Formación de puentes de estado de enlaces de proveedores.

Un procedimiento de operación de un puente (500) de Ethernet en una red,

comprendiendo el procedimiento:

intercambiar (604) información de estado de enlaces con puentes homólogos, en donde la información de estado de enlaces comprende identificadores de comunidades de interés, asociados a puentes homólogos; y

determinar (606) las trayectorias más cortas entre puentes homólogos, en base a la información de estado de enlaces intercambiada, usando un algoritmo de trayectoria más corta;

estando el procedimiento caracterizado por:

rellenar (608) al menos una base de información de remisión, FIB, con direcciones de MAC de multidifusión, en asociación con puertos de egreso determinados usando las trayectorias más cortas y los identificadores de comunidades de interés asociados a puentes homólogos, identificando unívocamente cada dirección de MAC de multidifusión un respectivo puente homólogo y una respectiva comunidad de interés, siendo el puente homólogo una raíz de un respectivo árbol de multidifusión para la comunidad de interés; y

remitir (714) paquetes de multidifusión en base a sus respectivas direcciones de MAC de multidifusión, de acuerdo a la FIB, por lo cual la conectividad de multidifusión para cada comunidad de interés está confinada a esa comunidad de interés.

Formación de puentes de estado de enlaces de proveedores Campo técnico

La presente invención se refiere al campo de los protocolos de encaminamiento de tráfico de Ethernet y, en particular, a la configuración de la conectividad en una red Ethernet mallada.

Antecedentes de la invención

En las arquitecturas de red Ethernet los dispositivos conectados a la red compiten en la capacidad de uso de la trayectoria de las telecomunicaciones compartidas en cualquier momento determinado. Allí donde se utilizan múltiples puentes o nodos para interconectar los segmentos de red, existirán múltiples trayectorias potenciales hacia el mismo destino dentro de una arquitectura de red mallada. La ventaja de esta arquitectura es que proporciona redundancia de trayectorias entre puentes y permite que se añada una capacidad a la red bajo la forma de enlaces adicionales. Sin embargo, el paradigma de Ethernet, de inundación y aprendizaje, significa que habitualmente la anchura de la conectividad que existe en una red mallada no puede ser explotada en cualquier instante determinado en el tiempo debido a la exigencia de asegurar que ninguna trayectoria replicante pueda establecer un bucle. Debe destacarse que los puentes pueden estar interconectados mediante simples enlaces o mediante segmentos de LAN (Red de Área Local) compartidos o mediante segmentos de LAN Virtual compartidos. Desde el punto de vista del presente documento, segmento, segmento virtual y enlace son efectivamente intercambiables.

Cada nodo de puente en una red Ethernet aprende cuáles son los dispositivos o la estación a los que se puede llegar a través de qué segmento de Ethernet local mediante la observación de por cuál segmento llegan paquetes desde un dispositivo determinado. Al efectuar un envío hacia un dispositivo desconocido (uno para el cual no existe ninguna información de remisión en la base de información de remisión (FIB)), un puente replicará el mensaje sobre todos los segmentos adjuntos (esto se conoce como inundación). Esto tiene dos efectos: los puentes que observan el paquete inundado aprenden la información de accesibilidad hacia el dispositivo de origen, y hay una expectativa de que en algún momento en el futuro se observará una contestación solicitada por el mensaje, o por un mensaje posterior no solicitado, desde el dispositivo de destino concebido, a partir de la cual pueda apreciarse por medio de qué segmento el dispositivo contestó al mensaje. De manera gradual, el puente construye una imagen para sí mismo de cuál es el siguiente segmento apropiado para alcanzar dispositivos específicos en la red. Cuando se envían mensajes posteriores, el puente puede utilizar su FIB para determinar a qué segmento localmente adjunto remitirlos. El enfoque de permitir que los puentes aprendan la red por medio de la experiencia es conocido como formación transparente de puentes. Una ventaja clave de la técnica es que la formación de puentes no requiere su configuración por un administrador.

En una malla, cuando un paquete es remitido entre dispositivos homólogos es posible que el paquete pase a través de múltiples puentes por medio de una pluralidad de trayectorias. Sin embargo, si el paquete tuviera que ser enviado por múltiples rutas de manera simultánea, la congestión de la red aumentaría y podrían producirse posibles condiciones de formación de bucles. Este escenario surge en una malla para el tráfico de multldlfusión y / o Inundado, puesto que el número de coplas de un paquete determinado crecería de manera exponencial si no se controlara. Un algoritmo del Protocolo de Árbol de Recubrimiento (STP) es utilizado para eliminar la duplicación de paquetes mediante la elección de manera Iterativa de un árbol de recubrimiento que conecte de forma lógica el conjunto de nodos participantes. El algoritmo está específicamente construido para evitar bucles de puentes (múltiples trayectorias que enlazan un segmento con otro, provocando una situación de formación de bucles infinitos). El algoritmo habltualmente calcula la trayectoria más corta desde todos los segmentos hasta un puente raíz elegido. SI la mejor trayectoria falla, el algoritmo vuelve a calcular la red y encuentra la siguiente mejor ruta. Si la raíz falla, se elige una nueva raíz y el algoritmo se re-ejecuta. Al mismo tiempo, toda la información de MAC aprendida con respecto a la accesibilidad del dispositivo es descartada y las FIB son repobladas de manera gradual mediante Inundación y aprendizaje una vez que se establece el nuevo árbol de recubrimiento.

El STP proporciona la conectividad impidiendo al tiempo la formación de bucles no deseables en una red que se producirían si existieran múltiples trayectorias activas entre nodos o dispositivos. Si se permitiera la formación de bucles, los paquetes que entraran en el bucle circularían hasta que un nodo adoptara la medida de suprimir el paquete o que el bucle se rompiera. Si los puentes en el bucle se inundan, o el paquete es un paquete de multidifusión, se generarán copias adicionales del paquete en cada recorrido del bucle, un resultado sumamente indeseable. Para establecer una conectividad exenta de bucles, el STP crea un árbol que abarca todos los puentes existentes en una red extendida, forzando a las trayectorias redundantes a un estado de espera, o de bloqueo. El STP permite solo una trayectoria activa cada vez entre dos puntos cualesquiera en la red, lo cual impide la formación de bucles pero la capacidad adicional asociada con la conectividad de la malla física no se utiliza. El STP fue diseñado para nodos sin memoria de estados, para simplificar los puentes. Sin embargo, este enfoque simplista de la conectividad exenta de bucles puede traducirse en un exceso de capacidad no utilizada de la red debido a la necesidad de podar la topología física en un único árbol de recubrimiento exento de bucles.

La elección de la raíz durante la convergencia del STP está determinada por el conjunto de puentes que determinan qué puente presenta el Identificador más bajo y, a continuación, mediante la determinación por parte de cada puente del siguiente salto sobre la trayectoria de coste más bajo hasta el puente con el Identificador más bajo, o "raíz". Los puentes inlcialmente anuncian su propio Identificador y un coste nulo, en los intercambios del protocolo del árbol de recubrimiento. Cuando reciben un anuncio con un Identificador más bajo, dejan de anunciar su propio Identificador y anuncian el Identificador más bajo y el coste. De manera similar, cuando aprecian un segmento con un coste más bajo que el del Identificador actual más bajo, modifican, en la medida correspondiente, tanto sus anuncios reirradiados como su estado interno. En último término, la red convergerá a una vista común del Identificador más bajo, y cada puente que conoce el segmento siguiente sobre la trayectoria de coste más bajo hacia la raíz. Si los costes se modifican, o si un segmento de red del árbol de recubrimiento resulta inalcanzable, el algoritmo del STP calcula de manera iterativa una nueva topología del árbol de recubrimiento para ofrecer una conectividad que utilice el conjunto revisado de segmentos. Mientras que los puentes de la red no converjan, los puertos quedan bloqueados deteniendo el tráfico de la red con el fin de impedir la formación de bucles y la replicación.

La Fig. 1 muestra un ejemplo de la forma en que un algoritmo del protocolo de árbol de recubrimiento, dentro de una red mallada, afecta a la remisión de un paquete a través de la red. A partir de un dispositivo de origen A, el algoritmo del STP ha elaborado un mapa de una trayectoria a través de la red, determinando los enlaces existentes entre cada nodo que consiguen el coste más bajo (mostrada como ruta de multidifusión). Esta ruta determina las trayectorias disponibles para todo el tráfico que atraviesa la red. El dispositivo A, asociado al puente 110, envía un paquete al dispositivo B, que es nuevo en la red. Los puentes de la red no incorporan tablas de remisión rellenadas para este dispositivo. La red es Inundada por el paquete, hasta cada nodo de puente, por la trayectoria definida por el árbol de recubrimiento. A continuación, los paquetes del árbol de recubrimiento son remitidos desde el puente 110 a través del puente 112. Los enlaces desde el puente 110 hacia los puentes vecinos 116 y 120 no son utilizados porque han sido Inhabilitados o bloqueados y no forman parte del árbol de recubrimiento. Desde el puente 112 el paquete es remitido a los demás nodos de la red, los puentes 120, 122, 124 y 114. El puente 114, a su vez, remite el paquete a los puentes 116 y 118. El dispositivo B recibe una copia inundada del paquete a través del puente 122. Todos los puentes Intermedios advertirán el segmento de llegada para el origen "A" y actualizarán... [Seguir leyendo]

1. Un procedimiento de operación de un puente (500) de Ethernet en una red, comprendiendo el procedimiento:

intercambiar (604) información de estado de enlaces con puentes homólogos, en donde la información de estado de enlaces comprende identificadores de comunidades de interés, asociados a puentes homólogos; y determinar (606) las trayectorias más cortas entre puentes homólogos, en base a la información de estado de enlaces intercambiada, usando un algoritmo de trayectoria más corta; estando el procedimiento caracterizado por:

rellenar (608) al menos una base de información de remisión, FIB, con direcciones de MAC de multidifusión, en asociación con puertos de egreso determinados usando las trayectorias más cortas y los identificadores de comunidades de interés asociados a puentes homólogos, identificando unívocamente cada dirección de MAC de multidifusión un respectivo puente homólogo y una respectiva comunidad de interés, siendo el puente homólogo una raíz de un respectivo árbol de multidifusión para la comunidad de interés; y remitir (714) paquetes de multidifusión en base a sus respectivas direcciones de MAC de multidifusión, de acuerdo a la FIB, por lo cual la conectivldad de multidifusión para cada comunidad de interés está confinada a esa comunidad de interés.

2. El procedimiento de la reivindicación 1, en el cual el algoritmo de la trayectoria más corta es operable, cuando se dispone de múltiples trayectorias más cortas de igual coste entre dos puentes, para seleccionar una de las trayectorias más cortas de igual coste entre los dos puentes, congruente con las selecciones de trayectoria en los puentes homólogos.

3. El procedimiento de la reivindicación 1, adicionalmente caracterizado por desechar el paquete de multidifusión entrante cuando no hay ninguna entrada en dicha al menos una FIB para la dirección de MAC de multidifusión del paquete entrante.

4. El procedimiento de la reivindicación 1, adicionalmente caracterizado por realizar un control de remisión de trayectoria inversa para determinar si el paquete de multidifusión entrante llega o no por un puerto que no coincide con un puerto de egreso asociado, en dicha al menos una FIB, a una dirección de MAC de origen de unidifusión del paquete entrante.

5. El procedimiento de la reivindicación 1, adicionalmente caracterizado por desechar un paquete de multidifusión entrante cuando el paquete de multidifusión entrante llega por un puerto que no coincide con un puerto de ingreso asociado, en dicha al menos una FIB, a la dirección de MAC de multidifusión del paquete entrante.

6. El procedimiento de la reivindicación 1, adicionalmente caracterizado por determinar al menos un árbol de multidifusión en base a la información de estados de enlace intercambiada antes de rellenar la base de información de remisión con direcciones de MAC de multidifusión.

7. El procedimiento de la reivindicación 1, en el cual los identificadores de comunidades de interés son los l-SID.

8. El procedimiento de la reivindicación 1, adicionalmente caracterizado por:

comprender adicionalmente la información de estados de enlace intercambiada un atributo de origen para cada nodo y cada comunidad de interés con soporte por parte de ese nodo, indicando el atributo de origen si ese nodo ha de actuar o no como un nodo de origen para esa comunidad de interés;

comprender adicionalmente la información de estados de enlace intercambiada un atributo de sumidero para cada nodo y cada comunidad de interés con soporte por parte de ese nodo, indicando el atributo de sumidero si ese nodo ha de actuar o no como un nodo sumidero para esa comunidad de interés; y

rellenar dicha al menos una base de información de remisión con direcciones de MAC de multidifusión correspondientes a respectivos puentes homólogos y respectivas comunidades de interés, para que sean congruentes con los atributos de origen y sumidero de cada nodo para las comunidades de interés correspondientes a las direcciones de MAC de multidifusión.

9. El procedimiento de la reivindicación 1, en el cual:

el intercambio de información de estados de enlace con puentes homólogos comprende intercambiar información de estados de enlace, que comprende direcciones de MAC de unidifusión con soporte por parte de cada puente homólogo; y

rellenar dicha al menos una base de información de remisión comprende rellenar la base de información de remisión con direcciones de MAC de unidifusión con soporte por parte de los nodos homólogos, usando las trayectorias más cortas determinadas;

comprendiendo adicionalmente el procedimiento remitir paquetes entrantes con direcciones de MAC de unidifusión, usando la base de información de remisión.

10. El procedimiento de la reivindicación 9, que comprende adicionalmente:

realizar un control de remisión de trayectoria inversa para paquetes entrantes con direcciones de MAC de unidifusión, considerándose un fallo del control de remisión de trayectoria inversa cuando un paquete entrante llega por un puerto de ingreso que no coincide con un puerto de egreso asociado, en la base de información de remisión, a una dirección de MAC de origen del paquete entrante; y

desechar paquetes entrantes para los cuales el control de remisión de trayectoria inversa se considera un fallo.

11. Un puente (500) de Ethernet, que comprende: un módulo (502) de encaminamiento, operable:

para intercambiar información de estados de enlace con puentes homólogos, en donde la información de estados de enlace comprende identificadores de comunidades de interés asociados a puentes homólogos; y para determinar las trayectorias más cortas entre puentes homólogos, en base a la información de estados de enlace intercambiada, usando un algoritmo de trayectoria más corta; al menos una base de información de remisión, FIB (504); y un módulo (508) de remisión; estando el puente caracterizado por:

estar dicha al menos una FIB rellenada con direcciones de MAC de multidifusión, en asociación con puertos de egreso determinados usando las trayectorias más cortas y los identificadores de comunidades de interés asociados a puentes homólogos, identificando unívocamente cada dirección de MAC de multidifusión un respectivo puente homólogo y una respectiva comunidad de interés, siendo el puente homólogo una raíz de un respectivo árbol de multidifusión para la comunidad de interés; y ser el módulo de remisión operable para remitir paquetes de multidifusión en base a sus respectivas direcciones de MAC de multidifusión, de acuerdo a la base de información de remisión (FIB), por lo que la conectividad de multidifusión para cada comunidad de interés está confinada a esa comunidad de interés.

12. El puente de la reivindicación 11, en el cual el algoritmo de trayectoria más corta es operable, cuando se dispone de múltiples trayectorias de igual coste entre dos puentes, para seleccionar una de las trayectorias más cortas de igual coste entre los dos puentes, congruente con las selecciones de trayectoria en puentes homólogos.

13. El puente de la reivindicación 11, en el cual el módulo de remisión es adicionalmente operable para desechar el paquete de multidifusión entrante cuando no hay ninguna entrada en dicha al menos una FIB para la dirección de MAC de multidifusión del paquete entrante.

14. El puente de la reivindicación 11, en el cual el módulo de remisión es adicionalmente operable para realizar un control de remisión de trayectoria inversa, a fin de determinar si el paquete de multidifusión entrante llega o no por un puerto que no coincide con un puerto de egreso asociado, en dicha al menos una FIB, a una dirección de MAC de origen de unidifusión del paquete entrante.

15. El puente de la reivindicación 11, en el cual el módulo de remisión es adicionalmente operable para desechar un paquete de multidifusión entrante cuando el paquete de multidifusión entrante llega por un puerto que no coincide con un puerto de ingreso asociado, en dicha al menos una FIB, a la dirección de MAC de multidifusión del paquete entrante.

16. El puente de la reivindicación 11, en el cual el módulo de encaminamiento es adicionalmente operable para determinar al menos un árbol de multidifusión, en base a la información de estados de enlace intercambiada antes de rellenar la base de información de remisión con direcciones de MAC de multidifusión.

17. El puente de la reivindicación 11, en el cual los identificadores de comunidades de interés son los l-SID.

18. El puente de la reivindicación 11, en el cual:

el módulo de encaminamiento es operable para el intercambio de información de estados de enlace, que comprende adicionalmente un atributo de origen para cada nodo y cada comunidad de interés con soporte por parte de ese nodo, indicando el atributo de origen si ese nodo ha de actuar o no como un nodo de origen para esa comunidad de interés;

el módulo de encaminamiento es operable para intercambiar información de estados de enlace, que comprende adicionalmente un atributo de sumidero para cada nodo y cada comunidad de interés con soporte por parte de ese nodo, indicando el atributo de sumidero si ese nodo ha de actuar o no como un nodo sumidero para esa comunidad de interés; y

dicha al menos una base de información de remisión está rellenada con direcciones de MAC de multidifusión correspondientes a respectivos puentes homólogos y respectivas comunidades de interés, para que sea congruente con los atributos de origen y de sumidero de cada nodo para las comunidades de interés correspondientes a las direcciones de MAC de multidifusión.

19. El puente de la reivindicación 11, en el cual:

el módulo de encaminamiento es operable para Intercambiar Información de estados de enlace, que comprende adlclonalmente una dirección de MAC de unidifusión con soporte por parte de cada puente homólogo; y dicha al menos una base de información de remisión está adicionalmente rellenada con direcciones de MAC de unidifusión con soporte por parte de puentes homólogos, que usan las trayectorias más cortas determinadas; y el módulo de remisión es adicionalmente operable para remitir paquetes entrantes con direcciones de MAC de unidifusión, usando la base de información de remisión.

20. El puente de la reivindicación 19, en el cual el módulo de remisión es adicionalmente operable:

para realizar un control de remisión de trayectoria inversa para los paquetes entrantes con direcciones de MAC de unidifusión, siendo considerado el control de remisión de trayectoria inversa un fallo cuando un paquete entrante llega por un puerto de ingreso que no coincide con un puerto de egreso asociado, en la base de información de remisión, a una dirección de MAC de origen del paquete entrante; y

para desechar paquetes entrantes para los cuales el control de remisión de trayectoria inversa es considerado un fallo.

21. Una red Ethernet que comprende una pluralidad de puentes de Ethernet, siendo al menos uno de los puentes un puente según lo definido por la reivindicación 11.

22. La red de la reivindicación 21, en la cual cada puente de la red es un puente según lo definido en la reivindicación 11.

23. Un procedimiento de operación de una red Ethernet que comprende una pluralidad de puentes de Ethernet, comprendiendo el procedimiento la operación de al menos uno de los puentes de acuerdo al procedimiento definido en la reivindicación 1.

24. El procedimiento de la reivindicación 23, que comprende la operación de cada puente de la red de acuerdo al procedimiento definido en la reivindicación 1.