本發(fā)明屬于互聯(lián)網(wǎng)技術(shù)領(lǐng)域，涉及域內(nèi)路由保護(hù)方案，具體涉及一種基于網(wǎng)絡(luò)交叉度的域內(nèi)路由保護(hù)方法。

背景技術(shù)：

互聯(lián)網(wǎng)最初部署的應(yīng)用都是非實(shí)時(shí)應(yīng)用，如發(fā)送郵件和傳輸文件等。隨著網(wǎng)絡(luò)的飛速發(fā)展，越來(lái)越多的實(shí)時(shí)應(yīng)用部署在互聯(lián)網(wǎng)上，如voip(voiceoverinternetprotocol)、在線游戲、股票交易、在線手術(shù)和視頻聊天等，這些實(shí)時(shí)應(yīng)用需要互聯(lián)網(wǎng)服務(wù)提供商(internetserviceprovider，isp)提供近似無(wú)間斷的服務(wù)和快速恢復(fù)機(jī)制。開(kāi)放最短路徑優(yōu)先(openshortestpathfirst，ospf)是最常用的互聯(lián)網(wǎng)域內(nèi)路由協(xié)議，該協(xié)議利用最短路徑轉(zhuǎn)發(fā)報(bào)文。當(dāng)網(wǎng)絡(luò)出現(xiàn)故障時(shí)，ospf采用被動(dòng)恢復(fù)方案靈活應(yīng)對(duì)故障。ospf通過(guò)設(shè)置各類定時(shí)器來(lái)降低協(xié)議開(kāi)銷，然而研究表明該機(jī)制的收斂時(shí)間通常需要幾秒甚至幾十秒。隨著互聯(lián)網(wǎng)的飛速發(fā)展，互聯(lián)網(wǎng)在人們的日常生活中扮演了重要的角色，但是網(wǎng)絡(luò)的慢收斂問(wèn)題成為制約其發(fā)展的一個(gè)重要因素。

研究證實(shí)網(wǎng)絡(luò)中的單故障(節(jié)點(diǎn)、邊)頻繁發(fā)生。當(dāng)故障發(fā)生時(shí)，傳統(tǒng)路由協(xié)議，如ospf，無(wú)法在50ms內(nèi)完成收斂，很難滿足實(shí)時(shí)應(yīng)用對(duì)網(wǎng)絡(luò)收斂時(shí)間的需求。因此，學(xué)術(shù)界和工業(yè)界普遍采用路由保護(hù)方案來(lái)應(yīng)對(duì)網(wǎng)絡(luò)中的故障。路由保護(hù)方案的基本思路是：利用一些無(wú)環(huán)路規(guī)則提前計(jì)算出備份路徑，當(dāng)網(wǎng)絡(luò)中發(fā)生故障時(shí)，利用備份路徑轉(zhuǎn)發(fā)報(bào)文，從而繞過(guò)這些故障，盡可能降低由于故障造成的網(wǎng)絡(luò)中斷時(shí)間。

作為最早應(yīng)用于互聯(lián)網(wǎng)的路由保護(hù)算法，等價(jià)多路徑路由(equalcostmultiplepaths，ecmp)，其核心思想為如果源節(jié)點(diǎn)到目的節(jié)點(diǎn)有多條路徑具有相同的最小代價(jià)，則可以將其作為備份路徑。雖然該算法實(shí)現(xiàn)簡(jiǎn)單，部署容易，但是要求備份路徑必須具有相同的最小代價(jià)，因此ecmp算法對(duì)路由可用性的貢獻(xiàn)并不是很大。因此學(xué)術(shù)界提出利用路由偏轉(zhuǎn)算法來(lái)提高路由可用性，即首先利用無(wú)環(huán)路規(guī)則計(jì)算源節(jié)點(diǎn)到目的節(jié)點(diǎn)的所有可選下一跳，再利用標(biāo)簽技術(shù)實(shí)現(xiàn)報(bào)文的靈活轉(zhuǎn)發(fā)。雖然該算法可以提高路由可用性，但是其實(shí)現(xiàn)復(fù)雜，開(kāi)銷較大，難以實(shí)際部署。多配置路由(multipleroutingconfigurations，mrc)提出為每個(gè)節(jié)點(diǎn)保存多個(gè)配置圖，每個(gè)配置包括所有的節(jié)點(diǎn)和邊，通過(guò)調(diào)整邊權(quán)值從而使得部分節(jié)點(diǎn)和邊在該配置中得到保護(hù)，最終構(gòu)造出針對(duì)所有可能出現(xiàn)的單故障的配置圖。當(dāng)報(bào)文在轉(zhuǎn)發(fā)過(guò)程中遇到故障時(shí)，可以利用事先配置好的路由轉(zhuǎn)發(fā)該報(bào)文。然而在現(xiàn)實(shí)網(wǎng)絡(luò)中，該算法需要消耗大量的計(jì)算資源和存儲(chǔ)開(kāi)銷。fcp(failurecarryingpacket)提出將報(bào)文在轉(zhuǎn)發(fā)過(guò)程中遇到的故障信息存儲(chǔ)在該報(bào)文的頭部，當(dāng)報(bào)文到達(dá)某個(gè)節(jié)點(diǎn)時(shí)，該節(jié)點(diǎn)首先檢測(cè)該報(bào)文頭部的故障信息字段，根據(jù)該字段構(gòu)造新的拓?fù)?，然后利用新的拓?fù)渲匦掠?jì)算最短路徑，從而實(shí)現(xiàn)報(bào)文的無(wú)環(huán)路轉(zhuǎn)發(fā)。該算法最大的好處是消除了路由收斂過(guò)程，然而計(jì)算復(fù)雜度高，對(duì)路由協(xié)議的改動(dòng)比較大，不容易實(shí)際部署。針對(duì)上述路由保護(hù)算法計(jì)算開(kāi)銷大，并且對(duì)路由協(xié)議改動(dòng)較大，不易部署等問(wèn)題。國(guó)際互聯(lián)網(wǎng)工程任務(wù)組(theinternetengineeringtaskforce，ietf)提出利用ip快速重路由框架(ipfastre-route，ipfrr)來(lái)降低因網(wǎng)絡(luò)故障造成的報(bào)文丟失率，盡量縮短網(wǎng)絡(luò)中斷時(shí)間。無(wú)環(huán)回路備選機(jī)制(loop-freealternate，lfa)是基于ipfrr框架提出的一種解決算法，該算法實(shí)現(xiàn)簡(jiǎn)單，得到了廣大節(jié)點(diǎn)廠商的支持。在請(qǐng)求注解rfc5286文檔中，ietf發(fā)布了ipfrr的基本框架，提出了lfa的實(shí)現(xiàn)形式，其中包括單邊保護(hù)條件(loopfreecondition，lfc)，單節(jié)點(diǎn)保護(hù)條件(nodeprotectioncondition，npc)和并發(fā)故障保護(hù)條件(downstreamcondition，dc)。基于not-via地址的快速重路由算法使用特殊地址not-via顯示說(shuō)明網(wǎng)絡(luò)中的故障，從而在轉(zhuǎn)發(fā)報(bào)文的過(guò)程中有效避開(kāi)該故障。當(dāng)報(bào)文在轉(zhuǎn)發(fā)過(guò)程中遇到故障時(shí)，該報(bào)文將會(huì)被封裝成特殊形式的報(bào)文，然后轉(zhuǎn)發(fā)到合適的中轉(zhuǎn)節(jié)點(diǎn)，最后中轉(zhuǎn)節(jié)點(diǎn)對(duì)該報(bào)文解封裝，并且按照最短路徑轉(zhuǎn)發(fā)該報(bào)文。然而，該算法需要輔助地址的協(xié)助，計(jì)算開(kāi)銷和存儲(chǔ)開(kāi)銷較大，因此很難得到互聯(lián)網(wǎng)服務(wù)提供商(internetserviceprovider,isp)的支持。然而，上述方案都沒(méi)有考慮備份路徑和最短路徑中邊的交叉度。為了降低備份路徑和最短路徑中邊的交叉度，研究人員提出利用紅綠樹(shù)來(lái)計(jì)算不相交路徑，但是該方案的默認(rèn)路由可能不是最短路徑，這些方案限制了最短路徑，無(wú)法和目前運(yùn)行的域內(nèi)路由協(xié)議兼容。

技術(shù)實(shí)現(xiàn)要素：

為了方便描述，我們先定義一些標(biāo)記，這些標(biāo)記適用于整個(gè)發(fā)明。網(wǎng)絡(luò)可以用圖g＝(v,e)來(lái)表示，其中變量v表示網(wǎng)絡(luò)中節(jié)點(diǎn)的集合，變量e表示網(wǎng)絡(luò)中的邊的集合。對(duì)于網(wǎng)絡(luò)中的邊用w(e)或者w(i,j)來(lái)表示該邊對(duì)應(yīng)的代價(jià)，根據(jù)實(shí)際網(wǎng)絡(luò)配置情況，假設(shè)網(wǎng)絡(luò)中邊的代價(jià)是對(duì)稱的，即w(i,j)＝w(j,i)。

給定一個(gè)網(wǎng)絡(luò)g＝(v,e)，對(duì)于該網(wǎng)絡(luò)中任意的源和目的節(jié)點(diǎn)對(duì)(o,d)，用p(o,d,g)來(lái)表示該節(jié)點(diǎn)對(duì)之間的最短路徑，d(o,d,g)表示該最短路徑對(duì)應(yīng)的代價(jià)，p(o,d,g')表示該節(jié)點(diǎn)對(duì)之間的備份路徑，d(o,d,g')表示該備份路徑對(duì)應(yīng)的代價(jià)，其中g(shù)'為g的擴(kuò)展網(wǎng)絡(luò)拓?fù)?。我們將在后續(xù)章節(jié)中詳細(xì)介紹如何在g的基礎(chǔ)上計(jì)算g'，在g'中計(jì)算出的節(jié)點(diǎn)對(duì)(o,d)之間的最短路徑就是該節(jié)點(diǎn)對(duì)之間的備份路徑。

下面描述如何表示節(jié)點(diǎn)對(duì)(o,d)之間的最短路徑和備份路徑之間的交叉度。k(o,d,e)表示節(jié)點(diǎn)o和節(jié)點(diǎn)d之間的最短路徑和備份路徑是否同時(shí)經(jīng)過(guò)邊e，可以形式化表示為：

從公式(1)可知，如果邊e同時(shí)經(jīng)過(guò)(o,d)之間的最短路徑和備份路徑，則該值為1；否則，該值為0。

定義1：節(jié)點(diǎn)對(duì)交叉度

我們將節(jié)點(diǎn)o和節(jié)點(diǎn)d之間的交叉度定義為二者之間的最短路徑和備份路徑同時(shí)包含的公共邊的數(shù)量，可以形式化表示為：

定義2：網(wǎng)絡(luò)交叉度

網(wǎng)絡(luò)交叉度可以定義為網(wǎng)絡(luò)中所有源-目的節(jié)點(diǎn)對(duì)之間的最短路徑和備份路徑同時(shí)包含的邊的數(shù)量，即：

本發(fā)明關(guān)注的問(wèn)題為：給定一個(gè)網(wǎng)絡(luò)拓?fù)鋑＝(v,e)，如何計(jì)算其對(duì)應(yīng)的擴(kuò)展網(wǎng)絡(luò)拓?fù)鋑'＝(v,e')，從而使得r(g,g')最小。為了解決上述技術(shù)問(wèn)題，本發(fā)明提供了一種基于網(wǎng)絡(luò)交叉度的域內(nèi)路由保護(hù)方案，包括以下步驟：

步驟1：網(wǎng)絡(luò)中所有節(jié)點(diǎn)根據(jù)開(kāi)放最短路徑優(yōu)先(ospf)協(xié)議獲取域內(nèi)網(wǎng)絡(luò)結(jié)構(gòu)，并且將該拓?fù)湫畔鬟f給該網(wǎng)絡(luò)中心節(jié)點(diǎn)，該中心節(jié)點(diǎn)將擁有本自治系統(tǒng)的網(wǎng)絡(luò)拓?fù)鋑，并且令其擴(kuò)展拓?fù)浣Y(jié)構(gòu)g’＝g；

步驟2：在中心節(jié)點(diǎn)上，對(duì)于網(wǎng)絡(luò)拓?fù)渲械娜我夤?jié)點(diǎn)v，構(gòu)造以節(jié)點(diǎn)v為根的最短路徑樹(shù)spt(v)；

步驟3：根據(jù)步驟2構(gòu)造的最短路徑樹(shù)，計(jì)算出所有節(jié)點(diǎn)對(duì)之間的最短路徑；

步驟4：根據(jù)步驟3得到的節(jié)點(diǎn)間的最短路徑，計(jì)算每條邊的介數(shù)。計(jì)算邊介數(shù)的方法如下：邊l的介數(shù)為網(wǎng)絡(luò)中所有最短路徑經(jīng)過(guò)該邊的次數(shù)，以形式化表示為：

其中，b(l)表示邊l的介數(shù)，k(l,o,d)表示連路l是否經(jīng)過(guò)o和d的最短路徑；

步驟5：根據(jù)邊介數(shù)的大小對(duì)邊進(jìn)行降序排列，并將排序后的邊存儲(chǔ)在集合l中；

步驟6：判斷集合l是否為空并且g’中邊的數(shù)量是否等于|v|-1；如果不成立，則執(zhí)行步驟7；否則，則執(zhí)行步驟11；其中|v|表示節(jié)點(diǎn)的數(shù)量；

步驟7：從l中取出一條邊m，將其從g’中刪除，并且將m從l中刪除；

步驟8：利用深度優(yōu)先遍歷算法判斷網(wǎng)絡(luò)g’是否連通；如果網(wǎng)絡(luò)g’連通，則執(zhí)行步驟9；如果網(wǎng)絡(luò)g’不連通，則執(zhí)行步驟10；

步驟9：執(zhí)行步驟6；

步驟10：將邊m插入到g’中，執(zhí)行步驟6；

步驟11：在中心節(jié)點(diǎn)上，對(duì)于網(wǎng)絡(luò)拓?fù)渲械娜我夤?jié)點(diǎn)v，根據(jù)網(wǎng)絡(luò)拓?fù)鋑’構(gòu)造以節(jié)點(diǎn)v為根的最短路徑樹(shù)spt(v)，這些最短路徑就是節(jié)點(diǎn)對(duì)之間的備份路徑。

與現(xiàn)有技術(shù)相比，本發(fā)明具有如下優(yōu)點(diǎn)：本發(fā)明不僅可以降低最短路徑和備份路徑的交叉度，并且和目前互聯(lián)網(wǎng)部署的域內(nèi)路由協(xié)議是兼容的，容易實(shí)際部署本發(fā)明的其它特征和優(yōu)點(diǎn)將在隨后的說(shuō)明書(shū)中闡述，并且，部分地從說(shuō)明書(shū)中變得顯而易見(jiàn)，或者通過(guò)實(shí)施本發(fā)明而了解。本發(fā)明的目的和其他優(yōu)點(diǎn)可通過(guò)在說(shuō)明書(shū)、權(quán)利要求書(shū)以及附圖中所特別指出的結(jié)構(gòu)來(lái)實(shí)現(xiàn)和獲得。

附圖說(shuō)明

圖1是本發(fā)明的基于網(wǎng)絡(luò)交叉度的域內(nèi)路由保護(hù)方法流程示意圖。

圖2是本發(fā)明實(shí)施例網(wǎng)絡(luò)拓?fù)浣Y(jié)構(gòu)示意圖。

圖3是本發(fā)明實(shí)施例計(jì)算以節(jié)點(diǎn)0為根的最短路徑樹(shù)的示意圖。

為使本發(fā)明的目的、技術(shù)方案和優(yōu)點(diǎn)更加清楚，以下結(jié)合附圖對(duì)本發(fā)明作進(jìn)一步地詳細(xì)說(shuō)明。

下面詳細(xì)說(shuō)明本實(shí)施例的各個(gè)步驟。

步驟1，網(wǎng)絡(luò)中所有節(jié)點(diǎn)根據(jù)開(kāi)放最短路徑優(yōu)先(ospf)協(xié)議獲取域內(nèi)拓?fù)浣Y(jié)構(gòu)，并且將該拓?fù)湫畔鬟f給一個(gè)中心節(jié)點(diǎn)，如圖2；

步驟2，在中心節(jié)點(diǎn)上，對(duì)于網(wǎng)絡(luò)拓?fù)渲械娜我夤?jié)點(diǎn)v，構(gòu)造以節(jié)點(diǎn)v為根的最短路徑樹(shù)spt(v)。由于節(jié)點(diǎn)數(shù)量過(guò)多，只列出以節(jié)點(diǎn)0為根的最短路徑樹(shù)spt(0)，如圖3；

步驟3：根據(jù)步驟2構(gòu)造的樹(shù)，計(jì)算出所有節(jié)點(diǎn)對(duì)之間的最短路徑；由于路徑數(shù)量過(guò)多，只列出節(jié)點(diǎn)0到其余節(jié)點(diǎn)的最短路徑；下面的數(shù)字表示節(jié)點(diǎn)的最短路徑各節(jié)點(diǎn)編號(hào)，如012表示節(jié)點(diǎn)0到節(jié)點(diǎn)2的最短路徑為012；

01

012

03

034

0125

03476

0347

03478

034769

03476910

步驟4：根據(jù)步驟3得到的節(jié)點(diǎn)間的最短路徑，計(jì)算每條邊的介數(shù)；例如b(0,3)＝14表示邊(0，3)的介數(shù)為14；

b(0,3)＝14

b(1,2)＝18

b(1,3)＝24

b(2,5)＝10

b(3,4)＝46

b(4,5)＝8

b(4,7)＝50

b(5,8)＝10

b(6,7)＝38

b(6,9)＝26

b(7,8)＝12

b(8,10)＝10

b(9,10)＝18

b(0,1)＝6

步驟5：根據(jù)邊介數(shù)的大小對(duì)邊進(jìn)行降序排列，并將排序后的邊存儲(chǔ)在集合l中；

b(4,7)＝50

b(3,4)＝46

b(6,7)＝38

b(6,9)＝26

b(1,3)＝24

b(1,2)＝18

b(9,10)＝18

b(0,3)＝14

b(7,8)＝12

b(2,5)＝10

b(5,8)＝10

b(8,10)＝10

b(4,5)＝8

b(0,1)＝6

步驟6：此時(shí)集合l不為空并且g’中邊的數(shù)量為14，|v|-1的值為10，g’中邊的數(shù)量不等于|v|-1，執(zhí)行步驟7；

步驟7：從集合l中取出邊(4,7)，將其從g’和l中刪除；

步驟8：根據(jù)深度優(yōu)先算法判斷g’是否連通，g’此時(shí)是連通圖，執(zhí)行步驟9；；

步驟9：執(zhí)行步驟6；

步驟6：此時(shí)集合l不為空并且g’中邊的數(shù)量為13，|v|-1的值為10，g’中邊的數(shù)量不等于|v|-1，執(zhí)行步驟7；

步驟7：從集合l中取出邊(3,4)，將其從g’和l中刪除；

步驟8：根據(jù)深度優(yōu)先算法判斷g’是否連通，g’此時(shí)是連通圖，執(zhí)行步驟9；

步驟9：執(zhí)行步驟6；

步驟6：此時(shí)集合l不為空并且g’中邊的數(shù)量為12，|v|-1的值為10，g’中邊的數(shù)量不等于|v|-1，執(zhí)行步驟7；

步驟7：從集合l中取出邊(6,7)，將其從g’和l中刪除；

步驟8：根據(jù)深度優(yōu)先算法判斷g’是否連通，g’此時(shí)是連通圖，執(zhí)行步驟9；

步驟9：執(zhí)行步驟6；

步驟6：此時(shí)集合l不為空并且g’中邊的數(shù)量為11，|v|-1的值為10，g’中邊的數(shù)量不等于|v|-1，執(zhí)行步驟7；

步驟7：從集合l中取出邊(6,9)，將其從g’和l中刪除；

步驟8：根據(jù)深度優(yōu)先算法判斷g’是否連通，g’此時(shí)是非連通圖，執(zhí)行步驟10；

步驟10：將邊(6,9)插入到g’中，執(zhí)行步驟6；

步驟6：此時(shí)集合l不為空并且g’中邊的數(shù)量為11，|v|-1的值為10，g’中邊的數(shù)量等于|v|-1，執(zhí)行步驟7；

步驟7：從集合l中取出邊(1,3)，將其從g’和l中刪除；

步驟8：根據(jù)深度優(yōu)先算法判斷g’是否連通，g’此時(shí)是連通圖，執(zhí)行步驟9；

步驟9：執(zhí)行步驟6；

步驟6：此時(shí)集合l不為空并且g’中邊的數(shù)量為10；|v|-1的值為10，g’中邊的數(shù)量等于|v|-1，則執(zhí)行步驟11；

步驟11：在中心節(jié)點(diǎn)上，對(duì)于網(wǎng)絡(luò)拓?fù)渲械娜我夤?jié)點(diǎn)v，根據(jù)網(wǎng)絡(luò)拓?fù)鋑’構(gòu)造以節(jié)點(diǎn)v為根的最短路徑樹(shù)spt(v)，根據(jù)構(gòu)造的最短路徑樹(shù)，計(jì)算出所有節(jié)點(diǎn)對(duì)之間的最短路徑；由于路徑數(shù)量過(guò)多，只列出節(jié)點(diǎn)0到其余節(jié)點(diǎn)的最短路徑；下面的數(shù)字表示節(jié)點(diǎn)的最短路徑各節(jié)點(diǎn)編號(hào)，如012表示節(jié)點(diǎn)0到節(jié)點(diǎn)2的最短路徑為012；

01

012

03

01254

0125

012581096

012587

01258

01258109

0125810

下面具體說(shuō)明本發(fā)明的工作原理。

定理1：給定一個(gè)網(wǎng)絡(luò)拓?fù)鋑＝(v,e)，如果刪除網(wǎng)絡(luò)中的任意一條邊l∈e，g'＝(v,e')，e'＝e-{l}，則r(g,g')必定減小。

證明：當(dāng)刪除網(wǎng)絡(luò)中的任意一條邊l∈e時(shí)，新的拓?fù)渲袑⒉辉侔撨?，因此根?jù)該拓?fù)鋑'＝(v,e')計(jì)算出的備份路徑將不再包含該邊。對(duì)于網(wǎng)絡(luò)中的任意源-目的節(jié)點(diǎn)對(duì)o和d，如果邊則該節(jié)點(diǎn)對(duì)的交叉度將不會(huì)受到影響，當(dāng)l∈p(o,d,g)時(shí)，則該節(jié)點(diǎn)對(duì)之間的路徑交叉度將會(huì)至少減少1。因?yàn)樵诰W(wǎng)絡(luò)拓?fù)鋑＝(v,e)中，對(duì)于任意一條邊l∈e，該邊一定會(huì)出現(xiàn)在最短路徑中，因此，上述定理成立。

定理2：給定一個(gè)網(wǎng)絡(luò)拓?fù)鋑＝(v,e)，如果刪除網(wǎng)絡(luò)中的一組邊g'＝(v,e')，e'＝e-l，則r(g,g')必定減小。

證明：由定理1可知，當(dāng)刪除網(wǎng)絡(luò)中的任意一條邊時(shí)，r(g,g')必定減少。因此，當(dāng)刪除多條邊時(shí)，r(g,g')必定減少，上述定理成立。