CN102648605A - 用于交换路由信息以及跨多个网络区域建立连接的方法和设备 - Google Patents

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Abstract

一种在数据包通信网络中确保多播数据包沿和单播数据包所沿的路径相同的无环路径而行的方法。所述通信网络包括至少一个第一区域，所述至少一个第一区域通过至少一个区域边界节点(“ABN”)连接到第二区域。每个ABN具有连接至每个第一区域的第一层端口和连接至所述第二区域的第二层端口。每个转发的多播数据包包括头，所述头具有标识多播树的根的根-标识符。在ABN处接收数据包。响应于在区域边界节点的第二层端口处接收多播数据包，检查多播数据包的根-标识符，并且如果将通过至少一个所述第一层端口转发所述多播数据包，在通过所述第一层端口转发所述数据包之前，不同的根-标识符被置换到所述数据包中。

Description

用于交换路由信息以及跨多个网络区域建立连接的方法和设备
技术领域
本发明涉及以太网，更具体地，涉及用于交换路由信息以及跨多个网络区域建立连接的方法和设备。
技术背景
在以太网体系结构中，连接到网络上的设备在任意给定时间争夺使用共享的通信路径的资格。在使用多个网桥或节点来使多个网段互相连接的情况下，经常存在至相同目的地的多个潜在路径。该体系结构的优势在于其在网桥间提供路径冗余，并允许以附加链路的形式为网络增加容量。然而，为了阻止形成环(loop)，通常使用生成树来限制流量(traffic)在网络上传播的方式。由于路由是通过传播帧以及等待响应而学习到的，并且由于请求和响应将沿生成树而行，即使不是全部流量，也会有大部分流量将沿着作为生成树的一部分的链路而行。这往往导致对在生成树上的链路的过度利用，而不属于生成树的部分的链路得不到利用。
为了克服以太网固有的一些局限，2006年10月2号提交的题为“Provider Link State Bridging”的美国专利申请11/537,775公开了一种链路状态协议控制的以太网，其内容通过参考并入到本申请中。如该申请更详尽地描述的那样，链路状态协议控制的以太网中的节点交换“hello”消息以学习网络中其他节点的邻接关系(adjacency)，并传送“链路状态通告”消息以使网络上的每个节点能够构建链路状态数据库。包含在链路状态数据包中的是与正在被通告的链路相关的度量标准(metric)。按照惯例，该度量标准被认为是距离。接着，所述链路状态数据库可被用于计算通过网络的最短路径。然后，每个节点填充转发信息库(FIB)，所述转发信息库(FIB)将被节点用于作出转发决定，以使得帧将通过计算所得的最短路径被转发至目的地。由于始终使用至特定目的地的最短路径，所以与使用单个生成树或者甚至多个生成树在网络上运载流量的情况相比，网络流量将被跨更多数量的链路分布，并沿对于更大数量的节点而言的更优路径而行。
当客户流量进入运营商网络时，将客户帧目的MAC地址(C-MAC DA)解析为运营商MAC地址(B-MAC DA)，从而运营商可使用运营商MAC地址空间在运营商网络上转发流量。此外，在运营商网络上的网络元件被配置为根据虚拟LAN ID(VID)转发流量，从而可以经由不同路径将目的地址相同但具有不同VID的不同帧通过网络转发。在操作中，链路状态协议控制的以太网可以将一个VID范围与最短路径转发进行关联，从而可以使用该范围中的VID来转发单播和多播流量，并且可以在除最短路径以外的路径上跨越网络来创建流量工程路径，并使用第二VID范围进行转发。提交于2007年4月3日的题为“Engineered Paths In A Link State Protocol Controlled EthernetNetwork”的美国专利申请11/732,381中更详细地描述了对通过链路状态协议控制的以太网的流量工程(TE)路径的使用，其内容通过引用并入到本申请中。
链路状态路由协议包括开放最短路径优先(OSPF)和中间***到中间***(IS-IS)。由于所需的计算的复杂度，这些链路状态网络只能扩大到链路状态控制平面的再收敛时间变到无法接受的程度，计算的复杂度相对于网络的大小成指数倍增长。为了超出该程度，链路状态协议将网络划分为多个区域。IS-IS和OSPF都被限制为两层的结构：单个骨干区域(在IS-IS中的层2)和多个受管理层1(L1)存根区域。
在运营商链路状态桥接(PLSB)中，所述运营商链路状态桥接将IS-IS协议应用到运营商以太网中的网桥上，将两个(或更多)的区域连接在一起的网桥被称为区域边界网桥(ABB)。为了可靠性，希望在任意L1区域和单个层2(L2)区域间存在多个ABB。IS-IS协议在IP网络中的运行在本领域是已知的。然而，在互联网协议(IP)和PLSB间存在显著的差异，这样的差异使在区域间进行IP流量管理(direct)的试验过的和正确的方式不总是适用于PLSB。例如，IP基于子网，所以是否向区域边界路由器转发数据包的测试是简单的。
IP是无连接的(connectionless)，所以向最近的区域边界路由器(ABR)、最近的ABB的IP网络等效物转发数据包将一直进行。IP不要求路径对称，所以数据包可以离开靠近一个ABB的区域，而返回(reverse)数据包可以到达另一个ABB附近，然而，由于和以太网多播以及操作设备有关的原因，在PLSB中，两个端点间的两个方向的路径必须是相同的。另外，OSPF协议和IP的IS-IS不支持多播路由，而多播树是PLSB的必要组成部分。对于以太网，理想的是(对于PLSB设计来说是必须的)发送多播数据包到目的地的路线必须和发送单播数据包到相同的目的地的路线相同。
目前，IS-IS协议允许链路既可以在L1区域也可以在L2区域，但是在确定下一跳的过程中，PLSB不向ABB提供任何用于确定到来的数据包应当被作为来源于L1还是L2的来对待的指示。也没有对于如何处理单个ABB服务多个不相交的L1区域的情形的规定。
因此，需要一种在多区域PLSB网络中无环转发数据包的***和方法，在多区域PLSB网络中，可由多个ABB服务于L1区域，且单个ABB可服务于多个区域。
发明内容
本发明有利地提供一种用于确保在数据包通信网络中多播数据包沿和单播数据包所沿的无环路径相同的路径而行的方法、设备和***。一般来说，对于在任意层1(L1)区域可能由多个区域边界桥(ABB)服务的数据包通信网络中，单个转发信息库(FIB)是不够的。本发明基于数据包到达L1端口还是层2(L2)端口提供对独立且不同的FI B的使用。
根据本发明的一个方面，提供一种用于在数据包网络中确保多播数据包沿和单播数据包所沿的无环路径相同的无环路径而行的方法。所述数据包通信网络包括由第一层限定的至少一个第一区域。每个第一区域包括由第一链路集合相互连接在一起的第一多个节点。通过至少一个区域边界节点将每个第一区域连接至由第二层限定的第二区域。所述第二区域包括由第二链路集合互连在一起的第二多个节点。每个区域边界节点包括至少一个连接至每个第一区域的第一层端口和连接至第二区域的第二层端口。每个经由所述无环路径转发的多播数据包包含头，所述头具有标识多播树的根的根-标识符。响应于在区域边界节点的第二层端口处接收多播数据包，检查所述多播数据包的根-标识符。如果多播数据包将要被转发到所述区域边界节点的至少一个所述第一层端口上，在通过所述至少一个第一层端口转发所述数据包之前，将不同的根-标识符置换到所述数据包中。
根据本发明的另一个方面，区域边界节点被提供来应用在数据包通信网络中。所述数据包通信网络包括至少一个由第一层限定的第一区域。每个第一区域包括通过第一链路集合相互连接在一起的第一多个节点。每个第一区域被连接至由第二层限定的第二区域。所述第二区域包括由第二链路集合相互连接在一起的第二多个节点。所述区域边界节点包括至少一个与每个第一区域相对应的第一层端口、与第二区域对应的第二层端口、以及至少一个处理器。所述第一层端口可操作来从与它对应的第一区域接收数据包以及将数据包传送至与它对应的第一区域。所述第二层端口可操作来从所述第二区域接收数据包以及将数据包传送至所述第二区域。至少一个处理器，其被电连接至每个第一层端口和所述第二层端口。响应于在第二层端口处接收多播数据包，所述多播数据包包括头，所述头具有标识多播树的根的根-标识符，所述至少一个处理器可***作来检查所述多播数据包的根-标识符并确定所述多播数据包是否将被转发到所述区域边界节点的至少一个所述第一层端口上。如果所述多播数据包将被通过至少一个所述第一层端口转发，在开始通过所述第一层端口转发所述数据包之前，所述处理器将不同的根-标识符置换到所述数据包中。
根据本发明的又一方面，数据包通信***包括第二区域、至少一个第一区域和至少一个区域边界节点。所述至少一个第一区域被连接至第二区域。所述第二区域和每个第一区域被配置为链路状态协议控制的以太网区域并且包括由链路集合相互连接在一起的多个节点。至少一个区域边界节点将每个第一区域连接至第二区域并且所述区域边界节点可操作来服务两个或更多个不相交的第一区域。每个区域边界节点包括第二层端口、至少一个第一层端口以及至少一个处理器。所述第二端口可操作来从所述第二区域接收数据包以及将数据包传送至所述第二区域。每个第一层端口可***作来从它相对应的第一区域接收数据包以及将数据包传送至与它相应的第一区域。至少一个处理器，被电连接至所述第二层端口和每个第一层端口。响应于在所述第二层端口处接收多播数据包，所述多播数据包包括头，所述头具有标识多播树的根的根-标识符，所述处理器可***作来检查所述多播数据包的根-标识符并确定所述多播数据包是否将被转发到所述区域边界节点的至少一个所述第一层端口上。如果将通过至少一个所述第一层端口转发所述数据包，那么在开始通过所述第一层端口转发所述数据包之前，所述处理器将不同的根-标识符置换到所述数据包中。
附图说明
特别在所附权利要求中指出本发明的各方面。在随后的附图中通过示例方式描述本发明，附图中相同附图标记表示相同的元件。仅为了描述，随后的附图披露了本发明各种实施例而不旨在限制本发明的范围。为了清楚起见，并未在每幅图中标记每个部件。其中：
图1是示例性链路状态协议控制的以太网的功能框图；
图2和图3是根据本发明实施例的、互连的链路状态协议控制的以太网区域的示例性集合的功能框图；
图4是ABB的功能框图的分解，ABB实现了将网络划分成多个区域及分层路由，并且其示出了用于使兴趣社群标识符信息能够在网络区域之间泄漏以使得路径可以横跨在根据本发明实施例的链路状态协议控制的以太网区域之间的过程；
图5是网络元件的功能框图，所述网络元件可以被用作为根据本发明实施例的链路状态协议控制的以太网的两个区域之间的边界处的区域边界网桥(ABB)；
图6是根据本发明实施例的网络的功能框图，所述网络被配置为采用递归以实现网络细分；以及
图7是两层的运营商链路状态桥接(“PLSB”)网络的功能框图，所述运营商链路状态桥接网络具有ABB，所述ABB具有根据本发明原理构造的多个基地(home)。
具体实施方式
IEEE标准802.1ah-2008，运营商骨干网桥接，通过定义被不正式地认为是“MAC in MAC”的新的以太网头，使得客户和运营商以太网寻址彻底分开，并且允许运营商网络提供大量客户服务实例(instance)，诸如，透明LAN服务的客户实例。通过利用无环最短路径转发提供对于网络容量的更加高效的使用，将链路状态协议同802.1ah一起使用来控制运营商以太网骨干网，使得以太网能够从LAN空间扩展至MAN，并扩展至WAN。在链路状态协议控制的以太网中，不是通过结合使用透明桥接和生成树协议(STP)算法来在每个节点处使用学习到的网络视图，而是由形成网状(mesh)网络的网桥交换链路状态通告以使每个节点具有网络拓扑的同步视图。这是通过公知的链路状态路由***机制来实现的。网络中的网桥具有网络拓扑的同步视图，具有必要的单播和多播连接的知识，可以计算网络中任一对网桥间的最短路径连接，并且可以各自根据所计算的网络视图来填充它们的转发信息库(FIB)。
当所有节点都已计算出它们在同步网络视图中的角色，并填充了它们的FIB时，网络将具有从对等网桥(无论出于何种原因都需要至后述的任意给定网桥的通信的那些网桥)集合到任意给定网桥的无环单播树；以及对于宿于网桥处的每个服务实例(instance)而言从任意给定网桥到对等网桥的相同集合或子集合的一致(congruent)且无环的点对多点(p2mp)多播树。结果是，给定网桥对之间的路径不是必须(constrain)通过生成树的根网桥，并且总体结果能够更好地利用网的连接的宽度。本质上每个网桥是限定到该网桥的单播连接和源自该网桥的多播连接的一个或多个生成树的根。
链路状态协议控制的以太网提供以太网网桥连接的等同物，但是通过网络元件FIB的配置而不是通过洪泛(flooding)和学习(learning)来实现该目的。如此，通过B-MAC(骨干网MAC)的配置转发以及对BEB适配功能的微小改变，其能为诸如被称为运营商骨干桥接或MAC-in-MAC的IEEE(电气和电子工程师学会)802.1 ah草案标准之类的新兴标准所用，以将客户端广播行为映射为多播，从而客户端的以太网能够不作改变地利用由链路状态协议控制的以太网提供的连接。为了给C-MAC(客户MAC)层或能够使用透明LAN服务的其他层网络提供透明LAN服务，可以使用MAC配置构建802.1ah运营商骨干网桥集合(稍作修改的)间的最短路径无环连接(出于单播和多播两种目的)。
现在参看附图，在附图中相同的附图标记指代相同的部件，图1示出了链路状态协议控制的以太网10的示例性的一部分的功能框图。如图1所示，这个示例中的网络10包括多个由链路14互连的网桥节点12。网桥节点12交换“Hello”消息以学习与其他节点的邻接关系，并且交换链路状态通告以便能使每个节点构建链路状态数据库，所述链路状态数据库可以被用于计算通过网络的入口节点和出口节点间的最短路径。与示例性的链路状态协议控制的以太网相关的其他细节被提供在提交于2006年10月2日的、题为“ProviderLink State Bridging”的美国专利11/537,775中，其内容通过引用并入本申请中。
链路状态路由协议的两个示例包括开放最短路径优先(OSPF)和中间***到中间***(IS-IS)，不过也可使用其它的链路状态路由协议。例如，在ISO 10589和IETF RFC 1195中描述了IS-IS，它们的内容通过引用并入到本申请中。虽然存在这个协议的当前版本，但是本发明不限于基于该标准的当前版本的实施方式，这是由于随着标准的未来版本的开发，其可以适于对标准的未来版本起作用。类似地，由于还可以使用其他协议来交换路由信息，所以本发明不限于关乎这些特定协议之一进行操作的实施方式。
除了安装(install)最短路径单播转发状态外，节点也可以在网络上针对多播树安装转发状态。在提交于2007年2月5日、题名“MulticastImplementation in a Link State Protocol Controlled EthernetNetwork”的美国专利申请11/702,263中详细描述了在链路状态协议控制的以太网中实现多播的方式的示例，其通过引用并入到本申请中。正如该申请所描述的，可以使用链路状态通告来通告多播组成员资格，从而使针对多播组的转发状态被安装在网络上。尤其，给给定的多播组的每个树根分配独一无二的标识符，例如，根-标识符，该标识符被用作在网络上转发多播帧的目的地MAC地址(DA)。如果节点碰巧在多播根到目的节点之一的最短路径上，那么该(这些)网络上的节点安装根/组树的转发状态，所述目的节点通过链路状态来通告对多播组的“接收兴趣”。在当目的节点(A、B、C、E和H)具有对在F处有成员的一个或多个多播组的接收兴趣时，图1中示出了在节点F处具有根的多播树。节点D由于位于在节点F和节点A间的最短路径上，节点D将它自己安装到树中(安装根的转发状态)。
对多播的兴趣可以基于诸如I-SID的兴趣社群标识符，从而当网络上的节点位于源和目的地间的最短路径上时，该网络上的节点将针对多播组安装转发状态，所述源和目的地这二者都已经通告了对与多播组相关联的兴趣社群标识符的兴趣。然而，转发状态基于多播目的地址(DA)和与多播相关的虚拟LAN ID(VID)。在操作中，当内部节点接收到帧时，它将根据与该帧相关联的DA和VID在它的转发信息库(FIB)中执行查找，并相应地对该帧进行转发。如上所述，尽管本发明的实施例将被描述为使用I-SID作为兴趣社群标识符，但是由于还可以使用其他类型的兴趣社群标识符，所以本发明不仅限于这个实施例。
流量工程可被用于创建不是必须沿着链路状态协议控制的以太网上的最短路径而行的路径。可以通过使用不同VID标识流量工程转发状态来区分针对流量工程路径的转发状态与关乎最短路径路由协议的实现而安装的转发状态。2007年4月3日提交的题为“Engineered Paths In A Link StateProtocol Controlled Ethernet Network”的美国专利11/732,381公开了一种创建通过链路状态协议控制的以太网的流量工程路径的方式，其的内容通过引用并入到本申请中。
当帧抵达网络元件，举例而言，如果客户网络元件I要将帧传送至客户网络元件J，那么将在运营商网络元件F处接收到该帧。网络元件F将确定其是否知道运营商网络上的哪些节点能够到达目的节点J的客户MAC地址(C-MAC)。如果F已经学习到运营商网络元件E能够到达客户网络元件J，那么网络元件F将添加MAC头以执行客户帧的MAC-in-MAC封装。外部头将包括网络元件E的目的MAC地址，从而使帧在网络上转发。
类似地，在帧是多播帧的情况下，运营商网络元件F将确定应当被用于在运营商网络上传送帧的运营商多播DA。接着，入口网络元件F将使用最短路径转发或，可替换地，使用任意可用的通过网络的流量工程路径来跨越供应商网络传送帧。入口节点执行C-MAC→B-MAC解析，并使用新的MAC头封装客户端帧，从而使用B-MAC寻址空间为所产生的封装帧寻址。MAC-in-MAC封装是本领域中众所周知的，因此将不会提供对该类型的封装所涉及的过程的详细描述。
在入口节点F不知道哪个运营商节点能够抵达客户节点J的情况下，入口节点将会简单使用与兴趣社群(或I-SID)相关的多播树以使数据包洪泛至兴趣社群中的所有其他骨干网边缘网桥(BEB)。任何之后来自J的消息将允许F学习对于外部MAC头而言将使用哪个运营商DA。可选地，可以使用分布式HASH表来存储C-MAC和B-MAC间相关性，从而入口节点可向实现分布式HASH列表的一个或多个节点发送查询，而非广播地址解析请求。2007年3月6日提交的题为“Distributed Storage of Routing Information in a Link StateProtocol Controlled Ethernet Network”的美国专利申请11/714,508公布了一种实现分布式HASH列表的方式，其内容通过引用并入到本申请中。
随着网络大小的增加，以及更多数量的节点被包括在网络中，可能希望将网络分为两个或更多个较小区域。这允许控制平面和相关的网络数据库被分成两个或多个实例(instance)，从而详细的路由更新可以被包括在较小的网络区域中，并且一个区域内的改变不干扰相邻区域。由于可以减少链路状态通过的数量、减小链路状态数据库的大小、以及可以在拓补改变时增加网络收敛的总体速度，因此这是有利的。然而，将网络划分为两个或更多个网络区域的缺陷在于，需要建立跨在网络区域之间的连接。
一旦网络超过一定的大小，那么细分本身可能不足以解决可扩展的问题，并且为了继续使网络扩展，可能必须减少网络核心(L2网络)中的状态量。这能够通过以下方式实现：在控制平面和数据平面二者处分层地递归网络(MACinMACinMAC)以及在优选实施例中重用依照802.1ah的MAC学习以便建立B-MAC层与进一步递归的MAC层之间的绑定。。
以太网转发路径中的环可以是灾难性的，尤其如果转发路径是多播路径的时候，这是由于环会导致无限的数据包复制。因此，由于确保无环的问题被简化了，与允许区域之间网状互连相比，使区域之间的连接分层是有利的。路由***具有这样的概念，其一个范例是IS-IS中的层1/层2(L1/L2)的概念，其中多个L1区域仅连接至一个L2区域。
图2示出了通信网络11的一个示例，在通信网络11中通过区域边界网桥(ABB)30使多个的链路状态协议控制的以太网区域20互连。具体而言，在图2中，网络11包括链路状态协议控制的以太网区域L1A、L1B和L1C的第一集合。链路状态协议控制的以太网的第一集合可以是例如城域网，但是本发明不仅限于这个特定示例。网络L1A、L1B和L1C通过另一链路状态协议控制的以太网L2而被互连。L2网络区域可以是例如被配置为使L1网络互连的运营商核心网络。由于图2的网络仅旨在说明可以在其中实现本发明的一个示例性环境，所以本发明不限于图2所示的特定示例。在IS-IS中，L1和L2之间的正式接口被限定为位于连接上，而不是节点内。在本文档中，ABB被定义为具有至至少一个L1链路和至少一个L2链路的接口的网桥。
客户通过骨干边缘网桥(BEB)32连接至网络。在网络内，通过骨干核心网桥(BCB)34建立连接。如图2所示，假设经由BEB-A连接至网络L1A的客户40希望能够与经由BEB-B连接至网络L1-B的客户42通信，并且希望能够与经由BEB-C连接至网络L1-B的客户44通信。为实现这种性质的通信，将有必要通过网络区域L1-A、L2和L1-B建立A与B之间的路由，并且类似地，通过网络区域L1-A、L2和L1-B建立A与C之间的路由。
根据本发明的一个实施例，通信网络10包括单个的L2区域。尽管一个ABB可服务于多个不相交的L1区域，ABB上的每个端口仅专用于一个区域。然而，如果在两个服务于相同区域的ABB之间存在直接的物理链路并且想要对L1和L2流量都使用该链路，那么结合多路复合方案使用两个逻辑端口。每个L1区域是存根区域，也就是，在两个L1区域之间不存在任何也不连接到L2区域的ABB。为了有利于无环路径的计算，L1域间流量不应当使用L2链路。L2节点不将L1链路用作为至其他L2节点的路线(transit)，即使L2区域将以另外的方式划分；但是，L2节点能够使用通过L1区域的运营商骨干网传输(PBT)路径：在这种情况下，L2流量通过具有以太网封装的附加层且具有和L1流量的最外(outermost)VID不同的最外(outermost)VID的L1层。由于来自不同区域的到来的流量常常抵达不同的物理或逻辑端口，ABB能够轻松地维护和使用不同的转发信息库(FIB)，一个服务于一个区域。因此，当数据包抵达L2端口，ABB询问L2FIB以确定数据包应当如何被转发。
在多区域解决方案中存在许多需考虑的约束因素。与(例如)电话号码不同，不能对以太网MAC地址进行汇总以用简略形式表示一个组(如，613区域码是指代加拿大渥太华的所有电话号码的区域码)。此外，网络区域应当实现对称转发，从而流量能够在通过网络的两个方向上沿相同的路径而行。
在图2的示例中，区域L1-A、L2和L1-B都是链路状态协议控制的以太网区域，其每一个都实现着它自己的链路状态路由协议实例(instance)。因此，路由信息通常被包含在各种网络区域内，而区域之间仅交换有限的或汇总的路由信息量。然而，如本文此处详尽描述的那样，ABB可以允许在区域之间泄漏诸如I-SID的兴趣社群标识符以及某些相关联的BEB信息，因此，可以建立与具有公共I-SID的BEB相关联的路由来通过多于一个的区域。具体而言，由于可以跨网络边界泄露对I-SID的兴趣，所以可以在每个网络区域中，针对I-SID建立路由段，所述路由段共同形成多区域路由。由于I-SID泄漏可以在没有网络管理***的干预的情况下实现，所以多个网络区域的控制平面可以自动建立区域间路由。
根据本发明的实施例，两个网络间的边界上的ABB在每个网络区域内通告能够到达另一网络。因此，以图2中为例，ABB-a和ABB-d都位于网络区域L1-A与L2之间的边界上。相应地，这些ABB中的每一个将在网络区域L1-A内通告到达网络区域L2的能力，并且将在网络区域L2内通告到达网络区域L1-A的能力。根据本发明的一个实施例，ABB可以将网络区域L2通告为网络区域L1内的“伪节点”(也称之为虚拟BEB)，从而BCB可以通过针对最接近的BEB和ABB所通告的虚拟BEB之间的最短路径安装转发状态来自动确定哪个ABB应当处理最接近的BEB的给定集合的流量。以这种方式，L1网络可自选择ABB，以将BEB的集合表示至相邻的L2网络区域中。如果所有的ABB将网络区域L2通告为相同的虚拟BEB，那么将通过与该虚拟BEB最接近的ABB自动安装从网络区域L1中BEB开始的最短路径，并因此自动安装从与特定ABB最接近的BEB集合开始的最短路径。
通过每个ABB确定L1中的哪个BEB比较接近它自己而不是其他ABB，服务于特定L1的ABB自选择将特定的BEB表示到L2中。因此，例如在图2中，ABB-a最接近于BEB-A。因此，将通过诸如BCB-A’的骨干网核心网桥(BCB)安装离开网络区域L1-A所需的源自A经过ABB-a的路由。类似地，将通过ABB-d安装源自BEB-D的路由。有许多方法可以做到这点，但是最简单的是(并且不需要L1中的BEB和BCB中的特殊规则)由各ABB将L2作为使用等同成本链路连接到各ABB的单个的伪节点(即，虚拟BEB)表示到L1中。如上所述，L1区域间流量不应当使用L2链路：需要至代表L2的伪节点的“链路”的成本足够的大，以使得L1区域中的任意一对节点间的最短距离路径不包括虚拟BEB。在本发明的一个实施例中，这一点通过设定成本度量，使“链路”的长度大于L1区域直径的一半来保证。L1区域的直径是L1区域中任意两个节点间的最大距离。
对于ABB如何在区域间泄露信息，存在特定规则。与L1中的BEB最接近的ABB将把与该区域相关联的I-SID和BEB MAC地址通告至L2中，这不需要关于什么I-SID是多区域感兴趣的先验知识。在L1中的一个或多个BEB已经指示了对I-SID的兴趣的情况下，ABB将仅仅把从其他L1区域收集的BEB和I-SID信息从L2泄漏至L1中。因此，在控制平面中，L2中的节点将具有I-SID和BEB的完整映射。L1中的节点将具有仅仅那些本地区域感兴趣的BEB和I-SID映射以及那些真正多区域(感兴趣)的BEB和I-SID映射。
由上可见，在L2中，将在进行选择以表示在L1中的相关BEB的ABB之间，针对每个兴趣社群标识符(即，每个I-SID)构建适当的数据平面连接。类似地，在L1中，标识其他L1中的BEB的ABB将具有被构建为包含本地BEB的适当连接，所述本地BEB是由兴趣社群标识符所标识的相同兴趣社群的一部分。
L1网络区域上的BEB将通过链路状态通告或使用L1网络区域中的其他消息来通告对诸如I-SID之类的兴趣社群标识符的兴趣。在本例中，将假设兴趣社群标识符是I-SID。还可以使用其他兴趣社群标识符。
ABB接收指示L1网络区域上的一个或多个BEB对I-I SD感兴趣的消息。ABB将把在L1网络区域上学习到的、已经由与该ABB最接近的BEB所通告的I-SID泄漏至L2网络区域中。通过仅仅通告由最接近该ABB的BEB集合所通告的I-SID，L2网络可以学习到应该使用哪个ABB来将路由(route)上的流量转发至BEB。该ABB还将监听由L2网络区域上的其他ABB通告的I-SID。在多于一个分别附接于不同L1的ABB已经在L2网络区域上通告了对相同I-SID的兴趣的情况下，该I-SID是多区域感兴趣的。在多于一个的L1中检测I-SID确保了L2网络不在相同L1网络上的两个ABB之间安装转发状态。如果单个L1具有多于一个ABB，则该L1的内部拓扑可能引起多于一个ABB将该I-SID通告至L2中，但这必须在L2中被忽略掉，除非另一L1也通告了该I-SID。在这种情况下，已经在L2网络中通告了该I-SID的ABB还将把该I-SID通告回其所附接的L1网络区域中，以使得可以在L1网络区域中建立从L1网络区域中的BEB至ABB的连接。如果多个ABB将I-SID通告回L1中，则将不在L1中建立针对该I-SID的ABB本身之间的连接。在图2的示例中，不在L1-B中建立ABB-b与ABB-c之间的连接。
在图2所示的示例中，假设BEB-A已经在网络区域L1-A中通告了对I-SID-x的兴趣，并且该BEB-B和BEB-C已经在网络区域L1-B中通告了对I-SID-x的兴趣。ABB-a、ABB-b、ABB-c都将把它们所表示的BEB所通告的对所有I-SID的兴趣通告至L2中。相应地，在本例中，ABB-a将通告MAC-BEB-A/I-SID-x，ABB-b将通告MAC-BEB-B/I-SID-x，而ABB-c将通告MAC-BEB-C/I-SID-x。ABB-a、ABB-b和ABB-c都将通过从L2上的其他ABB接收通告以及确定I-SID-x是从L1-A和L1-B这二者通告的，来确定该I-SID-x是多区域感兴趣的。相应地，ABB-a将把MAC-BEB-B/I-SID-x和MAC-BEB-C/I-SID-x通告至网络区域L1-A中，并且ABB-b和ABB-c将MAC-BEB-A/I-SID-x通告至网络区域L1-B中。如下所述，使这些通告进入L1区域看起来就好像是它们是由ABB从L2伪节点通告进入L1区域那样。通过使得每个ABB将从与其邻接的L1网络学习到的所有I-SID通告至L2网络区域中，L2上的ABB可以确定哪些I-SID需要在L1网络区域之间进行传播(extend)，并选择性地将仅仅用于那些路由的MAC/I-SID信息通告至它们的L1网络区域中。
ABB将把L1中的BEB集合感兴趣的所有I-S ID从L1泄漏至L2中，在L2中，ABB将在它们自身之间通告所有的L1 I-SID，但是仅仅当L1也已经通告了相同的I-SID时才将把I-SID从L2通告至该L1中。因此，最终结果为，在L1内，对特定I-SID感兴趣的所有BEB将具有由路由***建立的连接。在只有当该I-SID存在于另一区域中时，ABB才将对该I-SID的兴趣通告至该L1中(在这种情况下将构建经由ABB离开该区域的连接)。在L2网络区域内，BCB将在已经通告了对相同的I-SID的兴趣的不同L1区域的ABB之间安装连接，以使得可以建立L2网络内的连接。如果任意L1具有多于一个将I-SID通告至L2中的ABB，则不在L2中建立这些ABB之间的针对该I-SID的连接。
ABB将把所有I-SID和相关联的BEB信息从L1通告至L2中。从L1网络区域被通告至L2网络区域中的I-SID信息将采用ABB MAC地址、I-SID以及与I-SID相关联的BEB MAC地址的形式。当ABB已经从L2中的另一ABB接收到I-SID通告，并且还已经从本地L1接收到表示对相同I-SID的兴趣的通告时，它将把从L2接收到的I-SID和BEB信息通告至L1中。
将在网络L2内通告该I-SID。与单个区域解决方案的工作方式类似，区域L2内的BCB将安装转发状态，以实现在通告对相同I-SID的兴趣的、附接至不同L1区域的ABB之间创建最短路径。因此，例如，假设ABB-a、ABB-b和ABB-c都通告了对I-SID＝x的兴趣，BCB-1将意识到其位于已通告了对公共I-SID的兴趣的两个ABB之间的最短路径上，并且将安装转发状态，从而使帧能够被从ABB-a转发至ABB-b，并且反之亦然。类似地，BCB-2将安装转发状态，以便能使帧能从ABB-a转发至ABB-c，并且反之亦然。
ABB-b和ABB-c将把I-SID从网络区域L2泄漏至网络区域L1-B中，就好像I-SID是从位于ABB b&c后的虚拟BEB被通告的一样。接着，如果网络L1-B内的BCB位于已经通告了对I-SID的兴趣的BEB和虚拟BEB(ABB已将其通告为也对该I-SID感兴趣)之间的最短路径上，则该(这些)BCB将安装转发状态。当存在两个或更多个将I-SID从网络区域L2泄漏到L1区域中的ABB时，ABB做出看起来像来自虚拟BEB的通告。在一个实施例中，ABB被配置为常常给L1区域提供看起来像是由虚拟BEB做出的通告。在另一个实施例中，当存在多个连接至该L1区域的ABB时，ABB只被配置为使用虚拟BEB来向特定的L1泄漏I-SID。存在其它可能的实施例，其中ABB确定它是唯一一个需要将I-SID通告到L1区域的ABB(诸如，图2中的ABB-a)，所以它将对I-SID的兴趣作为来自于其自身的那样进行通告。
值得注意的是，在这点上，通过使用ABB针对离开L1-B的路由自选择要表示哪些BEB，已经在ABB-b和BEB-B以及ABB-c和BEB-C间创建了并行路径。然而，使用多个ABB来到达不同的BEB将不会引起转发冲突，这是由于实际被创建的是通向代表L2的虚拟BEB的生成树，这自然导致仅仅从BEB到最接近的ABB安装BEB与ABB之间的路由。在给定BEB与两个或更多ABB之间存在等成本路径的情况下，路由***将使用正常的区域内平局决胜机制来确定哪个ABB应当代表邻接区域中的BEB。
I-SID通常与多播连接相关。具体而言，可以通过使对多播感兴趣的BEB通告对与多播相关的I-SID的兴趣，来在网络上建立给定多播。接着，如上所述，将按照在美国专利11/702,263中更详细的描述针对多播安装转发状态。可以使用其他兴趣社群标识符来代替I-SID，并且本发明不仅限于使用I-SID作为兴趣社群标识符的实施方式。如前所述，期望在区域之间泄漏BEB的知识(knowledge)，但是要以使一个区域的变化对于另一个区域的干扰最小化的方式进行。要做到这一点的方式是，简单地将BEB与对等(peer)区域中的ABB相关联，就好像它们共处一处，以使得不需要在区域之间共享对等(peer)区域的拓扑知识(knowledge)(以实际度量的形式)。这已经被简单化为简单地将BEB与最接近的ABB相关联。这样做的一个结果在于，对于位于ABB后面的所有BEB，根位于该ABB的给定I-SID的多播树将是相同的。这意味着，对通过ABB的给定I-SID的那些多播流使用公共目的地的多播地址，可扩展性可以得到提高。
由于ABB可以将根位于最接近的BEB的集合中的多个多播表示到L2中，当将路由信息泄露到邻接区域L2中时，其可以对多播进行汇总。例如，ABB-a可以通过代替地通告mMAC(ABB，I-SID)来汇总多播路由信息mMAC(BEB，I-SID)。具体而言，对于给定I-SID，ABB可以用其自身的DA来代替BEB的DA。还可以在L2和L1之间的边界处重复这一操作。可以看出：
●从L1到L2，根位于给定ABB处的L2中的多播树对于与该ABB最接近的L1中的所有BEB而言是公共的。
●从L2到特定的L1，根位于给定ABB处的该L1中的多播树对于在L2中的所有ABB而言是公共的，L2中所有ABB是任意其他L1的树的根。需要注意的是，该树会延伸进入L1只到达最接近所述给定ABB的BEB。
●没有一个给定区域边界上的ABB一直(ever)是根位于该区域边界上的另一ABB上的多播树(L1或L2中的)上的叶子。
从路径构造的观点来看，在L1-A网络中，BCB-A’将确定其位于从BEB-A至L2(经由ABB-a)的最短路径上。BCB-A’还将确定BEB-A和ABB-a具有公共的I-SID。因此，BCB-A’将针对BEB-A/I-SID＝x生成和安装多播组地址。BCB-A’也将针对已经通告了对I-SID-X的兴趣的远程BEB(在本例中为BEB-B和BEB-C)安装单播地址，针对本地BEB-A安装单播地址，并针对ABB-a/I-SID＝x生成并安装多播地址。
在L2网络中，BCB-1将确定其位于在L2中、具有公共I-SID(I-SID＝x)的ABB-a和ABB-b之间的最短路径上。BCB-1将针对ABB-a/I-SID＝x和ABB-b/I-SID＝x生成并安装多播地址，并针对BEB-A和BEB-B安装单播地址。
在诸如网络L1-B的给定L1网络内，多个ABB可以通告对I-SID的兴趣或知识(knowledge)。为使网络(L1-B网络)内的BCB能够安装转发状态，ABB将针对表示L2网络的虚拟BEB通告该I-SID。这将允许BCB仅仅为跨越在区域之间通过最接近的ABB到达感兴趣的BEB的路由安装转发状态。由于将只安装从给定BEB到表示L2网络的虚拟BEB的最短的一条路径(所述最短路将自动通过最接近的ABB到达该BEB)，这还可以防止在该BEB与多于一个的ABB之间安装多个路径。BCB可被配置为，即使两个或更多ABB可能通告了对相同I-SID的兴趣，也不在公共网络边界(例如L1A-L2)上的ABB之间安装转发状态。
在L2内，给定的ABB可以具有许多位于其后的、由其表示至L2网络区域中的BEB。为简化对网络区域L2内的BCB的最短路径计算，BCB将使路由计算基于ABB而不是ABB所表示的BEB。在这种情况下，L2中的每个BCB可以确定是否其是否位于两个ABB之间的最短路径上，并且倘若如此则确定这两个ABB是否具有公共I-SID。如果这两个条件均成立，那么BCB可以为参与这两个ABB的公共I-SID集合的那些BEB的多播MAC地址mMAC(ABB，I-SID＝x)和单播MAC地址uMAC(BEB)安装转发状态。
通过使ABB进行自选择，可以跨越多个域建立单播转发，而无需建立显式路径。相反，路由***可实现单播路径，并且使得即使在需要单播路径来跨越多个网络区域的情况下能够为单播路径设立转发状态。
由于每个网络区域具有它自己的控制平面，所以拓扑结构的改变往往被隔离在给定的网络区域内。然而，当拓扑结构的改变以某种方式使得最靠近某些BEB的ABB发生改变时，该拓扑结构的改变还将影响邻接网络。具体来说就是，假设已经在网络L1-A上出现故障，而该失败已经引起从BEB-A到L2的最短路径的改变，以使得最短路径通过ABB-d。在这种情况下，L1-A中的路由***将引起建立从BEB-A至ABB-d的新的最短路径，并且将使得ABB-d将BEB-A/I-SID＝x通告至L2中。这将引起在L2内在ABB-a和ABB-d之间以及在ABB-c和ABB-d之间建立新的最短路径。然而，网络变化将不影响其它L1区域，从而使得能够中止本地(local)失败的传播，而不会使路由改变遍及网络的所有区域。此外，虽然网络L1-A中的某些失败可能影响L2中的路由***，但网络L1-A中的许多失败不会影响BEB对ABB的选择，因此使失败能够被局限在L1-A中，以使得失败不会影响L2内的路由。
L2在L1中被模拟为虚拟BEB的一个结果在于，多播数据包的多个副本可以从L2进入L1。然而，由于总体表现是根位于L2中的虚拟BEB处的生成树的表现，L1中的每个BEB将仍然只接收给定多播数据包的一个且唯一副本。
虽然已提供了一个示例，并结合图2中所示的特定示例性网络详细描述了该示例，但由于在此描述的技术可以用于许多不同的网络设置以构建跨越多个区域的路径，所以本发明不仅限于这种方式。因此，本发明不限于在具有如图2所示的互连的网络区域的网络中的实施方式，而是可以结合通过一个或多个ABB而互连两个或更多链路状态协议控制的任意网络来使用。类似地，虽然I-SID被用作为可用于确定哪些兴趣社群跨越在区域之间的兴趣社群标识符的类型的示例，但由于还可以使用其他兴趣社群标识符，所以本发明不限于这种方式。
在给定的BEB具有到两个或更多个ABB的等成本的且分离的两个或更多个路径的情况下，那么可能有必要使用不同的VID来区分发往不同ABB的流量。还可以使用解决ABB之间的冲突的其他方式，并且本发明不限于使用不同VID来标识意在发往不同ABB的流量的实施方式。
L2中的ABB和BCB具有附加要求：给定区域边界上的ABB不能是源于相同区域边界上的ABB的多播树的叶子。这避免了在区域边界处形成环。
当流量从一个网络区域转发至另一网络区域中(例如从L1区域转发至L2区域中)时，可以对流量进行封装，以便使用该区域的MAC寻址空间跨第二区域进行转发。例如，当BEB-A从从客户16处接收到发往BEB-B上的客户18的帧时，最初该帧将使目的地址DA＝客户18的C-MAC地址。BEB-A将确定哪个BEB能够抵达客户MAC地址，并使用运营商以太网头来封装客户帧。例如，BEB-A可执行MAC-in-MAC封装，以使得可以使用运营商MAC地址空间而不是客户MAC地址空间来通过L1-A网络转发该帧。存在多种使BEB-A确定网络上的哪个BEB能够到达客户18的方式，并且本发明不限于散布该信息的特定方式。
在跨越网络区域L1-A传送该帧之后，该帧将到达ABB-a，在ABB-a处该帧将被传送至网络区域L2上。与此相关，假定如上面更为详细地描述的那样，已经建立了路径。根据本发明的实施例，ABB-a可以进一步通过执行MAC-in-MAC-in-MAC封装来封装该帧，从而该帧在L2网络内的转发可使用L2MAC地址空间，以供跨L2网络进行对该帧的传输。具体而言，ABB-a可以确定L2上哪个其他ABB能够将该帧转至其目的地(B-MAC地址)上，将确定L2网络上的目的ABB的MAC地址(A-MAC地址)，并接着将添加L2MAC头，以进一步封装该帧以供在L2网络上进行传输。这使L1地址能够通过封装在ABB处被汇总在L2上，以使得L2内的BCB只需要根据L2 MAC(A-MAC)地址空间来安装路由。
可以通过常规方式填充L1网络空间中的C-MAC/B-MAC学习。类似地，可以通过常规的学习过程(例如通过使对L1-MAC/L2-MAC关联的请求洪泛并等待响应，或通过使用分布式HASH列表)来填充L1-MAC/L2-MAC(B-MAC地址→A-MAC地址)学习。
图3可视化地示出了在封装过程中发生了什么。具体而言，L1-A度量保持局限于网络区域L1-A。L2简单地通过I-SID来过滤L1区域间路由。这实现了L1、L2和MAC-in-MAC-in-MAC中uMAC/mMAC的一致。通过I-SID将来自L1-A的多播MAC地址映射至L2中的树。ABB-a需要知道通向BEB-E的路径是经由ABB-e的。该关联可以通使请求洪泛并且等待响应来学习。然而，网络区域上的洪泛在ABB边界节点处受到限制，从而B-MAC/A-MAC关联请求没有被洪泛到网络的其他区域中。一旦通过入口ABB学习到B-MAC/A-MAC关联，该ABB就可以使用该地址对帧进行封装以供在L2网络上进行传输。可选地，在L2网络上的多于一个的目的ABB已经通告了给定的I-SID的情况下，可以使用自分配的L2多播MAC地址。
图4示出了当路由***递归时的各层之间的适配以及层间学习和绑定功能。如上所述，L2网络可能变得太大，并且可能希望进一步对网络进行递归，以如图6所示允许L2网络被拆分为第二级L1/L2/L1网络。图4示出了使帧得以封装以供从L1通过递归的L2进行传输的过程(其中，未封装的层被称为“第X层”，经封装的层被称为“第x+1层”)，图4还示出了在从经递归的网络区域L2接收到之后，使帧得以解封装，以供在给定层中在网络区域L1上进行传输的过程。
图4是实施将网络划分为区域以及分层路由的ABB的功能框图分解。这样，它分别与当前层的每个分区L1和L2中的对等对象(peer)进行通信。它还注视着(peer at)递归级(第X+1层)。
通过与L1处的对等(peer)设备(包括跨越L2进行通信的对等设备)进行路由交换来填充第X层的L1FIB，类似地，通过与第X+1层处的对等(peer)设备进行路由交换来填充第X+1层(封装层)的L1FIB。
如图4所示，当从第X层处的L1接收到帧时，ABB将查看是否无法通过在X至X+1映射FIB中进行查找将第X层目的MAC解析为第X+1层MAC，或该帧是否是广播或多播帧。在这些情况下，将使用BEB的第X+1层MAC作为源，并将第X+1层中的BEB所使用的I-SID的多播MAC地址用作目的地对其进行封装，并根据第X+1层FIB来对其进行转发。如果能够将第X层目的MAC地址解析为第X+1层MAC地址，则将BEB MAC地址作为源，将从X至X+1映射FIB所获得的第X+1层MAC地址作为目的地来对该数据包进行封装，并根据第X+1层FIB对其进行转发。
当从第X+1层接收到数据包时，将源MAC与第X层源MAC相关联，并且将该绑定写入X至X+1映射FIB。根据“第X层”FIB中的信息对数据包进行解封装和转发。通过对802.1ah MAC学习过程的创造性的重用来学习X至X+1绑定，避免了对显式地在第X+1层路由***中传送层间绑定的需求。
能够注意到，实际上网络能够使用这个技术进行任意次递归。还可以注意到，在示例中提到的内容还能够在不进行递归的情况下进行细分，从而能够采用递归与递归的每层处的细分的混合来扩展网络。图6示出了这种情况。例如，如图6所述，L2网络可以被形成为具有由L2(X+1)网络区域互连的多个L1(X+1)网络的第X+1层L1/L2/L1网络。类似地，L2(X+1)网络区域可以被形成为(X+2)网络区域的L1/L2/L1集合。结合图4描述的过程可被用于实现L1(X)和L1/L2/L1(X+1)层之间的边界、L1(X+1)和L1/L2/L1(X+2)层之间的边界、或网络区域与进一步递归的L1/L2/L1(X+n)层之间的任意其他边界。
从路由的角度来看，ABB的第X层网络侧上的UNI接口将在第X层FIB中存储通过第X层网络链路状态路由协议所接收的第X层I-SID信息。类似地，ABB的第(X+1)层网络侧上的NNI接口将在第X+1层FIB中存储通过第X+1层网络链路状态路由协议所接收的第X+1层I-SID信息。然而，根据本发明的实施例，在第X层和第X+1层网络之间泄露I-SID信息，以便能使第X+1层网络选择性地为第X层网络的不同区域的公共I-SID安装通过第X+1层网络的路由。
从控制平面的角度来看，跨第X+1层网络汇总/聚集控制平面信息，以减少必须在控制平面上处理并必需安装在第X+1层转发表中的信息量。由于第X+1层网络上的BCB，只需要存储针对第X+1层MAC地址的转发信息，所以从扩展的角度来看这是有利的
第X层交换和第X+1层交换传递对等(peer)设备的I-SID成员资格，这使其他ABB能够知道应当泄漏哪些I-SID。接着，使用I-SID信息在第X+1层网络区域中构建多播连接，并且学习层间绑定。在第X层网络使用MAC-in-MAC封装，并且第X+1层网络使用MAC-in-MAC-in-MAC封装的情况下，使用I-SID信息，以使ABB能够学习MAC-in-MAC/MAC-in-MAC-in-MAC绑定，以使得ABB能够在基于I-SID的基础上对流量进行封装。
在使用可替换的ABB来互连L1/L2网络的情况下，可以为该可替换的ABB提供大的度量，从而它不太可能被选择为L1网络区域上的任意BEB提供最短路径。然而，可替换的ABB仍可以将I-SID信息泄露至L1网络区域中，并且反之亦然，从而使网络元件能够具有关于ABB的信息，以便能在主ABB失败的情况下实现更快的收敛。
当ABB失败时，需要重构I-SID的所有流量。I-SID的流量将需要与不同ABB相关联，这将需要L1网络内的BCB安装新的转发状态。一种实现上述目的的方式为，使用不同的VID来安装新的转发状态，从而可以安装两个连接集合-主ABB的路径的第一集合和辅ABB的路径的第二集合。可以在确定失败时安装转发状态，或可替换地，可以在失败发生之前预先计算并安装转发状态。使用不同的VID来安装备份转发状态使得能提前在网络上安装不同的转发状态，从而在ABB失败时，可以通过使用替换的VID标记流量来自动将流量转移到替换路径。
图5示出了可用于实现本发明的实施例的网络元件的示例。如图5所示，网络元件包括数据平面50和控制平面60。通常数据平面50包括：被配置为与网络上的链路对接的输入/输出卡，被配置为对通过I/O卡52接收的数据执行功能的数据卡54，以及被配置为在数据卡/I/O卡之间交换数据的交换结构(switch fabric)56。所述控制平面包含：处理器62，所述处理器62包含控制逻辑，控制逻辑被配置为实施L1链路状态路由过程64和L2链路状态路由过程66。也可以在控制逻辑中实施其它过程。
与L1链路状态路由过程64和L2链路状态路由过程66相关的数据和指令可以作为L1路由软件72和L2路由软件74而被存储在存储器70中。ABB30还可以维护一个或多个数据库或表，从而使ABB能够存储与已经安装在L1和L2网络上的路由相关的信息。例如，ABB30可包括：L1 FIB80、L2 FIB82、L1链路状态数据库84、L2链路状态数据库86、以及L1/L2 FIB88，L1/L2 FIB88包含在两个网络中的转发信息间的兴趣社群标识符(例如，I-SID)关联。ABB可包含其它软件、程序和信息存储，以便使其能够执行上述功能并执行通常在通信网络上的网络元件中实现的其他功能。
以上所描述的功能可被存储在计算机可读存储器并在与网络元件相关联的计算机平台上的一个或多个处理器上执行的程序指令集来实现。然而，对于所属领域技术人员来说显而易见，可以使用分立组件、诸如专用集成电路(ASIC)的集成电路、与诸如现场可编程门阵列(FPGA)或微处理器之类的可编程逻辑设备结合使用的可编程逻辑、状态机、或包括它们的任意组合的任意其他设备来实现此处所描述的所有逻辑。可编程逻辑可以暂时或永久地安装在如只读存储芯片、计算机存储器、磁盘、或其他存储介质等有形介质中。可编程逻辑还可以被安装在以载波实现的计算机数据信号中，所述载波使可编程逻辑通过能够诸如计算机总线或通信网络之类的接口进行传输。所有这些实施例均旨在落在本发明的范围内。
关于如何在数据平面中对兴趣的源和多播组进行编码，可以构想出2006年10月2日提交的题为“Provider Link State Bridging”的美国专利申请11/537,775的变型，所述变型能够通过上述最短路径建树的基本技术来提供，但需要对在ABB处执行的数据平面转移功能进行微小的修改。
在一个变型中，给定兴趣组的多播地址对于支持该兴趣组的整个BEB组是公共的，并且将特定的源BEB或ABB(多播源)编码在VLAN域中。在这种情况下，不可能对多播MAC地址进行汇总，但在区域之间对VLAN信息进行汇总是可能的。由于这样的技术不节省VLAN，因而多区域解决方案会急剧地增加网络的扩展性，所以这是有用的。汇总可以通过公知的ABB出口处的VLAN转换予以执行，由此ABB用已分配给作为多播源的ABB的VLAN值来重写多播数据包的VLAN。本发明不受将VLAN值分配给作为多播源的ABB的特定方式的限制。
在该变型中，源于给定BEB的最短路径树对于每个树而言将具有唯一VLAN包装(wrapper)，因此源自BEB A的最短路径树可以看到(例如)以VLAN1标记的来自BEB A的所有数据包、以VLAN2标记的来自BEB B的所有数据包等等。接着，对VLAN而不是源MAC地址执行反向路径转发校验(RFPC)。需要在区域间传送的数据包将流过ABB并且流至相邻区域中的最短路径树上。在源自ABB的最短路径树上流动的数据包将简单地使用被分配给作为多播源的ABB的VID来重新标记，以使得ABB成为经由该ABB通过区域的多播源集合的“检查点”。因此，假定存在4000个可用的剩余的VLAN标签，最终结果是每个“区域”或“层”可以具有4000个节点(BEB，BCB，和ABB的总和)，而由ABB进行的汇总(以及由ABB进行的VID替换)进而允许每个区域有它自己的VID空间，并且网络在大小上能够以每区域4000个节点的倍数增长。
在另一个变型中，如以上所描述那样，多播组地址是公共的，但源仅以源MAC地址来编码，并且所使用的VLAN对所有BEB而言是公共的。在这种情况下，在ABB处不可能进行多播寻址汇总，并且将不经改变地传递数据包。
现参考图7，图7示出了示例性PLSB通信网络100，其中一个ABB被安置(home)在多个L1区域中。换句话说，一个ABB可服务多个不相交的L1区域。PLSB通信网络100被示出为具有地理上延伸以包围几个L1区域16的L2区域110。这种情况发生在当L1区域是城域网而L2区域是国家骨干网络时。单个L2区域110包括5个ABB，即，ABB-1 112a、ABB-2 112b、ABB-3 112c、ABB-4112d和ABB-5 112e(统称为ABB 112)，以及三个其它的BB，即BB-1114a，、BB-2 114b和BB-3 114c(统称为BB114)。PLSB通信网络100还包括三个L1存根区域，即L1-A116a、L1-B116b和L1-C116c(统称为L1区域116)。由单个ABB，即，ABB-2 112b，服务于L1-A116a。由两个ABB，即，ABB-1 112a和ABB-2 112b，服务L1-B116b。由三个ABB，即ABB-3112c、ABB-4 112d和ABB-5 112e，服务L1-C 116c。需要注意的是，在图7中，L2区域110在每个L1区域116中被表示为伪节点L2PN。被表示为每个L1区域116中的伪节点12PN。
当多于一个ABB112服务于L1区域116时，该L1区域116中的节点被划分成不相交的节点“子集”，每一个ABB有一个节点子集，其中，一个分区中的所有节点更接近于L1区域中的特定的ABB而不是其他ABB。如同在路由协议领域中常见的那样，本说明书中的“更接近”意味着，该节点和该特定ABB之间的最短路径的链路度量的总和小于或等于该节点到其他ABB的最短路径的链路度量的总和，并且，在相同的情况下，即，在该节点到两个或多个ABB之间的链路度量的总和相等的情况下，则由平局决胜机制确定特定ABB距离该节点更近。在通信***100中，由于有两个ABB服务于L1-B116b，L1-B116b被划分为两个子集，由分割线118a示出。ABB-1 112a服务于子集L1-B1 120a，而ABB-2 112b服务于子集L1-B2120b。同样，由于有三个ABB服务于L1-C116c，L1-C116c被划分成三个子集，由分割线118b和118c示出。ABB-3 112c服务于子集L1-C1 112a、ABB-4 112d服务于子集L1-C2 122b、而ABB-5 112e服务于子集L1-C3 122c。
应注意的是，ABB-2 112b服务于两个不相交的L1区域，即L1-A116a和L1-B116b。通常，当ABB 112服务于单个L1区域116时，如上所述，ABB112参考单个L1 FIB用于转发数据包。然而，为了让ABB服务于多个L1区域，应当存在多个L1 FIB，一个数据包的L1 FIB到达所有端口。
每个节点ABB112将至代表L2区域的伪节点L2PN110的链路通告到它们的L1区域116。对于所有ABB而言，与该通告相关的成本度量是相同的。然而，在本例中，该度量大于L1区域116的最大直径的一半，从而L2PN110不出现在任一区域内的最短路径上。这个大度量有效地将L1区域116划分为“最接近”每个ABB112的节点的不相交的子集。“外部”MAC的总集的“端口MAC”和ISID和L2PN一起被通告。对于每个受管理L1区域子集，每个ABB112将该子集的“端口MAC”和ISID通告到层2。该子集不同的根-标识符被包括在该子集的链路状态数据包中。可以看到，L2 PN 110是整个树的根节点，因此将它的别名用作为任何进入L1区域的多播流量的根-标识符。
L2伪节点110实现包括以下三个的多个功能。第一，使用大度量确保L1区域内的流量不经过层2。第二，对“最接近”ABB的L1节点的子集的计算被简化为对至L2 PN的最短路径上的节点的计算。最后，所有外部端口MAC被与单个节点相关。
对于单播消息，根据L2 FIB转发到达L2端口的流量，并且根据L1FIB转发到达L1端口的流量。在目的地是在L1区域中但不在“最接近”ABB的子集上时，这些FIB不同。在这种情况下，L1 FIB指示转发在另一L1端口上的数据包，同时L2 FIB使得数据包通过L2端口被转发到另一ABB。
图7中以粗实线124示出了具有源ABB-2 112b的L2多播树。对于多播数据包，需要L1 116中的“最接近”子集来确保对那些到达相同L1的多个ABB处的L2端口的数据包的单个副本数据包的接收。在所示的示例L2多播树中，源自ABB-2 112b的多播数据包将被复制到三个服务于L1区域C116c的ABB，即ABB-3 112c、ABB-4 112d以及ABB-5 112e。根在ABB112处的树不只用于“最接近”的子集，从而仅覆盖“最接近”的子集的树的根-标识符不能成为该ABB的别名。然而，该根-标识符可以是是L2PNDE别名。如上所述地通告L2PN自然产生“最接近”的子集和多播转发树。应当注意的是每个B-VID的“最接近”的子集并非必需包括同一节点集合，即，至L2PN 110的等成本多路径路由(ECMP)路径可以使用不同的ABB112。
因此，在本发明一个实施例中，当多播数据包到达层2端口上的ABB112处时，检测到来的数据包的根-标识符。如果该根-标识符是同一L1区域的另一个“最接近”的子集的，那么丢弃该数据包。否则，该根-标识符被L2PN的根-标识符替换并被通过覆盖该“最接近”ABB的子集的L1树转发。
为提供对称，来自L1节点的多播仅在服务于最接近ABB112的子集的该ABB112处离开L2 110。这意味着该L2多播树必须与根在ABB112处的L2多播树同构。然而，为了避免多播流量从另一ABB122再次进入L1区域116，根-标识符不能具有该ABB的别名。因此，再次参考图7的示例性通信网络100，如果来自ABB-2 112b的数据包来自L1-A116a，那么ABB-1 112a应当将它们复制到L1-B116b，而如果来自ABB-2 112b的数据包来自L1-A116b，则ABB-1 112a不进行这样的复制操作。
在服务于同一L1区域116的ABB112中路由的所有树的L2中的根-标识符不应当是相同的，这是由于源自每个ABB的树是不相交的。根-标识符应当是不同的，并且应当很容易被用于区域身份测试，从而ABB112可以放弃，而不是转发源于它自己区域的数据包。因此，对于源于层1的多播数据包，如果数据包的根-标识符属于ABB的“最接近”子集，那么该根-标识符被交换成独-无二的“最接近”子集根-标识符，并针对数据包ISID，转发到作为最接近子集多播树的部分的所有层2端口上。
硬件与软件的通常组合可以是具有一个或多个处理元件和存储在存储介质上的计算机程序的专门的计算机***，当计算机程序被下载并执行时，计算机程序控制计算机***以执行这里描述的方法。本发明还可以通过到计算机程序产品实施，该计算机程序产品包括所有能够实现这里描述的方法的特征，并且，当装到计算机***中时，所述计算机程序产品能够执行这些方法。存储介质指任何易失或不易失的存储器设备。
本发明上下文中的计算机程序或应用程序是指一组指令的任何语言、代码或符号形式的表达，其意在在使***具有信息处理能力以直接或在进行以下任何一种或两种处理后完成特定功能：A)转换成另一种语言、代码或符号；B)以不同材料形式再现。
另外，值得注意的是，除非上文有相反的提及，所有附图并不是按比例的。重要的是，在不脱离本发明精神或实质的情况下，本发明可以其他形式实施，并因此，当指出本发明范围时，应当参考以下权利要求，而不是前述说明书。
应当理解的是可以在本发明的精神和范围内对所示附图和所描述说明中实施例进行各种修改和变化。因此，出于示例的目的而非限制的目的对所有包含在以上描述和示出在所附附图中的内容作出了说明。本发明仅通过以下权利要求及其等效内容加以限制。

Claims (20)

1.一种用于在数据包通信网络中确保多播数据包沿和单播数据包所沿的无环路径相同的无环路径而行的方法，所述数据包通信网络包括至少一个由第一层限定的第一区域，每个第一区域包括由第一链路集合相互连接在一起的第一多个节点，每个第一区域通过至少一个区域边界节点互连到由第二层限定的第二区域，所述第二区域包括由第二链路集合相互连接在一起的第二多个节点，每个区域边界节点具有至少一个连接至所述至少一个第一区域的第一层端口和连接至所述第二区域的第二层端口，每个通过所述无环路径转发的多播数据包包括具有标识多播树的根的根-标识符的头，所述方法包括：
在一个区域边界节点处接收至少一个数据包；以及
响应于在区域边界节点的第二层端口处接收多播数据包：
检测该多播数据包的根-标识符；
确定该多播数据包是否将要被转发到所述区域边界节点的至少一个所述第一层端口上；以及
响应于确定该多播数据包将要通过至少一个所述第一层端口转发，在通过所述至少一个第一层端口转发所述数据包之前，在所述数据包中替换入不同的根-标识符。
2.根据权利要求1所述的方法，其中所述数据包通信网络是以太网。
3.根据权利要求1所述的方法，其中由多于一个区域边界节点服务至少一个第一区域，所述方法还包括将所述至少一个第一区域划分成子集组，所述子集组包括的子集的数量等于服务于所述第一区域的区域边界节点的数量，每一个子集与特定区域边界节点相关。
4.根据权利要求3所述的方法，其中每个子集包括节点，所述节点具有至相关区域边界节点的最短路径。
5.根据权利要求3所述的方法，其中将所述至少一个第一区域划分成子集组的步骤包括：
每个区域边界节点发起对至表示所述第二区域的伪节点的链路的通告，所述通告包括相关的度量，所述度量大于相关的第一区域的最大逻辑直径的一半；以及
将通告发送入与它相关的第一区域。
6.根据权利要求5所述的方法，还包括向每个子集分配独一无二的标识符。
7.根据权利要求6所述的方法，其中子集的独一无二的标识符作为根-标识符被包括在所述通告中。
8.根据权利要求7所述的方法，其中所述至少一个接收到的数据包是在第一层端口上接收到的多播数据包，所述至少一个接收到的数据包包括根-标识符，所述方法还包括：
确定根-标识符标识与所述接收区域边界节点相关的子集内的节点；
用与所述接收区域边界节点相关的子集的独一无二的标识符替换所述根-标识符；以及
将所述至少一个数据包转发通过所述第二层端口。
9.根据权利要求3所述的方法，其中响应于确定所述多播数据包将被通过至少一个所述第一层端口转发，所述方法还包括：
响应于确定根-标识符标识由所述接收区域边界节点服务的第一区域中的另一个子集，丢弃所述至少一个接收到的数据包；以及
响应于确定根-标识符未标识由所述接收区域边界节点服务的第一区域中的另一个子集：
用不同的根-标识符代替所述根-标识符；以及
通过与所述接收区域边界节点相关的子集转发所述至少一个数据包。
10.根据权利要求3所述的方法，其中所述至少一个接收到的数据包是单播数据包，所述单播数据包包括单个目的地址，所述目的地址标识与所述接收区域边界节点的子集不相关的第一区域中的节点，所述方法还包括：
响应于在第一层端口端口上接收所述至少一个数据包，通过不同的第一层端口转发所述至少一个数据包；以及
响应于在第二层端口上接收所述至少一个数据包，通过所述第二层端口向另一个区域边界节点转发所述至少一个数据包。
11.一种用于数据包通信网络中的区域边界节点，所述数据包通信网络包括由第一层限定的至少一个第一区域，每个第一区域包括通过链路的第一集合相互连接在一起的第一多个节点，每个第一区域通过至少一个区域边界节点互连至由第二层限定的第二区域，所述区域边界节点包括：
连接至每个第一区域的至少一个第一层端口，所述至少一个第一层端口可操作来从相应的第一区域接收数据包以及将数据包传送至相应的第一区域；
连接至第二区域的第二层端口，所述第二层端口可操作来从所述第二区域接收数据包以及将数据包传送至所述第二区域；
至少一个处理器，所述至少一个处理器电连接至所述至少一个第一层端口并电连接至所述第二层端口，响应于在第二层端口处接收多播数据包，所述多播数据包包括头，所述头具有标识多播树的根的根-标识符，
所述处理器可操作来：
检查所述多播数据包的所述根-标识符；
确定所述多播数据包是否将被转发到所述区域边界节点的至少一个所述第一层端口上；以及
响应于确定所述多播数据包将被通过至少一个所述第一层端口转发，在开始通过所述至少一个第一层端口转发所述数据包之前，将不同的根-标识符替换到所述数据包中。
12.根据权利要求11所述的区域边界节点，还包括：
至少一个电连接至至少一个处理器的存储器，所述至少一个存储器包括：
与所述至少一个第一层端口相关的第一转发信息库(“FIB”)；以及
与所述第二层端口相关的第二转发信息库(“FIB”)；
其中所述至少一个处理器可操作来：
根据所述第一FIB转发在所述至少一个第一层端口上接收到的数据包；以及
根据第二FIB转发在所述第二层端口上接收到的数据包；
13.根据权利要求11所述的区域边界节点，其中至少一个第一区域由多于一个区域边界节点服务，所述处理器可进一步操作来：通过借助于所述至少一个第一层端口将关于至表示所述第二区域的伪节点的链路的通告传送到与其相关的第一区域来将所述至少一个第一区域划分成子集组，且所述子集组所包含的子集的数量和服务于所述至少一个第一区域的区域边界节点的数量相同，每个子集和特定的区域边界节点相关，和所述区域边界节点相关的所述子集仅包含具有至所述相关区域边界节点的最短路径的节点，所述通告包括相关的度量，所述度量大于所述相关的第一区域的最大直径的一半。
14.根据权利要求13所述的区域边界节点，其中给每个子集分配独一无二的标识符，一个子集的独一无二的标识符作为根-标识符被包括在所述通告中。
15.根据权利要求14所述的区域边界节点，其中响应于在第一层端口接收多播数据包，所述多播数据包包括头，所述头具有标识多播树的根的根-标识符，
所述至少一个处理器可进一步操作来：
确定所述根-标识符标识与所述接收区域边界节点相关的子集内的节点；
用与所述接收区域边界节点相关的所述子集的独一无二的标识符替换所述根-标识符；以及
通过所述第二层端口转发所述至少一个数据包。
16.根据权利要求13所述的区域边界节点，其中响应于确定将通过至少一个所述第一层端口转发所述多播数据包，处理器可进一步操作来：
响应于确定根-标识符标识由所述区域边界节点服务的所述第一区域中的另一个子集，丢弃所述至少一个接收到的数据包；以及
响应于确定根-标识符未标识由所述区域边界节点服务的所述第一区域中的另一个子集：
用第二层伪节点的根-标识符替代所述根-标识符；以及
通过与所述区域边界节点相关的所述子集转发所述至少一个数据包。
17.根据权利要求13所述的区域边界节点，其中响应于接收包括单个目的地址的单播数据包，所述目的地址标识与所述区域边界节点的子集不相关的所述第一区域中的节点，所述处理器可进一步操作来：
响应于在一个第一层端口上接收所述至少一个数据包，通过不同的第一层端口转发所述至少一个数据包；以及
响应于在所述第二层端口上接收所述至少一个数据包，通过所述第二层端口向另一个区域边界节点转发所述至少一个数据包。
18.一种数据包通信***包括：
至少一个第一区域，每个第一区域被配置为链路状态协议控制的以太网区域，每个第一区域包括由第一链路集合相互连接在一起的的第一多个节点；以及
被配置为链路状态协议控制的以太网区域的第二区域，所述第二区域包括由第二链路集合相互连接在一起的第二多个节点，所述第二区域与每个第一区域互连；
至少一个将所述第二区域和每个第一区域互连的区域边界节点，所述至少一个边界节点可操作来服务两个或多个不相交的第一区域，每个区域边界节点包括：
连接至所述第二区域的第二层端口，所述第二层端口可操作来从所述第二区域接收数据包以及将数据包传送至所述第二区域；
至少一个第一层端口，可操作来连接至每个第一区域，所述至少一个第一层端口可操作来从相应的第一区域接收数据包和将数据包传送至相应的第一区域；
至少一个处理器，其电连接至所述第二层端口和所述至少一个第一层端口，
响应于在第二层端口接收多播数据包，所述多播数据包包括头，所述头具有标识多播树的根的根-标识符，
至少一个处理器可操作来：
检查所述多播数据包的所述根-标识符；
确定所述多播数据包是否将被转发到所述区域边界节点的至少一个所述第一层端口上；以及
响应于确定所述多播数据包将被通过至少一个所述第一层端口转发，在开始通过所述至少一个所述第一层端口转发所述数据包之前，将不同的根-标识符置换到所述数据包中。
19.根据权利要求18所述的数据包通信网络，其中由多于一个区域边界节点服务至少一个第一区域，所述至少一个第一区域被划分为子集组，所述子集组包括和服务于所述相应的第一区域的区域边界节点的数量相等的子集，每个子集与特定区域边界节点相关，与所述区域边界节点相关的所述子集仅包括具有至相关的区域边界节点的最短路径的节点。
20.根据权利要求19所述的数据包通信网络，其中所述区域边界节点在通告中表示存在至表示所述第二区域的伪节点的链路，所述通告通过所述至少一个第一层端口被传送至和所述区域边界节点相关的第一区域，所述通告包括相关的度量，所述度量大于所述相关的第一区域的最大直径的一半。
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