[要約] 要約：RFC 6571は、サービスプロバイダネットワークでのループフリーオルタネート（LFA）の適用性について説明しています。 目的：このRFCの目的は、LFAの利点と制約を説明し、サービスプロバイダネットワークでのLFAの適用に関するガイドラインを提供することです。
Internet Engineering Task Force (IETF) C. Filsfils, Ed.
Request for Comments: 6571 Cisco Systems
Category: Informational P. Francois, Ed.
ISSN: 2070-1721 Institute IMDEA Networks
M. Shand
B. Decraene France Telecom J. Uttaro AT&T N. Leymann M. Horneffer Deutsche Telekom June 2012
B. Decraene France Telecom J. Uttaro AT＆T N. Leymann M. Horneffer Deutsche Telekom 2012年6月
Loop-Free Alternate (LFA) Applicability in Service Provider (SP) Networks
サービスプロバイダー（SP）ネットワークにおけるループフリー代替（LFA）の適用性
Abstract
概要
In this document, we analyze the applicability of the Loop-Free Alternate (LFA) method of providing IP fast reroute in both the core and access parts of Service Provider networks. We consider both the link and node failure cases, and provide guidance on the applicability of LFAs to different network topologies, with special emphasis on the access parts of the network.
このドキュメントでは、サービスプロバイダーネットワークのコア部分とアクセス部分の両方でIP高速リルートを提供するループフリー代替（LFA）方式の適用性を分析します。リンク障害とノード障害の両方のケースを検討し、ネットワークのアクセス部分に特に重点を置いて、さまざまなネットワークトポロジーへのLFAの適用性に関するガイダンスを提供します。
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Table of Contents
目次
1. Introduction ....................................................3
2. Terminology .....................................................4
3. Access Network ..................................................6
3.1. Triangle ...................................................8
3.1.1. E1C1 Failure ........................................8
3.1.2. C1E1 Failure ........................................9
3.1.3. uLoop ...............................................9
3.1.4. Conclusion .........................................10
3.2. Full Mesh .................................................10
3.2.1. E1A1 Failure .......................................10
3.2.2. A1E1 Failure .......................................11
3.2.3. A1C1 Failure .......................................11
3.2.4. C1A1 Failure .......................................12
3.2.5. uLoop ..............................................12
3.2.6. Conclusion .........................................12
3.3. Square ....................................................13
3.3.1. E1A1 Failure .......................................13
3.3.2. A1E1 Failure .......................................14
3.3.3. A1C1 Failure .......................................15
3.3.4. C1A1 Failure .......................................15
3.3.5. Conclusion .........................................17
3.3.6. A Square Might Become a Full Mesh ..................17
3.3.7. A Full Mesh Might Be More Economical Than a
Square .............................................17
3.4. Extended U ................................................18
3.4.1. E1A1 Failure .......................................19
3.4.2. A1E1 Failure .......................................20
3.4.3. A1C1 Failure .......................................20
3.4.4. C1A1 Failure .......................................21
3.4.5. Conclusion .........................................21
3.5. Dual-Plane Core and Its Impact on the Access LFA
Analysis ..................................................21
3.6. Two-Tiered IGP Metric Allocation ..........................22
3.7. uLoop Analysis ............................................22
3.8. Summary ...................................................23
4. Core Network ...................................................24
4.1. Simulation Framework ......................................25
4.2. Data Set ..................................................26
4.3. Simulation Results ........................................26
5. Core and Access Protection Schemes Are Independent .............27
6. Simplicity and Other LFA Benefits ..............................27
7. Capacity Planning with LFA in Mind .............................28
7.1. Coverage Estimation - Default Topology ....................28
7.2. Coverage Estimation in Relation to Traffic ................29
7.3. Coverage Verification for a Given Set of Demands ..........29
7.4. Modeling - What-If Scenarios - Coverage Impact ............29
7.5. Modeling - What-If Scenarios - Load Impact ................30
7.6. Discussion on Metric Recommendations ......................31
8. Security Considerations ........................................32
9. Conclusions ....................................................32
10. Acknowledgments ...............................................32
11. References ....................................................33
11.1. Normative References .....................................33
11.2. Informative References ...................................33
In this document, we analyze the applicability of the Loop-Free Alternate (LFA) [RFC5714] [RFC5286] method of providing IP fast reroute (IPFRR) in both the core and access parts of Service Provider (SP) networks. We consider both the link and node failure cases, and provide guidance on the applicability of LFAs to different network topologies, with special emphasis on the access parts of the network.
このドキュメントでは、サービスプロバイダー（SP）ネットワークのコア部分とアクセス部分の両方でIP高速リルート（IPFRR）を提供するループフリー代替（LFA）[RFC5714] [RFC5286]メソッドの適用性を分析します。リンク障害とノード障害の両方のケースを検討し、ネットワークのアクセス部分に特に重点を置いて、さまざまなネットワークトポロジーへのLFAの適用性に関するガイダンスを提供します。
We first introduce the terminology used in this document in Section 2. In Section 3, we describe typical access network designs, and we analyze them for LFA applicability. In Section 4, we describe a simulation framework for the study of LFA applicability in SP core networks, and present results based on various SP networks. We then emphasize the independence between protection schemes used in the core and at the access level of the network. Finally, we discuss the key benefits of the LFA method, which stem from its simplicity, and we draw some conclusions.
このドキュメントで使用されている用語をセクション2で最初に紹介します。セクション3では、一般的なアクセスネットワーク設計について説明し、LFAの適用性について分析します。セクション4では、SPコアネットワークでのLFAの適用性を研究するためのシミュレーションフレームワークについて説明し、さまざまなSPネットワークに基づく結果を示します。次に、コアで使用される保護スキームとネットワークのアクセスレベルの間の独立性を強調します。最後に、LFAメソッドの単純さから生じるLFAメソッドの主な利点について説明し、いくつかの結論を導き出します。
We use IS-IS [RFC1195] [IS-IS] as a reference. It is assumed that normal routing (i.e., when traffic is not being fast-rerouted around a failure) occurs along the shortest path. The analysis is equally applicable to OSPF [RFC2328] [RFC5340].
IS-IS [RFC1195] [IS-IS]を参照として使用します。通常のルーティング（つまり、障害の前後でトラフィックが高速に再ルーティングされていない場合）は、最短パスで発生すると想定されています。この分析は、OSPF [RFC2328] [RFC5340]にも同様に適用できます。
A per-prefix LFA for a destination D at a node S is a pre-computed backup IGP next hop for that destination. This backup IGP next hop can be link-protecting or node-protecting. In this document, we assume that all links to be protected with LFAs are point-to-point.
ノードSの宛先DのプレフィックスごとのLFAは、その宛先の事前計算されたバックアップIGPネクストホップです。このバックアップIGPネクストホップは、リンク保護またはノード保護にすることができます。このドキュメントでは、LFAで保護されるすべてのリンクがポイントツーポイントであると想定しています。
Link-protecting: A neighbor N is a link-protecting per-prefix LFA for S's route to D if equation eq1 is satisfied. This is in line with the definition of an LFA in [RFC5714].
リンク保護：方程式eq1が満たされる場合、ネイバーNはSのDへのルートのリンク保護のプレフィックスごとのLFAです。これは、[RFC5714]のLFAの定義と一致しています。
eq1: ND < NS + SD
where XY refers to the IGP distance from X to Y
ここで、XYはXからYまでのIGP距離を指します
Equation eq1
方程式eq1
Node-protecting: A neighbor N is a node-protecting LFA for S's route to D with initial IGP next hop F if N is a link-protecting LFA for D and equation eq2 is satisfied. This is in line with the definition of a Loop-Free Node-Protecting Alternate (also known as a node-protecting LFA) in [RFC5714].
ノード保護：NがDのリンク保護LFAであり、式eq2が満たされている場合、ネイバーNはSのDへのルートのノード保護LFAであり、最初のIGPネクストホップFがあります。これは、[RFC5714]のループフリーノード保護代替（ノード保護LFAとも呼ばれる）の定義と一致しています。
eq2: ND < NF + FD
Equation eq2
方程式eq2
De facto node-protecting LFA: This is a link-protecting LFA that turns out to be node-protecting. This occurs in cases illustrated by the following examples:
事実上のノード保護LFA：これは、ノード保護であることが判明したリンク保護LFAです。これは、次の例で示されるケースで発生します。
o The LFA candidate that is picked by S actually satisfies Equation eq2, but S did not verify that property. The show command issued by the operator would not indicate this LFA as "node-protecting", while in practice (de facto), it is.
o Sによって選択されたLFA候補は、実際には方程式eq2を満たしますが、Sはその特性を検証しませんでした。オペレーターが発行したshowコマンドは、このLFAを「ノード保護」として示しませんが、実際には（事実上）そうです。
o A cascading effect of multiple LFAs can also provide de facto node protection. Equation eq2 is not satisfied, but the combined activation of LFAs by some other neighbors of the failing node F provides (de facto) node protection. In other words, it puts the data plane in a state such that packets forwarded by S ultimately reach a neighbor of F that has a node-protecting LFA. Note that in this case, S cannot indicate the node-protecting behavior of the repair without running additional computations.
o複数のLFAのカスケード効果も、事実上のノード保護を提供できます。式eq2は満たされていませんが、障害が発生しているノードFの他のいくつかのネイバーによるLFAの組み合わせたアクティブ化により、（事実上）ノードが保護されます。つまり、Sによって転送されたパケットが最終的にノード保護LFAを持つFのネイバーに到達するような状態にデータプレーンを置きます。この場合、Sは、追加の計算を実行しないと、修復のノード保護動作を示すことができないことに注意してください。
Per-link LFA: A per-link LFA for the link SF is one pre-computed backup IGP next hop for all of the destinations reached through SF. This is a neighbor of the repairing node that is a per-prefix LFA for all of the destinations that the repairing node reaches through SF. Note that such a per-link LFA exists if S has a per-prefix LFA for destination F.
リンクごとのLFA：リンクSFのリンクごとのLFAは、SFを介して到達するすべての宛先の事前計算された1つのバックアップIGPネクストホップです。これは、修復ノードがSFを通じて到達するすべての宛先のプレフィックスごとのLFAである修復ノードのネイバーです。 Sに宛先FのプレフィックスごとのLFAがある場合、そのようなリンクごとのLFAが存在することに注意してください。
D
/ \
10 / \ 10
/ \
G H----------.
| | |
1 | 1 | |
| | |
B C | 10
| |\ |
| | \ |
| | \ 6 |
| | \ |
7 | 10 | E F
| | / /
| | / 6 / 5
| | / /
| |/ /
A-------S-----/
7
Figure 1: Example 1
図1：例1
In Figure 1, considering the protection of link SC, we can see that A, E, and F are per-prefix LFAs for destination D, as none of them use S to reach D.
図1では、リンクSCの保護を考慮して、A、E、およびFが宛先DのプレフィックスごとのLFAであることがわかります。
For destination D, A and F are node-protecting LFAs, as they do not reach D through node C, while E is not node-protecting for S, as it reaches D through C.
宛先Dの場合、AとFはノードCを介してDに到達しないためノード保護LFAであり、EはSをDからCに到達するためノード保護ではありません。
If S does not compute and select node-protecting LFAs, there is a chance that S picks the non-node-protecting LFA E, although A and F were node-protecting LFAs. If S enforces the selection of node-protecting LFAs, then in the case of the single failure of link SC, S will first activate its LFA, deviate traffic addressed to D along S-A-B-G-D and/or S-F-H-D, and then converge to its post-convergence optimal path S-E-C-H-D.
Sがノード保護LFAを計算して選択しない場合、AとFはノード保護LFAでしたが、Sが非ノード保護LFA Eを選択する可能性があります。 Sがノード保護LFAの選択を強制する場合、リンクSCの単一障害の場合、Sは最初にLFAをアクティブにし、SABGDおよび/またはSFHDに沿ってD宛てのトラフィックを逸脱させ、その後、収束後の状態に収束します。最適パスSECHD。
A reaches C via S; thus, A is not a per-link LFA for link SC. E reaches C through link EC; thus, E is a per-link LFA for link SC. This per-link LFA does not provide de facto node protection. Upon failure of node C, S would fast-reroute D-destined packets to its per-link LFA (= E). E would itself detect the failure of EC; hence, it would activate its own per-link LFA (= S). Traffic addressed to D would be trapped in a loop; hence, there is no de facto node protection behavior.
AはSを介してCに到達します。したがって、AはリンクSCのリンクごとのLFAではありません。 EはリンクECを介してCに到達します。したがって、EはリンクSCのリンクごとのLFAです。このリンクごとのLFAは、事実上のノード保護を提供しません。ノードCに障害が発生すると、SはD宛のパケットをリンクごとのLFA（= E）に高速再ルーティングします。 E自体がECの失敗を検出します。したがって、独自のリンクごとのLFA（= S）をアクティブにします。 D宛てのトラフィックはループでトラップされます。したがって、事実上のノード保護動作はありません。
If there were a link between E and F that E would pick as its LFA for destination D, then E would provide de facto node protection for S, as upon the activation of its LFA, S would deviate traffic addressed to D towards E. In turn, E deviates that traffic to F, which does not reach D through C.
Eが宛先DのLFAとして選択するEとFの間にリンクがある場合、EはSに事実上のノード保護を提供します。LFAのアクティブ化時に、SはD宛てのトラフィックをEに向けて逸脱します。ターンすると、EはそのトラフィックをFに逸らし、Cを介してDに到達しません。
F is a per-link LFA for link SC, as F reaches C via H. This per-link LFA is de facto node-protecting for destination D, as F reaches D via F-H-D.
FはHを介してCに到達するため、リンクSCのリンクごとのLFAです。FがF-H-Dを介してDに到達するため、このリンクごとのLFAは、宛先Dを事実上ノード保護しています。
Micro-Loop (uLoop): the occurrence of a transient forwarding loop during a routing transition (as defined in [RFC5715]).
マイクロループ（uLoop）：（[RFC5715]で定義されている）ルーティング遷移中に一時的な転送ループが発生する。
In Figure 1, the loss of link SE cannot create any uLoop, because of the following:
図1では、次の理由により、リンクSEの損失はuLoopを作成できません。
1. The link is only used to reach destination E.
1. リンクは、宛先Eに到達するためにのみ使用されます。
2. S is the sole node changing its path to E upon link SE failure.
2. Sは、リンクSEの障害時にパスをEに変更する唯一のノードです。
3. S's shortest path to E after the failure goes via C.
3. 障害がCを経由した後のSのEへの最短経路。
4. C's best path to E (before and after link SC failure) is via CE.
4. EへのCの最適なパス（リンクSC障害の前後）は、CE経由です。
On the other hand, upon failure of link AB, a micro-loop may form for traffic destined to B. Indeed, if A updates its Forwarding Information Base (FIB) before S, A will reroute B-destined traffic towards S, while S is still forwarding this traffic to A.
一方、リンクABに障害が発生すると、B宛てのトラフィックにマイクロループが形成される可能性があります。実際、AがSの前に転送情報ベース（FIB）を更新すると、AはSに向けてB宛てのトラフィックを再ルーティングしますが、SはまだこのトラフィックをAに転送しています。
The access part of the network often represents the majority of the nodes and links. It is organized in several tens or more of regions interconnected by the core network. Very often, the core acts as an IS-IS level-2 domain (OSPF area 0), while each access region is confined in an IS-IS level-1 domain (OSPF non-0 area). Very often, the network topology within each access region is derived from a unique template common across the whole access network. Within an access region itself, the network is made of several aggregation regions, each following the same interconnection topologies.
ネットワークのアクセス部分は、多くの場合、ノードとリンクの大部分を占めています。コアネットワークによって相互接続された数十以上の地域で構成されています。多くの場合、コアはIS-ISレベル2ドメイン（OSPFエリア0）として機能しますが、各アクセス領域はIS-ISレベル1ドメイン（OSPF非0エリア）に限定されます。多くの場合、各アクセスリージョン内のネットワークトポロジは、アクセスネットワーク全体で共通の一意のテンプレートから派生しています。アクセスリージョン内では、ネットワークはいくつかのアグリゲーションリージョンで構成され、それぞれが同じ相互接続トポロジーに従っています。
For these reasons, in the next sections, we base the analysis of the LFA applicability in a single access region, with the following assumptions:
これらの理由により、次のセクションでは、次の仮定を使用して、単一のアクセス領域でのLFAの適用性の分析をベースにしています。
o Two routers (C1 and C2) provide connectivity between the access region and the rest of the network. If a link connects these two routers in the region area, then it has a symmetric IGP metric c.
o 2つのルーター（C1とC2）は、アクセス領域と残りのネットワーク間の接続を提供します。リンクがこれらの2つのルーターをリージョンエリアで接続する場合、そのリンクには対称IGPメトリックcがあります。
o We analyze a single aggregation region within the access region. Two aggregation routers (A1 and A2) interconnect the aggregation region to the two routers C1 and C2 for the analyzed access region. If a link connects A1 to A2, then it has a symmetric IGP metric a. If a link connects a router A to a router C, then for the sake of generality we will call d the metric for the directed link CA and u the metric for the directed link AC.
o アクセスリージョン内の単一の集約リージョンを分析します。 2つの集約ルーター（A1およびA2）は、分析されたアクセスリージョンの2つのルーターC1およびC2に集約リージョンを相互接続します。リンクがA1からA2に接続している場合、そのリンクには対称IGPメトリックがあります。リンクがルーターAをルーターCに接続する場合、一般化のために、dを有向リンクCAのメトリック、uを有向リンクACのメトリックと呼びます。
o We analyze two edge routers, E1 and E2, in the access region. Each is dual-homed directly either to C1 and C2 (Section 3.1) or to A1 and A2 (Sections 3.2, 3.3, and 3.4). The directed link metric between Cx/Ax and Ey is d and u in the opposite direction.
o アクセスリージョンの2つのエッジルーターE1とE2を分析します。それぞれがC1およびC2（セクション3.1）またはA1およびA2（セクション3.2、3.3、および3.4）に直接デュアルホーム接続されています。 Cx / AxとEy間の有向リンクメトリックは、反対方向のdとuです。
o We assume a multi-level IGP domain. The analyzed access region forms a level-1 (L1) domain. The core is the level-2 (L2) domain. We assume that the link between C1 and C2, if it exists, is configured as L1L2. We assume that the loopbacks of the C routers are part of the L2 topology. L1 routers learn about them as propagated routes (L2=>L1 with the Down bit set). We remind the reader that if an L1L2 router learns about X/x as an L1 path P1, an L2 path P2, and an L1L2 path P12, then it will prefer path P1. If path P1 is lost, then it will prefer path P2.
o マルチレベルIGPドメインを想定しています。分析されたアクセス領域は、レベル1（L1）ドメインを形成します。コアはレベル2（L2）ドメインです。 C1とC2の間のリンクが存在する場合は、L1L2として構成されていると想定します。 CルータのループバックはL2トポロジの一部であると想定しています。 L1ルーターは、それらを伝搬ルートとして学習します（L2 => L1、ダウンビットセット）。 L1L2ルータがX / xをL1パスP1、L2パスP2、およびL1L2パスP12として学習する場合、パスP1を優先することを読者に思い出させます。パスP1が失われた場合、パスP2が優先されます。
o We assume that all of the C, A, and E routers may be connected to customers; hence, we analyze LFA coverage for the loopbacks of each type of node.
o C、A、およびEルーターはすべて顧客に接続できると想定しています。したがって、各タイプのノードのループバックのLFAカバレッジを分析します。
o We assume that no useful traffic is directed to router-to-router subnets; hence, we do not analyze LFA applicability for such subnets.
o 有用なトラフィックはルーター間サブネットに向けられていないと想定しています。したがって、そのようなサブネットに対するLFAの適用性は分析しません。
o A prefix P models an important IGP destination that is not present in the local access region. The IGP metric from C1 to P is x, and the metric from C2 to P is x + e.
o 接頭辞Pは、ローカルアクセスリージョンに存在しない重要なIGP宛先をモデル化します。 C1からPへのIGPメトリックはxで、C2からPへのメトリックはx + eです。
o We analyze LFA coverage against all link and node failures within the access region.
o アクセスリージョン内のすべてのリンクとノードの障害に対するLFAカバレッジを分析します。
o WxYz refers to the link from Wx to Yz.
o WxYzは、WxからYzへのリンクを指します。
o We assume that c < d + u and a < d + u (a commonly agreed-upon design rule).
o c <d + uおよびa <d + u（一般に合意された設計規則）であると想定します。
o In the square access design (Section 3.3), we assume that c < a (a commonly agreed-upon design rule).
o 正方アクセス設計（セクション3.3）では、c <a（一般に合意された設計規則）と仮定します。
o We analyze the most frequent topologies found in an access region.
o アクセスリージョンで見つかった最も頻繁なトポロジを分析します。
o We first analyze per-prefix LFA applicability and then per-link.
o 最初にプレフィックスごとのLFA適用性を分析し、次にリンクごとに分析します。
o The topologies are symmetric with respect to a vertical axis; hence, we only detail the logic for the link and node failures of the left half of the topology.
o トポロジーは垂直軸に対して対称です。したがって、トポロジの左半分のリンクとノードの障害のロジックのみを詳しく説明します。
We describe the LFA applicability for the failures of C1E1, E1, and C1 (Figure 2).
C1E1、E1、およびC1の障害に対するLFAの適用性について説明します（図2）。
P
/ \
x/ \x+e
/ \
C1--c--C2
|\ /|
| \ / |
d/u| \ |d/u
| / \ |
|/ \|
E1 E2
Figure 2: Triangle
図2：三角形
Three destinations are impacted by this link failure: C1, E2, and P.
このリンク障害の影響を受けるのは、C1、E2、およびPの3つの宛先です。
The LFA for destination C1 is C2, because eq1: c < d + u. Node protection for route C1 is not applicable. (If C1 goes down, traffic destined to C1 is lost anyway.) The LFA to E2 is via C2, because eq1: d < d + u + d. It is node-protecting, because eq2: d < c + d.
eq1：c <d + uであるため、宛先C1のLFAはC2です。ルートC1のノード保護は適用されません。 （C1がダウンした場合、C1宛てのトラフィックはいずれにしても失われます。）eq1：d <d + u + dであるため、E2へのLFAはC2経由です。 eq2：d <c + dであるため、ノードを保護しています。
The LFA to P is via C2, because c < d + u. It is node-protecting if eq2: x + e < x + c, i.e., if e < c. This relationship between e and c is an important aspect of the analysis, which is discussed in detail in Sections 3.5 and 3.6.
c <d + uであるため、LFAからPはC2経由です。 eq2：x + e <x + cの場合、つまりe <cの場合、ノードを保護しています。 eとcの間のこの関係は、分析の重要な側面です。これについては、セクション3.5および3.6で詳しく説明します。
Conclusion: All important intra-PoP (Point of Presence) routes with primary interface E1C1 benefit from LFA link and node protection. All important inter-PoP routes with primary interface E1C1 benefit from LFA link protection, and also from node protection if e < c.
結論：プライマリインターフェイスE1C1を持つすべての重要なイントラPoP（ポイントオブプレゼンス）ルートは、LFAリンクとノード保護の恩恵を受けます。プライマリインターフェイスE1C1を持つすべての重要なInter-PoPルートは、LFAリンク保護の恩恵を受け、e <cの場合はノード保護の恩恵も受けます。
We have a per-prefix LFA to C1; hence, we have a per-link LFA for link E1C1. All impacted destinations are protected against link failure. In the case of C1 node failure, the traffic to C1 is lost (by definition), the traffic to E2 is de facto protected against node failure, and the traffic to P is de facto protected when e < c.
C1にプレフィックスごとのLFAがあります。したがって、リンクE1C1のリンクごとのLFAがあります。影響を受けるすべての宛先は、リンク障害から保護されています。 C1ノード障害の場合、C1へのトラフィックは（定義により）失われ、E2へのトラフィックは事実上ノード障害から保護され、Pへのトラフィックは事実上e <cのときに保護されます。
C1 only has one primary route via C1E1: the route to E1 (because c < d + u).
C1には、C1E1を経由する1つのプライマリルートのみがあります（E <1のルートであるため）。
C1's LFA to E1 is via C2, because eq1: d < c + d.
eq1：d <c + dであるため、C1のE1へのLFAはC2経由です。
Node protection upon E1's failure is not applicable, as the only impacted traffic is sinked at E1 and hence is lost anyway.
E1の障害時のノード保護は適用されません。影響を受けるトラフィックはE1でシンクされるだけなので、失われます。
Conclusion: All important routes with primary interface C1E1 benefit from LFA link protection. Node protection is not applicable.
結論：プライマリインターフェイスC1E1のすべての重要なルートは、LFAリンク保護の恩恵を受けます。ノード保護は適用されません。
We have a per-prefix LFA to E1; hence, we have a per-link LFA for link C1E1. De facto node protection is not applicable.
E1にプレフィックスごとのLFAがあります。したがって、リンクC1E1のリンクごとのLFAがあります。事実上のノード保護は適用されません。
The IGP convergence cannot create any uLoop. See Section 3.7.
IGPコンバージェンスはuLoopを作成できません。セクション3.7を参照してください。
All important intra-PoP routes benefit from LFA link and node protection or de facto node protection. All important inter-PoP routes benefit from LFA link protection. De facto node protection is ensured if e < c. (This is particularly the case for dual-plane core or two-tiered IGP metric design; see Sections 3.5 and 3.6.)
すべての重要なPoP内ルートは、LFAリンクとノード保護、または事実上のノード保護の恩恵を受けます。すべての重要なInter-PoPルートは、LFAリンク保護の恩恵を受けます。 e <cの場合、事実上のノード保護が保証されます。 （これは特に、デュアルプレーンコアまたは2層IGPメトリック設計の場合です。セクション3.5および3.6を参照してください。）
The IGP convergence does not cause any uLoop.
IGPコンバージェンスはuLoopを引き起こしません。
Per-link LFAs and per-prefix LFAs provide the same protection benefits.
リンクごとのLFAとプレフィックスごとのLFAは、同じ保護の利点を提供します。
We describe the LFA applicability for the failures of C1A1, A1E1, E1, A1, and C1 (Figure 3).
C1A1、A1E1、E1、A1、およびC1の障害に対するLFAの適用性について説明します（図3）。
P
/ \
x/ \x+e
/ \
C1--c--C2
|\ /|
| \ / |
d/u | \ | d/u
| / \ |
|/ \|
A1--a--A2
|\ /|
| \ / |
d/u| \ |d/u
| / \ |
|/ \|
E1 E2
Figure 3: Full Mesh
図3：フルメッシュ
Four destinations are impacted by this link failure: A1, C1, E2, and P.
このリンク障害の影響を受けるのは、A1、C1、E2、およびPの4つの宛先です。
The LFA for A1 is A2: eq1: a < d + u. Node protection for route A1 is not applicable. (If A1 goes down, traffic to A1 is lost anyway.) The LFA for C1 is A2: eq1: u < d + u + u. Node protection for route C1 is guaranteed: eq2: u < a + u.
A1のLFAはA2です：eq1：a <d + u。ルートA1のノード保護は適用されません。 （A1がダウンすると、いずれにしてもA1へのトラフィックは失われます。）C1のLFAはA2です：eq1：u <d + u + u。ルートC1のノード保護は保証されています：eq2：u <a + u。
The LFA to E2 is via A2: eq1: d < d + u + d. Node protection is guaranteed: eq2: d < a + d.
E2へのLFAはA2を経由します：eq1：d <d + u + d。ノード保護は保証されています：eq2：d <a + d。
The LFA to P is via A2: eq1: u + x < d + u + u + x. Node protection is guaranteed: eq2: u + x < a + u + x.
LFAからPへは、A2を介して行われます。eq1：u + x <d + u + u + x。ノード保護が保証されています：eq2：u + x <a + u + x。
Conclusion: All important intra-PoP and inter-PoP routes with primary interface E1A1 benefit from LFA link and node protection.
結論：プライマリインターフェイスE1A1を持つすべての重要なPoP内およびPoP間ルートは、LFAリンクとノード保護の恩恵を受けます。
We have a per-prefix LFA to A1; hence, we have a per-link LFA for link E1A1. All impacted destinations are protected against link failure. De facto node protection is provided for all destinations (except to A1, which is not applicable).
A1にプレフィックスごとのLFAがあります。したがって、リンクE1A1のリンクごとのLFAがあります。影響を受けるすべての宛先は、リンク障害から保護されています。すべての宛先に対して、事実上のノード保護が提供されます（A1を除く、これは適用されません）。
A1 only has one primary route via A1E1: the route to E1 (because a < d + u).
A1には、A1E1を経由する1つのプライマリルートのみがあります（E <1 + uのため）。
A1's LFA to E1 is via A2: eq1: d < a + d.
A1からE1へのLFAは、A2経由です。eq1：d <a + d。
Node protection upon E1's failure is not applicable, as the only impacted traffic is sinked at E1 and hence is lost anyway.
E1の障害時のノード保護は適用されません。影響を受けるトラフィックはE1でシンクされるだけなので、失われます。
Conclusion: All important routes with primary interface A1E1 benefit from LFA link protection. Node protection is not applicable.
結論：プライマリインターフェイスA1E1のすべての重要なルートは、LFAリンク保護の恩恵を受けます。ノード保護は適用されません。
We have a per-prefix LFA to E1; hence, we have a per-link LFA for link C1E1. De facto node protection is not applicable.
E1にプレフィックスごとのLFAがあります。したがって、リンクC1E1のリンクごとのLFAがあります。事実上のノード保護は適用されません。
Two destinations are impacted by this link failure: C1 and P.
このリンク障害の影響を受けるのは、C1とPの2つの宛先です。
The LFA for C1 is C2, because eq1: c < d + u. Node protection for route C1 is not applicable. (If C1 goes down, traffic to C1 is lost anyway.) The LFA for P is via C2, because c < d + u. It is de facto protected against node failure if eq2: x + e < x + c.
eq1：c <d + uであるため、C1のLFAはC2です。ルートC1のノード保護は適用されません。 （C1がダウンすると、いずれにしてもC1へのトラフィックは失われます。）c <d + uであるため、PのLFAはC2経由です。 eq2：x + e <x + cの場合、事実上ノード障害から保護されます。
Conclusion: All important intra-PoP routes with primary interface A1C1 benefit from LFA link protection. (Node protection is not applicable.) All important inter-PoP routes with primary interface E1C1 benefit from LFA link protection (and from de facto node protection if e < c).
結論：プライマリインターフェイスA1C1を持つすべての重要なIntra-PoPルートは、LFAリンク保護の恩恵を受けます。 （ノード保護は適用されません。）プライマリインターフェイスE1C1を持つすべての重要なInter-PoPルートは、LFAリンク保護（およびe <cの場合は事実上のノード保護）の恩恵を受けます。
We have a per-prefix LFA to C1; hence, we have a per-link LFA for link A1C1. All impacted destinations are protected against link failure. In the case of C1 node failure, the traffic to C1 is lost (by definition), and the traffic to P is de facto node protected if e < c.
C1にプレフィックスごとのLFAがあります。したがって、リンクA1C1のリンクごとのLFAがあります。影響を受けるすべての宛先は、リンク障害から保護されています。 C1ノードの障害の場合、C1へのトラフィックは（定義により）失われ、e <cの場合、Pへのトラフィックは事実上ノード保護されます。
C1 has three routes via C1A1: A1, E1, and E2. E2 behaves like E1 and hence is not analyzed further.
C1には、C1A1を介した3つのルートがあります：A1、E1、およびE2。 E2はE1のように動作するため、これ以上分析されません。
C1's LFA to A1 is via C2, because eq1: d < c + d. Node protection upon A1's failure is not applicable, as the traffic to A1 is lost anyway.
eq1：d <c + dであるため、C1からA1へのLFAはC2経由です。 A1へのトラフィックがいずれにしても失われるため、A1の障害時のノード保護は適用されません。
C1's LFA to E1 is via A2: eq1: d < u + d + d. Node protection upon A1's failure is guaranteed, because eq2: d < a + d.
E1へのC1のLFAはA2を経由します：eq1：d <u + d + d。 eq2：d <a + dであるため、A1の障害時のノード保護が保証されます。
Conclusion: All important routes with primary interface C1A1 benefit from LFA link protection. Node protection is guaranteed where applicable.
結論：プライマリインターフェイスC1A1のすべての重要なルートは、LFAリンク保護の恩恵を受けます。該当する場合、ノード保護が保証されます。
We have a per-prefix LFA to A1; hence, we have a per-link LFA for link C1E1. De facto node protection is available.
A1にプレフィックスごとのLFAがあります。したがって、リンクC1E1のリンクごとのLFAがあります。事実上のノード保護が利用可能です。
The IGP convergence cannot create any uLoop. See Section 3.7.
IGPコンバージェンスはuLoopを作成できません。セクション3.7を参照してください。
All important intra-PoP routes benefit from LFA link and node protection.
重要なすべてのPoP内ルートは、LFAリンクとノード保護の恩恵を受けます。
All important inter-PoP routes benefit from LFA link protection. They benefit from node protection upon failure of A nodes. They benefit from node protections upon failure of C nodes if e < c. (This is particularly the case for dual-plane core or two-tiered IGP metric design; see Sections 3.5 and 3.6.)
すべての重要なInter-PoPルートは、LFAリンク保護の恩恵を受けます。 Aノードに障害が発生した場合のノード保護のメリットがあります。 e <cの場合、Cノードの障害時にノードを保護するメリットがあります。 （これは特に、デュアルプレーンコアまたは2層IGPメトリック設計の場合です。セクション3.5および3.6を参照してください。）
The IGP convergence does not cause any uLoop.
IGPコンバージェンスはuLoopを引き起こしません。
Per-link LFAs and per-prefix LFAs provide the same protection benefits.
リンクごとのLFAとプレフィックスごとのLFAは、同じ保護の利点を提供します。
We describe the LFA applicability for the failures of C1A1, A1E1, E1, A1, and C1 (Figure 4).
C1A1、A1E1、E1、A1、およびC1の障害に対するLFAの適用性について説明します（図4）。
P
/ \
x/ \x+e
/ \
C1--c--C2
|\ | \
| \ | +-------+
d/u | \ | \
| +-|-----+ \
| | \ \
A1--a--A2 A3--a--A4
|\ /| | /
| \ / | | /
d/u| \ |d/u | /
| / \ | | /
|/ \| |/
E1 E2 E3
Figure 4: Square
図4：正方形
E1 has six routes via E1A1: A1, C1, P, E2, A3, and E3.
E1には、E1A1を介した6つのルートがあります：A1、C1、P、E2、A3、およびE3。
E1's LFA route to A1 is via A2, because eq1: a < d + u. Node protection for traffic to A1 upon A1 node failure is not applicable.
E1のA1へのLFAルートはA2を経由します。これは、eq1：a <d + uであるためです。 A1ノード障害時のA1へのトラフィックのノード保護は適用されません。
E1's LFA route to A3 is via A2, because eq1: u + c + d < d + u + u + d. This LFA is guaranteed to be node-protecting, because eq2: u + c + d < a + u + d.
E1のA3へのLFAルートはA2を経由します。これは、eq1：u + c + d <d + u + u + dであるためです。 eq2：u + c + d <a + u + dであるため、このLFAはノード保護であることが保証されています。
E1's LFA route to C1 is via A2, because eq1: u + c < d + u + u. This LFA is guaranteed to be node-protecting, because eq2: u + c < a + u.
E1のC1へのLFAルートはA2を経由します。これは、eq1：u + c <d + u + uであるためです。 eq2：u + c <a + uであるため、このLFAはノード保護であることが保証されています。
E1's primary route to E2 is via ECMP(E1A1, E1A2) (Equal-Cost Multi-Path). The LFA for the first ECMP path (via A1) is the second ECMP path (via A2). This LFA is guaranteed to be node-protecting, because eq2: d < a + d.
E1からE2へのプライマリルートは、ECMP（E1A1、E1A2）（等コストマルチパス）を経由します。 （A1を介した）最初のECMPパスのLFAは、（A2を介した）2番目のECMPパスです。このLFAは、eq2：d <a + dであるため、ノード保護であることが保証されています。
E1's primary route to E3 is via ECMP(E1A1, E1A2). The LFA for the first ECMP path (via A1) is the second ECMP path (via A2). This LFA is guaranteed to be node-protecting, because eq2: u + d + d < a + u + d + d.
E1からE3へのプライマリルートはECMP（E1A1、E1A2）を経由します。 （A1を介した）最初のECMPパスのLFAは、（A2を介した）2番目のECMPパスです。 eq2：u + d + d <a + u + d + dであるため、このLFAはノード保護であることが保証されています。
If e = 0: E1's primary route to P is via ECMP(E1A1, E1A2). The LFA for the first ECMP path (via A1) is the second ECMP path (via A2). This LFA is guaranteed to be node-protecting, because eq2: u + x + 0 < a + u + x.
e = 0の場合：PへのE1のプライマリルートはECMP（E1A1、E1A2）を経由します。 （A1を介した）最初のECMPパスのLFAは、（A2を介した）2番目のECMPパスです。 eq2：u + x + 0 <a + u + xであるため、このLFAはノード保護であることが保証されています。
If e <> 0: E1's primary route to P is via E1A1. Its LFA is via A2, because eq1: u + c + x < d + u + u + x. This LFA is guaranteed to be node-protecting, because eq2: u + c + x < a + u + x.
e <> 0の場合：PへのE1のプライマリルートはE1A1を経由します。 eq1：u + c + x <d + u + u + xであるため、そのLFAはA2経由です。 eq2：u + c + x <a + u + xであるため、このLFAはノード保護であることが保証されています。
Conclusion: All important intra-PoP and inter-PoP routes with primary interface E1A1 benefit from LFA link protection and node protection.
結論：プライマリインターフェイスE1A1を持つすべての重要なPoP内およびPoP間ルートは、LFAリンク保護とノード保護の恩恵を受けます。
We have a per-prefix LFA for A1; hence, we have a per-link LFA for link E1A1. All important intra-PoP and inter-PoP routes with primary interface E1A1 benefit from LFA per-link protection and de facto node protection.
A1にはプレフィックスごとのLFAがあります。したがって、リンクE1A1のリンクごとのLFAがあります。プライマリインターフェイスE1A1を持つすべての重要なIntra-PoPおよびInter-PoPルートは、LFAリンクごとの保護と事実上のノード保護の恩恵を受けます。
A1 only has one primary route via A1E1: the route to E1.
A1には、A1E1経由のプライマリルートが1つだけあります。E1へのルートです。
A1's LFA for route E1 is the path via A2, because eq1: d < a + d. Node protection is not applicable.
eq1：d <a + dであるため、ルートE1のA1のLFAはA2を経由するパスです。ノード保護は適用されません。
Conclusion: All important routes with primary interface A1E1 benefit from LFA link protection. Node protection is not applicable.
結論：プライマリインターフェイスA1E1のすべての重要なルートは、LFAリンク保護の恩恵を受けます。ノード保護は適用されません。
All important routes with primary interface A1E1 benefit from LFA link protection. De facto node protection is not applicable.
プライマリインターフェイスA1E1のすべての重要なルートは、LFAリンク保護の恩恵を受けます。事実上のノード保護は適用されません。
Four destinations are impacted when A1C1 fails: C1, A3, E3, and P.
A1C1が失敗すると、C1、A3、E3、およびPの4つの宛先が影響を受けます。
A1's LFA to C1 is via A2, because eq1: u + c < a + u. Node protection is not applicable for traffic to C1 when C1 fails.
eq1：u + c <a + uであるため、A1からC1へのLFAはA2経由です。 C1に障害が発生した場合、ノード保護はC1へのトラフィックには適用されません。
A1's LFA to A3 is via A2, because eq1: u + c + d < a + u + d. It is de facto node-protecting, as a < u + c + d (as we assumed a < u + d). Indeed, for destination A3, A2 forwards traffic to C2, and C2 has a node-protecting LFA -- A4 -- for the failure of link C2C1, as a < u + c + d. Hence, the cascading application of LFAs by A1 and C2 during the failure of C1 provides de facto node protection.
eq1：u + c + d <a + u + dであるため、A1からA3へのLFAはA2経由です。 a <u + c + d（a <u + dと想定）のように、事実上ノードを保護しています。実際、宛先A3の場合、A2はトラフィックをC2に転送し、C2にはノード保護LFA-A4-がリンクC2C1の障害に対してa <u + c + dとしてあります。したがって、C1の障害時にA1とC2によるLFAのカスケードアプリケーションは、事実上のノード保護を提供します。
A1's LFA to E3 is via A2, because eq1: u + d + d < a + u + d + d. It is node-protecting, because eq2: u + d + d < u + c + d + d.
eq1：u + d + d <a + u + d + dであるため、A1からE3へのLFAはA2経由です。 eq2：u + d + d <u + c + d + dであるため、ノードを保護しています。
A1's primary route to P is via C1 (even if e = 0, u + x < u + c + x). The LFA is via A2, because eq1: u + c + x < a + u + x (case where c <= e) and eq1: u + x + e < a + u + x (case where c >= e). This LFA is node-protecting (from the viewpoint of A1 computing eq2) if eq2: u + x + e < u + c + x. This inequality is true if e < c.
A1のPへの主要ルートはC1を経由します（e = 0、u + x <u + c + xであっても）。 eq1：u + c + x <a + u + x（c <= eの場合）とeq1：u + x + e <a + u + x（c> = eの場合）であるため、LFAはA2経由です。 。このLFAは、eq2：u + x + e <u + c + xの場合、ノード保護（A1 eq2の計算の観点から）です。 e <cの場合、この不等式は真です。
Conclusion: All important intra-PoP routes with primary interface A1C1 benefit from LFA link protection and node protection. Note that A3 benefits from de facto node protection. All important inter-PoP routes with primary interface A1C1 benefit from LFA link protection. They also benefit from node protection if e < c.
結論：プライマリインターフェイスA1C1を備えたすべての重要なPoP内ルートは、LFAリンク保護とノード保護の恩恵を受けます。 A3は事実上のノード保護の恩恵を受けることに注意してください。プライマリインターフェイスA1C1を持つすべての重要なInter-PoPルートは、LFAリンク保護の恩恵を受けます。 e <cの場合、ノード保護からもメリットがあります。
All important intra-PoP routes with primary interface A1C1 benefit from LFA link protection and de facto node protection. All important inter-PoP routes with primary interface A1C1 benefit from LFA link protection. They also benefit from de facto node protection if e < c.
プライマリインターフェイスA1C1を持つすべての重要なPoP内ルートは、LFAリンク保護と事実上のノード保護の恩恵を受けます。プライマリインターフェイスA1C1を持つすべての重要なInter-PoPルートは、LFAリンク保護の恩恵を受けます。 e <cの場合は、事実上のノード保護からもメリットがあります。
Three destinations are impacted by C1A1 link failure: A1, E1, and E2. E2's analysis is the same as E1 and hence is omitted.
C1A1リンク障害の影響を受けるのは、A1、E1、およびE2の3つの宛先です。 E2の分析はE1と同じなので、省略されます。
C1 has no LFA for A1. Indeed, its neighbors (C2 and A3) have a shortest path to A1 via C1. This is due to the assumption (c < a).
C1にはA1のLFAがありません。実際、その近隣（C2とA3）には、C1を介してA1への最短パスがあります。これは仮定（c <a）によるものです。
C1's LFA for E1 is via C2, because eq1: d + d < c + d + d. It provides node protection, because eq2: d + d < d + a + d.
eq1：d + d <c + d + dであるため、E1のC1のLFAはC2経由です。 eq2：d + d <d + a + dであるため、ノード保護を提供します。
Conclusion: All important intra-PoP routes with primary interface A1C1, except A1, benefit from LFA link protection and node protection.
結論：A1を除く、プライマリインターフェイスA1C1を持つすべての重要なPoP内ルートは、LFAリンク保護とノード保護の恩恵を受けます。
C1 does not have a per-prefix LFA for destination A1; hence, there is no per-link LFA for link C1A1.
C1には、宛先A1のプレフィックスごとのLFAはありません。したがって、リンクC1A1にはリンクごとのLFAはありません。
The commonly agreed-upon design rule (c < a) is especially beneficial for a deployment using per-link LFA: it provides a per-link LFA for the most important direction (A1C1). Indeed, there are many more destinations reachable over A1C1 than over C1A1. As the IGP convergence duration is proportional to the number of routes to update, there is a better benefit in leveraging LFA FRR for link A1C1 than for link C1A1.
一般に合意された設計ルール（c <a）は、リンクごとのLFAを使用する展開に特に有益です。最も重要な方向（A1C1）に対してリンクごとのLFAを提供します。実際、C1A1よりもA1C1で到達可能な宛先の方がはるかに多いです。 IGPコンバージェンス期間は更新するルートの数に比例するため、リンクC1A1よりもリンクA1C1のLFA FRRを活用するほうがより良い利点があります。
Note as well that the consequence of this assumption is much more important for per-link LFA than for per-prefix LFA.
また、この仮定の結果は、プレフィックスごとのLFAよりもリンクごとのLFAの方がはるかに重要であることに注意してください。
For per-prefix LFAs, in the case of link C1A1 failure, we do have a per-prefix LFA for E1, E2, and any node subtended below A1 and A2. Typically, most of the traffic traversing link C1A1 is directed to these E nodes; hence, the lack of per-prefix LFAs for the destination A1 might be insignificant. This is a good example of the coverage benefit of per-prefix LFAs over per-link LFAs.
プレフィックスごとのLFAの場合、リンクC1A1に障害が発生した場合は、E1、E2、およびA1とA2の下にあるノードにプレフィックスごとのLFAがあります。通常、リンクC1A1を通過するほとんどのトラフィックは、これらのEノードに送信されます。したがって、宛先A1のプレフィックスごとのLFAの欠如は重要ではない可能性があります。これは、リンクごとのLFAよりもプレフィックスごとのLFAのカバレッジの利点の良い例です。
In the remainder of this section, we analyze the consequence of not having c < a.
このセクションの残りの部分では、c <aがないことの結果を分析します。
It definitely has a negative impact upon per-link LFAs.
これは間違いなく、リンクごとのLFAに悪影響を及ぼします。
With c > a, C1A1 has a per-link LFA, while A1C1 has no per-link LFA. The number of destinations impacted by A1C1 failure is much larger than the direction C1A1; hence, the protection is provided for the wrong direction.
c> aの場合、C1A1にはリンクごとのLFAがありますが、A1C1にはリンクごとのLFAはありません。 A1C1障害の影響を受ける宛先の数は、C1A1方向よりもはるかに多くなります。したがって、保護は間違った方向に提供されます。
For per-prefix LFAs, the availability of an LFA depends on the topology and needs to be assessed individually for each per-prefix LFA. Some backbone topologies will lead to very good protection coverage, while some others might provide very poor coverage.
プレフィックスごとのLFAの場合、LFAの可用性はトポロジに依存し、プレフィックスごとのLFAごとに個別に評価する必要があります。一部のバックボーントポロジは、非常に優れた保護カバレッジをもたらしますが、非常に貧弱なカバレッジを提供するものもあります。
More specifically, upon A1C1 failure, the coverage of a remote destination P depends on whether e < a. In such a case, A2 is de facto node-protecting per-prefix LFA for P.
より具体的には、A1C1障害時のリモート宛先Pのカバレッジは、e <aかどうかによって異なります。このような場合、A2は事実上、PのプレフィックスごとのLFAノード保護です。
Such a study likely requires a planning tool, as each remote destination P would have a different e value (exception: all of the edge devices of other aggregation pairs within the same region, as for these e = 0 by definition, e.g., E3.)
各リモート宛先Pは異なるe値を持つため、このような調査にはおそらく計画ツールが必要です（例外：同じリージョン内の他のアグリゲーションペアのすべてのエッジデバイス。これらのe = 0の定義では、E3など）。 ）
Finally, note that c = a is the worst choice. In this case, C1 has no per-prefix LFA for A1 (and vice versa); hence, there is no per-link LFA for C1A1 and A1C1.
最後に、c = aが最悪の選択であることに注意してください。この場合、C1にはA1のプレフィックスごとのLFAがありません（逆も同様）。したがって、C1A1およびA1C1のリンクごとのLFAはありません。
All important intra-PoP routes benefit from LFA link and node protection with one exception: C1 has no per-prefix LFA to A1.
重要なすべてのPoP内ルートは、LFAリンクとノード保護の恩恵を受けますが、C1にはプレフィックスごとのLFAからA1はありません。
All important inter-PoP routes benefit from LFA link protection. They benefit from node protection if e < c.
すべての重要なInter-PoPルートは、LFAリンク保護の恩恵を受けます。 e <cの場合、ノード保護のメリットがあります。
Per-link LFA provides the same protection coverage as per-prefix LFA, with two exceptions: first, C1A1 has no per-link LFA at all. Second, when per-prefix LFA provides node protection (eq2 is satisfied), per-link LFA provides effective de facto node protection.
リンクごとのLFAは、プレフィックスごとのLFAと同じ保護カバレッジを提供しますが、2つの例外があります。最初に、C1A1にはリンクごとのLFAがまったくありません。次に、プレフィックスごとのLFAがノード保護を提供する場合（eq2が満たされる）、リンクごとのLFAが事実上のノード保護を提供します。
If the vertical links of the square are made of parallel links (at the IP topology or below), then one should consider splitting these "vertical links" into "vertical and crossed links". The topology becomes "full mesh". One should also ensure that the two resulting sets of links (vertical and crossed) do not share any Shared Risk Link Group (SRLG).
正方形の垂直リンクが（IPトポロジ以下で）並列リンクで構成されている場合、これらの「垂直リンク」を「垂直リンクと交差リンク」に分割することを検討する必要があります。トポロジは「フルメッシュ」になります。また、結果として生じる2つのリンクのセット（垂直および交差）が共有リスクリンクグループ（SRLG）を共有しないようにする必要もあります。
A typical scenario in which this is prevented would be when the A1C1 bandwidth may be within a building while the A1C2 is between buildings. Hence, while from a router-port viewpoint the operation is cost-neutral, from a cost-of-bandwidth viewpoint it is not.
これが防止される典型的なシナリオは、A1C2が建物の間にある間にA1C1帯域幅が建物内にある場合です。したがって、ルーターポートの観点からは操作はコストに中立ですが、帯域幅のコストの観点からはそうではありません。
In a full mesh, the vertical and crossed links play the dominant role, as they support most of the primary and backup paths. The capacity of the horizontal links can be dimensioned on the basis of traffic destined to a single C node or a single A node, and to a single E node.
フルメッシュでは、垂直リンクと交差リンクが主要な役割を果たします。これは、プライマリリンクとバックアップパスのほとんどをサポートするためです。水平リンクの容量は、単一のCノードまたは単一のAノード、および単一のEノード宛てのトラフィックに基づいて決定できます。
For the Extended U topology, we define the following terminology:
拡張Uトポロジでは、次の用語を定義します。
C1L1: the node "C1" as seen in topology L1.
C1L1：トポロジーL1に見られるノード「C1」。
C1L2: the node "C1" as seen in topology L2.
C1L2：トポロジーL2に見られるノード「C1」。
C1LO: the loopback of C1. This loopback is in L2.
C1LO：C1のループバック。このループバックはL2にあります。
C2LO: the loopback of C2. This loopback is in L2.
C2LO：C2のループバック。このループバックはL2にあります。
We remind the reader that C1 and C2 are L1L2 routers and that their loopbacks are in L2 only.
C1とC2はL1L2ルーターであり、それらのループバックはL2のみであることを読者に思い出させます。
P
/ \
x/ \x+e
/ \
C1<...>C2
|\ | \
| \ | +-------+
d/u | \ | \
| +-|-----+ \
| | \ \
A1--a--A2 A3--a--A4
|\ /| | /
| \ / | | /
d/u| \ |d/u | /
| / \ | | /
|/ \| |/
E1 E2 E3
Figure 5: Extended U
図5：拡張U
There is no L1 link between C1 and C2. There might be an L2 link between C1 and C2. This is not relevant, as this is not seen from the viewpoint of the L1 topology, which is the focus of our analysis.
C1とC2の間にL1リンクはありません。 C1とC2の間にL2リンクがある可能性があります。これは、私たちの分析の焦点であるL1トポロジーの観点からは見られないため、関係ありません。
It is guaranteed that there is a path from C1LO to C2LO within the L2 topology (except if the L2 topology partitions, which is very unlikely and hence not analyzed here). We call "c" its path cost. Once again, we assume that c < a.
L2トポロジー内にC1LOからC2LOへのパスが存在することが保証されています（L2トポロジーパーティションが例外で、非常に可能性が低いため、ここでは分析されません）。 「c」をそのパスコストと呼びます。ここでも、c <aであると仮定します。
We exploit this property to create a tunnel T between C1LO and C2LO. Once again, as the source and destination addresses are the loopbacks of C1 and C2 and these loopbacks are in L2 only, it is guaranteed that the tunnel does not transit via the L1 domain.
このプロパティを利用して、C1LOとC2LOの間にトンネルTを作成します。この場合も、送信元アドレスと宛先アドレスはC1とC2のループバックであり、これらのループバックはL2にのみ存在するため、トンネルがL1ドメインを経由しないことが保証されます。
IS-IS does not run over the tunnel; hence, the tunnel is not used for any primary paths within the L1 or L2 topology.
IS-ISはトンネルを介して実行されません。したがって、トンネルはL1またはL2トポロジー内のプライマリパスには使用されません。
Within level-1, we configure C1 (C2) with a level-1 LFA extended neighbor "C2 via tunnel T" ("C1 via tunnel T").
レベル1内では、レベル1のLFA拡張ネイバー「C2 via tunnel T」（「C1 via tunnel T」）を使用してC1（C2）を構成します。
A router supporting such an extension learns that it has one additional potential neighbor in topology level-1 when checking for LFAs.
そのような拡張をサポートするルータは、LFAをチェックするときに、トポロジレベル1に1つの追加の潜在的なネイバーがあることを学習します。
The L1 topology learns about C1LO as an L2=>L1 route with the Down bit set, propagated by C1L1 and C2L1. The metric advertised by C2L1 is bigger than the metric advertised by C1L1 by "c".
L1トポロジは、C1LOについて、Downビットが設定されたL2 => L1ルートとして学習し、C1L1およびC2L1によって伝播されます。 C2L1によってアドバタイズされたメトリックは、C1L1によってアドバタイズされたメトリックよりも「c」だけ大きくなります。
The L1 topology learns about P as an L2=>L1 route with the Down bit set, propagated by C1L1 and C2L1. The metric advertised by C2L1 is bigger than the metric advertised by C1L1 by "e". This implies that e <= c.
L1トポロジーは、Pについて、C1L1およびC2L1によって伝搬された、Downビットが設定されたL2 => L1ルートとして学習します。 C2L1によってアドバタイズされたメトリックは、C1L1によってアドバタイズされたメトリックよりも「e」だけ大きくなります。これは、e <= cであることを意味します。
Five destinations are impacted by E1A1 link failure: A1, C1LO, E2, E3, and P.
E1A1リンク障害の影響を受ける5つの宛先：A1、C1LO、E2、E3、およびP。
The LFA for A1 is via A2, because eq1: a < d + u. Node protection for traffic to A1 upon A1 node failure is not applicable.
eq1：a <d + uであるため、A1のLFAはA2経由です。 A1ノード障害時のA1へのトラフィックのノード保護は適用されません。
The LFA for E2 is via A2, because eq1: d < d + u + d. Node protection is guaranteed, because eq2: d < a + d.
eq1：d <d + u + dであるため、E2のLFAはA2経由です。 eq2：d <a + dであるため、ノード保護が保証されます。
The LFA for E3 is via A2, because eq1: u + d + d < d + u + d + d. Node protection is guaranteed, because eq2: u + d + d < a + u + d + d.
eq1：u + d + d <d + u + d + dであるため、E3のLFAはA2経由です。 eq2：u + d + d <a + u + d + dであるため、ノード保護が保証されます。
The LFA for C1LO is via A2, because eq1: u + c < d + u + u. Node protection is guaranteed, because eq2: u + c < a + u.
eq1：u + c <d + u + uであるため、C1LOのLFAはA2経由です。 eq2：u + c <a + uであるため、ノード保護が保証されます。
If e = 0: E1's primary route to P is via ECMP(E1A1, E1A2). The LFA for the first ECMP path (via A1) is the second ECMP path (via A2). Node protection is possible, because eq2: u + x < a + u + x.
e = 0の場合：PへのE1のプライマリルートはECMP（E1A1、E1A2）を経由します。 （A1を介した）最初のECMPパスのLFAは、（A2を介した）2番目のECMPパスです。 eq2：u + x <a + u + xであるため、ノード保護が可能です。
If e <> 0: E1's primary route to P is via E1A1. Its LFA is via A2, because eq1: a + c + x < d + u + u + x. Node protection is guaranteed, because eq2: u + x + e < a + u + x <=> e < a. This is true, because e <= c and c < a.
e <> 0の場合：PへのE1のプライマリルートはE1A1を経由します。 eq1：a + c + x <d + u + u + xであるため、そのLFAはA2経由です。 eq2：u + x + e <a + u + x <=> e <aであるため、ノード保護が保証されます。 e <= cおよびc <aであるため、これは真実です。
Conclusion: Same as that for the square topology.
結論：正方形トポロジの場合と同じです。
Same as the square topology.
正方形トポロジと同じです。
Same as the square topology.
正方形トポロジと同じです。
Same as the square topology.
正方形トポロジと同じです。
Three destinations are impacted when A1C1 fails: C1, E3, and P.
A1C1が失敗すると、C1、E3、およびPの3つの宛先が影響を受けます。
A1's LFA to C1LO is via A2, because eq1: u + c < a + u. Node protection is not applicable for traffic to C1 when C1 fails.
eq1：u + c <a + uであるため、A1のC1LOへのLFAはA2経由です。 C1に障害が発生した場合、ノード保護はC1へのトラフィックには適用されません。
A1's LFA to E3 is via A2, because eq1: u + d + d < d + u + u + d + d. Node protection is guaranteed, because eq2: u + d + d < a + u + d + d.
eq1：u + d + d <d + u + u + d + dであるため、A1のE3へのLFAはA2経由です。 eq2：u + d + d <a + u + d + dであるため、ノード保護が保証されます。
A1's primary route to P is via C1 (even if e = 0, u + x < a + u + x). The LFA is via A2, because eq1: u + x + e < a + u + x <=> e < a (which is true; see above). Node protection is guaranteed, because eq2: u + x + e < a + u + x.
A1のPへの主要ルートはC1を経由します（e = 0、u + x <a + u + xであっても）。 eq1：u + x + e <a + u + x <=> e <aであるため、LFAはA2経由です（これは真です。上記を参照）。 eq2：u + x + e <a + u + xであるため、ノード保護が保証されます。
Conclusion: Same as that for the square topology.
結論：正方形トポロジの場合と同じです。
Same as the square topology.
正方形トポロジと同じです。
Three destinations are impacted by C1A1 link failure: A1, E1, and E2. E2's analysis is the same as E1 and hence is omitted.
C1A1リンク障害の影響を受けるのは、A1、E1、およびE2の3つの宛先です。 E2の分析はE1と同じなので、省略されます。
C1L1 has an LFA for A1 via the extended neighbor C2L1 reachable via tunnel T. Indeed, eq1 is true: d + a < d + a + u + d. From the viewpoint of C1L1, C2L1's path to C1L1 is C2L1-A2-A1-C1L1. Remember that the tunnel is not seen by IS-IS for computing primary paths! Node protection is not applicable for traffic to A1 when A1 fails.
C1L1には、トンネルTを介して到達可能な拡張ネイバーC2L1を介してA1のLFAがあります。実際、eq1はtrueです：d + a <d + a + u + d。 C1L1から見ると、C2L1からC1L1へのパスはC2L1-A2-A1-C1L1です。プライマリパスを計算するためのトンネルはIS-ISからは見えないことに注意してください。ノード保護は、A1に障害が発生した場合のA1へのトラフィックには適用されません。
C1L1's LFA for E1 is via extended neighbor C2L1 (over tunnel T), because eq1: d + d < d + a + u + d + d. Node protection is guaranteed, because eq2: d + d < d + a + d.
eq1：d + d <d + a + u + d + dであるため、E1のC1L1のLFAは拡張ネイバーC2L1を経由します（トンネルT経由）。 eq2：d + d <d + a + dであるため、ノード保護が保証されます。
C1 has a per-prefix LFA for destination A1; hence, there is a per-link LFA for the link C1A1. Node resistance is applicable for traffic to E1 (and E2).
C1には、宛先A1のプレフィックスごとのLFAがあります。したがって、リンクC1A1にはリンクごとのLFAがあります。ノード抵抗は、E1（およびE2）へのトラフィックに適用されます。
The Extended U topology is as good as the square topology.
拡張Uトポロジは、正方形トポロジと同じくらい優れています。
It does not require any crossed links between the A and C nodes within an aggregation region. It does not need an L1 link between the C routers in an access region. Note that a link between the C routers might exist in the L2 topology.
集約領域内のAノードとCノードの間に交差リンクは必要ありません。アクセスリージョンのCルータ間にL1リンクは必要ありません。 Cルーター間のリンクがL2トポロジーに存在する可能性があることに注意してください。
A dual-plane core is defined as follows:
デュアルプレーンコアは次のように定義されます。
o Each access region k is connected to the core by two C routers (C(1,k) and C(2,k)).
o 各アクセス領域kは、2つのCルーター（C（1、k）およびC（2、k））によってコアに接続されています。
o C(1,k) is part of plane-1 of the dual-plane core.
o C（1、k）は、デュアルプレーンコアのプレーン1の一部です。
o C(2,k) is part of plane-2 of the dual-plane core.
o C（2、k）は、デュアルプレーンコアのプレーン2の一部です。
o C(1,k) has a link to C(2, l) iff k = l.
o C（1、k）には、k = lの場合にC（2、l）へのリンクがあります。
o {C(1,k) has a link to C(1, l)} iff {C(2,k) has a link to C(2, l)}.
o {C（1、k）にC（2、l）へのリンクがある場合を除き、{C（1、k）にはC（1、l）へのリンクがあります}。
In a dual-plane core design, e = 0; hence, the LFA node-protection coverage is improved in all of the analyzed topologies.
デュアルプレーンコア設計では、e = 0;したがって、LFAノード保護カバレッジは、分析されたすべてのトポロジで改善されます。
A two-tiered IGP metric allocation scheme is defined as follows:
2層のIGPメトリック割り当てスキームは、次のように定義されます。
o All of the link metrics used in the L2 domain are part of range R1.
o L2ドメインで使用されるすべてのリンクメトリックは、範囲R1の一部です。
o All of the link metrics used in an L1 domain are part of range R2.
o L1ドメインで使用されるすべてのリンクメトリックは、範囲R2の一部です。
o Range R1 << range R2 such that the difference e = C2P - C1P is smaller than any link metric within an access region.
o 範囲R1 <<範囲R2で、差e = C2P-C1Pは、アクセス領域内のどのリンクメトリックよりも小さくなります。
Assuming such an IGP metric allocation, the following properties are guaranteed: c < a, e < c, and e < a.
このようなIGPメトリックの割り当てを想定すると、次のプロパティが保証されます：c <a、e <c、およびe <a。
In this section, we analyze a case where the routing transition following the failure of a link may have some uLoop potential for one destination. Then, we show that all of the other cases do not have uLoop potential.
このセクションでは、リンクの障害に続くルーティング遷移が1つの宛先に対してuLoopの可能性がある場合を分析します。次に、他のすべてのケースにuLoopの可能性がないことを示します。
In the square design, upon the failure of link C1A1, traffic addressed to A1 can undergo a transient forwarding loop as C1 reroutes traffic to C2, which initially reaches A1 through C1, as c < a. This loop will actually occur when C1 updates its FIB for destination A1 before C2.
正方形の設計では、リンクC1A1に障害が発生すると、C1がトラフィックをC2に再ルーティングするときに、A1にアドレス指定されたトラフィックが一時的な転送ループを通過します。このループは、C1がC2の前に宛先A1のFIBを更新するときに実際に発生します。
It can be shown that all of the other routing transitions following a link failure in the analyzed topologies do not have uLoop potential. Indeed, in each case, for all destinations affected by the failure, the rerouting nodes deviate their traffic directly to adjacent nodes whose paths towards these destinations do not change. As a consequence, all of these routing transitions cannot undergo transient forwarding loops.
分析したトポロジーのリンク障害に続く他のすべてのルーティング遷移には、uLoopの可能性がないことを示すことができます。実際、いずれの場合も、障害の影響を受けるすべての宛先について、再ルーティングノードは、これらの宛先へのパスが変更されない隣接ノードに直接トラフィックを逸らします。結果として、これらのルーティング遷移のすべてが一時的な転送ループを受けることはありません。
For example, in the square topology, the failure of directed link A1C1 does not lead to any uLoop. The destinations reached over that directed link are C1 and P. A1's and E1's shortest paths to these destinations after the convergence go via A2. A2's path to C1 and P is not using A1C1 before the failure; hence, no uLoop may occur.
たとえば、正方形のトポロジでは、有向リンクA1C1の障害はuLoopにつながりません。その有向リンクを介して到達する宛先は、C1とPです。コンバージェンスがA2を経由した後、これらの宛先へのA1とE1の最短パス。 C1およびPへのA2のパスは、障害の前はA1C1を使用していません。したがって、uLoopは発生しません。
In this section, we summarize the applicability of LFAs detailed in the previous sections. For link protection, we use "Full" to refer to the applicability of LFAs for each destination, reached via any link of the topology. For node protection, we use "Yes" to refer to the fact that node protection is achieved for a given node.
このセクションでは、前のセクションで詳述したLFAの適用可能性を要約します。リンク保護については、トポロジの任意のリンクを介して到達する各宛先のLFAの適用可能性を示すために「完全」を使用します。ノード保護については、「はい」を使用して、特定のノードに対してノード保護が達成されていることを示します。
1. Intra-Area Destinations
1. エリア内の目的地
Link Protection
リンク保護
+ Triangle: Full + Full Mesh: Full + Square: Full, except C1 has no LFA for dest A1 + Extended U: Full
+ 三角形：フル+フルメッシュ：フル+正方形：フル、ただしC1には宛先A1 +拡張U：フルLFAがない
Node Protection
ので Ｐろてｃちおん
+ Triangle: Yes
+ 三角形：はい
+ Full Mesh: Yes + Square: Yes + Extended U: Yes
+ フルメッシュ：はい+正方形：はい+拡張U：はい
2. Inter-Area Destinations
2. エリア間の目的地
Link Protection
リンク保護
+ Triangle: Full + Full Mesh: Full + Square: Full + Extended U: Full
+ 三角形：フル+フルメッシュ：フル+正方形：フル+拡張U：フル
Node Protection
ので Ｐろてｃちおん
+ Triangle: Yes, if e < c + Full Mesh: Yes for A failure, if e < c for C failure + Square: Yes for A failure, if e < c for C failure + Extended U: Yes, if e <= c and c < a
+ 三角形：はい、e <cの場合+フルメッシュ：A失敗の場合ははい、C失敗の場合e <cの場合+四角形：Aの場合は失敗、C失敗の場合e <cの場合+拡張U：e <= cの場合そしてc <a
3. uLoops
3. uLoops
* Triangle: None * Full Mesh: None * Square: None, except traffic to A1 when C1A1 fails * Extended U: None, if a > e
* 三角形：なし*フルメッシュ：なし*四角：なし、C1A1が失敗した場合のA1へのトラフィックを除く*拡張U：なし、a> eの場合
4. Per-Link LFA vs. Per-Prefix LFA
4. リンクごとのLFAとプレフィックスごとのLFA
* Triangle: Same * Full Mesh: Same * Square: Same, except C1A1 has no per-link LFA. In practice, this means that per-prefix LFAs will be used. (Hence, C1 has no LFA for dest = E1 and dest = A1.) * Extended U: Same
* 三角形：同一*フルメッシュ：同一*正方形：同一、ただしC1A1にはリンクごとのLFAがありません。実際には、これはプレフィックスごとのLFAが使用されることを意味します。 （したがって、C1にはdest = E1およびdest = A1のLFAはありません。）*拡張U：同じ
In the backbone, the optimization of the network design to achieve the maximum LFA protection is less straightforward than in the case of the access/aggregation network.
バックボーンでは、最大のLFA保護を実現するためのネットワーク設計の最適化は、アクセス/集約ネットワークの場合よりも簡単ではありません。
The main optimization objectives for backbone topology design are cost, latency, and bandwidth, constrained by the availability of fiber. Optimizing the design for local IP restoration is more likely to be considered as a non-primary objective. For example, the way the fiber is laid out and the resulting cost to change it lead to ring topologies in some backbone networks.
バックボーントポロジー設計の主な最適化目標は、ファイバーの可用性によって制約されるコスト、待ち時間、および帯域幅です。ローカルIP復元の設計を最適化することは、非主要目的と見なされる可能性が高くなります。たとえば、ファイバーのレイアウト方法とその変更に伴うコストにより、一部のバックボーンネットワークでリングトポロジが発生します。
Also, the capacity-planning process is already complex in the backbone. The process needs to make sure that the traffic matrix (demand) is supported by the underlying network (capacity) under all possible variations of the underlying network (what-if scenario related to one-SRLG failure). Classically, "supported" means that no congestion is experienced and that the demands are routed along the appropriate latency paths. Selecting the LFA method as a deterministic FRR solution for the backbone would require enhancement of the capacity-planning process to add a third constraint: Each variation of the underlying network should lead to sufficient LFA coverage. (We detail this aspect in Section 7.)
また、キャパシティプランニングプロセスはすでにバックボーンで複雑です。このプロセスでは、基盤となるネットワークのすべての可能なバリエーション（1つのSRLG障害に関連するwhat-ifシナリオ）の下で、トラフィックマトリックス（デマンド）が基盤となるネットワーク（容量）によってサポートされていることを確認する必要があります。古典的に、「サポートされる」とは、輻輳が発生せず、要求が適切なレイテンシパスに沿ってルーティングされることを意味します。 LFAメソッドをバックボーンの確定的FRRソリューションとして選択するには、キャパシティプランニングプロセスを強化して、3つ目の制約を追加する必要があります。基盤となるネットワークのバリエーションごとに、十分なLFAカバレッジが必要です。 （この点については、セクション7で詳しく説明します。）
On the other hand, the access network is based on many replications of a small number of well-known (well-engineered) topologies. The LFA coverage is deterministic and is independent of additions/ insertions of a new edge device, a new aggregation sub-region, or a new access region.
一方、アクセスネットワークは、少数のよく知られた（よく設計された）トポロジの多くの複製に基づいています。 LFAカバレッジは確定的であり、新しいエッジデバイス、新しいアグリゲーションサブリージョン、または新しいアクセスリージョンの追加/挿入とは無関係です。
In practice, we believe that there are three profiles for the backbone applicability of the LFA method:
実際には、LFAメソッドのバックボーンの適用性には3つのプロファイルがあると考えています。
In the first profile, the designer plans all of the network resilience on IGP convergence. In such a case, the LFA method is a free bonus. If an LFA is available, then the loss of connectivity is likely reduced by a factor of 10 (50 msec vs. 500 msec); otherwise, the loss of connectivity depends on IGP convergence, which is the initial target anyway. The LFA method should be very successful here, as it provides a significant improvement without any additional cost.
最初のプロファイルでは、設計者はIGPコンバージェンスでのすべてのネットワーク復元力を計画します。このような場合、LFAメソッドは無料のボーナスです。 LFAが利用可能な場合、接続の損失はおそらく10分の1に削減されます（50ミリ秒vs. 500ミリ秒）。それ以外の場合、接続の喪失は、いずれにしても最初のターゲットであるIGPコンバージェンスに依存します。 LFAメソッドは、追加コストなしで大幅な改善を提供するため、ここで非常に成功するはずです。
In the second profile, the designer seeks a very high and deterministic FRR coverage, and he either does not want or cannot engineer the topology. The LFA method should not be considered in this case. MPLS Traffic Engineering (TE) FRR would perform much better in this environment. Explicit routing ensures that a backup path exists, whatever the underlying topology.
2番目のプロファイルでは、設計者は非常に高く確定的なFRRカバレッジを求めており、トポロジーを望まないか、または設計することができません。この場合、LFAメソッドは考慮されません。 MPLSトラフィックエンジニアリング（TE）FRRは、この環境ではるかに優れたパフォーマンスを発揮します。明示的なルーティングにより、基盤となるトポロジに関係なく、バックアップパスが確実に存在します。
In the third profile, the designer seeks a very high and deterministic FRR coverage, and he does engineer the topology. The LFA method is appealing in this scenario, as it can provide a very simple way to obtain protection. Furthermore, in practice, the requirement for FRR coverage might be limited to a certain part of the network (e.g., a given sub-topology) and/or is likely limited to a subset of the demands within the traffic matrix. In such a case, if the relevant part of the network natively provides a high degree of LFA protection for demands of interest, it might actually be straightforward to improve the topology and achieve the level of protection required for the sub-topology and the demands that matter. Once again, the practical problem needs to be considered (which sub-topology, and which real demands need 50 msec), as it is often simpler than the theoretical generic one.
3番目のプロファイルでは、設計者は非常に高く確定的なFRRカバレッジを求め、トポロジを設計します。 LFAメソッドは、保護を取得するための非常に単純な方法を提供できるため、このシナリオでは魅力的です。さらに、実際には、FRRカバレッジの要件は、ネットワークの特定の部分（たとえば、特定のサブトポロジ）に制限されているか、トラフィックマトリックス内の要求のサブセットに制限されている可能性があります。このような場合、ネットワークの関連部分が対象の要求に対して高度なLFA保護をネイティブで提供する場合、トポロジーを改善し、サブトポロジーおよび要求される要求に必要な保護レベルを達成することは実際には簡単かもしれません。案件。繰り返しになりますが、理論的な一般的な問題よりも単純であることが多いため、実際の問題（どのサブトポロジ、どの実際の要求に50ミリ秒が必要か）を考慮する必要があります。
For the reasons explained previously, the backbone applicability should be analyzed on a case-by-case basis, and it is difficult to derive generic rules.
前述の理由により、バックボーンの適用性はケースバイケースで分析する必要があり、一般的なルールを導き出すことは困難です。
In order to help the reader to assess the LFA applicability in his own case, we provide some simulation results based on 11 real backbone topologies in the next section.
読者が自分のケースでLFAの適用性を評価できるようにするために、次のセクションでは、11の実際のバックボーントポロジに基づくシミュレーション結果をいくつか示します。
In order to perform an analysis of LFA applicability in the core, we usually receive the complete IS-IS/OSPF linkstate database taken on a core router. We parse it to obtain the topology. During this process, we eliminate all nodes connected to the topology with a single link and all prefixes except a single "node address" per router. We compute the availability of per-prefix LFAs to all of these node addresses, which we hereafter call "destinations". We treat each link in each direction.
コアでのLFAの適用性の分析を実行するために、通常、コアルータで取得された完全なIS-IS / OSPFリンクステートデータベースを受け取ります。それを解析してトポロジを取得します。このプロセスでは、単一のリンクとトポロジーに接続されているすべてのノードと、ルーターごとの単一の「ノードアドレス」を除くすべてのプレフィックスを削除します。これらすべてのノードアドレスに対するプレフィックスごとのLFAのアベイラビリティを計算します。以降、これを「宛先」と呼びます。各リンクを各方向に扱います。
For each (directed) link, we compute whether we have a per-prefix LFA to the next hop. If so, we have a per-link LFA for the link.
各（有向）リンクについて、次のホップへのプレフィックスごとのLFAがあるかどうかを計算します。その場合は、リンクごとのLFAがあります。
The per-link-LFA coverage for a topology T is the fraction of the number of links with a per-link LFA divided by the total number of links.
トポロジーTのリンクごとのLFAカバレッジは、リンクごとのLFAを持つリンクの数をリンクの総数で割った割合です。
For each link, we compute the number of destinations whose primary path involves the analyzed link. For each such destination, we compute whether a per-prefix LFA exists.
リンクごとに、分析されたリンクが主パスに含まれる宛先の数を計算します。そのような宛先ごとに、プレフィックスごとのLFAが存在するかどうかを計算します。
The per-prefix LFA coverage for a topology T is the following fraction:
トポロジーTのプレフィックスごとのLFAカバレッジは次の割合です。
(the sum across all links of the number of destinations with a primary path over the link and a per-prefix LFA)
（リンク上のプライマリパスとプレフィックスごとのLFAを持つ宛先数のすべてのリンクの合計）
divided by
で割った
(the sum across all links of the number of destinations with a primary path over the link)
（リンク上のプライマリパスを持つ宛先数のすべてのリンクの合計）
Our data set is based on 11 SP core topologies with different geographical scopes: worldwide, national, and regional. The number of nodes ranges from 600 to 16. The average link-to-node ratio is 2.3, with a minimum of 1.2 and maximum of 6.
私たちのデータセットは、地理的範囲が異なる11のSPコアトポロジに基づいています：世界、国、地域。ノードの数の範囲は600〜16です。平均のリンクとノードの比率は2.3で、最小は1.2、最大は6です。
+----------+--------------+----------------+
| Topology | Per-Link LFA | Per-Prefix LFA |
+----------+--------------+----------------+
| T1 | 45% | 76% |
| T2 | 49% | 98% |
| T3 | 88% | 99% |
| T4 | 68% | 84% |
| T5 | 75% | 94% |
| T6 | 87% | 98% |
| T7 | 16% | 67% |
| T8 | 87% | 99% |
| T9 | 67% | 79% |
| T10 | 98% | 99% |
| T11 | 59% | 77% |
| Average | 67% | 89% |
| Median | 68% | 94% |
+----------+--------------+----------------+
Table 1: Core LFA Coverages
表1：コアLFAカバレッジ
In Table 1, we observe a wide variation in terms of LFA coverage across topologies: from 67% to 99% for the per-prefix LFA coverage, and from 16% to 98% for the per-link LFA coverage. Several topologies have been optimized for LFAs (T3, 6, 8, and 10). This illustrates the need for case-by-case analysis when considering LFAs for core networks.
表1では、トポロジ全体のLFAカバレッジの点で幅広い変動が見られます。プレフィックスごとのLFAカバレッジでは67％から99％、リンクごとのLFAカバレッジでは16％から98％です。いくつかのトポロジーがLFA（T3、6、8、および10）用に最適化されています。これは、コアネットワークのLFAを検討する場合のケースバイケースの分析の必要性を示しています。
It should be noted that, contrary to the access/aggregation topologies, per-prefix LFA outperforms per-link LFA in the backbone.
アクセス/集約トポロジーとは異なり、プレフィックスごとのLFAは、バックボーンのリンクごとのLFAよりも優れていることに注意してください。
Specifically, a design might use LFA FRR in the access and MPLS TE FRR in the core.
具体的には、設計ではアクセスにLFA FRRを使用し、コアにMPLS TE FRRを使用する場合があります。
The LFA method provides great benefits for the access network, due to its excellent access coverage and its simplicity.
LFA方式は、その優れたアクセスカバレッジとシンプルさにより、アクセスネットワークに大きなメリットをもたらします。
MPLS TE FRR's topology independence might prove beneficial in the core when the LFA FRR coverage is judged too small and/or the designer feels unable to optimize the topology to improve the LFA coverage.
MPLS TE FRRのトポロジーの独立性は、LFA FRRカバレッジが小さすぎると判断された場合や、トポロジーを最適化してLFAカバレッジを改善できないと感じた場合にコアで有益になる可能性があります。
The LFA solution provides significant benefits that mainly stem from its simplicity.
LFAソリューションは、主にそのシンプルさに由来する重要な利点を提供します。
Behavior of LFAs is an automated process that makes fast restoration an intrinsic part of the IGP, with no additional configuration burden in the IGP or any other protocol.
LFAの動作は自動化されたプロセスであり、IGPやその他のプロトコルに追加の構成負荷をかけることなく、高速な復元をIGPの本質的な部分にします。
Thanks to this integration, the use of multiple areas in the IGP does not make fast restoration more complex to achieve than in a single area IGP design.
この統合のおかげで、IGPで複数の領域を使用しても、単一領域のIGP設計よりも高速な復元を複雑にすることはできません。
There is no requirement for network-wide upgrade, as LFAs do not require any protocol change and hence can be deployed router by router.
LFAはプロトコルの変更を必要としないため、ルーターごとに展開できるため、ネットワーク全体のアップグレードの必要はありません。
With LFAs, the backup paths are pre-computed and installed in the data plane in advance of the failure. Assuming a fast enough FIB update time compared to the total number of (important) destinations, a "<50-msec repair" requirement becomes achievable. With a prefix-independent implementation, LFAs have a fixed repair time, as the repair time depends on the failure detection time and the time required to activate the behavior of an LFA, which does not scale with the number of destinations to be fast-rerouted.
LFAでは、障害が発生する前に、バックアップパスが事前に計算されてデータプレーンにインストールされます。 （重要な）宛先の総数と比較して十分に速いFIB更新時間を想定すると、「<50ミリ秒の修復」要件が達成可能になります。接頭辞に依存しない実装では、修復時間は固定の修復時間を持ちます。修復時間は、障害検出時間とLFAの動作をアクティブ化するために必要な時間に依存するため、高速に再ルーティングされる宛先の数に比例しません。 。
Link and node protection are provided together and without any operational differences. (As a comparison, MPLS TE FRR link and node protections require different types of backup tunnels and different grades of operational complexity.)
リンクとノードの保護は一緒に提供され、操作上の違いはありません。 （比較として、MPLS TE FRRリンクとノード保護には、さまざまなタイプのバックアップトンネルとさまざまなグレードの運用上の複雑さが必要です。）
Also, compared to MPLS TE FRR, an important simplicity aspect of the LFA solution is that it does not require the introduction of yet another virtual layer of topology. Maintaining a virtual topology of explicit MPLS TE tunnels clearly increases the complexity of the network. MPLS TE tunnels would have to be represented in a network management system in order to be monitored and managed. In large networks, this may significantly contribute to the number of network entities polled by the network management system and monitored by operational staff. An LFA, on the other hand, only has to be monitored for its operational status once per router, and it needs to be considered in the network-planning process. If the latter is done based on offline simulations for failure cases anyway, the incremental cost of supporting LFAs for a defined set of demands may be relatively low.
また、MPLS TE FRRと比較して、LFAソリューションの重要な単純さの側面は、トポロジのさらに別の仮想層を導入する必要がないことです。明示的なMPLS TEトンネルの仮想トポロジを維持すると、ネットワークの複雑さが明らかに増大します。 MPLS TEトンネルは、監視および管理するために、ネットワーク管理システムで表す必要があります。大規模なネットワークでは、これは、ネットワーク管理システムによってポーリングされ、運用スタッフによって監視されるネットワークエンティティの数に大きく影響する可能性があります。一方、LFAは、ルーターごとに1回だけ動作状態を監視する必要があり、ネットワーク計画プロセスで考慮する必要があります。とにかく、後者が障害ケースのオフラインシミュレーションに基づいて行われる場合、定義された一連の要求に対してLFAをサポートするための増分コストは比較的低くなる可能性があります。
The per-prefix mode of LFAs allows for simpler and more efficient capacity planning. As the backup path of each destination is optimized individually, the load to be fast-rerouted can be spread on a set of shortest repair paths (as opposed to a single backup tunnel). This leads to a simpler and more efficient capacity-planning process that takes congestion during protection into account.
LFAのプレフィックスごとのモードでは、より簡単で効率的な容量計画が可能です。各宛先のバックアップパスは個別に最適化されるため、高速リルートされる負荷は、（単一のバックアップトンネルではなく）最短の修復パスのセットに分散できます。これにより、保護中の輻輳を考慮した、より簡単で効率的な容量計画プロセスが可能になります。
We briefly describe the functionality a designer should expect from a capacity-planning tool that supports LFAs, and the related capacity-planning process.
設計者がLFAをサポートするキャパシティプランニングツールに期待する機能と、関連するキャパシティプランニングプロセスについて簡単に説明します。
Per-Link LFA Coverage Estimation: The tool would color each unidirectional link in, depending on whether or not per-link LFAs are available.
リンクごとのLFAカバレッジ推定：ツールは、リンクごとのLFAが使用可能かどうかに応じて、各単方向リンクを色分けします。
Per-Prefix LFA Coverage Estimation: The tool would color each unidirectional link with a colored gradient, based on the percent of destinations that have a per-prefix LFA.
プレフィックスごとのLFAカバレッジ推定：このツールは、プレフィックスごとのLFAを持つ宛先の割合に基づいて、各単方向リンクを色付きのグラデーションで色付けします。
In addition to the visual GUI reporting, the tool should provide detailed tables that list, on a per-interface basis, the percentage of LFAs, the number of prefixes with LFAs, the number of prefixes without LFAs, and a list of those prefixes without LFAs.
ビジュアルGUIレポートに加えて、ツールは、インターフェイスごとに、LFAのパーセンテージ、LFAのあるプレフィックスの数、LFAのないプレフィックスの数、およびそれらのプレフィックスのリストをリストする詳細なテーブルを提供する必要がありますLFA。
Furthermore, the tool should list and provide percentages for the traffic matrix demands with less than 100% source-to-destination LFA coverage, as well as average coverage (number of links on which a demand has an LFA/number of links traversed by this demand) for every demand (using a threshold).
さらに、このツールは、送信元から宛先のLFAカバレッジが100％未満であるトラフィックマトリックスデマンドのパーセンテージと、平均カバレッジ（デマンドにLFAがあるリンクの数/これが通過するリンクの数）をリストして提供する必要があります。すべての需要について（しきい値を使用）。
The user should be able to alter the color scheme to show whether these LFAs are guaranteed node-protecting or de facto node-protecting, or only link-protecting.
ユーザーはカラースキームを変更して、これらのLFAがノード保護か、事実上のノード保護か、またはリンク保護のみかを示すことができます。
This functionality provides the same level of information as we described in Sections 4.1 to 4.3.
この機能は、セクション4.1から4.3で説明したのと同じレベルの情報を提供します。
Instead of reporting the coverage as a ratio of the number of destinations with a backup, one might prefer a ratio of the amount of traffic on a link that benefits from protection.
カバレッジをバックアップのある宛先の数の比率として報告する代わりに、保護の恩恵を受けるリンク上のトラフィック量の比率を好むかもしれません。
This is likely much more relevant, as not all destinations are equal, and it is much more important to have an LFA for a destination attracting lots of traffic rather than an unpopular destination.
すべての宛先が等しいわけではないため、これはおそらくより関連性が高く、人気のない宛先ではなく、大量のトラフィックを引き付ける宛先のLFAを持つことがはるかに重要です。
Depending on the requirements on the network, it might be more relevant to verify the complete LFA coverage of a given sub-topology, or a given set of demands, rather than to calculate the relative coverage of the overall traffic. This is most likely true for the third engineering profile described in Section 4.
ネットワークの要件によっては、トラフィック全体の相対的なカバレッジを計算するのではなく、特定のサブトポロジまたは特定の要求のセットの完全なLFAカバレッジを検証する方が適切な場合があります。これは、セクション4で説明されている3番目のエンジニアリングプロファイルに当てはまる可能性があります。
In that case, the tool should be able to separately report the LFA coverage on a given set of demands and highlight each part of the network that does not support 100% coverage for any of those demands.
その場合、ツールは特定の一連の要求に対するLFAカバレッジを個別に報告し、それらの要求のいずれかに対して100％のカバレッジをサポートしていないネットワークの各部分を強調表示できる必要があります。
The tool should be able to compute the coverage for all of the possible topologies that result from a set of expected failures (i.e., one-SRLG failure).
ツールは、予想される一連の障害（つまり、1つのSRLG障害）から生じる可能性のあるすべてのトポロジのカバレッジを計算できる必要があります。
Filtering the key information from the huge amount of generated data should be a key property of the tool.
大量の生成データから主要な情報をフィルタリングすることは、ツールの主要なプロパティである必要があります。
For example, the user could set a threshold (at least 80% per-prefix LFA coverage in all one-SRLG what-if scenarios), and the tool would report only the cases where this condition is not met, hopefully with some assistance on how to remedy the problem (IGP metric optimization).
たとえば、ユーザーはしきい値（すべての1 SRLG what-ifシナリオでプレフィックスLFAカバレッジごとに少なくとも80％）を設定でき、ツールはこの条件が満たされていないケースのみを報告します。問題を解決する方法（IGPメトリックの最適化）。
As an application example, a designer who is not able to ensure that c < a could leverage such a tool to assess the per-prefix LFA coverage for square aggregation topologies grafted to the backbone of his network. The tool would analyze the per-prefix LFA availability for each remote destination and would help optimize the backbone topology to increase the LFA protection coverage for failures within the square aggregation topologies.
アプリケーションの例として、c <aがそのようなツールを活用して、ネットワークのバックボーンに接続されたスクエアアグリゲーショントポロジのプレフィックスごとのLFAカバレッジを評価できないことを保証できない設計者。このツールは、各リモート宛先のプレフィックスごとのLFA可用性を分析し、バックボーントポロジを最適化して、正方形の集約トポロジ内の障害に対するLFA保護カバレッジを増やすのに役立ちます。
The tool should be able to compute the link load for all routing states that result from a set of expected failures (i.e., one-SRLG failure).
ツールは、予想される一連の障害（つまり、1つのSRLG障害）から生じるすべてのルーティング状態のリンク負荷を計算できる必要があります。
The routing states that should be supported are 1) network-wide converged state before the failure, 2) state in which all of the LFAs protecting the failure are active, and 3) network-wide converged state after the failure.
サポートする必要があるルーティング状態は、1）障害発生前のネットワーク全体の収束状態、2）障害を保護しているすべてのLFAがアクティブな状態、3）障害発生後のネットワーク全体の収束状態です。
Filtering the key information from the huge amount of generated data should be a key property of the tool.
大量の生成データから主要な情報をフィルタリングすることは、ツールの主要なプロパティである必要があります。
For example, the user could set a threshold (at most 100% link load in all one-SRLG what-if scenarios), and the tool would report only the cases where this condition is violated, hopefully with some assistance on how to remedy the problem (IGP metric optimization).
たとえば、ユーザーはしきい値（1つのSRLGのすべてのwhat-ifシナリオで最大100％のリンク負荷）を設定でき、ツールはこの条件に違反しているケースのみを報告します。問題（IGPメトリックの最適化）。
The tool should be able to do this for the aggregate load, and on a per-class-of-service basis as well.
このツールは、総負荷に対してこれを行うことができ、サービスクラスごとにもできる必要があります。
Note: In cases where the traffic matrix is unknown, an intermediate solution consists of identifying the destinations that would attract traffic (i.e., Provider Edge (PE) routers), and those that would not (i.e., Provider (P) routers). One could achieve this by creating a traffic matrix with equal demands between the sources/destinations that would attract traffic (PE to PE). This will be more relevant than considering all demands between all prefixes (e.g., when there is no customer traffic from P to P).
注：トラフィックマトリックスが不明な場合、中間ソリューションは、トラフィックを引き付ける宛先（プロバイダーエッジ（PE）ルーター）とそうでない宛先（プロバイダー（P）ルーター）を識別することで構成されます。これは、トラフィックを引き寄せるソース/宛先間で等しい需要を持つトラフィックマトリックスを作成することで実現できます（PEからPE）。これは、すべてのプレフィックス間のすべての要求を検討するよりも重要です（たとえば、PからPへの顧客トラフィックがない場合）。
While LFA FRR has many benefits (Section 6), LFA FRR's applicability depends on topology.
LFA FRRには多くの利点がありますが（セクション6）、LFA FRRの適用性はトポロジーに依存します。
The purpose of this document is to show how to introduce a level of control over this topology parameter.
このドキュメントの目的は、このトポロジパラメータの制御レベルを導入する方法を示すことです。
On the one hand, we wanted to show that by adopting a small set of IGP metric constraints and a repetition of well-behaved patterns, the designer could deterministically guarantee maximum link and node protection for the vast majority of the network (the access/ aggregation). By doing so, he would obtain an extremely simple resiliency solution.
一方では、IGPメトリック制約の小さなセットと適切に動作するパターンの繰り返しを採用することにより、設計者がネットワークの大部分（アクセス/集約）に対して最大のリンクとノードの保護を確定的に保証できることを示したかった）。そうすることで、彼は非常に単純な回復力ソリューションを取得します。
On the other hand, we also wanted to show that it might not be so bad to not apply (all of) these constraints.
一方、これらの制約（すべて）を適用しないことはそれほど悪くないかもしれないことも示したいと思いました。
Indeed, we explained in Section 3.3.4.3 that the per-prefix LFA coverage in a square where c >= a might still be very good, depending on the backbone topology.
実際、セクション3.3.4.3で、バックボーントポロジーによっては、c> = aである正方形のプレフィックスごとのLFAカバレッジが依然として非常に良いことを説明しました。
We showed in Section 4.3 that the median per-prefix LFA coverage for 11 SP backbone topologies still provides 94% coverage. (Most of these topologies were built without any idea of LFA!)
セクション4.3で示したように、11 SPバックボーントポロジのプレフィックスごとのLFAカバレッジの中央値は、94％のカバレッジを提供します。 （これらのトポロジのほとんどは、LFAをまったく意識せずに構築されました！）
Furthermore, we showed that any topology may be analyzed with an LFA-aware capacity-planning tool. This would readily assess the coverage of per-prefix LFAs and would assist the designer in fine-tuning it to obtain the level of protection he seeks.
さらに、どのトポロジーもLFA対応の容量計画ツールで分析できることを示しました。これは、プレフィックスごとのLFAのカバレッジを容易に評価し、設計者がそれを微調整して彼が求める保護のレベルを取得するのを支援します。
While this document highlights LFA applicability and benefits for SP networks, it also notes that LFAs are not meant to replace MPLS TE FRR.
このドキュメントでは、SPネットワークに対するLFAの適用性と利点を強調していますが、LFAはMPLS TE FRRの代わりになるものではないことも述べています。
With a very LFA-unfriendly topology, a designer seeking guaranteed <50-msec protection might be better off leveraging the explicit-routed backup capability of MPLS TE FRR to provide 100% protection while ensuring no congestion along the backup paths during protection.
非常にLFAに適さないトポロジでは、保証された<50ミリ秒の保護を求める設計者は、MPLS TE FRRの明示的にルーティングされたバックアップ機能を活用して、保護中にバックアップパスに沿って輻輳が発生しないようにしながら100％の保護を提供することをお勧めします。
But when LFAs provide 100% link and node protection without any uLoop, then clearly the LFA method seems a technology to consider to drastically simplify the operation of a large-scale network.
しかし、LFAがuLoopなしで100％のリンクおよびノード保護を提供する場合、LFA方式は明らかに大規模ネットワークの運用を大幅に簡略化するために検討すべきテクノロジーのようです。
The security considerations applicable to LFAs are described in [RFC5286]. This document does not introduce any new security considerations.
LFAに適用できるセキュリティの考慮事項は、[RFC5286]で説明されています。このドキュメントでは、セキュリティに関する新しい考慮事項を紹介していません。
The LFA method is an important protection alternative for IP/MPLS networks.
LFA方式は、IP / MPLSネットワークの重要な保護手段です。
Its simplicity benefit is significant, in terms of automation and integration with the default IGP behavior and the absence of any requirement for network-wide upgrade. The technology does not require any protocol change and hence can be deployed router by router.
自動化とデフォルトのIGP動作との統合、およびネットワーク全体のアップグレードの要件がないという点で、その単純さの利点は重要です。このテクノロジーではプロトコルを変更する必要がないため、ルーターごとに展開できます。
At first sight, these significant simplicity benefits are negated by the topological dependency of its applicability.
一見すると、これらの重要な単純さの利点は、その適用性のトポロジー依存性によって打ち消されます。
The purpose of this document is to highlight that very frequent access and aggregation topologies benefit from excellent link and node LFA coverage.
このドキュメントの目的は、非常に頻繁なアクセスと集約のトポロジが、優れたリンクとノードのLFAカバレッジから恩恵を受けることを強調することです。
A second objective consists of describing the three different profiles of LFA applicability for the IP/MPLS core networks and illustrating them with simulation results based on real SP core topologies.
2番目の目的は、IP / MPLSコアネットワークに対するLFAの適用可能性の3つの異なるプロファイルを説明し、実際のSPコアトポロジに基づくシミュレーション結果でそれらを説明することです。
We would like to thank Alvaro Retana and especially Stewart Bryant for their valuable comments on this work.
この作業に関する貴重なコメントをくださったAlvaro Retana、特にStewart Bryantに感謝いたします。
[RFC5286] Atlas, A., Ed., and A. Zinin, Ed., "Basic Specification for IP Fast Reroute: Loop-Free Alternates", RFC 5286, September 2008.
[RFC5286] Atlas、A。、編、およびA. Zinin、編、「IP Fast Rerouteの基本仕様：ループのない代替」、RFC 5286、2008年9月。
[RFC5714] Shand, M. and S. Bryant, "IP Fast Reroute Framework", RFC 5714, January 2010.
[RFC5714] Shand、M。、およびS. Bryant、「IP Fast Reroute Framework」、RFC 5714、2010年1月。
[RFC5715] Shand, M. and S. Bryant, "A Framework for Loop-Free Convergence", RFC 5715, January 2010.
[RFC5715] Shand、M。およびS. Bryant、「A Loopwork for Loop-Free Convergence」、RFC 5715、2010年1月。
[RFC1195] Callon, R., "Use of OSI IS-IS for routing in TCP/IP and dual environments", RFC 1195, December 1990.
[RFC1195] Callon、R。、「TCP / IPおよびデュアル環境でのルーティングのためのOSI IS-ISの使用」、RFC 1195、1990年12月。
[IS-IS] ISO/IEC 10589:2002, Second Edition, "Intermediate System to Intermediate System Intra-Domain Routeing Exchange Protocol for use in Conjunction with the Protocol for Providing the Connectionless-mode Network Service (ISO 8473)", 2002.
[IS-IS] ISO / IEC 10589：2002、第2版、「コネクションレスモードのネットワークサービスを提供するためのプロトコル（ISO 8473）と組み合わせて使用する中間システムから中間システムのドメイン内ルーティング交換プロトコル」、2002年。
[RFC2328] Moy, J., "OSPF Version 2", STD 54, RFC 2328, April 1998.
[RFC2328] Moy、J。、「OSPFバージョン2」、STD 54、RFC 2328、1998年4月。
[RFC5340] Coltun, R., Ferguson, D., Moy, J., and A. Lindem, "OSPF for IPv6", RFC 5340, July 2008.
[RFC5340] Coltun、R.、Ferguson、D.、Moy、J。、およびA. Lindem、「OSPF for IPv6」、RFC 5340、2008年7月。
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