1、E ICS 33.040.01 M 33 中华人民+t: /、GB 和国国家标准GB/T 21645.8-2012 自动交换光网络(ASON)技术要求第8部分:路由Technical requirements for automatically switched optical network Part 8: Routing 2012-06-29发布中华人民共和国国家质量监督检验检茂总局中国国家标准化管理委员会2012-10-01实施发布中华人民共和国国家标准自动交换光网络(ASON)技术要求第8部分:路由GB/T 21645.8-2012 兴中国标准出版社出版发行北京市朝阳区和平里西街甲2号
2、(100013)北京市西城区三里河北街16号(100045) 网址总编室:(010)64275323发行中心:(010)51780235读者服务部:(010)68523946中国标准出版社秦皇岛印刷厂印刷各地新华书店经销兴开本880X12301/16 印张4.25 字数127千字2012年11月第一版2012年11月第一次印刷兴书号:155066. 1-45710 定价57.00元如有印装差错由本社发行中心调换版权专有侵权必究举报电话:(010)68510107GB/T 21645.8-2012 目次前言. . III 1 范围-2 规范性引用文件.3 术语和定义、缩略语23.1 术语和定义2
3、3. 2 缩略语24 ASON路由体系架构和要求4. 1 概述34.2 ASON路由体系架构44.3 ASON路由要求 10 4.4 路由属性14. 5 路由消息124. 6 路由消息分发拓扑184. 7 通道选择195 ASON链路状态路由协议体系架构和要求. . . . . . . . 21 5.1 ASON链路状态路由体系架构框架 21 5.2 路由分级225.3 路由相关标识符235.4 分级路由255. 5 路由属性275. 6 路由协议选择306 ASON远程路由查询体系架构和要求 m 6.1 ASON远程查询体系架构 30 6.2 远程路由查询技术要求.附录A(资料性附录)分级路
4、由中层间的信息流人1概述UA.2 和端点地址解析相关的信息分发37A.3 为解析端点地址而进行的层间信息交换38附录B(资料性附录)分级路由不同层中SNPP的别名附录C(资料性附录)PC提供的多RC通信方式 41 附录D(资料性附录)路由区划分、聚合以及网络分级演进示例气. . . . . . 42 D.1 概述42D.2划分插入一个节点到满的RAcD.3 聚合两个RA u D.4 RA重命名uGB/T 21645.8一2012D.5 插入一一在网络的某部分加入不同的路由协议u附录E(资料性附录)远程路由查询示例GE.l 概述 G E.2 逐跳远程路由查询 G E.3 并行远程路由查询. .
5、. . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 46 E.4 分级远程路由查询 4 E.5 使用路由查询接口的分级源路由 m 附录F(规范性附录)OSPF扩展MF.l 范围 M F.2 OSPF不透明LSA选项MF.3 OSPF扩展MF.4 LSA的处理方法60F.5 正常重起. 附录G(规范性附录)E-NNI路由62E GB/T 21645.8-2012 .晶晶_.a. 目。自GB/T 21645(自动交换光网络(ASON)技术要求分为以下几个部分:一一-自动交换光网络(ASON)技术要求第1部分:体系结构与总体要求一一自动交换光网络(AS
6、ON)技术要求第2部分:术语和定义一一自动交换光网络(ASON)技术要求第3部分:数据通信网(DCN)一一自动交换光网络(ASON)技术要求第4部分:信令技术一一一自动交换光网络(ASON)技术要求第5部分:用户网络接口(UND自动交换光网络(ASON)技术要求第6部分:管理平面自动交换光网络(ASON)技术要求第7部分:自动发现自动交换光网络(ASON)技术要求第8部分:路由一一自动交换光网络(ASON)技术要求第9部分:外部网络网络接口(E-NND本部分是GB/T21645的第8部分。本部分按照GB/T1. 1-2009给出的规则起草。本部分在技术内容上与下列标准和建议协调一致s一一第4章
7、对应于ITU-TG. 7715(自动交换光网络路由体系结构和要求(英文版)正文部分;一一第5章对应于ITU-T G. 7715.1(英文版)正文部分;一一第6章对应于ITU-T G. 7715. 2(远程路由查询的自动交换光网络路由体系结构和要求(英文版)正文部分;附录A对应于ITU-TG. 7715(自动交换光网络路由体系结构和要求(英文版)的附录1; 一一附录B对应于ITU-TG. 7715. 1(链路状态协议的自动交换光网络路由体系结构和要求(英文版)的附录1; 一一附录C对应于ITU-TG. 7715. 1(链路状态协议的自动交换光网络路由体系结构和要求(英文版)的附录2; 一一附录D
8、对应于ITU-T G. 7715. 1(链路状态协议的自动交换光网络路由体系结构和要求(英文版)的附录3; 一一附录E对应于ITU-T G. 7715. 2(远程路由查询的自动交换光网络路由体系结构和要求(英文版)的附录1; 一一-附录F对应于IETFRFC 2370( OSPF不透明LSA选项、IETFRFC 3630( OSPFv2的流量工程扩展(英文版)和IETFRFC 4203(用于GMPLS的OSPF扩展(英文版)的部分内容。本部分由中华人民共和国工业和信息化部提出。本部分由中国通信标准化协会归口。本部分起草单位:武汉邮电科学研究院、中兴通讯股份有限公司、工业和信息化部电信研究院、华
9、为技术有限公司、上海贝尔股份有限公司。本部分主要起草人:陈晓辉、魏学勤、向奇敏、许宗幸、朱冰、汪俊芳、高建华、张国颖、黄峰。阳山GB/T 21645.8-2012 范围自动交换光网络(ASON)技术要求第8部分:路由GB/T 21645的本部分规定了自动交换光网络(ASON)路由技术要求，包括ASON路由体系架构和要求、ASON链路状态路由协议体系架构和要求、ASON远程路由查询体系架构和要求等。本部分适用于基于同步数字体系。DH)和光传送网(OTN)的ASON。2 规范性引用文件下列文件对于本文件的应用是必不可少的。凡是注日期的引用文件，仅注日期的版本适用于本文件。凡是不注日期的引用文件，其
10、最新版本(包括所有的修改单)适用于本文件。GB/T 21645. 1-2008 自动交换光网络(ASON)技术要求第1部分t体系结构与总体要求GB/T 21645.3-2009 自动交换光网络(ASON)技术要求第3部分:数据通信网(DCN)ITU-T G. 803 基于同步数字体系(SDH)的传送网结构(Architectureof Transport Networks based on the Synchronous Digital Hierarchy (SDH) ITU-T G. 872 光传送网接口(Architecture of optical transport networks)
11、 ITU-T G. 7713. 1 基于P-NNI的分布式呼叫连接管理(DistributedCall and Connection Manage ment (DCM)-PNNI Implementation) ITU-T G. 7713. 2 使用GMPLSRSVP-TE的DCM信令机制(Distributed Call and Connection Management (DCM)-RSVP-TE Implementation) ITU-T G. 7713. 3 使用CR-LDP的分布式呼叫连接管理(DistributedCall and Connection Man agement (D
12、CM)-CR-LDP Implementation) ITU-T G. 7715 自动交换光网络路由体系结构和要求(Architectureand Requirements for Routing in the Automatic Switched Optical Networks) ITU-T G. 7715. 1 链路状态协议的自动交换光网络路由体系结构和要求(Requirementsfor Link State Routing ProtocoD ITU状态。节点和链路的新信息会被加入RDBoRDB中已经存在的节点和链路属性的改变将会在RDB中进行更新。同样，信息单元也会指示RC从RDB中
13、删除不存在的节点和链路。当RDB更新完成，RC将收到UPDATE COMPLETE事件，状态机返回到/无效元效无效无效COMPLETE 删除状态机FAIL 无效不存在/删除状态机IDLE 无效元效-当RC从对应的链路资源管理器接收到信息时，RC将鉴别该信息以确定是否需要生成新的信息单元。当需要生成新的信息单元时，RC会生成新的本地信息生成状态机实例，提交新的信息单元给RDB，状态迁移至状态，在状态等待信息单元更新请求或者信息单元删除请求。当RC接收到UPDATE事件时，状态机会发送更新消息给RDB，并再次迁移到和第5章定义的节点属性/ 2) 茸平南阻附闹1自甘旦用-./ ._ - - 号-.己
14、 各用涌浦路由计算之-.二二、r者。lT异:tt.RJ草生问一京1JmI工问阳作为控制平面初始化的一部分L路由查询响应者的能方可以传达给潜在的路由查询请求者。在了解到路由查询响应者的能力后，路由查询的请求者可以基于路由查询响应者的能力以及要计算的路由的约束条件，决定就此通道计算与此路由查询响应者通信。6. 1.8 路由请求和晌应消息在路由查询请求者和路由查询响应者之间交换的路由请求消息和路由响应消息是NNI参考点上路由信息消息的一部分，这方面的描述和抽象的定义见4.5.3。两种抽象消息定义如下: RLQUERY:此消息的定义见4.5.3，它在一个路由查询请求者给一个路由查询响应者发送一个路由查
15、询请求消息时使用; RI UPDATE:此消息的定义见4.5.3，它在一个路由查询请响应者给一个路由查询请求者返回飞FGB/T 21645.8-2012 一个路由查询响应消息时使用。路由查询的信息交互总是由一个路由查询请求者发起。由路由查询消息携带的信息和使用的特定具体协议有关。6. 1. 9 RC和RC之间的邻接关系当两个RC分别作为路由查询请求者和路由查询响应者时，它们形成一种路由邻接关系，在这两个RC之间表现出来的是一种逻辑上的关联关系。一对路由查询请求者和路由查询响应者形成路由邻接的目的，是确保他们之间的通信可靠和适当。在远程路由查询的场景中，两个RC之间邻接的持续时间在远程路由查询时
16、应该允非的通道等作用。策略由管6.2.2 发现要求在6.2.2中发现是指RC获知另一个不在同一个网元内的具有通道计算能力的RC的位置。在发现以后，路由查询的消息可在路由查询者和路由响应者之间交互。发现的要求包括以下内容: 所有路由查询响应者可采用协议机制动态发现或采用静态配置方式。一个RC允许发现一个或多个路由查询响应者。一旦发现路由查询响应者时，则还可在向路由查询响应者发送RI_QUERY消息之前了解一些路由查询响应者的路由计算相关的能力。6.2.3 远程路由查询协议要求在远程路由查询期间，路由查询请求者和路由查询响应者按照第4章中的定义交换路由信息，在这35 飞，GB/T 21645.8一
17、2012里需要使用到相关的通信协议。对于协议有如下要求: 协议应支持4.5.2中描述的路由邻接维护，并应支持4.5.3中的定义的路由信息交换。 协议应支持能够携带路由信息的消息，并与ASON框架保持一致，如路由和信令体系架构。 由路由查询响应者返回的协议所携带的路由信息，可由lTU-T G. 7713. 1、lTU-TG. 7713. 2或1TU-T G. 7713. 3中规范的任何一种信令协议使用。 当一个路由查询响应者返回RLUPDATE消息给路由查询者，应能通过采用如间接引用、加密等技术来保护被计算通道相关的网络或子网的私有信息。36 -GB/T 21645.8一2012附录A(资料性附
18、录)分级路由中层间的信息流A.1 概述当控制平面接收到连接请求后，有可能本地RC实例无足够的信息确定如何建立连接。在连接的建立过程中，通过地址可达性和地址发现获得足够的信息是必要的第一步。在此提供了分级路由中不同层间信息流作为说明性示例。本附录中提供了两种路由层间信息流的互通情形。在第一种情形中，RC有一个和父RC以及子RC交互的接口。在由信息分发期间，信息在邻接路由层间交互，因此每个RC实例均能解析任意端点地址。在第二种情形中，本地RC没有足够的信息解析端点地址，因此将路由请求转发给其认为能解析该地址(或者能从别处获得解析后的该地址)的父RC。这种情形下，还有另外一种情况，即RC不知道自己的
19、父RC，则只能依靠其他外部元件来解析端点地址了。A.2 和端点地址解析相关的信息分发给定层路由区的通道选择可以解析该路由区外的地址。在这种情况下，该RC的上层可达性信息要向下发送到该RC。类似于电话本中公布的国际直拨区号的国家/地区号码，为更高层的摘要地址。当父RC提供了摘要的可达性目的地址和/或拓扑给其子RC后，子RC将其路由区的出口点和可达性目的地址关联。a) 如果可达性地址在子路由区内，或者在子路由区包含的子路由区内，则子路由区知道可达性目的地址，此时计算出的路由应该具有最高的优先权。b) 如果一个可达性目的地址和父路由区提供给子路由区的摘要地址匹配，则基于此计算出的路由优先权为最低。c
20、) 如果子路由区和父路由区均无法解析路由请求的目的地址，则该目的地址为不可达。A.2.1 由高到低路由层的信息流此时信息由父RC发送给子RC，以协助子RC的通道选择。子RC应该一直要注意此信息是由其他路由层发送来的，而不是本层自己生成的。父RC发送以下两类信息:a) 可达性地址一一发送给低层的可达性地址的摘要信息，从而使得子路由区能通过解析到其边缘的SNPP地址的方式解析不在子路由区内的可达性目的地址。所以要经常维护一个高层摘要地址和本路由区内边缘地址之间的关联关系(例如，X.75网关点集合，通过网关点可达某个特定的X.121数据网络国际号码)。b) 链路和子网一一高层的链路和子网信息可以发送
21、给低层路由区。这有助于通道选择根据其他路由区的拓扑判断选择最佳的通道。若将所有这些信息从高到底进行传递，则可能会影响网络的规模。A.2.2 由低到高路由层的信息流路由信息可以由子RC发送给父RC，作为本地拓扑输入给父RC。只有子RC或者子RC的子RC生成的信息向上发送给父RC。从父RC接收到的信息不应该再反送回父RC。如果送给父RC的信息-,. GB/T 21645.8-2012 不足，则高层路由层的通道选择可能无法工作。当父RC接收到子RC的路由信息后，可以把这些信息发送给其他的子RC和/或该父RC的父RC。存在两种类型的子RC发送信息:a) 可达性地址一一一用于路由的地址信息为可路由地址。
22、可路由地址不同于连接客户的SNPP的公开地址，或者客户名。在公开地址/客户名和可路由地址之间，应该有维护该映射的机制，但不在本要求讨论范围之内。、，tD c) 如果父RC不能反馈通道，则宿为不可达。(注:此过程中，父RC也可以递归查询父RC的父RC)。38 GBjT 21645.8-2012 附录B(资料性附录)分级路由不同层中SNPP的别名本附录通过描述在分级路由体系中每层使用单独的SNPP命名空间，说明了SNPP别名在分级路由中的作用。RA之间可以是分级包含的关系，整个体系中每个RA对应有一个单独的RP。某RA的RP只知道本RA的拓扑，而不知道包含它的RA的拓扑信息，或它包含的RA的任何拓
23、扑信息。RP可以将所包含的RA表征为一个抽象节点，并通过SNPP链路租却也RA相连。图B.1说明了这样一个拓扑。牛;二一飞毛毛这一卢二二二飞毛图B.2分级RA中的SNPP别名RAl 的两个端点的链路的RA的39 GB/T 21645.8一2012连接SN4和SN3的链路端点有两个分离的SNPP命名: RARAl， RAllSN = SN3 LC = 1 (在RAll中), RARAlSN = SN9 LC = 9 (在RAl中)在包含了连接SN4和SN3的链路的两个端点的所有RA中，RAl是最底层的RA，故该链路只存在于RAl中，在其他RA中该链路不可见。为了使用该链路，需要RAl的RP提供该
24、SNPP在RAl中的命名。当计算从RAll内一个点到RAll外的一个点的分级通道时，会要求RAll的RP使用它不知道的RAl命名来计算到出口节点的通道。因此RAl命名需要翻译成RAll命名。该翻译方法是协议相关的，不在本部分范围内。40 , GB/T 21645.8-2012 附录C(资料性附录)PC提供的多RC通信方式本附录提供两个系统之间携带多层信息的不同方法的示例。GB/T 21645.1-2008指出，每一层网络均有自身的控制平面实例。当多层网络存在时，邻接层的RC间互相交换信息。多个RC对的信息可以通过单个PC对交换。本附录描述了该信息流的两个例子。第一种采用PC复用多个RC对之间的
25、通信，第二种采用PC复用多个RC对之间的信息。如图C.1所示:| 口圈口国因囚口口圆圆国口圆白圈圈口口圆圆口圈圈口国圈圈口口圆圈回国圈团圆圆口口圈图C.1PC复用RC对通信(上图)和PC复用RC对信息(下固)41 GB/T 21645.8-2012 附录D(资料性附录)路由区划分、聚合以及网络分级演进示例D.1 概述本附录提供由RA执行的操作示例。图D.132个节点RA的划分图D.1中所示RA包含32个节点，其中一些节点(图中的白色节点)不能支持大于32个节点的RA。例如由于路由协议所使用的内存或CPU的限制。在RA中加入一个节点有可能导致白色节点RC无法提供路由服务。在划分后，形成两个RA。
26、其中一个有11个节点，另一个有21个节点。因此，新节点可以加入任何一个RA中。D.3 聚合两个RA某些情况下，两个RA需要聚合成一个RA。这可能是由于希望拓扑扁平化，或由于商业原因如合并或收购。42 GB/T 21645.8-2012 例如，图D:2中两个RA要聚合。这两个RA业务在同一个地理区域中，且是同一个管理域的一部分，所以没有必要放在分离的RA中。D.4 第N层/ / RA重命名飞)/f飞飞主/自oujJE牛队黑合_ _.0:注L/?l:气/y?户fJJ!V川川J:J:L ei LLU飞LL川i/?/J只有在叫辞阳证盯?两附个RA峭的吵网络材宇是制唯飞训训的町前帧候樵将雨个?灿A互虱京
27、严:二虫旦虫雪严日棵果在两个RA中出现重复的RJD，Ji至少要童命名其中一个RA的J:AID.在重命名后，1牛:1酣畅被互连。该过程如图D.3所示。二一一一二二二二?一一二二/;/ /;/ .、-、. f.# 第N414f、宇飞IJI思维武吃出结去第N层图D.3RA重命名D.5 插入一一在网络的某部分加入不同的路由协议涉及插入的一个例子是加入一个不同的路由协议到网络的某部分。例如，网络操作者决定在他们的网络的一部分采用某些设备，而这些设备不能参与当前该部分网络的所采用协议通信时。采用相同路由协议的设备形成一个RA，而包含这些采用不同协议类型的RA的上层RA可以完成可达性的摘要。如图D.4所示。
28、43 了GB/T 21645.8一2012第N+l层第N层图D.4向网络中的一部分加入不同的协议44 E. 1 概述附录E(资料性附录)远程路由查询示例GB/T 21645.8-2012 远程路由查询结构使得网络实现和维护具有极大的灵活性。例如，端到端连接的通道路由计算可以以集中或者分布的方式进行;另外，采用远程路由查询结构进行通道路由计算时，可以采用逐跳的、分级的或者这两种渴合的模式。远程路由查询结构与一系列的元件和接口相关，例如路由查询接口、路由查询请求者、路由查询响应者、RC及其联邦、CC等。在进行远程路由查询期间，这些元件以多种方式进行交互，其具体方式取决于实现方式和网络应用。本附录提
29、供了多个远程路由查询运行的示例，其内容包括了在不同操作方式下的RC之间、RC联邦之间以及CC和RC之间的交互。这些示例从结构的角度论证了在ASON框架内使用远程路由查询的灵活性。本部分标准并不排除这些示例以外的用法。E.2 逐跳远程路由查询在图E.l中，一条端到端的连接跨过了3个RA。每个RA中的RC负责计算这条通道在本RA中的一部分，为了计算RA间的通道段，不同RA中的RC彼此通信。在这个例子中，使用了逐跳远程路由查询。.SNPP 1路由查询/一-_- -图E.1逐跳路由查询示例2:路由查询5:胳由响应6:路由响应3:路由查询4:路由响应图E.2逐跳路由查询元件交互45 GB/T 21645
30、.8-2012 1) 2) 3) 4) 5) 6) 口启动连接建立过程E. 3 并行远程路由查询圄E.3逐跳路由查询序列图在图E.4中，请求一条源和目的SNPP分别在RAl和RA3中的端到端连接。假定RAl中的RC不知道目的SNPP在哪一个RA里，因此它同时和RA2和RA3中的RC通信请求通道计算。46 了GB/T 21645.8一2012 SNPP 图E.4并行路囱查询示例儿川川/Jf / / / / 3) 4) RCl从RC2接收到步骤3)中的指示后不会采取进一步的行动。5) 在上面步骤的同时，RC3也接收到来自RCl的路由查询请求，它发现目的SNPP在它的RA中。RC3确定到达目的SNP
31、P的通道，发送一个响应消息给RCL这条通道从SNPPD 开始。的RCl知道RA3中的SNPPD与RAl中的SNPPC相连，因此它计算一条到达SNPPC的通道，加上RC3提供的通道信息，一条端到端的通道就可以返回给CCL7) CCl接收到步骤6中RCl返回的通道，开始连接的建立过程。并行远程路由查询的序列图如图E.6所示:47 GB/T 21645.8一2012园里图理应S路由查询! 源SNPP?宿SNPP卜1路由计算! :-J 宿SNPP不在RAl! 己不知道:宿SNP璀灿2或RA3中1口吃is A ? SNPP B相连ii- i SNPY._ C; :t.!P D相连:、路由查询t 同时!l
32、SNPPB?宿SNPpf1 路由查询SNPPD?宿SNPPL一路由计算胳由计算w在jSNPP不在阳2通道SNPPD?宿SNPPj路由响应一中且不可达i 无可用路由t 路由响应l i -SNPPB?宿SNPPi 通道(SNPPD?宿SNPP己知道:- ( SNPP C? SNPP D相蚓口路时i t 通道源S阳P?SNPPC)!口组合! 源SNPP?SNPP C + : 路由响应1 (SNPP链路C-D)+i ! (SNPPD?宿SNPP(来自RC叫i 通道源SNPP?宿SNPP: 口启动连接建立过程i 图E.6并行路由查询序列图E.4 分级远程路由查询在图E.7中，一条端到端的连接请求，其源和
33、目的SNPP分别在RAl和RA3中，这条连接穿过了RA2。有一个父RACRAll)位于邻接的较高路由层，在这里父RCCRCll)和子RA内的RCl，RC2和RC3一起合作完成远程路由查询功能，该功能为跨子RA边界的通道提供计算服务。囡E.7分级路由查询示例48 了5:路由响应/1:路由查询4a: Route 响应. . 4c:路由4b:路由响应响应 3c:路由查询图E.8分级路由查询元件交互如图E.8所示，这个例子中逐跳远程路由查询期间元件交互流程如下:GB/T 21645.8-2012 1) CC1发送一个路由查询消息给RCl，在这里RC1和CC1属于同一个RA。2) RC1没有充分的信息满
34、足通道计算的查询，它发送一个通道查询消息给它的父RC(RCll)，假定RCll有能力确定必须的通道。3) RCll查询与其关联的RDB，发现目的SNPP属于RA3，可以先经过RA1和RA2之间的SNPP链路A-B，接着经过RA2和RA3之间的SNPP链路C-D到达。RCll分别发送路由查询消息给RC1、RC2和RC3，其中RC1负责计算到从源到SNPPA的通道，RC2计算从SNPPB 到SNPPC的通道，RC3计算从SNPPD到目的的通道。其中，RC1、RC2和RC3的计算过程可以并行完成。的RC1、RC2和RC3返回相应的通道计算结果给RCll。5) RCll收集步骤3中所有的响应消息，最终
35、组成一条完整的端到端的通道发送回RC1。然后RC1把这条通道返回给CC1。6) CC1接收到端到端的通道后，开始连接的建立过程。分级远程路由查询的序列图如图E.9所示:49 GB/T 21645.8-2012 E盟国圃区因路由查询源SNPP?宿SNPPj路由查询路由查询E.5 3个父RC，图E.10使用路由查询接口的分级源路由50 GB/T 21645.8-2012 分级源路由元件交互51 、GB/T 21645.8-2012 i 节点AI t 在品;:1:.1连笙一-l路由查询请求一一一一一一一| 飞帽SNPP?咽。川PP国同盟问飞二路由计算l宿SNPPsink不在RA1中II I路由计算l
36、 路由杏回I I 宿SNPP在A3中I 源SNPP?宿SNPPI I ._ nA1与A3间存在多条通道黯由查询 | ! !(RA3W阳且?宿SNPP) 需要RCA2和RCA3的协助i h路由计算l I_J SNPP;-A3?宿SNPP的所有可能迢迢:I I 广路由参数:成本)I 路由响应，RA3中的通道| l l通削州本1胁叫本2)h1 路由查询I_l l 口问:阳叫mlRA2中所有SNPPA1-A2f宿S附P的可能通道，路由参数:成本i|路由响应，RA2中的通道| 逼迫A2-1成本l通道A2-2成料:-;1-，|路由响应，在RA3中从RA1的边界到目的地的路由信息I i-J 邸暗暗盖住i黠i
37、:辈革233$21:il l 计算成本最低的端到端通道路由响应I A经过L1到B，经过L2到C，经过L3到E，经过L4到F，经过L5到G，经过L6到1)I 门A经也1到附过L肌经中3到已经过U却经过L叫经过凶到Il ,_ I启动连接建立过程、i t 图E.12 分级源路由序列图下面列出所包括的步骤:1) 一个连接请求从连接请求接口到达连接控制器(CCA)，指定了子网边缘的一对名称(源端和宿端)。2) 节点A上的RC(RCA1)被查询(在路由查询接口使用宿端的SNP)。3) 节点A上的RC(RCA1)发现目的地址不属于RAA1因此它通过路由查询接口发送一个路由查询给节点C上的RCAO请求协助。因
38、为属于同一个路由域，节点C上RCA1和节点A上RCA1有相同的路由信息，节点C上的RCA。可以知道是否能计算出一条到达目的通道。的在计算到达目的通道的过程中，节点C上的RCAO知道为了到达目的它需要到达RAA3。由于在RAA1和RAA3之间存在多条通道，RCAO需求RCA2和RCA3的协助来确定最优的通道。5) 节点H上的RCA3在RAA3中计算从RAA2进入RAA3的链路到达目的地址的可能通道。RCA3可以确定使用其中的任意一条通道的戚本，并且把相关信息返回给位于节点C内的RCAO。6) 与节点H上的RCA3一样，节点C上的RCAO发送一个查询给节点D上的RCA2要求确定一条离开RAA2进入
39、RAA3的链路以及离开RAA1进入RAA2的链路的之间的通道。7) 节点D上的RCA2计算穿越RAA2的可能通道，并把相应的信息返回给节点C上的RCAOo8) 节点C上的RCAO向节点A上的RCA1提供已经发现的从RAA1的边界到位于RAA3中的目的地址的通道列表和其中每条通道的成本。9) 现在节点A上的RCA1已经具有了计算一条越过RAA1所必须的信息，利用节点C上的RCAO所提供的成本信息，节点A上的RCA1可以确定一条最低成本的端到端的通道。接着以前的例子，我们假定RCA1的通道的选择是从A开始，经过L1到B，再经过L2到C，再经过L3到E，再经过L4到F，再经过L5到G，最后经过L6到
40、LRCA1返回一个应答消息给节点A上的CC，CC利用得到的路由信息(A，Ll，L2，L3，L4，L5，L6和Z)开始端到端连接请求的处理过程。10) 对于节点A而言L1是一个本地链路，Ll的链路连接可以从LRMA通过链路连接请求接口来获得。11) 在本地交叉上确定合适的SNC(交叉控制器没有在这里显示)。12) 然后连接请求(L2, L3 , L4 , L5 , L6和Z)继续向前发送到下一个位于节点B上的CC(通过对52 r GB/T 21645.8-2012 等输入输出接口)。13) LRM B管理口，这样一个链路连接请求可以通过链路连接请求接口获得。14) 在本地交叉上确定合适的SNC(
41、交叉控制器没有在这里显示)。15) 然后连接请求(口，L4，L5，L6和Z)继续向前发送到下一个位于节点C上的CC(通过对等输入输出接口)。16) LRM C管理L3，所以一个链路连接请求可以通过链路连接请求接口获得。17) 在本地交叉上确定合适的SNC(交叉控制器没有在这里显示)。18) 然后连接请求(L4，L5，L6和Z)继续向前发送到下一个位于节点E上的CC(通过对等输入输出接口)。19) LRM E管理L4，所以一个链路连接请求可以通过链路连接请求接口获得。20) 在本地交叉上确定合适的SNC(交叉控制器没有在这里显示)。21) 然后连接请求(L5，L6和Z)继续向前发送到下一个位于节
42、点F上的CC(通过对等输入输出接口)。22) LRM F管理L5，所以一个链路连接请求可以通过链路连接请求接口获得。23) 在本地交叉上确定合适的SNC(交叉控制器没有在这里显示)。24) 然后连接请求(L6和Z)继续向前发送到下一个位于节点G上的CC(通过对等输入输出接口)。25) LRM G管理L6，所以一个链路连接请求可以通过链路连接请求接口获得。26) 在本地交叉上确定合适的SNC(交叉控制器没有在这里显示)。27) 然后连接请求(Z)继续向前发送到下一个位于节点I上的CC。28) LRM 1管理目的节点的出链路，所以一个链路连接请求可以通过链路连接请求端口获得。29) 在本地交叉上确
43、定合适的SNC(交叉控制器没有在这里显示)。节点I上的CC向节点G的CC返回一个确认消息。该消息按照图E.l1中第30到第35步所示的相反的方向逐跳传递，直到到达发起连接的节点A的CC。53 GB/T 21645.8-2012 F.1 范围附录F(规范性附录)OSPF扩展ASON可采用OSPF作为路由协议。为满足ASON对路由协议的要求，OSPF应进行扩展以支持F. 3.1 LSA类型、透明LSA泛洪流量工程信OSPF定义新的LSA类型流量工程LSA。该LSA用于描述路由器、点到点链路以及与多接入网络的连接(类似于路由器LSA)oF. 3. 2 LSA ID 不透明LSA的LSAID中包含8比特的类型数据和24比特的类型相关数据。流量工程LSA的类型为1，剩下的24比特为实例宇段，其格式如表F.l所示:54 飞旷GB/T 21645.8-2012 表F.1 不透明LSA的LSAID 表中的实例宇段用于标识TELSA。由同一个系统生成的TELSA的数量最多为16777216。LSA ID与拓扑信息无关。F.3.3 LSA格式F.3.3.1 LSA头部表F.2LSA头部3 , / .旭、实、剑/ / / J , J/ , 广播路由带 / , F.3.3.2 I，5序列青/ i| / / / 长主 _,., -.:.1 L .,/ /
