと
受信ノードの番号および該論理VCが他の論理リングから
きた場合にはその論理リング番号と当該論理リング番号
内における論理VCの番号を記す。また該論理VCが他の論
理リングへ出力される場合にもその論理リング番号と当
該論理リング番号内における論理VCの番号を記す。本実
施例の場合には論理VCは１本だけであり、その論理VCは
ノードBでは他の論理リングへ接続されていない。した
がって、ノードAはいままでノードB方向に送出していた
トラヒックをノードDの方向の予備論理VCにブリッジす
る。すなわち、論理VC#1w,#2wを論理VC#1p,#2pにブリッ
ジする。あわせてノードBの方向から受信していた論理V
C#1w,#2wをノードDから受信する論理VC#1p,#2pにスイッ
チする。上記処理終了後、ノードAは、short path方向
にM1=SF-R/B, M2=A/S/FERF、long path方向にM1=SF-R/
B, M2=A/L/Br&Swを送出する。
【００３８】また、ノードEにおいても同様にノードAの
送出したメッセージを受信し、ノードBの障害を検出す
る。そして、ブリッジとスイッチを実行し、short path
方向にM1=SF-R/B, M2=E/S/FERF、long path方向にM1=SF
-R/B, M2=E/L/Br&Swを送出する。
送出したメッセージを受信し、ノードBの障害を検出す
る。そして、ブリッジとスイッチを実行し、short path
方向にM1=SF-R/B, M2=E/S/FERF、long path方向にM1=SF
-R/B, M2=E/L/Br&Swを送出する。
【００３９】上記シグナリングにより、ノードAとEの間
でメッセージを交換し、迂回路を形成する。図１４に論
理リング1における上記メッセージの伝達シーケンスを
示す。また、図１５に論理リング2におけるメッセージ
の伝達シーケンスを示す。形成された迂回路を用いて、
前記パスはA-D-E-F-Iの経路を通過することになる。こ
の経路のうち、A-D-E間は論理リング1の予備、E-F間は
論理リング2の現用、F-I間は論理リング4の現用論理VC
を利用する。
でメッセージを交換し、迂回路を形成する。図１４に論
理リング1における上記メッセージの伝達シーケンスを
示す。また、図１５に論理リング2におけるメッセージ
の伝達シーケンスを示す。形成された迂回路を用いて、
前記パスはA-D-E-F-Iの経路を通過することになる。こ
の経路のうち、A-D-E間は論理リング1の予備、E-F間は
論理リング2の現用、F-I間は論理リング4の現用論理VC
を利用する。
【００４０】最後にノードEに障害が発生した場合の処
理について述べる。信号の伝達経路は、この場合も図４
に示すように設定されているものとする。本例において
ノードEに障害が発生した場合、論理リング1において
は、ノードBとDが障害を検出する。論理リング2におい
てはノードBとFが障害を検出する。論理リング3におい
ては、ノードDとHが障害を検出する。論理リング4にお
いてはノードFとHが障害を検出する。したがって、ノー
ドEに障害が発生した場合、障害復旧要求を出すのは論
理リング1では、障害端ノードBとDであり、論理リング2
では、障害端ノードBとFである。論理リング3において
は、ノードDとHであり、論理リング4においてはノードF
とHである。
理について述べる。信号の伝達経路は、この場合も図４
に示すように設定されているものとする。本例において
ノードEに障害が発生した場合、論理リング1において
は、ノードBとDが障害を検出する。論理リング2におい
てはノードBとFが障害を検出する。論理リング3におい
ては、ノードDとHが障害を検出する。論理リング4にお
いてはノードFとHが障害を検出する。したがって、ノー
ドEに障害が発生した場合、障害復旧要求を出すのは論
理リング1では、障害端ノードBとDであり、論理リング2
では、障害端ノードBとFである。論理リング3において
は、ノードDとHであり、論理リング4においてはノードF
とHである。
【００４１】論理リング1では、ノードBとノードDがメ
ッセージを交換し、ノードB-E間とD-E間のトラヒックに
対する迂回路をB-A-D間の予備容量を用いて構成する。
論理リング2では、ノードBとノードFがメッセージを交
換し、ノードB-E間とF-E間のトラヒックに対する迂回路
をB-C-F間の予備容量を用いて構成する。論理リング3で
は、ノードDとノードHがメッセージを交換し、ノードD-
E間とH-E間のトラヒックに対する迂回路をD-G-F間の予
備容量を用いて構成する。論理リング4では、ノードFと
ノードHがメッセージを交換し、ノードF-E間とH-E間の
トラヒックに対する迂回路をF-I-H間の予備容量を用い
て構成する。図４のパスの場合、ノードA-B-E間におい
ては論理リング1に属している。しかし、これをB-A-D間
の予備容量を使用したのでは、ノードAとノードIの間に
パスを設定することはできない。したがって、ノードB
においては、当該パスを論理リング1内の迂回路に折り
返さずに、論理リング2の予備容量に接続する。障害復
旧後の経路は図１６に示すように、A-B-C-F-Iとなる。
このうち、A-B間は現用VC、B-C-F間は予備VC、F-I間は
現用VCを用いて伝送される。
ッセージを交換し、ノードB-E間とD-E間のトラヒックに
対する迂回路をB-A-D間の予備容量を用いて構成する。
論理リング2では、ノードBとノードFがメッセージを交
換し、ノードB-E間とF-E間のトラヒックに対する迂回路
をB-C-F間の予備容量を用いて構成する。論理リング3で
は、ノードDとノードHがメッセージを交換し、ノードD-
E間とH-E間のトラヒックに対する迂回路をD-G-F間の予
備容量を用いて構成する。論理リング4では、ノードFと
ノードHがメッセージを交換し、ノードF-E間とH-E間の
トラヒックに対する迂回路をF-I-H間の予備容量を用い
て構成する。図４のパスの場合、ノードA-B-E間におい
ては論理リング1に属している。しかし、これをB-A-D間
の予備容量を使用したのでは、ノードAとノードIの間に
パスを設定することはできない。したがって、ノードB
においては、当該パスを論理リング1内の迂回路に折り
返さずに、論理リング2の予備容量に接続する。障害復
旧後の経路は図１６に示すように、A-B-C-F-Iとなる。
このうち、A-B間は現用VC、B-C-F間は予備VC、F-I間は
現用VCを用いて伝送される。
【００４２】上記処理における各ノードの動作について
詳細に述べる。障害発生後、論理リング1においては、
ノードBとDが障害を検出する。論理リング2においては
ノードBとFが障害を検出する。以下、論理リング1にお
ける動作について述べる。
詳細に述べる。障害発生後、論理リング1においては、
ノードBとDが障害を検出する。論理リング2においては
ノードBとFが障害を検出する。以下、論理リング1にお
ける動作について述べる。
【００４３】ノードDは障害を検出し、short path方向
にM1=SF-R/E, M2=D/S/FERF、longpath方向にM1=SF-R/E,
M2=D/L/IDLEを送出する。また、ノードBも障害を検出
し、short path方向にM1=SF-R/E, M2=B/S/FERF、long p
ath方向にM1=SF-R/E, M2=B/L/IDLEを送出する。
にM1=SF-R/E, M2=D/S/FERF、longpath方向にM1=SF-R/E,
M2=D/L/IDLEを送出する。また、ノードBも障害を検出
し、short path方向にM1=SF-R/E, M2=B/S/FERF、long p
ath方向にM1=SF-R/E, M2=B/L/IDLEを送出する。
【００４４】long pathに存在するノードAは、ノードB
とDから送出されたメッセージを受信する。そしてM1を
調べ当該メッセージが自分宛でないのを検出し、それぞ
れ次段に中継する。また、論理リング1において、受信
側予備論理VCも送信側予備論理VCに接続する。
とDから送出されたメッセージを受信する。そしてM1を
調べ当該メッセージが自分宛でないのを検出し、それぞ
れ次段に中継する。また、論理リング1において、受信
側予備論理VCも送信側予備論理VCに接続する。
【００４５】次にノードBは、ノードDの送出したlong p
ath方向からのメッセージ（M1=SF-R/E,M2=D/L/IDLE)を
受信する。これによりノードBとDが同一レベルの障害を
同時に検出していることを知り、ノードEにおいて障害
が発生していることを検出する。ノードBは受信メッセ
ージM1の優先度が同一でかつ発信ノード番号がDである
ということを検出し、Ring Topology Mapを当該メッセ
ージを受信した方向と反対方向（本例の場合、反時計ま
わり）に自ノードを起点としてたどる。そしてノードD
の番号が出現するまでに読み出されたノード番号（この
場合、ノードEのみ）が障害ノードであることを知る。
ath方向からのメッセージ（M1=SF-R/E,M2=D/L/IDLE)を
受信する。これによりノードBとDが同一レベルの障害を
同時に検出していることを知り、ノードEにおいて障害
が発生していることを検出する。ノードBは受信メッセ
ージM1の優先度が同一でかつ発信ノード番号がDである
ということを検出し、Ring Topology Mapを当該メッセ
ージを受信した方向と反対方向（本例の場合、反時計ま
わり）に自ノードを起点としてたどる。そしてノードD
の番号が出現するまでに読み出されたノード番号（この
場合、ノードEのみ）が障害ノードであることを知る。
【００４６】次にノードBは、障害ノード（ノードE）で
終端あるいは他の論理リングへ接続されるパスを検出す
る。これには予めOSより配信されたNode Cross-Connect
Mapを用いて行う。本実施例におけるNode Cross-Conne
ct Mapを図１３に示す。本実施例の場合には、ノードE
において論理リング2へ接続される論理VCが存在するこ
とがわかる。ノードBは論理リング2に接している。従っ
て当該論理VCを論理リング2へ接続するため、ノードBに
おいて、論理リング2内部の接続先の論理VC（本実施例
の場合、論理VC ID4）にブリッジする。また、スイッチ
に関しても同様に行う。
終端あるいは他の論理リングへ接続されるパスを検出す
る。これには予めOSより配信されたNode Cross-Connect
Mapを用いて行う。本実施例におけるNode Cross-Conne
ct Mapを図１３に示す。本実施例の場合には、ノードE
において論理リング2へ接続される論理VCが存在するこ
とがわかる。ノードBは論理リング2に接している。従っ
て当該論理VCを論理リング2へ接続するため、ノードBに
おいて、論理リング2内部の接続先の論理VC（本実施例
の場合、論理VC ID4）にブリッジする。また、スイッチ
に関しても同様に行う。
【００４７】上記処理終了後、ノードBは、short path
方向にM1=SF-R/E, M2=B/S/FERF、long path方向にM1=SF
-R/E, M2=B/L/Br&Swを送出する。
方向にM1=SF-R/E, M2=B/S/FERF、long path方向にM1=SF
-R/E, M2=B/L/Br&Swを送出する。
【００４８】また、ノードDにおいても同様にノードBの
送出したメッセージを受信し、ノードEの障害を検出す
る。そして、ブリッジとスイッチを実行し、short path
方向にM1=SF-R/E, M2=D/S/FERF、long path方向にM1=SF
-R/E, M2=D/L/Br&Swを送出する。論理リング1における
メッセージの伝達シーケンスを図１７に示す。
送出したメッセージを受信し、ノードEの障害を検出す
る。そして、ブリッジとスイッチを実行し、short path
方向にM1=SF-R/E, M2=D/S/FERF、long path方向にM1=SF
-R/E, M2=D/L/Br&Swを送出する。論理リング1における
メッセージの伝達シーケンスを図１７に示す。
【００４９】次に論理リング2における動作について述
べる。論理リング2においても上記と同様の動作がノー
ドBとノードFの間で発生する。
べる。論理リング2においても上記と同様の動作がノー
ドBとノードFの間で発生する。
【００５０】ノードFは障害を検出し、short path方向
にM1=SF-R/E, M2=F/S/FERF、long path方向にM1=SF-R/
E, M2=F/L/IDLEを送出する。また、ノードBも障害を検
出し、short path方向にM1=SF-R/E, M2=B/S/FERF、long
path方向にM1=SF-R/E, M2=B/L/IDLEを送出する。
にM1=SF-R/E, M2=F/S/FERF、long path方向にM1=SF-R/
E, M2=F/L/IDLEを送出する。また、ノードBも障害を検
出し、short path方向にM1=SF-R/E, M2=B/S/FERF、long
path方向にM1=SF-R/E, M2=B/L/IDLEを送出する。
【００５１】long pathに存在するノードCは、ノードB
とFから送出されたメッセージを受信する。そしてM1を
調べ当該メッセージが自分宛でないのを検出し、それぞ
れ次段に中継する。また、論理リング2において、受信
側予備論理VCも送信側予備論理VCに接続する。
とFから送出されたメッセージを受信する。そしてM1を
調べ当該メッセージが自分宛でないのを検出し、それぞ
れ次段に中継する。また、論理リング2において、受信
側予備論理VCも送信側予備論理VCに接続する。
【００５２】次にノードFは、ノードBの送出したlong p
ath方向からのメッセージ（M1=SF-R/E,M2=B/L/IDLE)を
受信する。これによりノードBとFが同一レベルの障害を
同時に検出していることを知り、ノードEにおいて障害
が発生していることを検出する。ノードFは受信メッセ
ージM1の優先度が同一でかつ発信ノード番号がBである
ということを検出し、Ring Topology Mapを当該メッセ
ージを受信した方向と反対方向（本例の場合、反時計ま
わり）に自ノードをたどる。そしてノードBの番号が出
現するまでに読み出されたノード番号（この場合、ノー
ドEのみ）が障害ノードであることを知る。
ath方向からのメッセージ（M1=SF-R/E,M2=B/L/IDLE)を
受信する。これによりノードBとFが同一レベルの障害を
同時に検出していることを知り、ノードEにおいて障害
が発生していることを検出する。ノードFは受信メッセ
ージM1の優先度が同一でかつ発信ノード番号がBである
ということを検出し、Ring Topology Mapを当該メッセ
ージを受信した方向と反対方向（本例の場合、反時計ま
わり）に自ノードをたどる。そしてノードBの番号が出
現するまでに読み出されたノード番号（この場合、ノー
ドEのみ）が障害ノードであることを知る。
【００５３】次にノードFは、障害ノード（ノードE）で
終端あるいは他の論理リングへ接続されるパスを検出す
る。これには予めOSより配信されたNode Cross-Connect
Mapを用いて行う。本実施例におけるNode Cross-Conne
ct Mapを図１８に示す。本実施例の場合には、ノードE
において論理リング1へ接続される論理VCが存在するこ
とがわかる。ノードFは論理リング1には隣接していな
い。従って当該論理VCを論理リング1へ接続するため、
ノードFにおいて、論理リング2内部の予備論理VC（本実
施例の場合、論理VC ID4）にブリッジする。また、スイ
ッチに関しても同様に行う。
終端あるいは他の論理リングへ接続されるパスを検出す
る。これには予めOSより配信されたNode Cross-Connect
Mapを用いて行う。本実施例におけるNode Cross-Conne
ct Mapを図１８に示す。本実施例の場合には、ノードE
において論理リング1へ接続される論理VCが存在するこ
とがわかる。ノードFは論理リング1には隣接していな
い。従って当該論理VCを論理リング1へ接続するため、
ノードFにおいて、論理リング2内部の予備論理VC（本実
施例の場合、論理VC ID4）にブリッジする。また、スイ
ッチに関しても同様に行う。
【００５４】上記処理終了後、ノードFは、short path
方向にM1=SF-R/E, M2=F/S/FERF、long path方向にM1=SF
-R/E, M2=F/L/Br&Swを送出する。
方向にM1=SF-R/E, M2=F/S/FERF、long path方向にM1=SF
-R/E, M2=F/L/Br&Swを送出する。
【００５５】また、ノードBにおいても同様にノードFの
送出したメッセージを受信し、ノードEの障害を検出す
る。そして、ブリッジとスイッチを実行し、short path
方向にM1=SF-R/E, M2=B/S/FERF、long path方向にM1=SF
-R/E, M2=B/L/Br&Swを送出する。論理リング2における
メッセージの伝達シーケンスを図１９に示す。
送出したメッセージを受信し、ノードEの障害を検出す
る。そして、ブリッジとスイッチを実行し、short path
方向にM1=SF-R/E, M2=B/S/FERF、long path方向にM1=SF
-R/E, M2=B/L/Br&Swを送出する。論理リング2における
メッセージの伝達シーケンスを図１９に示す。
【００５６】形成された迂回路を用いて、前記パスはA-
B-C-F-Iの経路を通過することになる。この経路のう
ち、A-B間は論理リング1の現用、B-C-F間は論理リング2
の予備、F-I間は論理リング4の現用論理VCを利用する。
B-C-F-Iの経路を通過することになる。この経路のう
ち、A-B間は論理リング1の現用、B-C-F間は論理リング2
の予備、F-I間は論理リング4の現用論理VCを利用する。
【００５７】上記に示した各ノードの処理のフローチャ
ートを図２０に示す。図２０において論理リングから切
り離されるノードとは、ノード障害または複数回線障害
によって論理リングに接続が不可能になったノードであ
る。図１６ではノードEが該当する。
ートを図２０に示す。図２０において論理リングから切
り離されるノードとは、ノード障害または複数回線障害
によって論理リングに接続が不可能になったノードであ
る。図１６ではノードEが該当する。
【００５８】本方式を用いるノードにおいては時分割ス
イッチのアドレスコントロールメモリ(ACM)を複数持つ
ことにより、上記動作を迅速に行うことが可能である。
すなわち、図２１に示すようにACMを3つ持つ構造にし、
１つを通常時用(ACM16)、１つを単一回線障害用(ACM1
7)、１つをノード障害用(ACM18)に割り当てる。そして
セレクタ15を制御することによりデータメモリ11からVC
を読み出すごとに読み出しに用いるACMを前記3つのACM
から選択する。
イッチのアドレスコントロールメモリ(ACM)を複数持つ
ことにより、上記動作を迅速に行うことが可能である。
すなわち、図２１に示すようにACMを3つ持つ構造にし、
１つを通常時用(ACM16)、１つを単一回線障害用(ACM1
7)、１つをノード障害用(ACM18)に割り当てる。そして
セレクタ15を制御することによりデータメモリ11からVC
を読み出すごとに読み出しに用いるACMを前記3つのACM
から選択する。
【００５９】ノードB-E間の回線にのみ障害が発生した
場合におけるノードEの動作について説明する。通常
時、セレクタ15はACM16を常時選択している。障害発生
後、障害区間を通過するパスに関係有る論理VC、即ち論
理リング1と2に属する論理VCの読み出しには、ACM17を
用いて読み出すことにより、論理リング1と2内の予備論
理VCへ折り返す。そして、その他の影響を受けないVCに
関しては、ACM16を用いて通常どおり読み出す。
場合におけるノードEの動作について説明する。通常
時、セレクタ15はACM16を常時選択している。障害発生
後、障害区間を通過するパスに関係有る論理VC、即ち論
理リング1と2に属する論理VCの読み出しには、ACM17を
用いて読み出すことにより、論理リング1と2内の予備論
理VCへ折り返す。そして、その他の影響を受けないVCに
関しては、ACM16を用いて通常どおり読み出す。
【００６０】次にノードBにおいて障害が発生した場合
におけるノードEの動作について説明する。障害発生
後、障害発生ノードから他論理リングに接続されるVCに
ついては、ACM18を用いて読み出すことにより、他論理
リングの予備論理VCへ折り返す。障害ノードを通過し、
かつ、他の論理リングに障害ノードでは接続されないパ
スに属する論理VCの読み出しには、ACM17を用いること
により、それぞれの論理リング内の予備論理VCへ折り返
す。そして、その他の影響を受けない論理VCに関して
は、ACM16を用いて通常どおり読み出す。
におけるノードEの動作について説明する。障害発生
後、障害発生ノードから他論理リングに接続されるVCに
ついては、ACM18を用いて読み出すことにより、他論理
リングの予備論理VCへ折り返す。障害ノードを通過し、
かつ、他の論理リングに障害ノードでは接続されないパ
スに属する論理VCの読み出しには、ACM17を用いること
により、それぞれの論理リング内の予備論理VCへ折り返
す。そして、その他の影響を受けない論理VCに関して
は、ACM16を用いて通常どおり読み出す。
【００６１】本例では、M1,M2のノード番号表示に4ビッ
トしか割り当てていないので、各論理リングに属するノ
ード数は16以下となる。しかし、マルチフレーム等の手
法を使用し、伝達バイトの容量を増やせば、上記ノード
数の制限を取り除くことは可能である。
トしか割り当てていないので、各論理リングに属するノ
ード数は16以下となる。しかし、マルチフレーム等の手
法を使用し、伝達バイトの容量を増やせば、上記ノード
数の制限を取り除くことは可能である。
【００６２】本例では、シグナリングにVC-4 POH内のZ5
バイトを用いたが、Section Overhead内のDCC(Data Com
munication Channel)を用いても実現は可能である。
バイトを用いたが、Section Overhead内のDCC(Data Com
munication Channel)を用いても実現は可能である。
【００６３】本例では、SF-Rの実施例のみを示したが、
他の命令も容易に実行可能である。
他の命令も容易に実行可能である。
【００６４】
【発明の効果】本発明によれば、ネットワークを複数の
論理リングに分割し、迂回路の設定をおこなうため、障
害復旧にかかる時間が小さくなるという効果がある。
論理リングに分割し、迂回路の設定をおこなうため、障
害復旧にかかる時間が小さくなるという効果がある。
【図１】回線障害に対する復旧例を示す図。
【図２】本発明におけるリングの例を示す図。
【図３】本発明における物理網の例を示す図。
【図４】経路の例を示す図。
【図５】CCITT勧告に定めるSTM-4信号。
【図６】CCITT勧告に定めるSTM-16信号。
【図７】物理網と論理リングの対応。
【図８】M1とM2の内訳。
【図９】回線障害時の論理リング1におけるメッセージ
伝達シーケンス。
伝達シーケンス。
【図１０】回線障害時の論理リング2におけるメッセー
ジ伝達シーケンス。
ジ伝達シーケンス。
【図１１】ノードB障害に対する復旧例を示す図。
【図１２】論理リング1におけるRing Topology Map。
【図１３】論理リング1におけるNode Cross-Connect Ma
p。
p。
【図１４】ノードB障害時の論理リング1におけるメッセ
ージ伝達シーケンス。
ージ伝達シーケンス。
【図１５】ノードB障害時の論理リング2におけるメッセ
ージ伝達シーケンス。
ージ伝達シーケンス。
【図１６】ノードE障害に対する復旧例を示す図。
【図１７】ノードE障害時の論理リング1におけるメッセ
ージ伝達シーケンス。
ージ伝達シーケンス。
【図１８】論理リング2におけるNode Cross-Connect Ma
p。
p。
【図１９】ノードE障害時の論理リング2におけるメッセ
ージ伝達シーケンス。
ージ伝達シーケンス。
【図２０】各ノードの処理フローチャート。
【図２１】各ノードのスイッチ部の構成を示す図。
1〜4…入力ハイウェイ、5〜8…出力ハイウェイ、9〜10
…ハイウェイ、11…データメモリ、12…多重化部、13…
分離部、14…書き込み制御部、15…セレクタ、16〜18…
ACM、19…読み出し制御部、20…警報解読部、21…タイ
ミング生成部、22…書き込みアドレス信号線、23…読み
出しアドレス信号線、24…通常時アドレス、25…単一回
線障害時アドレス、26…ノード障害時アドレス、27…AC
Mに与える読み出しアドレス、28…装置内クロック、29
…警報情報。
…ハイウェイ、11…データメモリ、12…多重化部、13…
分離部、14…書き込み制御部、15…セレクタ、16〜18…
ACM、19…読み出し制御部、20…警報解読部、21…タイ
ミング生成部、22…書き込みアドレス信号線、23…読み
出しアドレス信号線、24…通常時アドレス、25…単一回
線障害時アドレス、26…ノード障害時アドレス、27…AC
Mに与える読み出しアドレス、28…装置内クロック、29
…警報情報。
───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (51)Int.Cl.6 識別記号 庁内整理番号 ＦＩ 技術表示箇所 Ｈ０４Ｌ 12/26 29/14 8732−5Ｋ Ｈ０４Ｌ 11/08 9371−5Ｋ 13/00 ３１１
Claims (17)
- 【請求項１】メッシュ状に接続されたネットワーク内部
の閉ループを論理リングと定義し、伝送路内部に多重化
されている複数のチャンネルごとに所属する論理リング
を予め定めておき、前記論理リングにおいては、当該論
理リングに所属するチャンネルを二分し、一方を現用チ
ャンネル、他方を予備チャンネルとするネットワークに
おけるトラヒックの救済方法であって、前記救済するト
ラヒックが伝送されている方向とは反対まわりの方向の
当該論理リング内部の予備チャンネルを用いて、送信側
障害端ノードから受信側障害端ノードまで当該トラヒッ
クを伝達することにより、障害から復旧することを特徴
とするメッシュ網における障害復旧方法。 - 【請求項２】メッシュ状に接続されたネットワーク内部
の閉ループを論理リングと定義し、伝送路内部に多重化
されている複数のチャンネルごとに属する論理リングを
予め定めておき、前記論理リングにおいては、当該論理
リングに所属するチャンネルを二分し、一方を現用チャ
ンネル、他方を予備チャンネルとするネットワークにお
けるトラヒックの救済方法であって、前記論理リングに
障害が発生した場合で、かつ、当該障害により当該論理
リングからノードの切り離しが発生しない場合、また
は、ノードの切り離しが発生した場合においても救済す
るトラヒックが前記切り離されたノードにおいて当該論
理リング内の他のノードに接続される場合、前記救済す
るトラヒックが伝送されている方向とは反対まわりの方
向の当該論理リング内部の予備チャンネルを用いて、送
信側障害端ノードから受信側障害端ノードまで当該トラ
ヒックを伝達することにより、障害から復旧することを
特徴とするメッシュ網における障害復旧方法。 - 【請求項３】メッシュ状に接続されたネットワーク内部
の閉ループを論理リングと定義し、伝送路内部に多重化
されている複数のチャンネルごとに属する論理リングを
予め定めておき、前記論理リングにおいては、当該論理
リングに所属するチャンネルを二分し、一方を現用チャ
ンネル、他方を予備チャンネルとするネットワークにお
けるトラヒックの救済方法であって、前記論理リングに
障害が発生した場合で、かつ、当該障害により当該論理
リング（論理リングＡ）からノードの切り離しが生じる
場合で、かつ、救済するトラヒックが前記切り離された
ノードにおいて他の論理リング（論理リングＢ）に接続
される場合で、かつ、当該論理リングＡにおいて前記救
済するトラヒックが通過する障害端ノードが前記論理リ
ングＢにも属している場合、前記論理リングＡに属する
障害端ノードから論理リングＢの予備チャンネルに当該
トラヒックを接続し、論理リングＢに属する障害端ノー
ドまで当該トラヒックを伝達することにより、障害から
復旧することを特徴とするメッシュ網における障害復旧
方法。 - 【請求項４】メッシュ状に接続されたネットワーク内部
の閉ループを論理リングと定義し、伝送路内部に多重化
されている複数のチャンネルごとに属する論理リングを
予め定めておき、前記論理リングにおいては、当該論理
リングに所属するチャンネルを二分し、一方を現用チャ
ンネル、他方を予備チャンネルとするネットワークにお
けるトラヒックの救済方法であって、前記論理リングに
障害が発生した場合で、かつ、当該障害により当該論理
リング（論理リングＡ）からノードの切り離しが生じる
場合で、かつ、障害により影響をうけるトラヒックが前
記切り離されたノードにおいて他の論理リング（論理リ
ングＢ）に接続される場合で、かつ、当該論理リングＡ
の障害端ノードが前記論理リングＢに属していない場
合、前記論理リングＡに属する障害端ノードから論理リ
ングＡの予備チャンネルに当該トラヒックを接続し、論
理リングＡとＢの両方に属する他の障害端ノードを経由
して、論理リングＢに属するもう一方の障害端ノードま
で当該トラヒックを伝達することにより、障害から復旧
することを特徴とするメッシュ網における障害復旧方
法。 - 【請求項５】前記論理リング毎に各ノードが互いにメッ
セージを交換し、障害情報を伝達することにより自律分
散的に処理を実行することを特徴とする請求項１乃至４
のいずれかに記載のメッシュ網における障害復旧方法。 - 【請求項６】前記論理リングに属するチャンネルに番号
（論理チャンネル番号）を付与し、ノードの入力回線と
出力回線内のチャンネルが当該ノードの属する論理リン
グにおいて、どの論理チャンネル番号を付与されている
かを示す情報を保持していることを特徴とする請求項５
に記載のメッシュ網における障害復旧方法。 - 【請求項７】前記各ノードは、所属している論理リング
内の全てのノード番号の情報およびノードの接続順序情
報を保持していることを特徴とする請求項５に記載のメ
ッシュ網における障害復旧方法。 - 【請求項８】前記各ノードは、所属している論理リング
内の全てのトラヒックの始点ノード番号および終点ノー
ド番号情報、および該トラヒックが隣接する論理リング
に接続されている場合にはその隣接する論理リング番号
情報および該隣接する論理リングにおいて当該トラヒッ
クに与えられている論理チャンネル番号を保持すること
を特徴とする請求項５に記載のメッシュ網における障害
復旧方法。 - 【請求項９】前記各ノードは、所属している論理リング
番号情報を保持することを特徴とする請求項５に記載の
メッシュ網における障害復旧方法。 - 【請求項１０】前記メッセージは、相手ノード番号、送
信ノード番号、切替命令情報、送信ノードの切替状態を
情報としてもつことを特徴とする請求項５に記載のメッ
シュ網における障害復旧方法。 - 【請求項１１】前記メッセージは、前記内容に加えて論
理リング番号を含むことを特徴とする請求項１０に記載
のメッシュ網における障害復旧方法。 - 【請求項１２】前記論理リングが複数存在する場合、１
つのノードだけでしか接していない論理リング間でのト
ラヒックの接続を行わないことを特徴とする請求項５に
記載のメッシュ網における障害復旧方法。 - 【請求項１３】前記論理リングの２つにまたがるように
トラヒックを設定する場合、前記２つの論理リングの両
方に所属するノードを少なくとも２つは経由することを
特徴とする請求項５に記載のメッシュ網における障害復
旧方法。 - 【請求項１４】前記ネットワークには、CCITT勧告G.70
7,708,709に定めるSDH(Synchronous Digital Hierarch
y)、もしくはANSI T1.105に定めるSONET(Synchronous O
ptical Network)を用いることを特徴とする請求項１乃
至５のいずれかに記載のメッシュ網における障害復旧方
法。 - 【請求項１５】前記チャンネルは、CCITT勧告G.707,70
8,709に定めるVC(Virtual Container)、もしくはANSI T
1.105に定めるSTS-N SPE(Synchronous Transport Signa
l level N Synchronous Payload Envelope)であること
を特徴とする請求項１４に記載のメッシュ網における障
害復旧方法。 - 【請求項１６】前記ノード間において用いるメッセージ
の伝達にはパスオーバーヘッドを用いることを特徴とす
る請求項１４に記載のメッシュ網における障害復旧方
法。 - 【請求項１７】前記ノード間において用いるメッセージ
の伝達にはセクションオーバーヘッド内のデータコミュ
ニケーションチャンネル(DCC)を用いることを特徴とす
る請求項１４に記載のメッシュ網における障害復旧方
法。
Priority Applications (2)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP1711094A JPH07226736A (ja) | 1994-02-14 | 1994-02-14 | メッシュ網における障害復旧方法 |
| US08/385,408 US5550805A (en) | 1994-02-14 | 1995-02-08 | Failure restoration method in a mesh network |
Applications Claiming Priority (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP1711094A JPH07226736A (ja) | 1994-02-14 | 1994-02-14 | メッシュ網における障害復旧方法 |
Publications (1)
| Publication Number | Publication Date |
|---|---|
| JPH07226736A true JPH07226736A (ja) | 1995-08-22 |
Family
ID=11934899
Family Applications (1)
| Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
|---|---|---|---|
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