WO2007144527A1 - Procédé de routage de liens virtuels dans un réseau à commutation de trames - Google Patents

Procédé de routage de liens virtuels dans un réseau à commutation de trames Download PDF

Info

Publication number
WO2007144527A1
WO2007144527A1 PCT/FR2007/051323 FR2007051323W WO2007144527A1 WO 2007144527 A1 WO2007144527 A1 WO 2007144527A1 FR 2007051323 W FR2007051323 W FR 2007051323W WO 2007144527 A1 WO2007144527 A1 WO 2007144527A1
Authority
WO
WIPO (PCT)
Prior art keywords
link
paths
network
routing
constraint
Prior art date
Application number
PCT/FR2007/051323
Other languages
English (en)
Inventor
Rémi Andreoletti
Frédéric MINOT
Rémi CABARET
Original Assignee
Airbus France
Priority date (The priority date is an assumption and is not a legal conclusion. Google has not performed a legal analysis and makes no representation as to the accuracy of the date listed.)
Filing date
Publication date
Priority claimed from FR0652093A external-priority patent/FR2902255B1/fr
Application filed by Airbus France filed Critical Airbus France
Priority to CA2654969A priority Critical patent/CA2654969C/fr
Priority to JP2009514854A priority patent/JP5112426B2/ja
Priority to US12/303,423 priority patent/US8208476B2/en
Priority to CN2007800220527A priority patent/CN101467390B/zh
Priority to BRPI0712116-4A priority patent/BRPI0712116A2/pt
Priority to EP07766095.9A priority patent/EP2030367B1/fr
Publication of WO2007144527A1 publication Critical patent/WO2007144527A1/fr

Links

Classifications

    • H—ELECTRICITY
    • H04—ELECTRIC COMMUNICATION TECHNIQUE
    • H04L—TRANSMISSION OF DIGITAL INFORMATION, e.g. TELEGRAPHIC COMMUNICATION
    • H04L45/00—Routing or path finding of packets in data switching networks
    • H—ELECTRICITY
    • H04—ELECTRIC COMMUNICATION TECHNIQUE
    • H04L—TRANSMISSION OF DIGITAL INFORMATION, e.g. TELEGRAPHIC COMMUNICATION
    • H04L43/00—Arrangements for monitoring or testing data switching networks
    • H04L43/08—Monitoring or testing based on specific metrics, e.g. QoS, energy consumption or environmental parameters
    • H04L43/0805—Monitoring or testing based on specific metrics, e.g. QoS, energy consumption or environmental parameters by checking availability
    • H04L43/0811—Monitoring or testing based on specific metrics, e.g. QoS, energy consumption or environmental parameters by checking availability by checking connectivity
    • H—ELECTRICITY
    • H04—ELECTRIC COMMUNICATION TECHNIQUE
    • H04L—TRANSMISSION OF DIGITAL INFORMATION, e.g. TELEGRAPHIC COMMUNICATION
    • H04L45/00—Routing or path finding of packets in data switching networks
    • H04L45/12—Shortest path evaluation
    • H—ELECTRICITY
    • H04—ELECTRIC COMMUNICATION TECHNIQUE
    • H04L—TRANSMISSION OF DIGITAL INFORMATION, e.g. TELEGRAPHIC COMMUNICATION
    • H04L45/00—Routing or path finding of packets in data switching networks
    • H04L45/16—Multipoint routing
    • H—ELECTRICITY
    • H04—ELECTRIC COMMUNICATION TECHNIQUE
    • H04L—TRANSMISSION OF DIGITAL INFORMATION, e.g. TELEGRAPHIC COMMUNICATION
    • H04L45/00—Routing or path finding of packets in data switching networks
    • H04L45/22—Alternate routing
    • H—ELECTRICITY
    • H04—ELECTRIC COMMUNICATION TECHNIQUE
    • H04L—TRANSMISSION OF DIGITAL INFORMATION, e.g. TELEGRAPHIC COMMUNICATION
    • H04L45/00—Routing or path finding of packets in data switching networks
    • H04L45/24—Multipath
    • H—ELECTRICITY
    • H04—ELECTRIC COMMUNICATION TECHNIQUE
    • H04L—TRANSMISSION OF DIGITAL INFORMATION, e.g. TELEGRAPHIC COMMUNICATION
    • H04L45/00—Routing or path finding of packets in data switching networks
    • H04L45/24—Multipath
    • H04L45/243—Multipath using M+N parallel active paths
    • H—ELECTRICITY
    • H04—ELECTRIC COMMUNICATION TECHNIQUE
    • H04L—TRANSMISSION OF DIGITAL INFORMATION, e.g. TELEGRAPHIC COMMUNICATION
    • H04L45/00—Routing or path finding of packets in data switching networks
    • H04L45/28—Routing or path finding of packets in data switching networks using route fault recovery
    • H—ELECTRICITY
    • H04—ELECTRIC COMMUNICATION TECHNIQUE
    • H04L—TRANSMISSION OF DIGITAL INFORMATION, e.g. TELEGRAPHIC COMMUNICATION
    • H04L45/00—Routing or path finding of packets in data switching networks
    • H04L45/42—Centralised routing
    • H—ELECTRICITY
    • H04—ELECTRIC COMMUNICATION TECHNIQUE
    • H04L—TRANSMISSION OF DIGITAL INFORMATION, e.g. TELEGRAPHIC COMMUNICATION
    • H04L45/00—Routing or path finding of packets in data switching networks
    • H04L45/76—Routing in software-defined topologies, e.g. routing between virtual machines
    • H—ELECTRICITY
    • H04—ELECTRIC COMMUNICATION TECHNIQUE
    • H04L—TRANSMISSION OF DIGITAL INFORMATION, e.g. TELEGRAPHIC COMMUNICATION
    • H04L12/00—Data switching networks
    • H04L12/02—Details
    • H04L12/16—Arrangements for providing special services to substations
    • H04L12/18—Arrangements for providing special services to substations for broadcast or conference, e.g. multicast

Definitions

  • the Constant Bit Rate (CBR) service class allows you to reserve a band fixed pass and minimum throughput on the link.
  • CBR Constant Bit Rate
  • the switches can only support a given maximum bit rate, this service guarantee imposes constraints on the routing of the links.
  • the Avionics FuIl Duplex Swltched Ethernet (AFDX) network developed for the needs of aeronautics, is a switched Ethernet network in which it is possible to make a reservation of bandwidth by virtual link.
  • each virtual link is associated with a minimum interval between frames and a maximum frame size.
  • a maximum time for routing frames or latency is guaranteed for each virtual link. Since the switches can only provide a given bit rate per output port, the guarantee of the characteristics of the virtual links again depends on routing constraints.
  • the present invention is defined by a method of routing virtual links in a frame-switching network comprising a plurality of source and / or destination terminals of said frames, frame switches being interconnected by physical links, each virtual link being defined, for a point-to-point type, by a path through said network between a source terminal and a destination terminal and, for a multipoint type, by a plurality of paths through said network between a source terminal on the one hand and a plurality of destination terminals, on the other hand.
  • the method includes the following steps for at least one virtual link:
  • Said cost function mentioned above can be chosen equal to the number of switches traversed by a path.
  • combinations of N candidate paths are performed where N is the number of links of said beam, each combination corresponding to a possible solution for routing said beam, a third cost function is minimized on all of said possible solutions thus obtained.
  • the third cost function evaluates, for each possible routing solution of the bundle, the number of switches shared between the paths of which said solution is the combination.
  • Each virtual link is described by the identifiers of the switches respectively connected to the source terminal and the destination terminal. (point-to-point mode) or to the destination terminals (multipoint mode), the duration of the transmission interval (BAG) and the maximum length of the frames on the link, the possible membership of a functional beam and, where appropriate, the beam identifier; a topological constraints declaration file 240 which will be described in detail below.
  • Relative topological constraints can concern different virtual links of the same functional bundle, in which case the constraint posed is a segregation constraint. They can also relate to virtual links belonging to distinct functional bundles. In both cases, the topological constraints of collocation / segregation of a virtual link can be expressed vis-à-vis links already routed or links to route simultaneously with said link. Sometimes the relative topological constraints denominated in terms of collocation and / or segregation are too strict to obtain a routing solution. In this case, some or all of these constraints are relaxed as indicated below.
  • N sg is the number of subgroups of the path group
  • failure of a switch here means either a faulty or absent switching, or a corruption of switched frames.
  • Invalid subgroup refers to a subgroup whose all paths are affected by the failure of the same switch.
  • a first cost function considered is the number of switches traversed by the virtual link. More precisely, if the link is of type point to point, one seeks to minimize the number of switches traversed by this link. If the link is of type multipoint, the minimization relates to the number of switches crossed for each of the paths constituting the link. A small number of traversed switches reduces the probability of failure of the virtual link or each path constituting this link.
  • a second cost function concerns virtual links of the multipoint type. It is defined as the number of switches common to the paths constituting a multipoint link.
  • a third cost function is for link bundles. It is defined as the number of switches common to virtual links belonging to the same bundle. The minimization of the second or third cost function makes it possible, as the case may be, to reduce the probability of joint failure of the paths of the same virtual link or the virtual links of the same bundle.
  • a fourth cost function also applies to link bundles. It is defined as the total number of switches traversed by all the virtual links of the same bundle.
  • the minimization of the fifth cost function makes it possible to separate the three solutions retained in the previous step. Otherwise, the chosen solution is chosen arbitrarily from among the remaining solutions.
  • p is the identifier of a path between the two terminals and where sw, sw ⁇ , sw 2 are the network switch identifiers.
  • - and the traffic cost between the switches sw ⁇ , sw 2 accumulated on the current subset of virtual links to router; is equal to 1 if there exists a virtual link already routed of said current subset, passing successively by the switches sw ⁇ and SW 2 , and equal to 0 otherwise;
  • - sgSwfsg, sw] is equal to 1 if the switch sw is common to all the paths constituting the subgroup sg and equal to 0 otherwise.
  • the basic constraint imposed on a solution (or candidate virtual link) is that the constituent path (s) of the solution (s) originates from the source terminal and ends ( nt) to the recipient (s), ie:
  • step 420 the relative topological constraints are applied, taking into account the virtual links already routed, if they exist, and then determining in 430 whether the terminals are on the same side of the network. If this is the case, a non-crossing constraint (intra-area routing) is applied at 435 and the cost function CF ⁇ is minimized on all the possible solutions selected by the preceding constraints. On the other hand, if the terminals are not on the same side of the network, a crossing constraint (a single inter-zone crossing) is applied in 437 and is minimized, as for the first one. case, the cost function CF ⁇ on all the possible solutions.
  • a non-crossing constraint intra-area routing
  • CF ⁇ cost function
  • Steps 62O 1 , 63O 1 , 640 are similar to the steps
  • step 650 does not provide a single solution, the cost function CF 4 is minimized at 660 on all of the remaining solutions. If step 660 still does not provide a single solution, the cost function CF 5 is minimized to 670 on all of the remaining solutions and the status file of the network is updated to 680.
  • Fig. 7 schematically illustrates an example of beam routing of N multipoint virtual links. It is assumed that each virtual link VL 1 comes from a source terminal E 1 and serves K 1 recipient terminals R lk with Ki N N and K k K 1 .
  • a calculator may not detect an error in case of bilateral corruption (case of FCGUIA in Fig. 10A and FCGUIA and FCGU2A in FIG. 10B), when the two erroneous parameters / erroneous frames are identical. This situation should not occur for more than one calculator. Thus, the situation illustrated in FIG. 1OA (a single undetected error) is acceptable whereas that in FIG. 1OB (two undetected errors) is not.

Abstract

L'invention concerne un procédé de routage de liens virtuels dans un réseau à commutation de trames comprenant une pluralité de terminaux sources et/ou destinataires desdites trames, des commutateurs de trames étant reliés entre eux par des liaisons physiques, chaque lien virtuel étant défini, pour un type point à point, par un chemin à travers ledit réseau entre un terminal source et un terminal destinataire et, pour un type multipoint, par une pluralité de chemins à travers ledit réseau entre un terminal source d'une part et une pluralité de terminaux destinataires, d'autre part. Le procédé effectue le routage des liens en minimisant au moins une fonction de coût sur un ensemble de solutions satisfaisant à au moins une contrainte topologique prédéterminée.

Description

PROCEDE DE ROUTAGE DE LIENS VIRTUELS DANS UN RESEAU A
COMMUTATION DE TRAMES
DESCRIPTION
DOMAINE TECHNIQUE
La présente invention concerne le domaine du routage dans un réseau à commutation de trames et plus particulièrement dans un réseau AFDX.
ÉTAT DE LA TECHNIQUE ANTÉRIEURE Les réseaux Ethernet sont les plus connus des réseaux locaux. Ils peuvent fonctionner sous deux modes distincts mais compatibles entre eux : un mode dit partagé, dans lequel un même support physique est partagé entre les terminaux, avec accès aléatoire et détection de collisions entre trames, et un mode dit commuté, dans lequel les terminaux s'échangent des trames au moyen de liaisons virtuelles, garantissant ainsi l'absence de collisions.
Dans un réseau Ethernet commuté, chaque terminal, source ou destinataire, est relié individuellement à un commutateur de trames et les commutateurs sont reliés entre eux par des liaisons physiques. Plus précisément, chaque commutateur possède une pluralité de ports connectés aux ports d' autres commutateurs ou des coupleurs de terminaux. Une liaison virtuelle entre un terminal source et un terminal destinataire est définie comme un chemin à travers le réseau parcouru par les trames du terminal source à destination du terminal destinataire. De manière équivalente, une liaison virtuelle est définie par la liste des commutateurs que ces trames traversent. Pour chaque commutateur traversé, la commutation de trames est réalisée à partir de l'adresse du destinataire, au moyen d'une table de commutation préétablie. Cette table de commutation est très simple puisqu'elle indique en fonction du port d'entrée du commutateur et de l'adresse de destination de la trame, le port de sortie correspondant .
Un autre exemple bien connu de réseau à commutation de trames est le réseau ATM dans lequel une connexion de circuit virtuel (VCC) peut être établie pour acheminer des trames élémentaires ou cellules entre un terminal source et destinataire.
Nous désignerons par la suite « lien virtuel » une connexion de bout en bout de niveau 2 dans un réseau à commutation de trames, telle qu'une liaison virtuelle dans un réseau Ethernet commuté ou une connexion de circuit virtuel dans un réseau ATM. Dans un réseau à commutation de trames, les liens virtuels sont routés à travers le réseau, soit de manière administrative, soit par voie de signalisation passant par le plan de contrôle. Le routage des liens consiste à définir et à programmer les tables de commutation des différents commutateurs du réseau. De manière générale, ces tables de commutation peuvent être statiques (routage administratif) ou dynamique (routage par signalisation) .
Dans certains cas, il est possible d'obtenir une certaine garantie de service par lien virtuel. Par exemple, dans un réseau ATM, la classe de service CBR (Constant Bit Rate) permet de réserver une bande passante fixe et un débit minimal sur le lien. Cependant, comme les commutateurs ne peuvent supporter qu'un débit maximal donné, cette garantie de service impose des contraintes sur le routage des liens. De manière similaire, le réseau AFDX (Avionics FuIl Duplex Swltched Ethernet), développé pour les besoins de l'aéronautique, est un réseau Ethernet commuté dans lequel il est possible d'effectuer une réservation de bande passante par lien virtuel. Plus précisément, à chaque lien virtuel est associé un intervalle minimal entre trames ainsi qu'une taille maximale de trame. De surcroît, un temps maximal d'acheminement des trames ou temps de latence est garanti pour chaque lien virtuel. Etant donné que les commutateurs ne peuvent assurer qu'un débit donné par port de sortie, la garantie des caractéristiques des liens virtuels passe là encore par des contraintes de routage.
La présente invention s'applique préférentiellement mais non exclusivement au réseau AFDX. On trouvera une description détaillée de ce réseau dans le document intitulé « AFDX protocol tutorial » disponible sur le site www.condoreng.com ainsi que dans la demande de brevet FR-A-2832011 déposée au nom de la demanderesse. Ses principales caractéristiques seront simplement rappelées ci-après.
Comme préalablement mentionné, le réseau AFDX est basé sur un réseau Ethernet commuté. Il est en outre de type full-duplex, chaque terminal pouvant simultanément émettre et recevoir des trames sur des liens virtuels distincts. Le réseau AFDX est aussi déterministe, au sens où les liens virtuels ont des caractéristiques garanties en termes de temps de latence, de ségrégation physique de flux, de bande passante et de débit. Chaque lien virtuel dispose pour ce faire d'un chemin réservé de bout en bout, d'une fragmentation temporelle en intervalles de transmission (dénommés BAG pour Bandwidth Allocation Gap) et d'une taille de trame maximale. Les trames sont envoyées en début de chaque intervalle de transmission avec une tolérance de gigue prédéterminée. Enfin le réseau AFDX est redondant, au sens où il est dupliqué pour des raisons de disponibilité .
Les données sont transmises sous forme de paquets IP encapsulés dans des trames Ethernet. A la différence de la commutation Ethernet classique (utilisant l'adresse Ethernet du destinataire), la commutation de trames sur un réseau AFDX utilise un identificateur de lien virtuel concaténé à l'entête de trame. Lorsqu'un commutateur reçoit sur l'un des ses ports d'entrée une trame, il lit l'identificateur de lien virtuel et détermine à partir de sa table de commutation le ou les port (s) de sortie sur le (s) quel (s) elle doit être transmise. Les commutateurs vérifient au vol l'intégrité des trames transmises mais ne demandent pas de retransmission si une trame est erronée : les trames détectées comme erronées sont éliminées. Les trames transitant sur un lien virtuel sont numérotées en séquence. A la réception, le terminal destinataire vérifie l'intégrité de la séquence des trames.
Chaque lien virtuel est mono-directionnel. Il ne peut être issu que d'un terminal source à la fois mais peut aboutir à plusieurs destinataires. On distingue les liens virtuels en mode point à point, ne desservant qu'un seul destinataire, des liens virtuels en mode multi-point qui en desservent plusieurs.
La Fig. 1 représente schématiquement un réseau AFDX comprenant des terminaux LRUl à LRU5 et des commutateurs de trames SWl, SW2. On voit que le lien virtuel VL3 reliant le terminal LRU3 à LRU2 est de type point à point alors que les liens virtuels VL2 desservant LRU2 et LRU3, et VLi desservant LRU3 à LRU5 sont de type multipoint.
Certains liens virtuels sont fortement dépendants entre eux car ils participent à la réalisation d'une même fonction. Par exemple, les liens virtuels issus de différents capteurs de navigation d'un aéronef participent à la même fonction de positionnement. On appelle par la suite faisceau fonctionnel ou simplement faisceau tout ensemble de liens virtuels, de type point à point ou multipoint, participant à la réalisation d'une même fonction. Les réseaux à commutation de trames offrant une garantie de service, comme les réseaux ATM et AFDX, nécessitent d' imposer des contraintes de routage des liens virtuels. De surcroît, les applications embarquées, en particulier les applications aéronautiques requièrent des précautions supplémentaires se traduisant à leur tour bien souvent en contraintes de routage.
Jusqu'à présent, le routage de liens dans un réseau AFDX était effectué de manière empirique. Ce type de routage peut être acceptable pour un nombre de liens virtuels relativement faible. Avec l'accroissement de la complexité des systèmes aéronautiques, le nombre de liens virtuels peut désormais atteindre plusieurs milliers. La présente invention vise à offrir un procédé de routage systématique et automatique qui tienne compte de l'ensemble des contraintes de routage et permette d'optimiser la sécurité d'utilisation du réseau .
EXPOSÉ DE L'INVENTION
La présente invention est définie par un procédé de routage de liens virtuels dans un réseau à commutation de trames comprenant une pluralité de terminaux sources et/ou destinataires desdites trames, des commutateurs de trames étant reliés entre eux par des liaisons physiques, chaque lien virtuel étant défini, pour un type point à point, par un chemin à travers ledit réseau entre un terminal source et un terminal destinataire et, pour un type multipoint, par une pluralité de chemins à travers ledit réseau entre un terminal source d'une part et une pluralité de terminaux destinataires, d'autre part. Ledit procédé comprend les étapes suivantes pour au moins un lien virtuel :
(a) sélection parmi un ensemble de chemins possibles entre le terminal source et le ou les terminal (aux) destinataire (s) , d'un sous-ensemble de chemins satisfaisant à au moins une contrainte topologique prédéterminée ;
(b) détermination parmi ledit sous-ensemble, d'un chemin, pour un lien virtuel de type point à point ou d'une pluralité de chemins, pour un lien virtuel de type multipoint, minimisant au moins une fonction de coût donnée ;
(c) routage dudit lien virtuel selon le ou les chemin (s) ainsi déterminé (s) .
Selon une première variante, lorsque ledit lien virtuel est un lien point à point et le réseau étant partitionné en zones distinctes, ladite contrainte topologique s'exprime avantageusement comme une contrainte de non franchissement de frontière entre zones si les commutateurs reliés respectivement au terminal source et au terminal destinataire appartiennent à la même zone, et, dans le cas contraire, comme une contrainte de franchissement unique de la frontière entre les zones d'appartenance respectives desdits terminaux source et destinataire. L'étape de sélection peut prendre en compte des contraintes topologiques additionnelles de ségrégation et/ou de collocation des chemins possibles vis-à-vis de liens virtuels déjà routés ou à router simultanément avec ledit lien ou de commutateurs dudit réseau. Alternativement ou cumulativement, l'étape de sélection pourra prendre en compte des contraintes topologiques additionnelles, chaque contrainte topologique additionnelle portant sur un groupe de chemins constitutifs d'un ensemble de liens virtuels à router simultanément, ledit groupe étant constitué d'une pluralité Nsg de sous-groupes desdits chemins, ladite contrainte additionnelle exprimant qu' au maximum un nombre nsg de sous-groupes tel que 0≤nsg<Nsg peuvent être invalidés, un sous-groupe étant invalidé si tous les chemins qui lui appartiennent sont affectés par la défaillance d'un même commutateur dudit réseau.
Ladite fonction de coût précitée peut être choisie égale au nombre de commutateurs traversés par un chemin.
Selon une seconde variante, lorsque ledit lien virtuel est de type multipoint et le réseau est partitionné en zones distinctes, on applique avantageusement à chaque chemin possible entre ledit terminal source et un terminal destinataire dudit lien, une contrainte de non franchissement de frontière entre zones si les commutateurs reliés respectivement au terminal source et audit terminal destinataire appartiennent à la même zone et, dans le cas contraire, une contrainte de franchissement unique de la frontière entre les zones d' appartenance respectives desdits terminaux source et destinataire. Comme précédemment, on peut appliquer pour chacun des chemins possibles entre ledit terminal source et un terminal destinataire dudit lien, des contraintes topologiques additionnelles de ségrégation et/ou de collocation de ces chemins vis- à-vis de liens virtuels déjà routés ou à router simultanément avec ledit lien ou de commutateurs. Alternativement ou cumulativement, l'étape de sélection pourra prendre en compte des contraintes topologiques additionnelles, chaque contrainte topologique additionnelle portant sur un groupe de chemins constitutifs d'un ensemble de liens virtuels à router simultanément, ledit groupe étant constitué d'une pluralité Nsg de sous-groupes desdits chemins, ladite contrainte additionnelle exprimant qu' au maximum un nombre nsg de sous-groupes tel que 0≤nsg<Nsg peuvent être invalidés, un sous-groupe étant invalidé si tous les chemins qui lui appartiennent sont affectés par la défaillance d'un même commutateur dudit réseau. La fonction de coût pourra être prise égale au nombre de commutateurs traversés par un chemin et sera minimisée sur chaque ensemble de chemins possibles entre ledit terminal source et un terminal destinataire dudit lien, pour fournir au moins un chemin candidat par terminal destinataire. Avantageusement, on effectue des combinaisons de K chemins candidats où K est le nombre de terminaux destinataires du lien, chaque combinaison correspondant à une solution possible de routage dudit lien multipoint, un seconde fonction de coût est minimisée sur l'ensemble desdites solutions possibles ainsi obtenues. Cette seconde fonction de coût évalue, pour chaque solution possible, le nombre de commutateurs partagés entre ses différents chemins constitutifs . Selon une troisième variante, pour au moins un groupe de liens participant à la réalisation d'une même fonction, dit faisceau de liens, chaque lien étant point à point et le réseau étant partitionné en zones distinctes, on applique pour chacun des liens dudit faisceau, à chaque chemin possible entre le terminal source et le terminal destinataire dudit lien, une contrainte de non franchissement de frontière entre zones si les commutateurs reliés respectivement au terminal source et au terminal destinataire appartiennent à la même zone, et, dans le cas contraire, une contrainte de franchissement unique de la frontière entre les zones d' appartenance respectives desdits terminaux source et destinataire. Comme précédemment, on peut appliquer pour chaque lien virtuel et pour chacun des chemins possibles entre le terminal source et le terminal destinataire dudit lien, des contraintes topologiques additionnelles de ségrégation et/ou de collocation de ces chemins vis-à- vis de liens virtuels déjà routés ou à router simultanément avec ledit lien ou de commutateurs. Alternativement ou cumulativement, l'étape de sélection pourra prendre en compte des contraintes topologiques additionnelles, chaque contrainte topologique additionnelle portant sur un groupe de chemins constitutifs d'un ensemble de liens virtuels à router simultanément, ledit groupe étant constitué d'une pluralité Nsg de sous-groupes desdits chemins, ladite contrainte additionnelle exprimant qu'au maximum un nombre nsg de sous-groupes tel que 0≤nsg<Nsg peuvent être invalidés, un sous-groupe étant invalidé si tous les chemins qui lui appartiennent sont affectés par la défaillance d'un même commutateur dudit réseau.
Ladite fonction de coût pourra être prise égale au nombre de commutateurs traversés par un chemin et sera minimisée, pour chacun des liens dudit faisceau, sur chaque ensemble de chemins possibles entre le terminal source et le terminal destinataire dudit lien, pour fournir au moins un chemin candidat par lien.
Avantageusement, on effectue des combinaisons de N chemins candidats où N est le nombre de liens dudit faisceau, chaque combinaison correspondant à une solution possible de routage dudit faisceau, une troisième fonction de coût est minimisée sur l'ensemble desdites solutions possibles ainsi obtenues. La troisième fonction de coût évalue, pour chaque solution possible de routage du faisceau, le nombre de commutateurs partagés entre les chemins dont ladite solution est la combinaison.
Selon une quatrième variante, pour au moins un groupe de liens participant à la réalisation d'une même fonction, dit faisceau de liens, chaque lien étant de type multipoint et le réseau étant partitionné en zones distinctes, on applique pour chacun des liens dudit faisceau, à chaque chemin possible entre le terminal source et un terminal destinataire dudit lien, une contrainte de non franchissement de frontière entre zones si les commutateurs reliés respectivement au terminal source et au terminal destinataire appartiennent à la même zone, et, dans le cas contraire, une contrainte de franchissement unique de la frontière entre les zones d' appartenance respectives desdits terminaux source et destinataire. Comme précédemment, on pourra appliquer, pour chaque lien virtuel et pour chacun des chemins possibles entre le terminal source et un terminal destinataire dudit lien, des contraintes topologiques additionnelles de ségrégation et/ou de collocation de ces chemins vis-à- vis de liens virtuels déjà routés ou à router simultanément avec ledit lien ou de commutateur dudit réseau. Alternativement ou cumulativement, l'étape de sélection pourra prendre en compte des contraintes topologiques additionnelles, chaque contrainte topologique additionnelle portant sur un groupe de chemins constitutifs d'un ensemble de liens virtuels à router simultanément, ledit groupe étant constitué d'une pluralité Nsg de sous-groupes desdits chemins, ladite contrainte additionnelle exprimant qu'au maximum un nombre nsg de sous-groupes tel que 0≤nsg<Nsg peuvent être invalidés, un sous-groupe étant invalidé si tous les chemins qui lui appartiennent sont affectés par la défaillance d'un même commutateur dudit réseau.
Ladite fonction de coût pourra être prise égale au nombre de commutateurs traversés par un chemin et sera minimisée, pour chacun des liens dudit faisceau, sur chaque ensemble de chemins possibles entre le terminal source et chaque terminal destinataire dudit lien, pour fournir au moins un chemin candidat par lien et par terminal destinataire. Avantageusement, on effectue des combinaisons de Ki+K2+...+KN chemins candidats où les K1, Ki≤N sont les nombres de chemins respectifs des N liens dudit faisceau, chaque combinaison correspondant à une solution possible de routage dudit faisceau, et une quatrième fonction de coût est minimisée sur l'ensemble desdites solutions possibles ainsi obtenues. La quatrième fonction de coût évalue, pour chaque solution possible de routage du faisceau, le nombre de commutateurs traversés par les liens du faisceau correspondant à cette solution.
Dans toutes les variantes ci-dessus, lesdites zones du réseau sont par exemple alimentées par des sources d'alimentation indépendantes. Enfin, quelle que soit la variante, on minimisera avantageusement une cinquième fonction de coût évaluant la charge de trafic du commutateur le plus chargé du réseau, sur l'ensemble des solutions de routage obtenues par minimisation de l'une des seconde, troisième ou quatrième fonctions de coût.
L' invention concerne également un programme d' ordinateur comprenant des moyens logiciels adaptés à mettre en œuvre les étapes du procédé défini plus haut, lorsqu'il est exécuté par un ordinateur.
BRÈVE DESCRIPTION DES DESSINS
La Fig. 1 représente schématiquement un exemple de réseau AFDX ; la Fig. 2 représente schématiquement un organigramme de la méthode de routage de liens virtuels selon un mode de réalisation de l'invention ; les Figs . 3A à 3E illustrent un mécanisme de minimisation de fonctions de coût dans le cas d'un lien virtuel du type multipoint ; la Fig. 4 illustre un exemple de routage pour un lien virtuel de type point à point ; la Fig. 5 illustre un exemple de routage pour un lien virtuel de type multipoint ; la Fig. 6 illustre un exemple de routage pour un faisceau de liens virtuels de type point à point ; la Fig. 7 illustre un exemple de routage pour un faisceau de liens virtuels de type multipoint ; la Fig. 8 illustre un exemple de groupe de chemins constitutifs de liens virtuels, assujetti à une contrainte de ségrégation relaxée ; la Fig. 9 illustre un exemple de routage de liens virtuels sous contrainte de ségrégation relaxée ; les Figs. 1OA et 1OB illustrent respectivement une configuration de routage acceptable et une configuration de routage inacceptable.
EXPOSE DETAILLE DE MODES DE REALISATION PARTICULIERS
L'idée à la base de l'invention est d'effectuer le routage d'un lien virtuel en sélectionnant parmi les chemins possibles, ceux qui obéissent à une contrainte ou à une pluralité de contraintes topologiques prédéterminées, puis de sélectionner ensuite parmi ceux-ci, celui ou ceux qui minimise (nt) une fonction de coût prédéterminée.
La Fig. 2 illustre le principe du procédé de routage selon l'invention.
Ledit procédé utilise en entrée : un fichier 210 décrivant la topologie du réseau, à savoir les nœuds extrémaux
(terminaux) , les nœuds de commutation, les liaisons physiques entre les nœuds ; un fichier 220 donnant l'état du réseau, à savoir les capacités des ports des commutateurs, les liens virtuels déjà routés avec leurs caractéristiques ; un fichier 230 donnant les caractéristiques du ou des liens virtuels à router. Chaque lien virtuel y est décrit par les identificateurs des commutateurs reliés respectivement au terminal source et au terminal destinataire (mode point à point) ou aux terminaux destinataires (mode multipoint) , la durée de l'intervalle de transmission (BAG) et la longueur maximale des trames sur le lien, l'appartenance éventuelle à un faisceau fonctionnel et, le cas échéant, l'identificateur du faisceau ; un fichier 240 de déclaration de contraintes topologiques qui sera décrit en détail plus loin.
L'algorithme procède en une première étape 250 à la sélection des chemins entre le terminal source et le terminal destinataire qui satisfont à une contrainte ou une pluralité de contraintes topologiques indiquée (s) en 240.
L'algorithme procède dans un deuxième temps, en 260, à la minimisation d'une fonction de coût ou à la minimisation d'une pluralité de fonctions de coût, successivement ou conjointement. Aux fins de minimisation conjointe, comme détaillé plus loin, une fonction de coût composite est construite comme combinaison linéaire des fonctions de coût précitées, les coefficients de pondération étant choisis de manière à refléter les importances relatives des coûts dans le choix du routage. Alternativement, les fonctions de coût sont minimisées l'une après l'autre selon un ordre de priorité décroissante, chaque minimisation étant effectuée sur le sous-ensemble de solutions fournies par l'étape de minimisation précédente . Si la minimisation de la fonction de coût/des fonctions de coût donne plusieurs solutions équivalentes, une solution est choisie de manière arbitraire parmi celles-ci. La solution en sortie de 260 fournit le chemin (mode point à point) ou les chemins (mode multipoint) permettant de router le lien virtuel. A l'étape 270, le fichier d'état du réseau 220 est mis à jour. L'algorithme procède de manière itérative, jusqu'à épuisement des liens virtuels à router.
En 280, on vérifie si tous les liens virtuels sont routés et, dans l'affirmative, on procède, selon un mode de réalisation, à une étape de vérification du déterminisme du réseau en 290. Cette étape est prise en charge par un algorithme dénommé « network calculus » connu de l'état de la technique, par exemple de l'article de Jean-Yves Le Boudée intitulé « Application of network calculus to garanteed service networks » publié dans IEEE Trans . on Information Theory, Vol. 44, n° 3, Mai 1998. Cet algorithme calcule à partir d'une enveloppe de trafic en tous les points du réseau, les bornes de latence et les tailles de files d'attente pour chaque élément du réseau. Le déterminisme est garanti pour une latence bornée et un dimensionnement correct des files d'attente pour chaque élément du réseau .
En dernier lieu, les tables de commutation des commutateurs de trame sont mises à jour en 295. Ces tables de commutation fixent de manière univoque le routage des liens sur le réseau. Le procédé de routage peut être mis en œuvre une première fois lors de la mise en fonctionnement du réseau et/ou à chaque fois qu'un lien virtuel doit être modifié ou ajouté. Les contraintes topologiques mentionnées plus haut sont de deux types distincts : les contraintes absolues et les contraintes relatives.
Les contraintes absolues pèsent sur le routage d'un lien virtuel indépendamment de la présence d'autres liens sur le réseau. Par exemple, dans le cas d'un réseau AFDX embarqué sur un aéronef, les « côtés » gauche et « droit » du réseau, correspondant aux côtés
« gauche » et « droit » de l'avion, sont alimentés par des barres d'alimentation différentes. Afin que la défaillance d'une alimentation ne mette pas en péril l'entièreté du réseau, les contraintes topologiques suivantes sont imposées : un lien virtuel issu d'un terminal source situé d'un côté du réseau et aboutissant à un terminal destinataire situé du côté opposé ne peut traverser qu'une fois la frontière séparant les deux côtés du réseau. Si le lien virtuel est de type multipoint, la contrainte s'applique à chaque chemin constitutif du lien ; un lien virtuel issu d'un terminal source situé d'un côté du réseau et desservant un terminal destinataire situé du même côté ne peut pas traverser la frontière séparant les deux côtés du réseau. Cette règle se généralise sans peine au cas où le réseau peut être partitionné en une pluralité quelconque de zones distinctes, sous réserve qu'un terminal quelconque d'une zone puisse desservir un terminal quelconque d'une autre zone sans passer par une zone tierce. Les différentes zones du réseau sont par exemple alimentées par des sources d'alimentation indépendantes. Les liens virtuels intra-zone sont routés au sein de la zone en question alors que les liens virtuels inter-zone ne franchissent qu'une seule fois la frontière séparant lesdites zones, ce sans passer par une zone tierce.
D' autres contraintes topologiques absolues peuvent être fixées comme la collocation ou la ségrégation avec un élément du réseau. On entend par là qu'il pourra être spécifié que le lien virtuel passe nécessairement par un élément donné du réseau (par exemple un commutateur ou une liaison physique) ou bien au contraire évite nécessairement cet élément. On conçoit que la collocation avec plusieurs éléments du réseau puisse conduire à un routage univoque du lien virtuel. Le lien virtuel est alors dit « fixé ».
Les contraintes topologiques relatives concernent les liens virtuels entre eux. Ainsi, on pourra fixer des contraintes de collocation ou de ségrégation entre liens virtuels. On entend par là qu'il pourra être spécifié que deux liens virtuels doivent passer par les mêmes commutateurs du réseau ou bien au contraire que ceux-ci ne doivent partager aucun commutateur commun.
Les contraintes topologiques relatives peuvent concerner différents liens virtuels d'un même faisceau fonctionnel, auquel cas la contrainte posée est une contrainte de ségrégation. Elles peuvent aussi concerner des liens virtuels appartenant à des faisceaux fonctionnels distincts. Dans les deux cas, les contraintes topologiques de collocation/ségrégation d'un lien virtuel peuvent être exprimées vis-à-vis de liens déjà routés ou de liens à router simultanément avec ledit lien. II arrive que les contraintes topologiques relatives libellées en termes de collocation et/ou de ségrégation soient trop strictes pour permettre d'obtenir une solution de routage. Dans ce cas, certaines de ces contraintes voire toutes sont relaxées comme indiqué ci-après.
On considère un ensemble de liens virtuels dont le routage est réalisé simultanément, leur routage individuel ne pouvant être envisagé de manière indépendante. Chacun de ces liens virtuels comprend en général un (lien point à point) ou plusieurs (lien multipoint) chemin (s). L'ensemble des chemins constitutifs de ces liens virtuels, ci-après dénommé groupe de liens virtuels, peut être partitionné en sous-groupes, un chemin pouvant appartenir à plusieurs sous-groupes. Généralement un sous-groupe correspond à une instance de la fonction assurée par ledit ensemble de liens virtuels. En d'autres termes, les différents sous-groupes représentent un certain degré de redondance pour la réalisation d'une même fonction. Si Nsg est le nombre de sous-groupes du groupe de chemins, on impose au dit ensemble de liens virtuels une contrainte de ségrégation relaxée selon laquelle au plus nsg sous-groupes parmi Nsg , avec Q≤nsg<Nsg, peuvent être invalidés par la défaillance d'un commutateur. Le cas nsg = 0 correspond à la situation particulière où l'on ne tolère aucun sous-groupe invalidé. Par défaillance d'un commutateur, on entend ici soit une commutation erronée ou absente, soit une corruption des trames commutées. Par sous-groupe invalidé, on entend un sous-groupe dont tous les chemins sont affectés par la défaillance du même commutateur .
On comprendra qu'une contrainte de ségrégation relaxée offre plus de souplesse qu'une contrainte de ségrégation dans la mesure où elle prend en compte la redondance du réseau et ne s'applique pas de manière indifférenciée à tous les chemins constitutifs d'un lien virtuel .
Des exemples de contraintes de ségrégation relaxées sont donnés en annexe.
Comme on l'a vu plus haut, après avoir sélectionné un sous-ensemble de candidats possibles satisfaisant aux contraintes topologiques précitées, l'algorithme de routage recherche parmi les candidats possibles celui ou ceux qui minimise (nt) une ou plusieurs fonctions de coût .
Une première fonction de coût envisagée est le nombre de commutateurs traversés par le lien virtuel. Plus précisément, si le lien est de type point à point, on cherche à minimiser le nombre de commutateurs traversés par ce lien. Si le lien est de type multipoint, la minimisation porte sur le nombre de commutateurs traversés pour chacun des chemins constitutifs du lien. Un faible nombre de commutateurs traversés permet de réduire la probabilité de défaillance du lien virtuel ou de chaque chemin constitutif de ce lien.
Une seconde fonction de coût concerne les liens virtuels de type multipoint. Elle est définie comme le nombre de commutateurs communs aux chemins constitutifs d'un lien de type multipoint.
Une troisième fonction de coût concerne les faisceaux de liens. Elle est définie comme le nombre de commutateurs communs aux liens virtuels appartenant à un même faisceau. La minimisation de la seconde ou de la troisième fonction de coût permet, selon le cas, de réduire la probabilité de défaillance conjointe des chemins d'un même lien virtuel ou des liens virtuels d'un même faisceau . Une quatrième fonction de coût concerne également les faisceaux de liens. Elle est définie comme le nombre total de commutateurs traversés par tous les liens virtuels d'un même faisceau.
Une cinquième fonction de coût est définie comme le débit du port de sortie du commutateur le plus chargé du réseau. La minimisation de cette fonction de coût vise à répartir au mieux la charge de trafic au sein du réseau .
Ces exemples de fonctions de coût ne sont en aucun cas limitatifs. D'autres fonctions de coût peuvent être envisagées, dans la mesure où elles visent notamment à quantifier l'impact de la défaillance d'un élément ou d'une pluralité d'éléments du réseau.
La minimisation successive des fonctions de coût peut conduire à un ensemble de solutions sous- optimales. Selon une variante de réalisation, on construit une combinaison linéaire des fonctions de coût au moyen de coefficients de pondération reflétant l'importance relative de ces fonctions dans le routage et l'on minimise la nouvelle fonction de coût ainsi construite sur l'ensemble des solutions possibles. De manière similaire, la nouvelle fonction de coût peut être construite comme produit des fonctions de coût, chacune étant affectée d'un exposant reflétant son importance relative dans le routage. Les Figs . 3A à 3E illustrent le mécanisme de minimisation des fonctions de coût dans le cas d'un lien virtuel du type multipoint.
Le lien virtuel à router est issu du terminal source Ei et dessert les terminaux destinataires Ri et R.2. On suppose que les chemins satisfaisants aux contraintes topologiques ont été préalablement sélectionnés. La minimisation de la première fonction de coût s'effectue en recherchant pour chacun des chemins possibles reliant Ei à Ri d'une part et Ei à R.2, d'autre part, ceux qui traversent le nombre minimum de commutateurs. Dans le cas présent, le nombre minimum est de 3 pour le chemin Ei-Ri comme pour le chemin Ex-R2. Les solutions optimales sont illustrées en Fig. 3A à 3D. A contrario, on notera que la solution illustrée en Fig. 3E n'est pas optimale : en effet, elle minimise le nombre de commutateurs sur l'ensemble du lien virtuel mais non sur chacun de ses chemins constitutifs (le chemin reliant Ex-R2 est de coût 4) .
La minimisation de la deuxième fonction de coût conduit à retenir parmi les quatre solutions précédentes, celles illustrées en Figs. 3A, 3B et 3D. En effet pour celles-ci, le nombre de commutateurs communs entre les deux chemins est égal à 1 alors qu' il est égal à 2 pour celle de la Fig. 3C.
La minimisation de la cinquième fonction de coût permet de départager les trois solutions retenues à l'étape précédente. A défaut, la solution choisie est choisie de manière arbitraire parmi les solutions restantes .
Le problème du routage revient à celui d'une minimisation d'une fonction de coût/de fonctions de coût sous contraintes. Avantageusement, les fonctions de coût sous contraintes sont exprimées sous forme d' inégalités linéaires et les fonctions de coût sont des expressions linéaires de variables de décision. La minimisation peut alors être effectuée grâce à l'algorithme du simplexe. On rappelle que l'algorithme du simplexe permet de résoudre un problème du type :
Argmin\bτx) avec Ax≥c et x≥O (1)
X où bτ est le vecteur représentatif d'une forme linéaire (fonction de coût) , x est le vecteur des variables de décision (positives) , A représente la matrice des contraintes et c est un vecteur constant.
En pratique, l'algorithme de routage dispose en entrée de la liste des commutateurs, notée SS et, pour chaque couple de terminaux source et destination, de la liste des chemins permettant de passer du premier au second, chaque chemin étant décrit par une liste ordonnée des commutateurs qu'il traverse. On notera dans la suite par PP la liste des chemins répertoriés. Avantageusement, PP sera préalablement réduit à une liste de chemins satisfaisant déjà certaines contraintes topologiques absolues, par exemple celles relatives à la partition en zones indépendantes.
On construit alors les matrices Cps,Cfs,Cls,Cpss les trois premières étant de dimension PxS et la dernière de dimension PxSxS où P est le nombre total de chemins répertoriés dans le fichier et S est le nombre total de commutateurs du réseau, les éléments de ces matrices étant définis par :
cps(p,sw) = \ si sw appartient au chemin p et cps(p,sw) = 0 sinon ; cfs(p,sw) = \ si sw est le premier commutateur de p et cfs(p,Sw) = O sinon ; cls(p,sw) = \ si sw est le dernier commutateur de p et cls(p,sw) = 0 sinon ;
CpSS(p,sw\,sw2) = i si swλ et sw2 sont des commutateurs successifs du chemin p et Cç^{p,sw\,sw2) = 0 sinon ; où p est l'identificateur d'un chemin entre les deux terminaux et où sw, swλ , sw2 sont les identificateurs de commutateurs du réseau.
Pour simplifier l'algorithme de routage on considère que tout lien virtuel fait partie d'un faisceau fonctionnel, le faisceau pouvant se réduire le cas échéant à un seul lien. On note FF la liste des faisceaux fonctionnels.
Un faisceau / de FF est déterminé par ses attributs :
- /.profile indiquant si le faisceau / contient un seul lien virtuel ( f.profile =1) ou non ( f.profile =0) ; f.ocs donnant la liste des identificateurs des liens virtuels faisant partie du faisceau.
Un lien virtuel vl d'un faisceau f est défini par ses attributs :
- vl.f donnant l'identificateur du faisceau auquel le lien appartient ; - vl.cost indiquant le coût en terme de trafic sur le lien virtuel ; ce coût peut être exprimé par exemple en fonction du couple intervalle de transmission et longueur maximale de trame ; vlrted indiquant si le lien est déjà routé {vlrted =1) ou non {vlrted =Qi) ; vltxsw donnant l'identificateur du commutateur relié au terminal source ; vl.rxsw donnant l'identificateur du commutateur relié au terminal destinataire (lien de type point à point) ou les identificateurs des commutateurs respectivement reliés aux terminaux destinataires (lien multipoint) .
Un chemin b constitutif d'un lien virtuel vl est défini par ses attributs : b.vl identificateur du lien virtuel auquel il appartient ;
- b.swDest identificateur du commutateur relié au terminal destinataire desservi par ledit chemin.
Par ailleurs, on note GG la liste des groupes de chemins constitutifs de liens virtuels soumis à une contrainte de ségrégation relaxée. Chaque groupe g de
GG est défini par : - un attribut g.sgErrmax indiquant le nombre maximum acceptable de sous-groupes invalidés dans le groupe ;
- la liste de ses sous-groupes g.sglist .
Enfin, on note SG la liste des sous-groupes relatifs aux différents groupes de GG . Chaque sous- groupe sg de SG est défini par :
- un attribut sg.group indiquant le groupe auquel il appartient ; - la liste sg.pathlist des chemins constitutifs de ce sous-groupe .
On introduit d' autre part les variables de décision suivantes, toutes à valeurs positives : - vlPath[v/,/?J est égale à 1 si le chemin p est constitutif du lien virtuel vl et égale à 0 sinon. On rappelle qu'un chemin p est constitutif de vl si ce chemin part du commutateur relié au terminal vLtxsw et aboutit à l'un des commutateurs de vl.rxsw ; vlBrSw[v/,swZ)ey£s>v] est égale à 1 si le chemin constitutif du lien virtuel vl se terminant par swDest passe par le commutateur sw et égale à 0 sinon ; vlBrPerSw[v/,sw] est égale au nombre de chemins constitutifs du lien virtuel vl passant par le commutateur sw ;
- comBrSw|v/,swJ est égale à 1 si plusieurs chemins constitutifs du lien virtuel vl passent par le commutateur sw ; - vlSw[v/,sw] est égale à 1 si le lien virtuel vl passe par le commutateur sw et à 0 sinon ; fvlPerSw[/,sw] est égale au nombre de liens virtuels du faisceau fonctionnel / passant par le commutateur sw ; - comfôw[/,s>v] est égale à 1 si plusieurs liens virtuels du faisceau fonctionnel / passent par le commutateur sw et à 0 sinon ; fëw[/,sw] est égale à 1 si l'un des liens virtuels du faisceau fonctionnel / passe par le commutateur sw et à 0 sinon ; vlSwNb[v/,sw/,s>V2J est égale au nombre de chemins constitutifs du lien virtuel vl passant successivement par les commutateurs swγ,sw2 ;
-
Figure imgf000029_0001
est égale à 1 s'il existe un chemin constitutif du lien virtuel vl passant successivement par les commutateurs swγ,sw2 ;
-
Figure imgf000029_0002
et du coût de trafic entre les commutateurs swγ,sw2 cumulé sur le sous-ensemble courant de liens virtuels à router ;
Figure imgf000030_0001
est égale à 1 s'il existe un lien virtuel déjà routé dudit sous-ensemble courant, passant successivement par les commutateurs swγ et SW2 , et égale à 0 sinon ; - sgSwfsg,sw] est égale à 1 si le commutateur sw est commun à tous les chemins constitutifs du sous-groupe sg et égale à 0 sinon.
La contrainte de base que l'on impose à une solution (ou lien virtuel candidat) est que le (s) chemin (s) constitutif (s) de la solution soi (en) t issu (s) du terminal source et aboutisse (nt) au (x) terminal (aux) destinataire (s) , c'est-à-dire:
Figure imgf000030_0002
et que, pour chaque terminal destinataire du lien virtuel, il y ait un seul chemin constitutif issu du terminal source, soit :
Figure imgf000030_0003
La plupart des contraintes topologiques absolues sont susceptibles du même formalisme. Les contraintes restantes sont prises en compte, comme indiqué plus haut, en restreignant dès le départ l'ensemble PP. Les contraintes topologiques relatives peuvent également s'exprimer à partir des variables de décision précitées sous la forme d'inégalités ou d'égalités linéaires. Ainsi, pour chaque ensemble II de chemins constitutifs devant être ségrégués, c'est-à-dire ne pouvant partager aucun commutateur commun, la contrainte de ségrégation s'exprime par :
Figure imgf000031_0001
De manière similaire, pour un ensemble II de chemins constitutifs devant subir une contrainte de collocation, c'est-à-dire devant passer par les mêmes commutateurs :
VsweSS ; VZ)1,Z>2 eu; vlBrSw [Z)1.v/, bγ .swDest , sw] = vlBrSw [b2.v/, b2.swDest , sw] ( 5 )
Bien entendu, les contraintes doivent être vérifiées pour toutes les instances de ségrégation et de collocation à prendre en compte, à chaque instance étant associé un ensemble II déterminé.
Alternativement, si l'on utilise des contraintes de ségrégation relaxées, on posera pour tout groupe geGG de chemins constitutifs de liens virtuels, assujetti à une telle contrainte:
Figure imgf000031_0002
dans laquelle la variable de décision sg5w[sg,s>v] est définie par les contraintes suivantes :
Figure imgf000032_0001
et
Figure imgf000032_0002
avec
Figure imgf000032_0003
Les expressions (5' ' ) impliquent en effet :
Figure imgf000032_0004
sg5w[sg,s>v] = 0 sinon .
Les fonctions de coût s'expriment aussi à partir des variables de décision précitées.
Par exemple, la première fonction de coût CFγ visant à minimiser indépendamment le nombre de commutateurs traversés par les chemins constitutifs d'un lien virtuel peut s'exprimer par :
Figure imgf000033_0001
où card(p) est la cardinalité de la liste ordonnée p , autrement dit le nombre de commutateurs traversés par le chemin p .
On peut montrer mathématiquement que la seconde fonction de coût, visant à minimiser le nombre de commutateurs communs aux différents chemins de chaque lien virtuel de type multipoint peut s'exprimer par :
Figure imgf000033_0004
De manière similaire, la troisième fonction de coût, visant à minimiser le nombre de commutateurs communs aux liens virtuels d'un même faisceau fonctionnel peut s'écrire :
Figure imgf000033_0002
On peut également montrer que la quatrième fonction de coût, visant à minimiser le nombre de commutateurs traversés par les liens d'un faisceau fonctionnel peut s'exprimer simplement par :
Figure imgf000033_0003
La cinquième fonction de coût vise à router les liens virtuels de manière à passer par les commutateurs les moins chargés. Il est possible de déterminer à partir du fichier d'état du réseau et des liens à router le coût de trafic entre deux commutateurs adjacents. On appelle ici commutateurs adjacents des commutateurs swγ,sw2 reliés par une liaison physique directe. Plus précisément, on détermine tout d'abord pour chaque couple quelconque de commutateurs adjacents swγ,sw2 , s'il existe au moins un lien virtuel passant successivement par ceux-ci :
V/G FF; Vv/G f.ocs; VsW19SW2 e SS;
Figure imgf000034_0001
La variable de décision vlSw[v/, Sw1, sw2] est exprimée en fonction de vlSwNbfv/, Sw1, sw2] au moyen des contraintes linéaires suivantes :
V/ G FF; Vv/ G f.ocs; Vswhsw2 e SS;
vlSw [v/, ^w1 , ^w2 ] < vlSwNb [v/, 5W1 , sw2 ] vlSwNb [v/, Sw1 , sw2 ] ≤ (P + l)vlSw [v/, Sw1, sw2] ( 11 )
Ce jeu de contraintes linéaires implique en effet :
Figure imgf000035_0005
De même on exprime la variable de décision fixvl [sw1,sw2] en fonction de la somme au
Figure imgf000035_0001
moyen des contraintes linéaires suivantes :
Figure imgf000035_0006
Figure imgf000035_0002
avec
Figure imgf000035_0003
Ce jeu de contraintes linéaires implique en effet:
Figure imgf000035_0004
On évalue ensuite le coût de trafic du port de sortie de swγ connecté à SW2 , pour un couple quelconque de commutateurs adjacents :
\/swγ,sw2 e SS;
Figure imgf000036_0002
où trfCstPast[51^7,51^2] est le coût de trafic entre les commutateurs swγ,sw2 c'est-à-dire sur le port de sortie de swγ relié à SW2 , cumulé sur tous les liens virtuels déjà routés.
Autrement dit, le calcul de coût de trafic est effectué sur les liens déjà routés (vî.rted =l) et sur les liens à router {yl.rted = θ) . La valeur
Figure imgf000036_0001
est initialisée par celle du coût de trafic induit par les liens virtuels fixés, c'est-à-dire dont le routage est univoque. Elle peut être stockée dans le fichier d'état du réseau.
La cinquième fonction de coût s'exprime alors sous la forme suivante :
Figure imgf000036_0003
en imposant les contraintes linéaires \/swγ ,sw2 e SS;
trfCstw [swj, sw2 ] - trfCst [swp sw2 ] ≥ M (fixvl [swp sw2 ] - 1 ) trfCstw [sw;,sw2] < trfCst [sw;,sw2] trfCstw [sw j, sw2 J ≤ Mfixvl [Sw1, sw2 \ trfCst [SW1, Sw2] < M ( 17 )
avec
Figure imgf000037_0001
Ce jeu de contraintes linéaires implique en effet pour tout couple de commutateurs swvsw2 :
Figure imgf000037_0002
Ceci permet de ne considérer dans la variable de décision trfCstw[sw;,sw2J que la contribution des liens virtuels à router et, parmi ces derniers, seulement ceux qui passent par swj,sw2.
Si l'on souhaite effectuer une minimisation conjointe des fonctions de coût, on construit une nouvelle fonction , combinaison linéaire des
Figure imgf000037_0003
fonctions CF1 avec les coefficients de pondération O≤OCj≤l. C'est en définitive la recherche du minimum de la fonction de coût CF qui donne la solution optimale de routage sous forme de valeurs des variables de décision. Si plusieurs solutions optimales existent au sens précédent, l'une d'entre elles est choisie de manière arbitraire.
Alternativement, les fonctions de coût peuvent être minimisées l'une après l'autre, par ordre de priorité décroissante, chacune l'étant sur le sous-ensemble de solutions fournies par l'étape de minimisation précédente. Dans ce mode de réalisation, des contraintes peuvent être prises en compte entre les étapes de minimisation.
Que ce soit par minimisation conjointe ou successive des fonctions de coût, l'optimisation globale sur l'ensemble FF peut entraîner des temps de calcul très longs si le nombre de liens virtuels est élevé.
On partitionne alors avantageusement cet ensemble en sous-ensembles indépendants de plus faible cardinalité possible, les contraintes topologiques relatives et la minimisation des fonctions de coût s' appliquant seulement au sein de chaque sous-ensemble. Etant donné que les liens virtuels d'un même faisceau fonctionnel ne peuvent être routés indépendamment, chaque sous-ensemble est nécessairement constitué d'un ou de plusieurs faisceaux. L'algorithme de routage est appliqué en séquence auxdits sous-ensembles.
Il convient de noter toutefois que l'indépendance des sous-ensembles peut ne pas être totale. Ainsi, la minimisation de fonction de coût CF$ fait en principe intervenir tous les liens virtuels à router. Dans ce cas, on privilégie les sous-ensembles de liens virtuels pour lesquels la liberté de routage est la plus faible, par exemple ceux dont les liens seront a priori les plus courts, ces sous-ensembles étant traités en priorité par le procédé de routage.
Des exemples de routage selon l'invention seront donnés ci-après pour un réseau embarqué. Dans ces exemples, les fonctions de coût sont minimisées successivement. L'unité de routage considérée est ici le faisceau fonctionnel, un lien virtuel étant considéré comme un faisceau à un seul lien.
La Fig. 4 illustre schématiquement un exemple de routage de lien virtuel (ou faisceau monolien) de type point à point, entre un terminal source Ei et un terminal destinataire R1.
A l'étape 410, on applique la contrainte de base pour déterminer les chemins possibles entre le terminal source et le terminal destinataire.
A l'étape 420, on applique les contraintes topologiques relatives, en tenant compte des liens virtuels déjà routés, s'il en existe, puis on détermine en 430 si les terminaux sont du même côté du réseau. Si c'est le cas, on applique en 435 une contrainte de non franchissement (routage intra-zone) et on minimise la fonction de coût CFγ sur l'ensemble des solutions possibles sélectionnées par les contraintes précédentes. En revanche, si les terminaux ne sont pas du même côté du réseau, on applique en 437 une contrainte de franchissement (un seul franchissement inter-zone) et l'on minimise, comme pour le premier cas, la fonction de coût CFγ sur l'ensemble des solutions possibles.
Si les étapes 435 ou 437 ne fournissent pas une solution de routage unique, on poursuit en minimisant en 440 la fonction de coût CF5 sur les solutions restantes. On met à jour le fichier d'état du réseau en 450.
La Fig. 5 illustre schématiquement un exemple de routage de lien virtuel (ou faisceau monolien) de type multipoint, entre un terminal source Ei et une pluralité K de terminaux destinataires Ri,R.2,..,Rκ-
Pour chaque couple de terminaux (Ex, Rk) on applique en 510i, 51Û2, .. , 510κ la contrainte de base de manière à ne retenir que les chemins possibles entre Ei d'une part et Ri,R2,..,Rκ d'autre part.
En 520i, 5202, .. , 520κ, on applique individuellement aux différents chemins, les contraintes topologiques relatives en tenant compte des liens déjà routés. Sur chacun des K ensembles de chemins possibles on minimise individuellement la fonction de coût CFγ, en 530i, 5302, .. , 530κ, respectivement .
On effectue ensuite en 540 toutes les combinaisons des chemins donnés par 530i, 53Û2, .. , 530κ, respectivement. On obtient ainsi un ensemble de solutions de routage possibles pour le lien virtuel en question .
On minimise alors en 550 la fonction de coût CF2 sur l'ensemble de ces solutions possibles. Si l'étape 550 ne fournit pas une solution unique, on minimise en 560 la fonction de coût CF^ sur l'ensemble des solutions restantes.
Si l'étape 560 ne fournit toujours pas de solution unique, la fonction de coût CF5 est minimisée en 570 sur l'ensemble des solutions restantes et l'on met à jour le fichier d'état du réseau en 580.
La Fig. 6 illustre schématiquement un exemple de routage de faisceau de N liens virtuels de type point à point. Chaque lien est issu d'un terminal source E1 et dessert un terminal destinataire R1, Ki≤N.
Pour chaque couple de terminaux (E1, R1) on applique en 61O1 la contrainte de base de manière à ne retenir que les chemins possibles entre E1 et R1.
Les étapes 62O1, 63O1, 640 sont analogues aux étapes
520k, 530k, 540 à ceci près que l'on obtient en 640 toutes les solutions possibles de routage pour le faisceau de liens. On minimise ensuite en 650 la fonction de coût CF3 sur l'ensemble des solutions possibles.
Si l'étape 650 ne fournit pas une solution unique, on minimise en 660 la fonction de coût CF4 sur l'ensemble des solutions restantes. Si l'étape 660 ne fournit toujours pas de solution unique, la fonction de coût CF5 est minimisée en 670 sur l'ensemble des solutions restantes et on met à jour le fichier d'état du réseau en 680. La Fig. 7 illustre schématiquement un exemple de routage de faisceau de N liens virtuels de type multipoint. On suppose que chaque lien virtuel VL1 est issu d'un terminal source E1 et dessert K1 terminaux destinataires Rlk avec Ki≤N et Kk^K1.
On applique en 71O1 la contrainte de base pour tous les couples de terminaux (E1, Rlk), Kk^K1 puis en 72O1 les contraintes topologiques relatives comme en Fig. 5. On obtient en sortie de 72O1 K1 ensembles Plk de chemins possibles pour constituer le lien virtuel VL1, un ensemble Plk étant relatif à un couple (E1, Rlk) donné. A l'étape 73O1, on minimise la fonction de coût CFγ sur chacun de ces ensembles, comme aux étapes 53Oi à 530κ de la Fig. 5. A l'étape 740, on effectue toutes les combinaisons possibles de tous les chemins retenus à l'étape 73O1 étant entendu que, pour chaque combinaison, l'on ne sélectionne qu'un chemin par couple (E1, Rlk) . Chaque combinaison correspond ainsi à Ki+K2+...+KN chemins retenus. On obtient ainsi un ensemble de solutions de routage possibles pour les différents liens virtuels VL1, c'est-à-dire un ensemble de solutions de routage possibles du faisceau.
Le reste de l'organigramme est identique à celui de la Fig. 6, les étapes 750, 760, 770 et 780 étant respectivement identiques à celles représentées en 650, 660, 670 et 680. Annexe
Les contraintes de ségrégation relaxées portent généralement sur un groupe de chemins constitutifs de liens virtuels à router simultanément.
On a représenté symboliquement en Fig. 8 un tel groupe de chemins .
On supposera que trois liens virtuels VLγ,VL2,VL3 sont à router simultanément et que leurs chemins constitutifs sont :
Figure imgf000043_0001
Dans l'exemple illustré, le groupe GG de chemins soumis à la contrainte de ségrégation relaxée est partitionné en Nsg = 4 sous groupes
Figure imgf000043_0002
La contrainte de ségrégation relaxée s'exprime par un nombre maximal nsg < Nsg de sous-groupes pouvant être invalidés par la défaillance d'un même commutateur (par exemple, la défaillance d'un commutateur affectera les chemins P\,P2 de Sg1 ) . Autrement dit, au moins Nsg-nsg sous-groupes doivent chacun contenir au moins un chemin non corrompu par la défaillance d'un commutateur. Un exemple d'application de contrainte de ségrégation relaxée est donné ci-après. On considère le routage de liens virtuels entre les systèmes de gestion de vol dénommés FMS (Flight Management System) et les calculateurs de commande de vol dénommés FCGU (Flight Control and Guidance Unit) . Les premiers sont classiquement chargés d'assister le pilote dans les opérations de navigation et de gestion du vol. Les seconds calculent les ordres de guidage et d'asservissement des commandes de vol.
Nous supposerons que l'aéronef comprend deux systèmes FMS et quatre calculateurs FCGU, chaque système FMS étant à l'origine d'un lien virtuel (multi- point) à destination des quatre calculateurs FCGU, comme illustré en Fig. 9. L'architecture représentée est de type « cross-check » : chaque calculateur FCGU reçoit des paramètres de vol des deux systèmes FMS et en effectue une comparaison. Si les paramètres reçus par un même calculateur diffèrent, le calculateur signale une erreur et n'effectue pas de traitement sur le paramètre. Les exigences de sûreté imposent qu'une erreur sur un paramètre ne reste pas indétectée par plus d'un calculateur. On note α le paramètre transmis par les systèmes FMS voire une trame de tels
* paramètres, supposé (s) correct (s) et α un paramètre erroné reçu par un calculateur FCGU voire une trame erronée de paramètres, l'erreur étant due à la défaillance d'un commutateur.
Comme illustré en Figs . 1OA et 1OB, un calculateur peut ne pas détecter d'erreur en cas de corruption bilatérale (cas de FCGUIA en Fig. 1OA et de FCGUIA et FCGU2A en Fig. 10B), lorsque les deux paramètres erronés/trames erronées sont identiques. Cette situation ne doit pas se produire pour plus d'un calculateur. Ainsi, la situation illustrée en Fig. 1OA (une seule erreur non détectée) est acceptable alors que celle en Fig. 1OB (deux erreurs non détectées) ne l'est pas.
On considère le groupe GG constitué des chemins constitutifs des deux liens virtuels à router :
Figure imgf000045_0001
et l'on partitionne le groupe GG en autant de sous- groupes que de calculateurs FCGU, soit Sgj,sg2,sg3,sg4 , chaque sous-groupe contenant les deux chemins issus des systèmes FMS à destination du calculateur considéré. On impose alors que la défaillance d'un commutateur invalide au plus un sous-groupe (nsg=l) parmi les 4 ( Nsg = 4 ) . Cette contrainte de ségrégation relaxée permet de s'assurer qu'au plus un calculateur FCGU manque de diagnostiquer une erreur suite à la défaillance d'un commutateur du réseau.

Claims

REVENDICATIONS
1. Procédé de routage de liens virtuels dans un réseau à commutation de trames comprenant une pluralité de terminaux sources et/ou destinataires desdites trames, des commutateurs de trames étant reliés entre eux par des liaisons physiques, chaque lien virtuel étant défini, pour un type point à point, par un chemin à travers ledit réseau entre un terminal source et un terminal destinataire et, pour un type multipoint, par une pluralité de chemins à travers ledit réseau entre un terminal source d'une part et une pluralité de terminaux destinataires, d'autre part, ledit procédé étant caractérisé en ce que, pour au moins un lien virtuel, il comprend les étapes suivantes :
(a) sélection (250) parmi un ensemble de chemins possibles entre le terminal source et le ou les terminal (aux) destinataire (s) , d'un sous-ensemble de chemins satisfaisant à au moins une contrainte topologique prédéterminée ;
(b) détermination (260) parmi ledit sous-ensemble, d'un chemin, pour un lien virtuel de type point à point ou d'une pluralité de chemins, pour un lien virtuel de type multipoint, minimisant au moins une fonction de coût donnée ;
(c) routage (295) dudit lien virtuel selon le ou les chemin (s) ainsi déterminé (s) .
2. Procédé de routage selon la revendication 1, caractérisé en ce que, ledit lien virtuel étant un lien point à point et le réseau étant partitionné en zones distinctes, ladite contrainte topologique est une contrainte (435) de non franchissement de frontière entre zones si les commutateurs reliés respectivement au terminal source et au terminal destinataire appartiennent à la même zone, ladite contrainte topologique appliquée étant, dans le cas contraire, une contrainte (437) de franchissement unique de la frontière entre les zones d' appartenance respectives desdits terminaux source et destinataire .
3. Procédé de routage selon la revendication 1 ou 2, caractérisé en ce que l'étape de sélection prend en compte des contraintes topologiques additionnelles (420) de ségrégation et/ou de collocation des chemins possibles vis-à-vis de liens virtuels déjà routés ou à router simultanément avec ledit lien ou de commutateurs dudit réseau.
4. Procédé de routage selon la revendication 1 ou 2, caractérisé en ce que l'étape de sélection prend en compte des contraintes topologiques additionnelles, chaque contrainte topologique additionnelle portant sur un groupe de chemins constitutifs d'un ensemble de liens virtuels à router simultanément, ledit groupe étant constitué d'une pluralité Nsg de sous-groupes desdits chemins, ladite contrainte additionnelle exprimant qu' au maximum un nombre nsg de sous-groupes tel que 0≤nsg<Nsg peuvent être invalidés, un sous-groupe étant invalidé si tous les chemins qui lui appartiennent sont affectés par la défaillance d'un même commutateur dudit réseau.
5. Procédé de routage selon la revendication 2, 3 ou 4, caractérisé en ce que ladite fonction de coût (440) est le nombre de commutateurs traversés par un chemin.
6. Procédé de routage selon la revendication 1, caractérisé en ce que ledit lien virtuel étant de type multipoint et le réseau étant partitionné en zones distinctes, on applique à chaque chemin possible entre ledit terminal source et un terminal destinataire dudit lien, une contrainte (520i, .. , 520κ) de non franchissement de frontière entre zones si les commutateurs reliés respectivement au terminal source et audit terminal destinataire appartiennent à la même zone, ladite contrainte topologique appliquée étant, dans le cas contraire, une contrainte de franchissement unique de la frontière entre les zones d' appartenance respectives desdits terminaux source et destinataire.
7. Procédé de routage selon la revendication 6, caractérisé en ce que l'on applique (520i, .. , 520κ) , pour chacun des chemins possibles entre ledit terminal source et un terminal destinataire dudit lien, des contraintes topologiques additionnelles de ségrégation et/ou de collocation de ces chemins vis-à- vis de liens virtuels déjà routés ou à router simultanément avec ledit lien ou de commutateurs.
8. Procédé de routage selon la revendication 6, caractérisé en ce que l'étape de sélection prend en compte des contraintes topologiques additionnelles, chaque contrainte topologique additionnelle portant sur un groupe de chemins constitutifs d'un ensemble de liens virtuels à router simultanément, ledit groupe étant constitué d'une pluralité Nsg de sous-groupes desdits chemins, ladite contrainte additionnelle exprimant qu'au maximum un nombre nsg de sous-groupes tel que 0≤nsg<Nsg peuvent être invalidés, un sous-groupe étant invalidé si tous les chemins qui lui appartiennent sont affectés par la défaillance d'un même commutateur dudit réseau.
9. Procédé de routage selon la revendication 6, 7 ou 8, caractérisé en ce que ladite fonction de coût est le nombre de commutateurs traversés par un chemin et qu'elle est minimisée (530i, .. , 530κ) sur chaque ensemble de chemins possibles entre ledit terminal source et un terminal destinataire dudit lien, pour fournir au moins un chemin candidat par terminal destinataire.
10. Procédé de routage selon la revendication 9, caractérisé en ce que l'on effectue (540) des combinaisons de K chemins candidats où K est le nombre de terminaux destinataires du lien, chaque combinaison correspondant à une solution possible de routage dudit lien multipoint, et qu'un seconde fonction de coût est minimisée (550) sur l'ensemble desdites solutions possibles ainsi obtenues.
11. Procédé de routage selon la revendication 10, caractérisé en ce que la seconde fonction de coût évalue, pour chaque solution possible, le nombre de commutateurs partagés entre ses différents chemins constitutifs.
12. Procédé de routage selon la revendication 1, caractérisé en ce que, pour au moins un groupe de liens participant à la réalisation d'une même fonction, dit faisceau de liens, chaque lien étant point à point et le réseau étant partitionné en zones distinctes, on applique pour chacun des liens dudit faisceau ( 620i, .. , 62ON) , à chaque chemin possible entre le terminal source et le terminal destinataire dudit lien, une contrainte de non franchissement de frontière entre zones si les commutateurs reliés respectivement au terminal source et au terminal destinataire appartiennent à la même zone, et, dans le cas contraire, une contrainte de franchissement unique de la frontière entre les zones d' appartenance respectives desdits terminaux source et destinataire.
13. Procédé de routage selon la revendication 12, caractérisé en ce que l'on applique ( 620i, .. , 620κ) , pour chaque lien virtuel et pour chacun des chemins possibles entre le terminal source et le terminal destinataire dudit lien, des contraintes topologiques additionnelles de ségrégation et/ou de collocation de ces chemins vis-à-vis de liens virtuels déjà routés ou à router simultanément avec ledit lien ou de commutateurs .
14. Procédé de routage selon la revendication 12, caractérisé en ce que l'étape de sélection prend en compte des contraintes topologiques additionnelles, chaque contrainte topologique additionnelle portant sur un groupe de chemins constitutifs d'un ensemble de liens virtuels à router simultanément, ledit groupe étant constitué d'une pluralité Nsg de sous-groupes desdits chemins, ladite contrainte additionnelle exprimant qu' au maximum un nombre nsg de sous-groupes tel que 0≤nsg<Nsg peuvent être invalidés, un sous-groupe étant invalidés si tous les chemins qui lui appartiennent sont affectés par la défaillance d'un même commutateur dudit réseau.
15. Procédé de routage selon la revendication 12, 13 ou 14, caractérisé en ce que ladite fonction de coût est le nombre de commutateurs traversés par un chemin et qu'elle est minimisée ( 630i, .. , 63ON) , pour chacun des liens dudit faisceau, sur chaque ensemble de chemins possibles entre le terminal source et le terminal destinataire dudit lien, pour fournir au moins un chemin candidat par lien.
16. Procédé de routage selon la revendication 15, caractérisé en ce que l'on effectue (640) des combinaisons de N chemins candidats où N est le nombre de liens dudit faisceau, chaque combinaison correspondant à une solution possible de routage dudit faisceau, et qu'une troisième fonction de coût est minimisée (650) sur l'ensemble desdites solutions possibles ainsi obtenues.
17. Procédé de routage selon la revendication 16, caractérisé en ce que la troisième fonction de coût évalue, pour chaque solution possible de routage du faisceau, le nombre de commutateurs partagés entre les chemins dont ladite solution est la combinaison .
18. Procédé de routage selon la revendication 1, caractérisé en ce que, pour au moins un groupe de liens participant à la réalisation d'une même fonction, dit faisceau de liens, chaque lien étant de type multipoint et le réseau étant partitionné en zones distinctes, on applique pour chacun des liens dudit faisceau (720i, .. , 720N) , à chaque chemin possible entre le terminal source et un terminal destinataire dudit lien, une contrainte de non franchissement de frontière entre zones si les commutateurs reliés respectivement au terminal source et au terminal destinataire appartiennent à la même zone, et, dans le cas contraire, une contrainte de franchissement unique de la frontière entre les zones d' appartenance respectives desdits terminaux source et destinataire.
19. Procédé de routage selon la revendication 18, caractérisé en ce que l'on applique (720i, .. , 77ON) , pour chaque lien virtuel et pour chacun des chemins possibles entre le terminal source et un terminal destinataire dudit lien, des contraintes topologiques additionnelles de ségrégation et/ou de collocation de ces chemins vis-à-vis de liens virtuels déjà routés ou à router simultanément avec ledit lien ou de commutateur dudit réseau.
20. Procédé de routage selon la revendication 18, caractérisé en ce que l'étape de sélection prend en compte des contraintes topologiques additionnelles, chaque contrainte topologique additionnelle portant sur un groupe de chemins constitutifs d'un ensemble de liens virtuels à router simultanément, ledit groupe étant constitué d'une pluralité Nsg de sous-groupes desdits chemins, ladite contrainte additionnelle exprimant qu' au maximum un nombre nsg de sous-groupes tel que 0≤nsg<Nsg peuvent être invalidés, un sous-groupe étant invalidés si tous les chemins qui lui appartiennent sont affectés par la défaillance d'un même commutateur dudit réseau.
21. Procédé de routage selon la revendication 18, 19 ou 20, caractérisé en ce que ladite fonction de coût est le nombre de commutateurs traversés par un chemin et qu'elle est minimisée (730i, .. , 73ON) , pour chacun des liens dudit faisceau, sur chaque ensemble de chemins possibles entre le terminal source et chaque terminal destinataire dudit lien, pour fournir au moins un chemin candidat par lien et par terminal destinataire.
22. Procédé de routage selon la revendication 21, caractérisé en ce que l'on effectue (740) des combinaisons de Ki+K2+...+KN chemins candidats où les K1, Ki≤N sont les nombres de chemins respectifs des N liens dudit faisceau, chaque combinaison correspondant à une solution possible de routage dudit faisceau, et qu'une quatrième fonction de coût est minimisée (750) sur l'ensemble desdites solutions possibles ainsi obtenues.
23. Procédé de routage selon la revendication 22, caractérisé en ce que la quatrième fonction de coût évalue, pour chaque solution possible de routage du faisceau, le nombre de commutateurs traversés par les liens du faisceau correspondant à cette solution.
24. Procédé de routage selon l'une des revendications 2, 6, 12 ou 18, caractérisé en ce que lesdites zones du réseau sont alimentées par des sources d'alimentation indépendantes.
25. Procédé de routage selon l'une des revendications précédentes, caractérisé en ce que l'on minimise une cinquième fonction de coût évaluant la charge de trafic du commutateur le plus chargé du réseau, sur l'ensemble des solutions de routage obtenues par minimisation de l'une des seconde, troisième ou quatrième fonctions de coût.
26. Programme d'ordinateur comprenant des moyens logiciels adaptés à mettre en œuvre les étapes du procédé selon l'une des revendications précédentes, lorsqu'il est exécuté par un ordinateur.
PCT/FR2007/051323 2006-06-12 2007-05-24 Procédé de routage de liens virtuels dans un réseau à commutation de trames WO2007144527A1 (fr)

Priority Applications (6)

Application Number Priority Date Filing Date Title
CA2654969A CA2654969C (fr) 2006-06-12 2007-05-24 Procede de routage de liens virtuels dans un reseau a commutation de trames
JP2009514854A JP5112426B2 (ja) 2006-06-12 2007-05-24 フレームスイッチングネットワークにおける仮想リンクをルーティングする方法
US12/303,423 US8208476B2 (en) 2006-06-12 2007-05-24 Method of routing virtual links in a frame-switching network
CN2007800220527A CN101467390B (zh) 2006-06-12 2007-05-24 在帧交换网络中的虚链路的路由选择方法
BRPI0712116-4A BRPI0712116A2 (pt) 2006-06-12 2007-05-24 processo de roteamento de ligações virtuais em uma rede de comutação de quadros, e, programa de computador
EP07766095.9A EP2030367B1 (fr) 2006-06-12 2007-05-24 Procédé de routage de liens virtuels dans un réseau à commutation de trames

Applications Claiming Priority (4)

Application Number Priority Date Filing Date Title
FR0652093 2006-06-12
FR0652093A FR2902255B1 (fr) 2006-06-12 2006-06-12 Procede de routage de liens virtuels dans un reseau a commutation de trames
FR0752972 2007-01-30
FR0752972A FR2902256B1 (fr) 2006-06-12 2007-01-30 Procede de routage de liens virtuels dans un reseau a commutation de trames

Publications (1)

Publication Number Publication Date
WO2007144527A1 true WO2007144527A1 (fr) 2007-12-21

Family

ID=38515530

Family Applications (1)

Application Number Title Priority Date Filing Date
PCT/FR2007/051323 WO2007144527A1 (fr) 2006-06-12 2007-05-24 Procédé de routage de liens virtuels dans un réseau à commutation de trames

Country Status (8)

Country Link
US (1) US8208476B2 (fr)
EP (1) EP2030367B1 (fr)
JP (1) JP5112426B2 (fr)
BR (1) BRPI0712116A2 (fr)
CA (1) CA2654969C (fr)
FR (1) FR2902256B1 (fr)
RU (1) RU2451410C2 (fr)
WO (1) WO2007144527A1 (fr)

Cited By (1)

* Cited by examiner, † Cited by third party
Publication number Priority date Publication date Assignee Title
JP2012209944A (ja) * 2011-03-28 2012-10-25 Honeywell Internatl Inc データネットワークのための多用途送信元ポートの実施

Families Citing this family (11)

* Cited by examiner, † Cited by third party
Publication number Priority date Publication date Assignee Title
FR2914519B1 (fr) * 2007-03-26 2009-06-12 Airbus France Sas Procede de controle d'integrite des donnees dans un reseau afdx.
US8665884B2 (en) 2011-08-25 2014-03-04 Honeywell International Inc. Embedded end-to-end delay information for data networks
FR2984644B1 (fr) * 2011-12-15 2014-01-17 Airbus Operations Sas Reseau afdx a reseau d'acces optique passif
US20130208630A1 (en) * 2012-02-15 2013-08-15 Ge Aviation Systems Llc Avionics full-duplex switched ethernet network
GB2505203B (en) * 2012-08-22 2017-09-13 Ge Aviat Systems Ltd Method for allocation of network resources in an operations network for a selected environment
US9817784B2 (en) 2013-03-22 2017-11-14 Nxp Usa, Inc. Multi-port transmitter device for transmitting at least partly redundant data, an associated control system, an associated method and an associated computer program product
US9813301B2 (en) * 2014-08-20 2017-11-07 Nec Corporation Optimization framework for multi-tenant data centers
US9913195B2 (en) * 2015-06-19 2018-03-06 Terranet Ab Mesh path selection
EP3313118A1 (fr) * 2016-10-24 2018-04-25 Thomson Licensing Procédé à mettre en uvre dans un dispositif configuré pour être connecté à un équipement de locaux d'abonné d'un réseau de premier type, dispositif correspondant
US10778575B2 (en) 2017-02-20 2020-09-15 Ge Aviation Systems Llc Systems and methods for scheduling a message
RU2757781C1 (ru) * 2021-01-08 2021-10-21 Юрий Иванович Стародубцев Способ устойчивой маршрутизации данных в виртуальной сети связи

Citations (3)

* Cited by examiner, † Cited by third party
Publication number Priority date Publication date Assignee Title
US6584093B1 (en) * 1998-08-25 2003-06-24 Cisco Technology, Inc. Method and apparatus for automatic inter-domain routing of calls
US20050083936A1 (en) * 2000-04-25 2005-04-21 Cisco Technology, Inc., A California Corporation Apparatus and method for scalable and dynamic traffic engineering in a data communication network
US20060083251A1 (en) * 2004-10-20 2006-04-20 Kenji Kataoka Route control method of label switch path

Family Cites Families (17)

* Cited by examiner, † Cited by third party
Publication number Priority date Publication date Assignee Title
US5623492A (en) * 1995-03-24 1997-04-22 U S West Technologies, Inc. Methods and systems for managing bandwidth resources in a fast packet switching network
US6175870B1 (en) * 1995-11-30 2001-01-16 Lucent Technologies Inc. Method of admission control and routing of virtual circuits
BR9707253A (pt) * 1996-01-31 1999-06-01 Ipsilon Networks Inc Processos de transmitir pacetes entre um nó a montante e um nó a jusante em uma rede e de comutar um fluxo em um primeiro nó produto de programa de computador unídade de comutação básica em um sistema para transmitir pacotes em uma rede unidade de porta de comutador e agente de comutação
US5682301A (en) * 1996-05-14 1997-10-28 Kraft; James L. Modular network cabling system for enterprise with multiple sites
US5754543A (en) * 1996-07-03 1998-05-19 Alcatel Data Networks, Inc. Connectivity matrix-based multi-cost routing
JP3332733B2 (ja) * 1996-07-11 2002-10-07 株式会社東芝 ノード装置及びパケット転送方法
JP2964957B2 (ja) * 1996-08-15 1999-10-18 日本電気株式会社 高速ルーティング制御方式
KR100194608B1 (ko) * 1996-11-20 1999-06-15 이계철 Atm 통신망에서의 멀티캐스트 경로 할당방법
US6041057A (en) * 1997-03-24 2000-03-21 Xylan Corporation Self-configuring ATM network
US6363319B1 (en) * 1999-08-31 2002-03-26 Nortel Networks Limited Constraint-based route selection using biased cost
US6707820B1 (en) * 1999-12-16 2004-03-16 Intervoice Limited Partnership Virtual circuit network dynamic channel management
GB0010514D0 (en) * 2000-05-03 2000-06-21 Marconi Comm Ltd Communications network
US6775271B1 (en) * 2000-05-17 2004-08-10 Intel Corporation Switching system and method for communicating information at a customer premises
US6785737B2 (en) * 2001-07-31 2004-08-31 Tropic Networks Inc. Network resource allocation methods and systems
FR2832011B1 (fr) * 2001-11-05 2005-05-20 Airbus France Reseau de communication de type ethernet full duplex commute et procede de mise en oeuvre de celui-ci
US7889675B2 (en) * 2003-01-31 2011-02-15 Tellabs Operations, Inc. Method and system for multi-layer network routing
US7085242B2 (en) * 2002-03-22 2006-08-01 Telcordia Technologies, Inc. Virtual IP topology reconfiguration migration

Patent Citations (3)

* Cited by examiner, † Cited by third party
Publication number Priority date Publication date Assignee Title
US6584093B1 (en) * 1998-08-25 2003-06-24 Cisco Technology, Inc. Method and apparatus for automatic inter-domain routing of calls
US20050083936A1 (en) * 2000-04-25 2005-04-21 Cisco Technology, Inc., A California Corporation Apparatus and method for scalable and dynamic traffic engineering in a data communication network
US20060083251A1 (en) * 2004-10-20 2006-04-20 Kenji Kataoka Route control method of label switch path

Non-Patent Citations (1)

* Cited by examiner, † Cited by third party
Title
DHARANIKOTA S ET AL: "Inter-domain routing with Shared Risk Groups", IETF STANDARD-WORKING-DRAFT, INTERNET ENGINEERING TASK FORCE, IETF, CH, July 2001 (2001-07-01), XP015032068, ISSN: 0000-0004 *

Cited By (1)

* Cited by examiner, † Cited by third party
Publication number Priority date Publication date Assignee Title
JP2012209944A (ja) * 2011-03-28 2012-10-25 Honeywell Internatl Inc データネットワークのための多用途送信元ポートの実施

Also Published As

Publication number Publication date
CA2654969A1 (fr) 2007-12-21
RU2451410C2 (ru) 2012-05-20
JP5112426B2 (ja) 2013-01-09
EP2030367A1 (fr) 2009-03-04
FR2902256A1 (fr) 2007-12-14
JP2009540713A (ja) 2009-11-19
CA2654969C (fr) 2016-04-05
US20090180482A1 (en) 2009-07-16
US8208476B2 (en) 2012-06-26
FR2902256B1 (fr) 2009-09-25
BRPI0712116A2 (pt) 2012-01-31
EP2030367B1 (fr) 2018-07-04
RU2008152059A (ru) 2010-07-20

Similar Documents

Publication Publication Date Title
EP2030367B1 (fr) Procédé de routage de liens virtuels dans un réseau à commutation de trames
CA2655948C (fr) Procede de routage de liens virtuels dans un reseau a commutation de trames a determinisme garanti
US9948696B2 (en) Cloud service control and management architecture expanded to interface the network stratum
US7016313B1 (en) Methods and apparatus for generating network topology information
FR2905047A1 (fr) Reseau afdx supportant une pluralite de classes de service
JP5949412B2 (ja) 通信ネットワークにおける複合型マルチレイヤメッシュ回復方法およびシステム
CN112166579B (zh) 提供虚拟化网络功能的多服务器架构集群
EP1309130A1 (fr) Reseau de communication de type ethernet full duplex commute et procede de mise en oeuvre de celui-ci
EP1476990A1 (fr) Methode dynamique et distribuee de protection locale d&#39;un chemin a commutation d&#39;etiquettes
CA2698324A1 (fr) Dispositif de commutation de trames
FR2836313A1 (fr) Methode de protection locale de chemins a commutation d&#39;etiquettes avec partage de ressources
US20130343747A1 (en) Method and System for Dynamic Selection of Transport Path with Lowest Latency
EP1545065B1 (fr) Réseau de communication redondant de type Ethernet full-duplex commuté et procédé de gestion de la redondance d&#39;un tel réseau notamment dans le domaine avionique
US20100284269A1 (en) Multi-Node State Recovery for a Communication Network
EP3389224A1 (fr) Procede de generation et de controle de trafic de test, port d&#39;entree ou de sortie de commutateur et commutateur associes
FR2893471A1 (fr) Systeme et procede de routage statique de flux de paquets de donnees dans un reseau d&#39;interconnexion
EP2923461A1 (fr) Dispositif et procede de retransmission de donnees dans un commutateur reseau
FR2902255A1 (fr) Procede de routage de liens virtuels dans un reseau a commutation de trames
US10862795B2 (en) Provisioning recovery paths in a mesh network
US8891956B2 (en) Method and system for increasing transponder sharing for mesh restoration in a communication network
WO2015177452A1 (fr) Commutateur de trames numeriques
WO2020120858A1 (fr) Procédé de mesure d&#39;un délai de transmission avec maîtrise de degrés de contention appliqués à une trame de données
EP2119140B1 (fr) Procede d&#39;acheminement par un routeur d&#39;un paquet de donnees dans un reseau de communication par paquets supporte par un reseau de transport
US20100284268A1 (en) Node State Recovery for a Communication Network
WO2013120978A1 (fr) Reseau de transmission d&#39;informations avec noeuds raccordes en serie et noeud correspondant

Legal Events

Date Code Title Description
WWE Wipo information: entry into national phase

Ref document number: 200780022052.7

Country of ref document: CN

121 Ep: the epo has been informed by wipo that ep was designated in this application

Ref document number: 07766095

Country of ref document: EP

Kind code of ref document: A1

WWE Wipo information: entry into national phase

Ref document number: 2009514854

Country of ref document: JP

Ref document number: 12303423

Country of ref document: US

ENP Entry into the national phase

Ref document number: 2654969

Country of ref document: CA

WWE Wipo information: entry into national phase

Ref document number: 2007766095

Country of ref document: EP

NENP Non-entry into the national phase

Ref country code: DE

ENP Entry into the national phase

Ref document number: 2008152059

Country of ref document: RU

Kind code of ref document: A

ENP Entry into the national phase

Ref document number: PI0712116

Country of ref document: BR

Kind code of ref document: A2

Effective date: 20081205