CN1437809A - 双重方式虚拟网络寻址 - Google Patents

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CN1437809A CN01808108.8A CN01808108A CN1437809A CN 1437809 A CN1437809 A CN 1437809A CN 01808108 A CN01808108 A CN 01808108A CN 1437809 A CN1437809 A CN 1437809A
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普拉萨德·P·尤加雷卡尔
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Abstract

描述了一种双重寻址方式，其中长度缩小的地址(称为短地址)代替其来源或目的地在指定虚拟网络拓扑结构同部的通信的标准地址(称为长地址)。用于指定虚拟拓扑结构的短地址的所需长度取决于所述拓扑结构内可达到的装置的数目。例如，对于可寻址装置少于256的虚拟拓扑结构，可使用8位短地址。当虚拟网络内的节点发现带有位于标题中的短目的地地址的分组时，该节点知道该地址在虚拟网络内，并据此发送该分组。如果源地址是短地址，则虚拟网络可确认该来源在虚拟网络内。对于起源于虚拟网络中其目的地也在虚拟网络中的分组，源地址和目的地地址都可以是短地址。从而，在数据链路层和/或网络层上，在虚拟网络内部流动或者专属于该虚拟网络的通信可以双重方式对虚拟网络拓扑结构内的装置寻址。还描述了一种自动为虚拟网络内的装置分配源地址的技术。

Description

双重方式虚拟网络寻址
技术领域
本发明涉及通信网络，更具体地说涉及降低开销的网络寻址方案。
背景技术
对服务提供者来说，访问和长距离网络中的数据传送容量是一种可记账的有用物品。传统的网络已把单一静态寻址方式用于这些网络中的数据链路层和网络层装置，例如千兆位以太网中的32位网间协议(IP)地址或48位媒体存取控制(MAC)地址。长地址的促动因素是全世界所有网络内的每个装置可被分配一个唯一的数据链路层和/或网络层地址，这能够实现装置的完全可携带性，而不存在地址重复冲突，并且管理开销极小。但是，这些地址构成添加到网络层或数据链路层的分组的分组标题开销的大部分(对千兆位以太网来说约为60％，对IP来说约为40％)。通过压缩这些地址而产生的这种开销的任意降低可增大这种网络的数据传送容量。
在综合语音和数据网络中，IP数据分组的平均大小约为250字节，同时超过50％的分组的大小仅为64字节。为了使包装延迟降至最小，电路模拟语音分组的平均大小通常小于IP分组的平均大小(假定为150字节)。12字节的MAC-层寻址是整体分组大小的一个重要部分(对数据分组来说约为4％，对语音分组来说约为7％)，从而这种寻址的任意压缩将显著提高采用的利用以太网型MAC层的访问和长距离网络的数据传送容量。这直接加入到拥有这种网络的服务提供者的可记账能力上。
本发明这里描述的涉及双重方式寻址的是网络拓扑结构的识别。拓扑结构重构情况包括网络初始化、装置的插入、装置的删除、不涉及装置的插入或删除的拓扑结构变化(例如链路中断，这里链路连接一对装置)和工作网络的合并。在本文献的语境中，网络初始化并不指各个装置独立使用的初始化其自身的内部过程，相反指的是建立网络拓扑结构的资料所需的互连装置之间的通信和短地址到长地址的再变换。
用于拓扑结构重构的机制必须满足几项基本要求：
1.正在进行重构的网络上不受干扰的装置之间正在进行的通信应继续流动，假定存在多条适用于这种通信的路径。在重构涉及临时消除通信在其上流动的物理路线的情况下，分组交换网络的诸如基于SONET的线路或路径交换之类的标准保护交换机制或者其它机制被用于临时把通信改道到节点之间未受影响的物理路线上。
2.该机制应是即插即用的，例如拓扑结构变化的确定将自动进行，并且不需要网络管理系统的干预。
3.装置之间的通信机制应能够把指定装置检测的拓扑结构变化信息传播给虚拟网络上的所有其它装置。这可通过利用标准拓扑结构发现机制或者其它机制来完成。机制的选择以单个虚拟网络的具体要求为基础。
在网络中的各个装置根据从其装置接收的关于它们自身相邻装置的信息(本文献中称为近邻状态消息)，构成并保存其自身形式的网络拓扑结构的意义上，现有的许多拓扑结构发现机制是分布式的。这种机制的一种适合例子是在Radia Perlman的书籍“Interconnections，第二版”(Addison Wesley Longman，Inc.2000)中描述的在OSPF路由协议中使用的用于广播拓扑结构变化的链路状态协议，该书籍作为参考整体包含于此。链路状态协议以及作者已知的所有其它分布式拓扑结构发现协议依赖于拓扑结构信息的过时(age-out)机制以及从接收拓扑结构消息的装置向消息来源回送的确认消息的可靠传送。
过时机制的使用意味着在可配置的时间之后，在任意装置保存的拓扑结构将变成无效。这意味着即使拓扑结构不存在任何变化，网络中的每个装置也必须定期发向近邻状态消息。在各个装置处的处理及在网络带宽这两方面这都是低效的，因为网络拓扑结构的变化并不是频繁发生的。于是消除每个装置陈化其拓扑结构的必要性的机制将是有益的。
通过跟踪在每个装置接收的确认消息的近邻状态消息的可靠传送的使用是确保所有传送的近邻状态消息被接收，从而所有装置构建正确的网络拓扑结构的一种标准方法。但是遗留有会导致某些装置不能接收所有消息，从而构建错误的网络拓扑结构，所述错误的网络拓扑结构会导致网络中的其它装置变成不可见的瞬时情况，例如装置正在退出(going down)或者正在返回。在分组交换数据网络中，传统上一直不存在可靠服务的保证，从而一直不需要保证在各个装置的有效网络拓扑结构的构造的辅助机制。但是为了通过分组交换网络在DS1或DS3租用线路上传送telco质量语音，需要极高的可靠性。于是确认在各个装置构建的拓扑结构的机制应是有益的。
目前不存在使用双重方式寻址的用于网络中拓扑结构重构的既定机制。在同时待审的Jason Fan等的申请“Dual-Mode VirtualNetwork Addressing”中描述了双重方式寻址的概念，该同时待审的申请被转让给本发明的受让人，并作为参考包含于此。对于这种网络来说需要这样的一种机制：
1、能够实现拓扑结构重构，并且满足上述一般拓扑结构重构要求。
2、使由于重构所必需的在双重寻址方式之间转换引起的管理和控制信息(例如装置内部的provisioning表和路由表)的变化降至最小(最好消除这种变化)。
3、能够以重构的一部分的形式，例如当多个网络被合并到一起时，确保消除短地址重复的形式实现短地址的重建。
发明内容
描述了一种双重寻址方式，其中长度缩小的地址(称为短地址)代替其来源或目的地在指定虚拟网络拓扑结构同部的通信的标准地址(称为长地址)。长地址是全局唯一的，而短地址是指定虚拟网络本地唯一的。用于指定虚拟拓扑结构的短地址的所需长度取决于所述拓扑结构内可达到的装置的数目。例如，对于可寻址装置少于256的虚拟拓扑结构，可使用8位短地址。
当虚拟网络内的节点发现带有位于标题中的短目的地地址的分组时，该节点知道该地址在虚拟网络内，并据此发送该分组。节点被定义为通信可进出环路的点。如果源地址是短地址，则虚拟网络可确定该来源在虚拟网络内。对于起源于虚拟网络中其目的地也在该虚拟网络中的分组，源地址和目的地地址都可以是短地址。
虚拟网络内还与外部网络相连的节点可随意地从外部网络接收具有长源地址和长目的地地址的分组，并在查寻表存储器中查找目的地节点的对应短地址。该节点随后用短地址替换长地址，并把该分组转发给虚拟网络中的目的地节点。类似地，虚拟网络中向外发送分组的节点在该通信正在虚拟网络内路由时，可使用短源地址。从而，在数据链路层和/或网络层上，在虚拟网络内部流动或者专属于该虚拟网络的通信可以双重方式对虚拟网络拓扑结构内的装置寻址。
对于千兆位以太网型MAC标题，本发明大约降低50％的开销，对于IP标题，降低30％的开销。压缩MAC标题的使用导致对于传送IP分组的基于以太网的城域环路的数据传送容量平均增大4％。
分组标题中的地址类型字段允许传送和接收装置区分双重地址格式，从而可稳固地因分组而异地交替使用这两种格式。
还描述了一种检测网络中的拓扑结构变化并且自动为虚拟网络内的装置分配源地址的技术。
附图说明
图1图解说明多个互连的虚拟网络，同时一些节点还与因特网相连。
图2是当在虚拟网络内传送来自虚拟网络外部的分组时的事件的流程图。所使用的地址长度数值代表以太网长度长地址和1字节短地址。
图3是当来自虚拟网络内部的分组被传出虚拟网络时的事件的流程图。
图4是当来自虚拟网络内部的分组被指定给虚拟网络内的一个节点时的事件的流程图。
图5图解说明虚拟网络的一个节点中的相关功能装置。
图6图解说明图5的交换卡的其它细节。
图7图解说明虚拟网络拓扑结构。
图8是图7的拓扑结构的软件表现。
图9是图解说明广播起动拓扑结构发现的近邻状态消息的步骤的流程图。
图10是图解说明当接收近邻状态消息时采取的步骤的流程图。
图11是图解说明当拓扑结构发现计时器期满时采取的步骤的流程图。
图12是图解说明拓扑结构确认过程中采取的步骤的流程图。
具体实施方式
这里描述的本发明为已定虚拟网络拓扑结构中的装置提供一种灵活的双重寻址机制。虚拟网络内的装置可以是具有短/长地址转换机制的路由/多路复用装置。在虚拟网络由具有短/长地址转换机制的路由装置或一组路由装置与外界隔开的意义上，整个虚拟网络可以是专用的。从而，术语“虚拟网络”可同样应用于城域光纤环路的节点或者隔离在联合路由器之后的专用联合网络。虚拟网络可随意地利用专用寻址(世界的其余部分不可见)。例如，使用包含这种地址的特定标题可局限于在虚拟网络内使用。
另外，这里描述的本发明提供一种可靠的通用拓扑结构发现机制(不专用于虚拟网络)，如果没有发生任何变化，则所述通用拓扑结构发现机制不需要重新发现拓扑结构。这种机制利用网络中的装置放置于在网络上发送的所有近邻状态消息上的对话标识符。所有装置保存当前对话编号，并且根据从网络接收的消息中使用的对话编号更新它。检测到其近邻状态信息中的变化的任意装置递增其保存的对话编号，并且在传送的近邻状态消息上使用该编号。递增对话信号的检测通知网络上的其它装置已开始新一轮的拓扑结构发现。该机制还利用防止构成无效拓扑结构的拓扑结构确认算法。如果确认失败，则不扰乱当前保存在该节点的有效拓扑结构。对于确保电信级租用线路连接免受不必要的影响来说这是必需的。
另外，这里描述的本发明提供拓扑结构重构情况中的一种双重方式网络地址的管理和分配机制。
图1中表示了两种虚拟网络的例子。图中表示了互连高速路由/多路复用(R/M)装置的城域光纤环路，或者更一般地说虚拟网络以及隔离在路由装置之后的专用虚拟网络21、22。专用虚拟网络21、22可以是具有路由能力的节点的环路。三个虚拟网络20-22是本发明的应用候选网络。
网络20中的节点24和25分别与开放式公共因特网26和27相连。由于因特网26和27较大，不断变化，并且由许多独立且不同的模块组成，因此因特网26和27不是本发明的合适候选网络。
可利用压缩寻址(短地址)对在单个虚拟网络20-22内传送的分组寻址，以便增大数据传送容量。离开虚拟网络20-22的分组将利用外部有效(长)地址除掉或者替换它们的虚拟网络(短)地址。在虚拟网络重构的情况下，例如组合城域光纤环路的情况下，虚拟网络中的装置必须能够同时了解短地址和长地址，以便简化这种网络的管理和重构。
双重寻址
虚拟网络中各个装置的双重寻址的目的是能够实现在这种装置之间传递的通信的分组标题开销的任意减小。具体地说，虚拟网络内的节点可选择把短地址在某些条件下用于某些类别的通信，把长地址在其它条件下用于相同或者其它类别的通信。一组可能的规则可包括当在某些标准下，虚拟网络拓扑结构稳定时，把短地址用于数据分组，在所有条件下把长地址用于控制分组，以及当虚拟网络拓扑结构变化不定时，把长地址用于数据分组。这会导致在虚拟网络中的节点之间传递的绝大多数分组的开销节省，同时不放弃由长地址提供的唯一装置寻址。于是，虚拟网络中的任意装置必须能够逐个分组地区分短地址和长地址。
短地址的位长度由向最大规模的虚拟网络中的各个装置提供唯一的短地址所需的二进制位的数目确定。例如，在包含多达256个装置的虚拟网络中，8位足以用作短地址的长度。
在下述例子中举例说明了由8位短地址的应用而引起的开销节省。48位以太网地址被假定为数据链路层上的长地址格式。IP分组的平均长度约为250字节，电路模拟的语音分组的平均长度被假定为150字节。IP数据和语音分组的分布被假定为各为50％。则在封装到以太网帧之前的平均分组长度为200字节。以太网中各个分组的封装导致把最少19字节的MAC层开销添加到IP分组中。从48位MAC地址改变到8位MAC地址大约减少50％的MAC层开销，以及平均增大数据传送容量约4.5％。上述计算中假定控制通信占网络中总通信的百分率极小。对于压缩IP地址可容易地进行类似的计算。
双重寻址的算法和分组标题
在一个实施例中，在支持双重寻址的虚拟网络中使用的分组标题包括在各个源地址和目的地地址之前的地址类型字段。该地址类型字段的长度可短至1位。在一个实施例中，地址类型字段为1个半字节，并且在源地址和目的地地址之前。
图2是当在虚拟网络外产生的分组被指定给虚拟网络内的装置，并且使用双重寻址能力时所采取的步骤的流程图。地址长度假定为48位。
图2中，由虚拟网络之外的地址产生的初始分组包含具有48位源地址和48位目的地地址的常规标题。
在外部网络和虚拟网络之间的接口处(在此进行双重寻址转换)，接口节点中的处理器，例如与因特网26相连的图1中的节点24中的分组处理器完成下述任务。接口节点也可以是与专用虚拟网络21或22耦接的节点。
处理器在查寻表中查寻对应于标题中的长目的地地址的短地址(例如1个字节)。对应的短地址意味着目的地装置在与接口装置相关的虚拟网络内。处理器还可用对应的短地址替换长源地址；但是，用短源地址替换长源地址妨碍外部网络中源地址的识别。但是，如果源装置只需被记作接口装置，则短源地址可替换长源地址。
查寻之后，用对应的短地址替换分组标题中的长地址，并且在标题中识别地址类型(长或短)。因此，用标题中的一字节地址替换6字节的长源地址或长目的地地址。
随后利用短地址把标题缩短的分组转发给虚拟网络内的目的地节点。本质上，虚拟网络中的各个节点转发该分组，直到该分组到达目的地节点为止，在目的地节点短目的地地址和该节点的短地址匹配。该节点随后从网络取回该分组。当然，如果出于任何原因使用短地址不恰当，则虚拟网络不用短地址替换长地址。
如果虚拟网络正在起通过虚拟网络耦接在一起的两个外部网络之间的连接的作用，则根据需要，进入虚拟网络的入口节点可把长地址转换成短地址，并且虚拟网络的出口节点可把短地址转换回长地址，以便转发到虚拟网络以外。
可见，减少了各个分组在虚拟网络内传送的二进制位的数目，从而给予虚拟网络更大的容量。
图3是当在虚拟网络内产生的分组被指定给虚拟网络外的装置时采取的步骤的流程图。即使当该分组被指定给具有双重寻址能力的不同虚拟网络时，该流程图也适用。
在虚拟网络内的节点产生的初始分组包含长源地址和长目的地地址。该初始分组一般从节点内的从属接口卡输出。节点内的分组处理器接收初始分组，并利用查寻表，识别对应的短源地址，利用短地址替换标题中的长源地址，并识别地址类型。如何合适，也可利用目的地地址完成这一点。具有标题中的短地址的分组随后绕虚拟网络被转发给面接外部网络的节点。此时，在把该分给转发到虚拟网络外部之前，必须把短地址转换成长地址。为此，接口节点中的分组处理器查寻对应的长地址，并用包含长地址的标题替换包含短地址的标题。
随后把所得到的分组转发到虚拟网络之外。从而，在绕虚拟网络传送分组的同时，该分组的大小被减小，有效增大了虚拟网络的容量。
图4是当在虚拟网络内产生的分组被指定给同样在该虚拟网络内的装置时采取的步骤的流程图。图4中，来自虚拟网络中节点中的从属接口卡的初始分组一般将具有带有常规长源地址和长目的地地址的标题。
该节点中的分组处理器在查寻表中识别标题中的各个长地址的对应短地址(如果有的话)，并且用包含短地址和地址类型的标题替换分组标题。由于本步骤中既可减小源地址又可减小目的地地址，因此标题被减小约10个字节，对于千兆位以太网型MAC标题来说，开销降低约50％，对于IP标题来说，开销降低30％。
随后在虚拟网络中把标题缩短的分组转发给由短地址识别的目的地节点。如果目的地节点的短地址或长地址和虚拟网络标题中的目的地地址匹配，则该节点使用该分组。如果绕虚拟网络的传输处于广播模式，则如果节点的短地址或长地址和虚拟网络标题中的目的地地址匹配，则分组被每个节点使用并被该节点转发。如果节点的短地址或长地址都不和虚拟网络标题中的目的地地址匹配，则该节点随后通过连接该节点和其相邻节点的电或光链路，把该分组转发给其相邻节点。在一个实施例，虚拟网络是具有一条沿顺时针方向传输的光纤或电缆环路和沿反时针方向传输的另一光纤或电缆环路的节点环路。
可存在影响分组是否由指定装置使用和/或转发或丢弃的其它标准。上述算法只谈及短地址和长地址的使用。
每个节点具有虚拟网络内的所有装置的表格，所述表格至少包含每个装置的长地址和短地址。
硬件的说明
图5图解说明图1的虚拟网络内的单个节点，例如节点24内的有关功能装置。这样的节点也可在图1中的专用虚拟网络21和22中找到。每个节点通过环网接口卡30和32与相邻节点连接。这些环网接口卡把光缆34和36上的输入光信号转换成数字电信号，以便应用于交换卡38。
图6图解说明更详细表示光学收发器40的一个环网接口卡32。卡32中的一个辅助交换器可用于在两个交换卡之间交换，以便增大可靠性。光学收发器可以是可从市场上获得的使用1300nm激光的千兆位以太网光学收发器。
光学收发器40的串行输出被串行器/解串器(SERDES)42(图6)转换成一组并行的二进制位。在一个例子中，SERDES42利用表格，把来自于光学收发器40的一串10个二进制位转换成并行的一组8个二进制位。选择的对应于8位代码的10位代码满足关于每个代码的1和0的数目及连续的1和连续的0的最大数目的均衡标准，以便改进性能。例如，大数目的连续逻辑1产生基线漂移，长期平均电平的漂移被接收器用作区分1和0的阈值。通过在底板上利用具有均衡数目的1和0的10位字，极大地降低基线漂移，从而能够实现卡和底板的更好的AC耦接。
当SERDES42正在从环网接口卡32接收串行10位数据时，如果10位字不和表格中的字之一相符时，SERDES42能够检测该字中是否存在错误。随后SERDES42产生错误信号。SERDES42使用该表格把来自于交换卡38的8位代码转换成10位串行流，以便由环网接口卡32进一步处理。SERDES42可以是Vitesse的VSC7216型或者其它任意适当类型的串行器/解串器。
媒体存取控制器(MAC)44计数SERDES42检测到的错误的数目，并且在中断期间或者依照轮询机制把这些错误传送给CPU46。CPU46可以是Motorola MPC860DT微处理器。MAC44还删除由SERDES转发的任意控制字，并且通过构成MAC帧，为特定的协议提供OSI层2(数据-链路)格式化。MAC众所周知，并在“Telecommunications System Engineering”(Roger Freeman，第三版，John Wiley&Sons，Inc.1996)中进行了说明，该书籍作为参考整体包含于此。MAC44可以是现场可编程门阵列。
分组处理器48使MAC44传送的各个二进制位和分组字段，例如标题字段和数据字段联系起来。分数处理器48随后检测由MAC44构成的分组的标题字段，并且可修改不指定给该节点的分组的标题中的信息。恰当的分组处理器48的例子包括依据MMC网络的XPIE-300千兆位位流处理器或者EPIF 4-L3C1以太网端口L3处理器，其数据表作为参考包含于此。
分组处理器48面接包含把数据发送到其预定目的地的路由信息的外部搜索器/存储器47(查寻表)。
图6中的存储器49代表节点中的其它存储器，不过应明白为了提供系统的必需速度和功能要求，也可存在分布式SSRAM、SDRAM、快速存储器和EEPROM。
分组处理器48把分组提供给交换结构50的一个端口，交换结构50随后根据分组标题，把该分组发送给交换结构50的恰当端口。如果分组标题中的目的地地址对应于节点24(图6中所示的节点)的地址，则交换结构50随后把该分组发送给交换结构50的恰当端口，以便被指定节点24从属接口卡52接收(图5)。如果分组标题指示除节点24之外的目的地地址，则交换结构50通过恰当的环网接口卡30或32(图5)发送该分组。控制分组被发送给CPU46。这种交换结构及用于确定分组经过交换结构所需采取的路径的路由技术众所周知，不需要详细说明。
一种适宜的分组交换机是MMC网络nP5400型分组交换模块，其数据表作为参考包含于此。在一个实施例中，在每个交换卡中连接四个这样的交换机，以便提高通信速率。交换器提供分组缓冲，多址通信和广播通信能力，四类服务优先级，以及基于严格优先级或加权合理排队的调度。
与一个或多个从属接口卡(例如从属接口卡52)相关的分组处理器54从指定给与从属接口卡52相关的设备(例如LAN)的交换结构50接收分组。和分组处理器48一样，分组处理器54也是双向的。分组处理器54和48可以是相同型号的处理器。一般来说，分组处理器54检测数据通过分组处理器54的方向，以及访问路由表存储器55，以便确定某些所需的标题字段和分组行进到环路上的最佳路由路线，以及分组通过交换器行进到环路上或者离开环路的理想路线。当分组处理器54从交换结构50接收分组时，它把该分组转发给执行和MAC44类似功能的媒体存取控制器(MAC)56，媒体存取控制器56随后把该分给转发给SERDES58，对该数据进行串行处理。SERDES58类似于SERDES42。
当分组处理器54从交换结构50接收分组时，处理器54识别标题中的地址类型字段(如果有的话)，并且如果地址是短地址，则处理器54在存储器55(或者不同的存储器)中查找对应的长地址。随后处理器54用长地址替换短地址，并把分组转发给MAC56。在另一方向，分组处理器54通过MAC56接收源于一个或多个从属接口卡的分组。所述一个或多个分组包含长的目的地地址。处理器54随后进行查表，以便确定用于替换长地址的正确短地址。这种查表可使用散列函数来提高查表速度。如果出于其它原因必须均衡分组处理器54和例如从属接口卡上的其它类似分组处理器之间的加载，则也可在位于从属接口卡上的分组处理器中确定要使用的正确短地址。分组处理器通过MAC56接收的所有通信也经过该从属接口卡上的一个或多个分组处理器。由于分组处理器54是可编程的，因此本领域的技术人员易于编写控制处理器54执行本发明的程序。
分组处理器54被编程成根据长地址或短地址发送通信。如果处理器48位于连接在双重寻址虚拟网络和外部网络之间的节点中，则如前所述，处理器48会被编程成利用存储器47执行长/短地址替换。
在另一个实施例中，处理器48代替处理器54执行所有的长/短地址变换。
随后把SERDES58的输出提供给与底板59相连的特定从属接口卡，例如图5中的从属接口卡52。从属接口卡可对数据排队，并把数据发送给从属接口卡52的特定输出端口。从属接口卡进行的这种路由及排队可以是常规的路由及排队，不需要详细说明。从属接口卡的输出可通过例如铜电缆与任意类型的设备，例如电话交换机、路由器、LAN或者其它设备电连接。在外部接口是光学接口的情况下，通过利用光学收发器，从属接口卡还可把电信号转换成光信号。
当分组处理器54接收源于节点中的从属接口卡52之一的分组时，如前所述，分组处理器54利用存储器55恰当地用短地址替换长地址。在一个实施例中，在转换短地址之前，分组处理器54首先利用长地址确定路由表存储器55中的路线，以免当出于任何原因改变短地址时，不得不改变路由表。
在一个实施例中，出于可靠性的考虑，总是利用具有长地址的控制分组对CPU46寻址。CPU46管理环路控制功能，例如在虚拟网络变化的情况下建立新的地址。
例如，如果环路被组合，则需要分配新的虚拟短地址。每个节点定期地把它们的全地址传送给相邻的节点。如果网络的拓扑结构存在变化，则节点广播所述变化。网络中的主CPU46随后所网络中的所有节点重新分配短地址，或者每个CPU46可在分布式的基础上完成短地址的重新分配。
另外，CPU46把对话编号及利用当前对话编号标记的所有接收的近邻状态消息一起保存在存储器中，作为正在进行的拓扑结构发现的一部分。CPU46执行管理拓扑结构发现的所有方面，包括对话编号管理和拓扑结构确认的软件应用程序。
系统控制器62从节点获得状态信息，并且与网络管理系统面接。节点的这方面情况和本发明无关。系统控制器可被编程，以便报告网络的各种测试。
在一个实施例中，上述硬件以大于1Gbps的速率处理二进制位。
在Robert Kalman等的同时待审申请“Dynamically AllocatedRing Protection and Restoration Technique”(序列号No.09/519442，申请日2000年3月3日)中可找到图5和6中的硬件的进一步说明，所述同时待审申请转让给本申请的受让人，并且作为参考包含于此。
对本领域的技术人员来说，用于实现本发明的一个实施例的硬件的上述说明足以实现本发明，因为分组交换和路由的普通硬件众所周知。本领域的技术人员可容易地对MAC、分组处理器、CPU46及其它功能装置编程，以便执行这里描述的步骤。可使用固件或者软件来实现这里描述的步骤。
拓扑结构重构情况中的双重方式网络地址分配
本节说明当重构拓扑结构时，短地址如何被自动分配给虚拟网络中的装置。这被称为即插即用。
假定虚拟网络可见的所有插入装置预定成为虚拟网络的一部分。如果情况不是这样，则必须预先配置所述装置，或者使用来自管理系统的命令来指示哪些装置要使用双重寻址特征。
即插即用技术的一些部分包括：
1.把寻址方式映射到虚拟网络内部或者专属于虚拟网络的数据链路和/或网络层上的不同类型的网络通信的算法；
2.允许相对于各个装置内的最少组件隔离短地址的资料，从而当虚拟网络拓扑结构变化时，能够实现长地址到短地址的快速、简单的再变换；
3.以来自网络中各个装置的状态消息为基础的各个装置处的网络拓扑结构结构的有效算法；
4.虚拟网络初始化的自动即插即用算法；
5.把装置插入虚拟网络的自动即插即用算法；
6.从虚拟网络删除装置的自动即插即用算法；
7.用于处理不涉及把装置插入网络中或者从网络中删除装置的虚拟网络拓扑结构变化的自动即插即用算法；和
8.组合网络的自动即插即用算法，每个所述网络包含具有先前分配的短地址的装置，并且包含正在进行的通信连接。
上述虚拟网络中的双重方式寻址的优点在于通过每个装置的短寻址方式的任意使用，获得更大的数据传送容量，同时为拓扑结构重构情况的管理保持了每个装置的全局唯一长地址的便利性。拓扑结构重构情况包括网络初始化、装置的插入、装置的删除、不涉及装置的插入或删除的拓扑结构变化以及工作网络的组合。在本发明的语境中，网络初始化指的不是各个装置单独用于初始化自身的内部过程，而是互连装置之间确定网络拓扑结构的资料所需的通信和短地址到长地址的再变换。
用于拓扑结构重构的机制应满足下述几条基本要求：
正在进行重构的网络上不受干扰的节点之间的正在进行的通信应继续流动，假定存在适用于这种通信的多条路径。在重构涉及临时消除通信在其上流动的物理路线的情况下，分组交换网络的诸如基于SONET的线路或路径交换之类的标准保护交换机制或者其它机制被用于临时把通信改道到节点之间未受影响的物理路线上。
该机制应是即插即用的，例如拓扑结构变化的确定及所得到的短地址变化将自动进行，并且不需要网络管理系统的干预。
该机制应使由于重构所需的双重寻址方式之间的交换而引起的管理和控制信息(例如装置内部的provisioning表格和路由表格)的变化降至最小。
装置之间的通信机制应能够把指定装置检测的拓扑结构变化信息传播给虚拟网络上的所有其它装置。这可通过利用标准机制，例如在OSPF路由协议中使用的广播拓扑结构变化的链路状态协议，或者其它机制来完成。机制的选择以单个虚拟网络的具体要求为基础。
所需要的是一种能够实现拓扑结构重构，并且能够实现作为重构一部分的短地址的重建，以确保当多个网络被组合到一起时消除短地址重复的机制。
为了在拓扑结构重构过程中确保稳定的网络性能，重要的是包含拓扑结构信息的控制消息把唯一的长地址用于源信息和目的地信息(控制消息的传送)以及用于消息内的拓扑结构信息的参考。把长地址用于控制功能可确保当装置被插入工作网络中时，或者当组合多个工作网络时，决不会出现地址重复。由于在正常网络工作中，控制消息接发占总通信量的百分比较小，因此最简单同时最可靠的方法是始终使用长地址接发控制消息。
对于常规的数据传送，重要的是在网络拓扑结构不稳定和未知的时期内，为数据传送提供寻址方式。这些时期对应于确定拓扑结构已重新稳定，并且短地址已被重新分配(在装置接收指出拓扑结构变化的控制消息之后)所需的等待时间。特别地，如果两个工作网络被组合，并且在这两个网络内使用的全部短地址中存在任意重复，则对于已发生短地址重复的至少一个节点，需要重新进行短地址到长地址的变换。为了确保在短地址再变换时期内，数据不被丢失或者被传送给不正确的目的地，来自或者指定给受影响节点的数据必须转换成使用长地址进行数据传送。这种情况和是以分布方式(在各个装置独立地)进行短地址再变换，还是由全局主装置进行短地址再变换，随后再分配给网络中的其它所有装置无关。如果不提供这样的机制，在转变期间，不可避免会丢失或者不正确地传送一些分组。
一种简单的实现选择是当发生任意拓扑结构变化时，根据标准算法，例如(短地址1，分类列表中最小的长地址)，(短地址2，分类列表中次小的长地址)等把所有短地址再变换到长地址。这种方法的缺点是由于网络中的所有通信必须在短期内转换成48位地址，会暂时丢失一些网络容量。其优点是简单，因为在任意拓扑结构变化之后进行相同的操作(短地址的再变换)。
另一种简单的实现选择是以分布的方式(在各个装置)上进行地址变换，而不是在全局主装置上进行地址变换。这种方法的缺点是所有网络必须了解网络拓扑结构，这在SONET网络中是不需要的，但是在容量高效的分组交换网络中是需要的，在所述分组交换网络中，各个节点在成本最低的路径上把分组发送给目的地。这种方法的优点是在初始全局主装置被破坏时，不需要选择新的全局主装置。
当需要在装置改变寻址方式时，从可靠性来看，最好使受影响(以改变存储器中的数据等来表示)的独立部分的数目降至最小。这等同于使知道短地址的部分的数目降至最小。在一个实施例中，分组处理器(图6)利用表格，例如存储器55进行短/长地址变换。除了能够实现长地址和短地址的互换之外，可根据前面陈述的规则控制可编程的分组处理器。对于离开装置到达虚拟网络的分组来说，根据该分组是控制分组还是数据分组，并且根据短地址是否处于正被再变换成长地址的过程中，确定是否把长地址(在装置中其它地方用在虚拟网络标题的产生中)变成短地址。
根据前述规则可如下控制分组处理器48。对于从虚拟网络进行装置的分组，它识别短地址和长地址的任意有效组合。例如，它必须能够从同一来源无缝接收一些使用长地址，另一些使用短地址的交织数据分组。
除分组处理器54、分组处理器48和CPU46外，装置内的其它任何实体不必知道短地址。例如，为了消除拓扑结构重构情况下的混乱，保存在装置内的配置/provisioning表和路由表应只使用长地址。重要的是保存在从属接口卡上的分组处理器可访问的存储器中的配置/provisioning表不受影响，因为这种表格中的地址变化会导致网络通信连接的重新初始化，从而导致正在进行的通信的干扰。其它实施例可选择在位于从属接口卡的分组处理器中进行长地址和短地址的互换。可在与配置/provisioning表无关的独立操作中进行这种互换。
拓扑结构构造/重构算法
为了确定虚拟网络中所有装置的长地址，检查拓扑结构是否完成，以及随后把短地址变换成拓扑结构中的各个长地址，需要一种利用由网络中的装置提供的拓扑结构状态信息的拓扑结构构造/重构算法。我们的处理所有情况(初始化、装置的插入、装置的删除、网络资源组状态变化和网络的组合)的具体方法具有下述步骤：
每个装置通过从各个装置向其每个近邻发送的控制分组，找出其各个相邻装置的长地址。该近邻信息分组可定期分送，应请求发送(响应近邻请求分组)、或者当检测到影响近邻信息分组的内容的拓扑结构变化时发送。重要的是注意各个装置只负责报告入口邻居，例如发送由该装置接收的数据的邻居。该装置不必具有与其邻居的双向物理连接。
近邻请求分组至少必须包括消息类型的指示、源装置地址、目的地装置地址和有效时间(time-to-live)标识符。它还可包括(但不局限于)哪种软件应用程序是接收应用程序的指示，消息优先级和/或类别的指示，差错检测或纠错码(例如帧差错检查和)，地址类型字段(用于使用双重方式寻址的网络)，与源装置地址截然不同的源端口地址和与目的地装置地址截然不同的目的地端口地址。该信息也可包含在只用于控制消息的类属分组标题中，或者可包含在为在网络中传送的所有分组所共有的类属分组标题中，或者可包含在类属分组标题之后的控制消息标题中。当发送时，近邻请求分组一般可在装置的所有出口接口上发出。由于装置不能被假定为知道其邻居的装置地址，因此有效时间字段是必需的。目的地装置地址可被设置成类属广播地址，但是有效时间字段标识符必须被设置成单一中继段，从而该分组不会被转发到发送装置的紧邻邻居之外。
除了还必须包含对话标识符和发送装置的接口标识符之外，近邻信息分组包含和近邻请求分组相同的信息。对话编号的包含为新插入的装置(或者由于故障而刚刚加电的装置)提供找出用在下面描述的近邻状态消息上的正确对话标识符的机制。对于两装置网络的所有拓扑结构变化情况的分辨来说，接口标识符的包含是必不可少的，因为在故障情况下，装置本身的地址不足以区分多个接口。在同时待审的Robert Kalman等的申请“Dynamically Allocated Ring Protectionand Restoration Technique”中可找到该情况的进一步说明，所述同时待审的申请被转让给本申请的受让人，并作为参考包含于此。近邻信息分组也需要设置成单一中继段的有效时间字段。这是因为如果装置具有相对于邻居的出口接口，但是不具有来自该邻居的入口接口，则它必须定期向该邻居发送近邻信息分组，而不必知道该装置的地址。随后至于近邻请求分组，它会把类属广播地址用作目的地装置地址。
当从近邻信息分组收集信息时，各个装置可在近邻状态信息中至少广播下述信息：包含在近邻信息分组中的所有信息，对于每个入口邻居来说，该邻居的48位地址以及使该邻居和该装置互连的物理网络资源组的状态。可选地，近邻状态消息还可包含各个入口邻居的与装置地址截然不同的端口地址。有效时间字段被设置成可配置的数值(通常大于1，取决于网络的规模)。该广播由已在其所有入口接口上发出相同消息的任意装置从网络中取出。这可利用和在Radia Perlman的书籍“Interconnections，第二版”(Addison Wesley Longman，Inc.2000)中描述的OSPF链路状态协议中使用的相同方法来处理，该书籍作为参考整体包含于此。在网状网络中，可在每个装置接口利用指示是否已在该接口上接收或传送指定对话的来自指定来源的近邻状态消息的状态来管理广播(以确保不会发生广播风暴)。在环状网络中，不必采用这种状态，因为由于重复的近邻状态消息的处理是等幂的，两次接收重复的近邻状态消息不存在任何损害。
由于先前传送的近邻状态消息具有比节点根据从其它节点接收的消息检测的最大对话编号更大的对话编号，因此必须广播关于拓扑结构变化的信息。当前数值之上的对话编号的递增指示装置最近是否检测到拓扑结构变化。近邻状态消息中分配给对话编号的字节数应至少为2，以便使对话编号很少翻转。当确实发生对话编号翻转时，可利用在OSPF路由协议中使用的众所周知的循环序列号环绕算法来处理对话编号翻转。在Radia Perlman的书籍“Interconnections，第二版”(Addison Wesley Longman，Inc.2000)中描述了这种算法，该书籍作为参考整体包含于此。状态是不仅指示网络资源组是“上”或“下”，而且还指示网络资源组误码率性能的退化程度(如果存在这种退化)的数字。
广播可能可靠，也可能不可靠。广播可靠并不是必需的，因为如同本节稍后所述，可以拓扑结构确认的一部分的形式检测不被接收的广播。对于响应速度重要的情况(例如在链路故障的情况下重新进行路由选择的时期内)来说，可多次发送广播。
接收对话编号大于其当前对话编号的近邻状态消息的任意装置将把其对话编号增加到接收的对话编号，并且广播其近邻状态信息。如果对话编号等于当前的对话编号，该装置将不广播但是可发送该近邻状态信息的接收的确认。如果对话编号较小，则装置可不进行任何操作，或者可通知源装置其对话编号过期。
当广播或者接收具有新对话编号的近邻状态消息时，如果使用双重方式寻址，则每个装置转换成把长地址用于数据。(如果不使用双重方式寻址，则各个装置已利用长地址)。对于任意类型的拓扑结构变化可进行该步骤，以便简化实现。
每个装置缓冲当前对话的所有接收的近邻状态消息。(它仍没有丢弃自前一对话构成的最后的完整拓扑结构。从其自身开始，每个装置构成拓扑结构的内部软件表示。存在多种可能的内部表示，这里给出一种。内部软件表示的各个要素包含下述字段：初始装置长地址、各个入口接口上的相邻装置的长地址、各个入口接口的入口网络资源组状态、从初始装置到各个相邻网络资源组上的各个相邻装置的指针、从源装置(进行拓扑结构构建的装置)到该部件内包含的装置的入口距离、从初始装置到具有位于入口网络资源组上的初始装置的各个相邻装置的反向指针，和从包含在该部件内的装置到源装置的出口距离。
图7和8中分别表示了网络拓扑结构及其完成的拓扑结构表示的例子。该表示是可用于绘制网状拓扑结构的一般表示。对于环状网络，简化的表示不需要可用于使处理速度达到最大的任意指针。
通过从源装置(A)的要素开始，产生内部软件表示。根据包含在近邻状态消息中的入口网络资源组，产生源装置(A)的入口邻居(B和C)的要素，同时产生从源到各个邻居的指针。对于B和C的各个入口网络资源组，遵循类似的过程，直到绘制整个网络为止。当绘制整个网络时，向沿各个入口指针的相反方向的点分配反向指针。
根据由对话消息的初始接收时间测得的拓扑结构发现超时，确定拓扑结构表示是对话的最终拓扑结构表示。当超时发生时，检查拓扑结构稳定性。拓扑结构稳定时间被量化为其间不存在从对应于当前对话的其它装置接收的消息，例如没有接收的近邻状态消息，也没有任意链路状态变化的内部通知的时段。如果拓扑结构稳定时间超过可配置的域值，则认为该拓扑结构已会聚，并进行拓扑结构确认。(当然，拓扑结构稳定时间必须被设置成足够大，以确保在正常操作条件下，拓扑结构发现不会被过早终止)。另外，可重置拓扑结构发现计时器，或者如果最大拓扑结构发现时间已被超过，则可认为拓扑结构发现已失败。
拓扑结构确认确保：(a)不丢失任何消息。如果从被由节点接收的任意近邻状态消息(具有当前对话ID)或者近邻信息消息提及为邻居或者来源的每个节点接收了近邻状态消息，则可确保这一点；(b)拓扑结构中不包括任何无效或者失配的节点地址。通过在拓扑结构报告中检查每对互为邻居的相邻节点，可容易地确定这一点。在单一光纤链路连接相邻节点的情况下，位于光纤链路的接收端的节点必须报告邻居，位于光纤链路的发射端的节点(具有和报告的邻居地址相同的地址)必须报告未定的邻居地址；(c)拓扑结构不是无效的。具有多个节点的有效拓扑结构中的任何节点不可能报告其没有观察到任何近邻。这指出节点不能接收来自网络中其它任意节点的任意消息。如果通过拓扑结构确认，则确定该拓扑结构有效。当最终确定拓扑结构时，可利用诸如Dijkstra算法之类的标准路由算法计算对应于节点之间路线的距离(或者更一般地说，权重或成本)。以使这种算法的处理速度达到最大的方式布置指针和反向指针。同样，对于环状网络，可使用进一步使处理速度达到最大的较简单算法。
如果使用双重方式寻址，则以升序对拓扑结构中所有节点的长地址分类，随后按顺序变换成对应的短地址(保留的任意短地址除外，例如用于广播的短地址)。一旦完成这种变换，每个装置开始在该装置产生的数据分组上使用新的短地址。如前所述，对于各个拓扑结构变化重新进行这种变换，以便简化实现。出于把从CPU46到分组处理器54的控制路径上的加载降到最小的考虑，只有当必须消除重复时，才必须对短地址进行再变换。这需要运行于CPU46上的各种辅助子例程，以便检测何处发生重复，以及确定具有相同短地址的一组节点中的哪些节点将修改它们的短地址。
以软件或者利用前述硬件的固件的形式实现上述再变换技术。本领域中的技术人员对上述硬件编程有丰富的知识。
图9-12是总结在拓扑结构重构的不同阶段中，由运行于CPU46上的软件执行的操作的流程图。图9描述导致有效装置发出近邻状态消息的情况。CPU46可根据由MAC44(前面说明)计数的错误或者根据入口光纤36上光强度的损失的检测，监视来自相邻装置的入口链路。这种检测由可从市场上获得的各种光学收发器，例如LucentNetLight收发器系列完成。借助底板上的直接信令(例如通过I2C线路)，可把光强度损失情况报告给CPU46，从而在CPU导致中断或者低级事件。CPU46把所有入口接口上的最新近邻信息以及最新的对话编号一起保存在存储器中。如果近邻信息和/或链路状态信息任一发生变化，则CPU46递增对话编号，并且产生用于在网络上广播的近邻状态消息。
图10描述接收的近邻状态消息的对话编号情况。前面已说明了图10包含的信息。重要的一点是CPU46关于当前对话编号，逐个装置地把氖近邻状态消息信息保存在存储器中。在存储器中完成这种存储的已知方式有多种，这里不对这些方式进行说明。如果对话编号被更新，则CPU46除去当前保存在存储器中的信息，并且重新开始收集新对话编号的信息。重要的是注意最好在分组处理器48管理通过管理位于各个装置接口的状态信息，防止广播风暴的机制的实现，因为不希望CPU被卷入广播消息的转发中。
图11描述当拓扑结构发现的计时器期满时在CPU软件内执行的操作。以诸如VindRiver系统的VxWorks之类的实时操作系统的基本特征的形式，很一般地实现拓扑结构发现计时器。当拓扑结构发现计时器期满时，对照可配置的阈值检查拓扑结构稳定时间。通过跟踪最后接收的近邻状态消息或者链路状态变化的内部通知，易于确定该时间。随后进行拓扑结构构建和确认。在这一过程中，不扰乱存储器中当前保存的有效拓扑结构。如果确定该拓扑结构有效，则替换有效拓扑结构。如果确定该拓扑结构无效，则开始新一轮的拓扑结构发现。
图12详细说明拓扑结构确认软件中的步骤。运行于指定装置上的拓扑结构确认软件从各个入口接口上的装置的近邻开始。它按照深度第一或者宽度第一的方式沿着入口接口移动通过该拓扑结构，直到构成整个拓扑结构为止。当其构成该拓扑结构时，它检查指示无效拓扑结构的条件。步骤2指示单一节点拓扑结构被认为是有效的，只有通过接收的消息没有识别出任何近邻。但是，接收的指示源装置不具有任何近邻的近邻状态消息用信号通知无效拓扑结构。步骤3指示每次发现接口时，没有检测到近邻的地点，这是可接受的条件并且简单地指示出不连接任何近邻。步骤4指示如果在接收的近邻状态消息中，近邻装置地址被表示成装置的近邻，则必定存在来自于该近邻的近邻状态消息。如果没有接收任意近邻状态消息，则指示该消息已丢失，并且该拓扑结构无效。步骤5指示拓扑结构构建循环通过所有装置以及各个装置的所有接口，以便构建如图8中所示的数据结构。步骤6指示如果循环已完成，并且没有发现任何无效条件，则进行最终的检查。步骤7指示如果仍然存在未使用的近邻状态消息，例如保存在未与任何其它装置连接的存储器中的装置信息，则消息已丢失，并且拓扑结构无效。步骤8指出为使拓扑结构有效，每个节点(装置)必须具有至少一个出口接口。这是一种可选的条件，取决于网络。如果完成所有这些检查，则认为拓扑结构有效。
虽然已表示并说明了本发明的具体实施例，不过对于本领域的技术人员来说，在不脱离本发明的范围的情况下，显然可做出各种变化和修改，于是，附加权利要求在其保护范围内包含落入本发明的精神和范围内的所有这种变化和修改。

Claims (57)

1、一种通信网络执行的方法，所述网络包括互连节点，所述方法包括：
在源节点产生M位第一目的地地址，以指定在所述网络上传送的数据的目的地节点；
在所述网络内的第一节点识别所述目的地节点的N位第二目的地地址，N明显小于M；和
在所述网络内利用所述第二目的地地址传送所述数据，以便把所述数据路由给所述目的地节点，从而通过传送较少的地址位，减少所述网络中的开销。
2、按照权利要求1所述的方法，其中所述源节点和所述第一节点相同。
3、按照权利要求1所述的方法，其中所述源节点在所述网络之外，所述第一节点接收所述数据，以便执行所述识别步骤。
4、按照权利要求1所述的方法，其中N等于或小于0.5M。
5、按照权利要求4所述的方法，其中根据协议把所述数据组合成多个组，每组数据具有包含所述目的地节点的地址的标题。
6、按照权利要求5所述的方法，其中所述数据被包装成分组，每个分组具有包含所述目的地节点的地址的标题。
7、按照权利要求6所述的方法，其中所述标题包含所述第二目的地地址，以便把所述数据传送给所述目的地节点。
8、按照权利要求1所述的方法，其中所述第一目的地地址使用32位的网间协议地址。
9、按照权利要求1所述的方法，其中所述第一目的地地址使用48位的媒体存取控制地址。
10、按照权利要求1所述的方法，其中N为16位或更小。
11、按照权利要求1所述的方法，其中N为8位或更小。
12、按照权利要求1所述的方法，还包括传送与所述数据相关的地址类型代码，以便把目的地地址识别为所述第一目的地地址或者所述第二目的地地址。
13、按照权利要求12所述的方法，其中所述地址类型代码位于分组的标题中。
14、按照权利要求13所述的方法，其中所述分组的所述标题中的所述地址类型代码在目的地地址之前。
15、按照权利要求1所述的方法，其中所述识别所述第二目的地地址包括在位于所述第一节点的查寻表中查找所述第二目的地地址。
16、按照权利要求1所述的方法，还包括：
检测某一事件；和
根据检测的所述某一事件，利用所述第一目的地地址，而不是利用所述第二目的地地址，把数据传送给所述网络中的所述目的地节点。
17、按照权利要求16所述的方法，其中所述某一事件包含所述网络中拓扑结构变化的检测。
18、按照权利要求1所述的方法，还包括：
在所述源节点产生M位第一源地址，以便指定要在所述网络上传送的数据的所述源节点；
在所述网络内的所述第一节点识别所述源节点的N位第二源地址，N明显小于M；和
利用识别所述源节点的所述第二源地址在所述网络内传送所述数据，以便通过传送较少的地址位，减少所述网络中的开销。
19、按照权利要求18所述的方法，其中所述源节点和所述第一节点相同。
20、按照权利要求1所述的方法，还包括：
所述网络检测所述网络的拓扑结构变化；和
向所述网络中的每个节点分配一个N位地址代码，每个节点还具有一个预先分配的M位地址代码。
21、按照权利要求20所述的方法，其中所述分配步骤包括在各个节点更新查寻表。
22、按照权利要求20所述的方法，其中所述分配步骤包括：
所述网络内的每个节点向其至少一个近邻传送指定所述传送节点的M位地址代码；
每个节点检测相邻节点中的变化；
如果检测到变化，则节点把所述变化传送给所述网络内的每个节点；和
所述网络内的每个节点向所述网络内的至少一些节点分配一个N位地址代码，以反映所述变化。
23、一种通信网络中的路由交换机，所述网络包括互连的路由交换机，所述路由交换机具有配置成执行包括下述步骤的方法的一个或多个处理部件：
产生一个M位的第一目的地地址，以指定要在所述网络上传送的数据的目的地节点；
识别所述目的地节点的一个N位第二目的地地址；和
利用所述第二目的地地址在所述网络内传送所述数据，以便把所述数据发送给所述目的地节点，从而通过传送较少的地址位，减少所述网络中的开销。
24、按照权利要求23所述的路由交换机，其中N等于或小于0.5M。
25、按照权利要求24所述的路由交换机，其中根据协议把所述数据组装成组，每组数据具有包含所述目的地节点的地址的标题。
26、按照权利要求25所述的路由交换机，其中所述数据被包装成分组，每个分组具有包含所述目的地节点的地址的标题。
27、按照权利要求26所述的路由交换机，其中所述标题包含所述第二目的地地址，以便把所述数据传送给所述目的地节点。
28、按照权利要求23所述的路由交换机，其中所述第一目的地地址使用32位的网间协议地址。
29、按照权利要求23所述的路由交换机，其中所述第一目的地地址使用48位的媒体存取控制地址。
30、按照权利要求23所述的路由交换机，其中N为16位或更小。
31、按照权利要求23所述的路由交换机，其中N为8位或更小。
32、按照权利要求23所述的路由交换机，其中所述处理部件还被配置成执行下述方法：
传送与所述数据相关的地址类型代码，以便把目的地地址识别为所述第一目的地地址或者所述第二目的地地址。
33、按照权利要求32所述的路由交换机，其中所述地址类型代码位于分组的标题中。
34、按照权利要求33所述的路由交换机，其中所述分组的所述标题中的所述地址类型代码在目的地地址之前。
35、按照权利要求23所述的路由交换机，其中所述识别所述第二目的地地址包括在位于所述第一节点的查寻表中查找所述第二目的地地址。
36、按照权利要求23所述的路由交换机，其中所述处理部件还被配置成执行包含下述步骤的方法：
检测某一事件；和
根据检测的所述某一事件，利用所述第一目的地地址，而不是利用所述第二目的地地址把数据传送给所述网络中的所述目的地节点。
37、按照权利要求36所述的路由交换机，其中所述某一事件包含所述网络中拓扑结构变化的检测。
38、按照权利要求23所述的路由交换机，其中所述处理部件还被配置成执行包括下述步骤的方法：
在所述源节点产生M位第一源地址，以便指定要在所述网络上传送的数据的所述源节点；
在所述网络内的所述第一节点识别所述源节点的N位第二源地址，N明显小于M；和
利用识别所述源节点的所述第二源地址在所述网络内传送所述数据，以便通过传送较少的地址位，减少所述网络中的开销。
39、按照权利要求23所述的路由交换机，其中所述处理部件还被配置成执行包括下述步骤的方法：
所述网络检测所述网络的拓扑结构变化；和
向所述网络中的每个节点分配一个N位地址代码，每个节点还具有一个预先分配的M位地址代码。
40、按照权利要求39所述的路由交换机，其中所述分配包括在各个节点更新查寻表。
41、按照权利要求39所述的路由交换机，其中所述分配包括：
所述网络内的每个节点向其至少一个近邻传送指定所述传送节点的M位地址代码；
每个节点检测相邻节点中的变化；
如果检测到变化，则节点把所述变化传送给所述网络内的每个节点；和
所述网络内的每个节点向所述网络内的至少一些节点分配一个N位地址代码，以反映所述变化。
42、一种供通信网络使用的路由交换机，所述网络包含通过通信链路互连的路由交换机，所述路由交换机包括：
与相邻节点中的一个或多个其它路由交换机的相关链路连接的一个或多个收发器；
把信息发送给所述一个或多个收发器以及接收来自所述一个或多个收发器的信息的交换结构；和
一个或多个处理器，所述一个或多个处理器控制所述路由交换机：
监视来自其它节点的识别网络拓扑结构的消息；
根据前一消息检测所述消息中的变化，以便识别所述拓扑结构的变化；
使一个N位第二地址和所述节点中的相应节点联系起来，所述相应节点还具有一个唯一的M位第一地址，N明显小于M；和
利用代替所述第一地址的所述第二地址，在所述网络中把数据传送给所述相应节点，以便通过传送较少的地址位，降低所述网络中的开销。
43、一种通信网络执行的方法，所述网络包括通过通信链路互连的节点，每个节点与一个M位的第一地址相关，所述方法包括：
监视传送给目的地节点的识别网络拓扑结构的消息；
根据前一消息检测所述消息中的变化，以便识别所述拓扑结构的变化；
使一个N位第二地址和所述节点中的相应节点联系起来，N明显小于M；和
利用代替所述第一地址的所述第二地址，在所述网络中把数据传送给所述相应节点，以便通过传送较少的地址位，降低所述网络中的开销。
44、一种供通信网络使用的路由交换机，所述网络包含通过通信链路互连的路由交换机，所述路由交换机包括：
与相邻节点中的一个或多个其它路由交换机的相关链路连接的一个或多个收发器；
把信息发送给所述一个或多个收发器以及接收来自所述一个或多个收发器的信息的交换结构；和
一个或多个处理器，所述一个或多个处理器控制所述路由交换机：
监视来自相邻节点的识别所述相邻节点的属性的消息，
根据前一消息检测所述消息中的变化，以便识别所述相邻节点的属性变化，对应于所述网络中的拓扑结构变化，和
把所述拓扑结构方面的所述变化传递给所述网络中的其它节点。
45、一种通信网络执行的方法，所述网络包括互连的节点，所述方法包括：
第一节点监视来自相邻节点的识别所述相邻节点的属性的消息；
根据前一消息检测所述消息中的变化，以便识别所述相邻节点的属性变化，对应于所述网络中的拓扑结构变化；和
所述第一节点把把所述拓扑结构方面的所述变化传递给所述网络中的其它节点。
46、一种供通信网络使用的路由交换机，所述网络包括通过通信链路互连的路由交换机，所述路由交换机包括：
与相邻节点中的一个或多个其它路由交换机的相关链路连接的一个或多个收发器；
把信息发送给所述一个或多个收发器以及接收来自所述一个或多个收发器的信息的交换结构；和
一个或多个处理器，所述一个或多个处理器控制所述路由交换机：
监视来自相邻节点的识别所述相邻节点的属性的消息，
根据前一消息检测所述消息中的变化，以便识别所述相邻节点的属性变化，对应于所述网络中的拓扑结构变化，
递增对话标识符，每个所述对话标识符与所述网络的不同拓扑结构相关，和
通过识别递增的对话标识符以及识别所述网络的所述拓扑结构方面的所述变化的信息，把所述拓扑结构方面的所述变化传递给所述网络中的其它节点。
47、按照权利要求46所述的路由交换机，其中控制所述路由交换机监视来自相邻节点的消息的所述一个或多个处理器包括：控制所述路由交换机检测所述相邻节点的唯一地址的所述一个或多个处理器。
48、按照权利要求46所述的路由交换机，其中控制所述路由交换机监视来自相邻节点的消息的所述一个或多个处理器包括：控制所述路由交换机检测来自所述相邻节点的链路的质量的所述一个或多个处理器。
49、按照权利要求48所述的路由交换机，其中根据误码率确定所述链路的所述质量。
50、按照权利要求46所述的路由交换机，其中根据接收的光强度确定所述链路的所述质量。
51、按照权利要求46所述的路由交换机，其中控制所述路由交换机根据前一消息检测所述消息中的变化的所述一个或多个处理器包括：控制所述路由交换机检测具有地址和所述相邻节点的前一地址不同的所述相邻节点的所述一个或多个处理器。
52、按照权利要求46所述的路由交换机，其中控制所述路由交换机的所述一个或多个处理器控制所述路由交换机根据所述网络的所述拓扑结构变化，更新所述路由交换机内的路由表。
53、按照权利要求46所述的路由交换机，其中所述拓扑结构方面的所述变化包括网络中节点的添加或删除。
54、按照权利要求46所述的路由交换机，其中控制所述路由交换机的所述一个或多个处理器控制所述路由交换机当收到所述对话标识符方面的变化时，把和所述相邻节点的状态有关的信息保存在存储器中。
55、按照权利要求54所述的路由交换机，其中只有在拓扑结构处于稳定状态的时间达到阈值时间之后，才用新的状态信息替换和所述相邻节点的状态有关的所述信息。
56、一种供通信网络使用的路由交换机，所述网络包括通过通信链路互连的路由交换机，所述路由交换机包括：
与相邻节点中的一个或多个其它路由交换机的相关链路连接的一个或多个收发器；
把信息发送给所述一个或多个收发器以及接收来自所述一个或多个收发器的信息的交换结构；和
一个或多个处理器，所述一个或多个处理器控制所述路由交换机：
检测来自所述网络中的其它节点的和所述网络的拓扑结构有关的消息，所述消息包括对话标识符，每个所述对话标识符与所述网络的不同拓扑结构有关，
通过检测变化的对话标识符，检测所述拓扑结构中的变化，和
如果所述对话编号已改变，根据拓扑结构方面的所述变化，修改所述路由表。
57、一种由通信网络执行的方法，所述网络包括通过通信链路互连的节点，所述方法包括：
每个节点监视来自相邻节点的识别所述相邻节点的属性的消息；
第一节点根据前一消息检测所述消息中的变化，以便识别所述相邻节点的属性变化，对应于所述网络中的拓扑结构变化；
递增对话标识符，每个所述对话标识符与所述网络的不同拓扑结构相关；和
通过识别递增的对话标识符以及识别所述网络的所述拓扑结构方面的所述变化的信息，把所述拓扑结构方面的所述变化传递给所述网络中的其它节点。
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