CN104012051B - 提供全面保护的ip快速重路由装置和方法 - Google Patents

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Abstract

公开了提供全面保护的IP快速重路由机制，用于降低与消息分组相关联的地址查找的数量。提供全面保护的IP快速重路由机制包括路由器，其被配置为根据存储在转发信息存储器中的转发信息表中与目的地节点有关的第一指针和第二指针中的一个，向下一跳邻居节点转发到达分组；第一指针指向第一下一跳邻居节点，其位于从网络节点到目的地节点的最短路径上；第二指针指向不同于第一下一跳邻居节点的第二下一跳邻居节点，其位于候选循环上，该候选循环包含网络节点和目的地节点，并与以目的地节点为根的汇集树具有最大重叠。提供全面保护的IP快速重路由机制特别有用于向针对单个链路和节点故障的全面保护提供不需要分组修改的简单方法。

Description

提供全面保护的IP快速重路由装置和方法
相关申请
本申请通过引用结合2011年11月1日提交的美国临时专利申请NO.61/554,341，并要求它的优先权。
技术领域
本发明一般涉及在网络出现故障时的分组重路由，特别涉及一种分组重路由的方法，其减少收敛时间，同时提供网络的全面保护覆盖。
背景技术
现代IP(因特网协议)网络携带无数时间敏感应用的业务数据，诸如视频会议和交互式多人游戏。因此，网络被要求提供非常高水平的服务质量(QoS)和可用性。于是，服务提供商竭尽全力以保证其网络在这些方面运行满意并不奇怪。然而，意外的组件故障以及定期的维护过程通常会造成降级的网络性能周期。
这些降级的网络性能周期中的一个被称为收敛周期，因为它们对应于例如开放最短路径优先(OSPF)的网络内部网关协议(IGP)在发生拓扑变化后收敛所需要的时间。更具体地，在每个这种周期内，每个路由器独立地更新它的转发信息库(FIB)表，因为有关拓扑变化的信息在整个网络中传播。因此，不同路由器的转发表可能会暂时彼此不一致，导致业务在转发环路中被捕获和/或丢弃。
收敛周期一般持续几百毫秒或者甚至几秒钟。不幸的是，这么长的恢复时间对于大多数实时应用来说是不可接受的。相反，低于50毫秒的恢复时间，像SONET/SDH和MPLS网络的恢复时间，是期望的，以保证消费者很难注意到任何不利影响。
与此相关，能效最近成为服务提供商的重要问题。一种流行的降低能耗的技术涉及动态地规划网络，以满足当前的业务需求，例如，通过暂时关掉不必要的链路和路由器。然而，像任何其它拓扑变化一样，这些操作都容易对网络性能产生负面影响，并可能会相当频繁地发生。因此，从这样的事件中获得低的恢复时间会获得更大的意义，因为不这样的话，上述节能措施不太可能被广泛地采用。
即使在出现拓扑变化时也要维持IP网络的高水平的QoS和可用性的需求需要在收敛周期中使网络服务中断最小化的方法。在MPLS网络中，这通过快速重路由(FRR)来完成。即，对于每个潜在的组件故障，提供避开它的专门绕行路径。当这种故障实际发生时，业务会自动转移到适当的绕行路径上。因此，MPLS-FRR有效地保证了50ms的故障恢复时间，分组丢失可忽略不计。
用于IP网络的类似解决方案被称为IP快速重路由(IP FRR)。在IP FRR中，不能通过故障组件发送分组被转到备选路由器，其将该分组转发到它的目的地。然而，不同于MPLS-FRR中绕行路径被提供为专用MPLS隧道，在IP网络中，每个路由器做出独立的本地路由决策。该基于目的地的转发模式在IP FRR的实现中引起严重的问题，如以下所说明的。
紧接着故障发生并被检测到之后，只有相邻的路由器知道这一点；这些路由器被称为本地维修(LRR)。因此，已经被LRR转到非LRR备选下一跳的分组可能被直接或间接地路由回同一个LRR，从而进入转发环路。几个IP FRR建议，诸如等价多路径(ECMP)机制和无环路备选(LFA)机制，通过规定分组仅应当被转发到满足保证无环路传递的某些简单属性的备选邻居来避免这个问题。例如，考虑图1A中所示的节点107故障后的网络。LFA机制使得节点105能够通过将去往节点110的业务转到节点109来从该故障中恢复，节点109构成无环路备选。
另一种方案称为U-Turn机制，其通过允许LRR将分组原路返回到上游邻居，随后该上游邻居将其转发到它自己的邻居中作为无环路备选的邻居来扩展LFA。因此，如果图1A中网络的链路107-108出现故障，则节点107可将去往节点110的分组发送到节点105，后者通过将分组转发到节点109来绕开故障。
虽然上述的机制易于实现，但它们并不保证对每个潜在故障的无环路恢复。这在LRR没有满足由该机制规定的属性的邻居时发生，在具有低平均节点度的网络中，问题会特别普遍。评估研究已经表明LFA比ECMP能针对更多故障进行保护，而U-turn比LFA能针对更多故障进行保护，但这些研究还显示甚至U-turn也通常仅对所有可能的链路故障中的大约90％的故障和低于75％的节点故障进行保护。例如，在图1A中网络的节点108故障时，这些机制中没有一个可以成功地将分组从节点107路由到目的地110，尽管图1B示出从127到130有一条路径仍然可用，如由双箭头指示的。
其它IP FRR机制使用各种技术以标记绕路上的分组，诸如使用隧道、将故障组件列表添加到IP报头、或者规定禁止地址(称为不经由(not-via)地址)。一些机制，诸如SafeGuard，主张修改IP报头以隐式地标识故障组件。另外，在IEEE INFOCOM的会议记录中描述的方案：“IP fast reroute：Lightweight not-via without additionaladdresses”，2009年，第2771-2775页，G.Enyedi、P.Szilágyi、G.Rétvári和A.Császá；预先计算每个目的地的备选路由树，并使用IP报头中的某些位以标识所期望的转发路径。虽然这些解决方案支持大多数可能故障的快速恢复，但是它们具有显著的缺点：绕道的分组需要经过额外的处理，这些处理只能在路由器缓慢路径上进行，并且在某些情况下，如果额外的嵌入信息使得分组超过MTU大小，则它们可能必须被分成片段。
此外，在网络的IEEE/ACM事务中，“Fast local rerouting for handlingtransient link failures”，2007年，15(2):359-372，S.Nelakuditi、S.Lee、Y.Yu、Z.-L.Zhang和C.-N.Chuah介绍了一种接口特定转发机制，其使路由器能够基于分组的进入接口来推断网络中是否有故障。接着，通过考虑分组的进入接口以及目的地来确定该分组的下一跳。作者表示所述机制提供对任何组件故障的无环路绕行，但是这种方式导致对于每个路由器接口维护专用转发表的相当大的成本和复杂性。
简单IP FRR方案的明显缺陷激发了许多备选路由范式的建议，其通常利用网络的路径多样性。一种这样的方法是多路由配置(MRC)机制，其建立备份路由拓扑结构(称为配置)，以使得每个链路和节点被隔离在至少一个备份拓扑结构中。在故障发生后，分组沿着故障组件被隔离的某个配置路由。尽管MCR可以解决快速恢复问题，但它面临着实现问题，诸如设计隔离每个组件的配置和选择路由的合适配置。其它研究通过沿着每个指定目的地的预先计算的定向非循环图(DAG)路由分组来利用路径多样性。在该路由范例中，分组并不必需沿着最短路径进行路由，也不能保证DAG对每个可能的故障提供保护。最后但不是不重要的，G.J.TAPOLCAI、G.ENYEDI和A.在2011年IEEE INFOCOM的会议记录中的“IP fast reroute：Loopfree alternates revisited”建议用其它链路加强网络以确保LFA机制可向所有可能的故障提供恢复。
因此，期望有一种方法或装置能够确保在网络收敛期间分组会沿着最短路径或者在沿着最短路径的一个链路/路由器故障时通过备选路径到达目的地，其使得现有技术中的缺点和复杂性最小化。
发明内容
本发明的目的是提供分组分类的方法和装置，其在网络收敛时间内保证分组或者沿着最短路径或者通过网络的备选路径到达它们的目的地。
在前面部分提到的所有解决方案或者不能够针对所有潜在的故障进行保护，或者难以实现，或者两者都有。在此公开了一种新的、简单和有效的IP FRR机制，即不相交路径恢复(DisPath)，其具有以下有利的属性：
1)DisPath保留传统的基于目的地的IP路由范式，并在稳定的网络状态中，分组沿着最短路径被转发到目的地。
2)分组不会以任何方式进行修改(除了适当的标准操作以外，诸如TTL递减和新的报头校验和计算)。
3)DisPath在每个路由器的转发表中对每个目的地节点仅维持两个指针：一个用于主要下一跳邻居，另一个用于备选下一跳邻居。显然，这是实现恢复机制所需要的最少数量的指针。
4)假定恢复路径存在，则DisPath提供全面保护，即，针对单个组件的每个潜在故障进行保护而不管网络拓扑结构如何。
5)即使在出现多个故障时，DisPath机制也完美地避免短暂的路由环路。
应当注意，属性2和3使得该方案相对简单地用当前路由技术实现。还应当注意，属性4对于能效网络是非常期望的，该能效网络由于动态地去激活冗余的路由器和链路，因此具有非常低的平均节点度。
此外，对代表性网络实例的模拟表明DisPath在伸展性(stretch)方面表现得很好，即，重新路由的分组的轨迹的长度与避免故障网络组件的最短路径的长度的比率，其是常用的性能指标。连同以上的属性，这表明DisPath满足设计确保全面保护的简单且实用的IP FRR机制的目标。
因此，根据本发明的一个方面，提供一种在网络节点处的网络单元，用于路由具有目的地节点的到达分组，该网络单元具有路由器，其被配置为根据在转发信息存储器中存储的转发信息表中与该目的地节点有关的第一指针和第二指针中的一个，将到达分组转发到下一跳邻居节点；第一指针指向位于从网络节点到目的地节点的最短路径上的第一下一跳邻居节点；第二指针指向不同于第一下一跳邻居节点的第二下一跳邻居节点，第二下一跳邻居节点位于候选循环上，该候选循环包含网络节点和目的地节点的，并与以目的地节点为根的汇集树(sink tree)具有最大重叠。
在本发明的某些实施例中，路由器被配置为在到达分组从不同于由第一指针指示的下一跳邻居节点的邻居节点到达时，根据第一指针转发到达分组。在本发明的某些实施例中，路由器被配置为在到达分组从由第一指针指示的下一跳邻居节点到达时，根据第二指针转发到达分组。在某些实施例中，路由器被配置为在由第一指针指示的下一跳邻居节点不能转发分组时，根据第二指针转发到达分组。在某些实施例中，路由器被配置为在去往由第一指针指示的下一跳邻居节点的链路不能转发分组时，根据第二指针转发到达分组。
在本发明的这个方面的其它实施例中，网络单元还具有在转发信息存储器中存储的转发信息表中与目的地节点有关的第一标记和第二标记；第一标记指示从网络节点到目的地节点的最短路径的运行状态；第二标记指示从网络节点到第二下一跳节点的链路是否是以目的地节点为根的汇集树的单元；路由器被配置为在第一标记指示非运行状态，第二标记指示从网络节点到第二下一跳节点的链路是以目的地节点为根的汇集树的单元，并且到达分组从由第一指针指示的下一跳邻居节点到达时，丢弃到达分组。
在某些实施例中，路由器被配置为在到达分组从不同于由第一指针指示的下一跳邻居节点的邻居节点到达时，根据第一指针转发到达分组。在其它实施例中，路由器被配置为在到达分组从由第一指针指示的下一跳邻居节点到达时，根据第二指针转发到达分组。在其它实施例中，网络单元具有路由器，其被配置为在由第一指针指示的下一跳邻居节点不能转发分组时，根据第二指针转发到达分组。在其它实施例中，路由器在去往由第一指针指示的下一跳邻居节点的链路不能转发分组时，根据第二指针转发到达分组。
在本发明的这个方面的其它实施例中，网络单元被配置为在指示用于网络单元是其中的节点的网络的新的网络配置的网络配置信息到达时，转发信息表在与新的网络配置对应的汇集树上的网络节点的祖先节点已经被重新配置的时间周期之后的时间被更新。
根据本发明的另一个方面，公开了一种自动计算转发信息表中与目的地节点有关的主指针和备份指针的方法，其中转发信息表被存储在具有在存储设备中存储的网络配置的网络的第一网络节点中的转发信息存储器中，该方法具有以下步骤：使用网络的网络配置计算以目的地节点为根的汇集树；使用网络的网络配置计算从第一网络节点到目的地节点的最短路径；将主指针指向在从网络节点到目的地节点的最短路径上的第一下一跳邻居节点；将备份指针指向不同于第一下一跳邻居节点的第二下一跳邻居节点，该第二个下一跳邻居节点在候选循环上，该候选循环包含第一网络节点和目的地节点，并与以目的地节点为根的汇集树具有最大重叠。
在某些实施例中，还具有以下步骤：对于网络中不同于该网络节点和目的地节点的所有节点，重复第二计算步骤和指向步骤。在某些实施例中，还具有以下步骤：接收对网络配置的更新；在存储设备中存储该更新；使用网络的更新的网络配置，计算以目的地节点为根的新的汇集树；通过对网络中不同于该网络节点的所有节点重复第二计算步骤和指向步骤，在与新的网络配置对应的汇集树上的网络节点的祖先节点已经被重新配置的时间周期之后的时间，更新转发信息表。在某些实施例中，时间周期根据新的汇集树中从最近的祖先节点到该网络节点的跳数距离(hop-count distance)来计算，其中，对于该网络节点，新的汇集树中从最近的祖先节点到目的地节点的路径还未变化。
根据本发明的又一个方面，公开了一种自动计算转发信息表中与目的地节点有关的备份指针的方法，其中转发信息表被存储在具有在存储设备中存储的网络配置的网络的第一网络节点中的转发信息存储器中，该方法具有以下步骤：使用网络的网络配置计算以目的地节点为根的汇集树；使用网络的网络配置计算包含第一网络节点和目的地节点的最短候选循环，其中，候选循环的“制胜(tie-breaking)”准则包括与以目的地节点为根的汇集树具有最大重叠；使用网络的网络配置计算从第一网络节点到目的地节点的最短路径；确定位于从网络节点到目的地节点的最短路径上的第一下一跳邻居节点；以及将备份指针指向不同于第一下一跳邻居节点的第二下一跳邻居节点。
在本发明的这个方面的某些实施例中，还具有以下步骤：对于网络中除了网络节点和目的地节点以外的所有节点，重复计算步骤、确定步骤和指向步骤。
应当注意：下面说明和附图仅仅说明本发明的原理。因此，应当理解，本领域的技术人员将能够设计各种装置，这些装置尽管在此并没有明确地描述或示出，但体现本发明的原理，并被包括在其精神和范围内。此外，在此记载的所有例子主要意在仅表示教学目的，以帮助读者理解本发明的原理和发明人为促进本领域所贡献的概念，并且应当被理解为不限于这些具体记载的例子和条件。此外，在此叙述本发明的原则、方面和实施例以及具体例子的所有陈述意在包含其等同物。
附图说明
根据以下对本发明的实施例的详细描述并参照附图，本发明将得到进一步的理解，其中相同标记用于表示相同的单元：
图1A和1B表示根据现有技术的具有连接链路的节点网络；
图2A和2B表示运行中的根据本发明的实施例的具有连接链路的节点网络；
图3表示根据本发明的实施例的计算主转发节点和备份转发节点的方法的结构图；
图4表示根据本发明的实施例的将分组路由到主转发节点和备份转发节点的方法的结构图；
图5表示根据本发明的另一个实施例的将分组路由到主转发节点和备份转发节点的方法的结构图；
图6A和6B表示根据本发明的实施例的具有连接链路的节点网络。
附图标记说明：
101、103、105、107、108、109、110、121、123、125、127、128、129、130、201、202、203、204、205、206、207、208、209、210、211、212、221、222、223、224、225、226、227、228、229、230、231、232、601、602、603、604、605、606、607、608、609、610、611、612、621、622、623、624、625、626、627、628、629、630、631、632：节点
具体实施方式
在下面的描述中，阐述了许多具体细节。然而，应当理解，本发明的实施例可以实施而无需这些具体细节。在其它实例中，已知的电路、结构和技术并没有详细示出，以免模糊对本说明书的理解。然而，本领域的技术人员应当理解本发明可以无需这些特定细节实现。在其它实例中，控制结构、门级电路和全软件指令序列并没有被详细示出，以免模糊本发明。本领域的技术人员使用所包括的描述能够实现适当的功能而无需过多的实验。
说明书中的“一个实施例”、“实施例”、“示例性实施例”等表示所描述的实施例可以包括特定特征、结构或特性，但并不是每个实施例都必须包括该特定特征、结构或特性。此外，这些短语并不一定指代同一个实施例。此外，当特定特征、结构或特性结合实施例描述时，应当认为结合其它实施例实现这些特征、结构或特性是在本领域技术人员的知识范围内，无论是否明确地描述。
在下面的说明书和权利要求书中，可能使用了术语“耦合”和“连接”及其派生词。应当理解，这些术语并不旨在作为彼此的同义词。“耦合”用于表示两个或多个元件(可以是或者可以不是彼此直接物理或电接触)协作或彼此交互。“连接”用于表示彼此耦合的两个或更多元件之间通信的建立。
附图中所示的技术可以使用在一个或多个电子设备(例如，网络单元)上存储并执行的代码和数据来实现。这些电子设备使用及其可读媒体存储和传输(在内部以及通过网络与其它电子设备)代码和数据，机器可读媒体诸如机器存储媒体(例如，磁盘、光盘、随机存取存储器、只读存储器、闪速存储器)和机器通信媒体(例如，电、光、声音或其它形式的传播信号——诸如载波、红外信号、数字信号等)。此外，这些电子设备通常包括一组一个或多个耦合到诸如存储设备的一个或多个其它组件的处理器、一个或多个用户输入/输出设备(例如，键盘和/或显示器)、以及网络连接。该组处理器与其它组件的耦合通常是通过一个或多个总线和桥接器(也称为总线控制器)。存储设备和携带网络业务的信号分别代表一个或多个机器存储媒体和机器通信媒体。因此，指定电子设备的存储设备通常存储用于在该电子设备的该组一个或多个处理器上执行的代码和/数据。当然，本发明的实施例的一个或多个部分可使用软件、固件和/或硬件的不同组合实现。
如在此所使用的，网络单元(例如，路由器、交换机、桥接器等)是网络设备，其包括硬件和软件，并通信地与网络上其它设备(例如，其它网络单元、计算机终端站等)互连。用户计算机终端站(例如，工作站、笔记本电脑、掌上计算机、移动电话等)访问通过因特网提供的内容/服务和/或在诸如因特网的相关网络上提供的内容/服务。内容和/或服务通常由属于服务或内容提供商的一个或多个服务器计算终端站提供，并可以包括公共网页(免费内容、店面、搜索服务等)、私人网页(例如，提供电子邮件服务的通过用户名/密码访问的网页等)、VPN上的企业网络等。通常，用户计算终端站被耦合(例如，通过耦合到接入网络、无线连接到接入网络的客户端设备)到边缘网络单元，边缘网络单元通过因特网的核心网络单元连接到服务器计算终端站。
在下面的附图中，相同的标记用于表示相同的单元。
网络模型
本发明的以下实施例将参照IP网络进行说明。假定IP网络构成单一路由区域。所有路由器维护链路状态信息，这允许路由器计算网络拓扑结构，并因此计算去往网络中每个其它路由器的最短路径。路由器使用该信息以传播它们的转发信息库(FIB)表。当IP分组到达路由器时，路由器相对其FIB检查分组目的地地址，以确定下一跳邻居，即，沿最短路径到达目的地的下一个路由器，并相应地转发分组。为了简单起见，假定如果存在多个去往特定目的地的最短路径，则路由器根据已知且一致的“制胜”准则选择唯一的下一跳邻居节点。
当所有路由器具有网络拓扑结构的相同视图时，网络被认为是处于稳定状态。如果拓扑结构发生变化，则与所添加或删除的组件(不管是路由器还是链路)相邻的路由器检测到该变化，并生成链路状态通告(LSA)消息，以通知其它路由器该变化。该信息在网络中通过泛洪(flooding)方式传播，并被所有路由器用于更新它们的FIB。收敛时间是指从最初检测到拓扑结构变化到所有路由器都已经更新其FIB、然后网络再次处于稳定状态那一点的时间间隔。
在以下的部分，网络被建模为一个无向图G(V；E)，其中V表示路由器(也称为节点)组，E表示链路(也称为边)组。每个链路e∈E是双向的，并且为了路由具有相关的整数权重w(e)。另外，G被假定为双连通的，意味着在单个链路或节点故障时它维持连通。应当注意，以上的一些假设仅用于使得说明更加清晰。正如所公开的，本发明机制的方法可以适应于非双连通图和其链路在每个方向具有不同权重的图。
机制概述
DisPath基于这样的事实：根据Menger定理，在双连通网络中，每个节点v具有去往任何特定目的地t的两个节点不相交路径。因此，如果沿着从v到t的最短路径出现故障，则仍然有可用的备选路径。
假定pv(t)表示v对于目的地t的主邻居，即，v的沿着最短路径到达t的下一跳邻居。在出现故障时，节点v将分组转移到备选路径上，假定bv(t)表示备份邻居，即，v的沿着备选路径的下一跳邻居。
根据本发明的实施例，节点v有两种方式知道沿着去往t的主路径是否已经发生故障。标准的方式是如果v与故障相邻，则直接检测到故障。另一种方式是如果v从pv(t)接收到目的地是t的分组，这不应在稳定状态下发生。在两者任一的情况下，v将分组转发到备份邻居bv(t)。应当注意，该方法可以实现，而无需对分组本身进行任何修改。
作为例子，考虑图1B中的网络，其中到达节点127的分组具有目的地节点130，但节点128已发生故障。在节点128出现故障后，节点127具有经由节点125、123和121到达节点130的备选路径。当节点125从节点127得到去往节点130的分组时，它检测到故障并向其备份邻居，节点123，发送分组。节点123也检测到故障，并将分组转发到它自己的备份邻居，节点121，然后，节点121将分组路由到目的地节点130。
DisPath在提供无环路恢复中的成功取决于每个节点正确地选择每个目的地的主邻居和备份邻居。为此，每个节点v计算最短简单循环Cv；t，其包含v和目的地t。Cv；t中v的两个邻居节点成为主邻居和备份邻居。由于网络是双连通的，因此，这种循环总是存在的，但不一定是唯一的。这可能造成严重的妨碍，因为没有任何最短循环将工作，如下一个例子所示的。
考虑图2A中的网络，可以看到有若干最短循环包含节点206和目的地节点212；对于节点201和212等也是一样。假定节点206和203选择左侧由虚线表示的循环，而节点201和204选择右侧由虚线表示的循环。当链路(206；209)出现故障时，节点206只能向节点203转发去往212的分组，节点203必须将其发送到201。然而，203既不是节点201的主邻居(如由连接节点201到节点204的黑色箭头所指示的)，也不是节点201的备份邻居(备份邻居是节点202，因为节点201正使用右侧由虚线所示的循环)，因此，节点201将分组转发到节点204(其更接近节点212)，节点204将分组发送到节点206，而节点206是分组由于链路(206；209)的故障而开始循环的地方。因此，分组进入转发环路，这是不希望的。
然而，根据本发明的实施例，针对选择合适的循环的问题提供了简单优美的解决方案，如以下所公开的。假定T(t)表示t的汇集树，即，该树以t为根，由从所有其它节点到t的最短路径的联合形成；在文献中，有时称为反向最短路径树或rSPT。如果网络处于稳定状态，则每个节点可独立地确定T(t)，只要所有节点都采用相同的“制胜”准则。
接着，根据实施本发明的方法，汇集树本身被用作最短循环的计算中的“制胜”准则。具体地，当节点v计算包含v和t的最短循环时，它赞成与T(t)具有更大重叠的循环“制胜”。这通过链路权重的适当操作来实现。
现在，可以示出由节点v计算的循环Cv；t具有以下属性：Cv；t中v的两个邻居中的一个是在去往t的最短路径中的下一个节点，因此，它自然应当成为主邻居pv(t)。还可以看出，该属性具有非常有益的结果：
·它确保在网络处于稳定状态时分组沿着去往其目的地的最短路径路由；
·它确保在单个链路或节点出现故障时快速的恢复而没有转发环路。
本发明的实施例具有两个协调方面。第一是一系列步骤，它以伪代码形式在下面示出并结合图3说明这些步骤的结构图来进行进一步描述；这些步骤在网络处于稳定状态时由每个节点v执行以传播它的FIB表，换句话说，确定每个目的地节点t的主邻居和备份邻居。
该方法包括三个基本步骤：
步骤1：计算汇集树。节点v计算t的汇集树T(t)，通过对于所有节点共同的预定标准来制胜。T(t)中v的父亲立即被指定为主邻居pv(t)。
步骤2：权重操作。属于T(t)的链路的权重被稍微降低，以使得在随后的最短循环计算中，赞成与T(t)具有最大重叠的循环“制胜”。对于每个链路e∈E，如下所示定义一个的临时的实值权重wt(e)如下定义：
其中，ε是正的常数，使得
步骤3：计算最短循环。节点v使用任何适当的方法相对权重wt(·)计算包含v和t的最短循环Cv；t。如后面所证明的，Cv；t中v的两个邻居中的一个是pv(t)，因此，另一个被选择为备份邻居bv(t)。
在指定节点v处提供FIB表的方法的伪代码表示
现在参照图3，其示出根据该方法的实施例的结构表示。该方法在步骤301对节点v开始，网络处于稳定状态。在步骤302，进入条件步骤，该步骤对网络V中不是节点v本身的所有目的地节点t执行随后的计算。在步骤303，使用关于链路权重的网络配置信息w(·)，确定以目的地节点t为根的汇集树T(t)。在步骤304，汇集树T(t)用于指定T(t)中v的父亲作为节点pv(t)。接着，在步骤305，进入条件循环，其检查网络中的每个链路以在步骤306确定各个边是否是汇集树T(t)内的边。如果各个边不是，则在步骤307，将该边的修正权重设置为它的最初权重。如果各个边是汇集树T(t)内的边，则在步骤308，将该边的修正权重设置为比它的最初权重增量较小的值。如前面所描述的，条件循环305内步骤的净效果是减小汇集树T(t)的权重，以便使这些边在简单循环中成为最佳“制胜者(tie-breaker)”。
接着，在步骤309，使用修正权重wt(·)计算包含v和t的最简单循环Cv；t。在步骤310，Cv；t中节点v的两个邻居节点是节点v的期望的主邻居pv(t)和备份邻居bv(t)。由于主邻居pv(t)已经从步骤304知道，因此，Cv；t中两个邻居中的另一个被指定为备份邻居bv(t)。在步骤311，特定节点v的循环结束，控制返回到步骤302。当完成步骤302时，方法在步骤312结束。
本发明的第二个方面是由每个节点v在每次接收分组时执行以确定分组如何被路由的一系列步骤。这一系列步骤在下面以伪代码形式示出，并结合图4的步骤的结构图表示进一步描述。由于节点的故障导致所有进入该节点的链路也变得不可用，因此这第二个一系列步骤并不必须区分链路故障和节点故障，并在这两种情况下都同样地行动。
在节点v处路由分组的方法的伪代码表示
现在参照图4，其示出根据该方法的实施例的结构图表示。该方法在步骤401开始。在步骤402，在节点v接收到去往节点t的分组。在步骤403，检查分组是否从主邻居pv(t)到达。如果答案是否定的，则在步骤404，检查邻居pv(t)是否可用。如果答案是否定的，则在步骤405，检查邻居bv(t)是否可用。如果该检查的答案是否定的，则主邻居和备份邻居都不可用，并在步骤406，丢弃分组。该方法随后在步骤407结束。当在步骤405的检查是肯定的时候，即，备份邻居可用，则在步骤408，分组被转发到备份邻居bv(t)，该方法随后在步骤409结束。如果在步骤404的检查是肯定的，即，主邻居可用，则在步骤410，分组被转发到主邻居pv(t)，该方法随后在步骤411结束。
如果在步骤403的检查是肯定的，即，分组的确从邻居pv(t)到达，则在步骤412，检查邻居bv(t)是否可用。如果答案是否定的，则在步骤413，丢弃分组，该方法在步骤414结束。如果在步骤412的检查是肯定的，即，邻居bv(t)可用，则在步骤415，分组被转发到邻居bv(t)，方法在步骤416结束。
对于另一个例子，考虑图2B中描述的网络，并假定节点229出现故障。根据本发明的实施例，在节点226处去往节点232的分组将被转发到节点224，然后转发到节点221，然后到达节点222。
然而，节点221不是节点222的主邻居，因此，分组随后被路由到节点225，然后到达节点227。可以看到，循环C227；232比C226；232更短，因此，分组在“进步”。在节点227，分组必须被再次重新路由，在最终到达节点232之前，经过节点225、222和230。
在上述的例子中，应当注意，重新路由的分组访问每个节点最多两次。该属性通常支持本发明的实施例。
其它扩展
A.目的地节点的故障和多个故障
尽管如先前所述的本发明的实施例可以补偿丢失的链路和节点，但分组传送并不包括去往故障节点的分组，因为这些分组的传送显然是不可能的。然而，这种分组可能会保留在网络中并进入转发环路，从而不必要地增加沿着这些环路的链路和节点上的业务负担。例如，在图1A中的网络的节点110出现故障时，去往节点110的分组沿着节点101、103、105、107、108的路径最终来回跳跃。理想地，这些分组应当尽快地丢弃。
如果在网络中同时发生多个故障，具体地，如果由于故障而已经被重新路由的分组沿着它们的备选路径遇到另一个故障，则可能会出现类似的问题。任何去往目的地t的备选路径必须包含至少一个不在汇集树T(t)中的链路，假定ê是第一个这种链路。如果备选路径上的故障发生在ê之前，则这些分组将被丢弃(参见前面给出的用于路由数据的伪代码的第四行)，否则，它们可能进入转发环路。
按照以下对本发明的实施例的修改，环路在上述情形中可以被防止。对于每个节点v和每个目的地t，在v的针对t的FIB条目中添加两个布尔标记fv(t)和qv(t)，其中该FIB条目已经包含指针pv(t)和bv(t)。标记fv(t)表明v是否已经沿着从v到t的最短路径检测到故障，qv(t)表明链路(v；bv(t))是否属于汇集树T(t)。此外，第一方面的步骤被修改以使得在计算T(t)和bv(t)后将qv(t)设置为适当的值，并还将fv(t)设为假。最后但并非不重要的，第一路由方法被下面的路由方法替换，在该方法中，当节点v由于故障而必须重新路由去往节点t的分组时，将fv(t)设为真。
如果去往t的分组从bv(t)接收，而故障已经被检测到(即，fv(t)为真并且(即，qv(t)为假))，则该方法认识到沿着去往t的备选路径已经发生另一个故障，并丢弃分组以避免产生环路。因此，即使存在多个故障，本实施例也能适当地避免临时路由环路。
B.非对称链路权重
有时双向链路可在每个方向上具有不同的路由权重。在这种情况下，网络更适合用有向图模拟，而不是无向图，以使得每个双向链路通过具有不同权重的两个反平行有向边表示。
此外，假定ē表示指定边e∈E的反向平行边。本发明的实施例通过修改表示伪随机代码表示的提供FIB表的方法的步骤2中的临时权重的定义来在这种网络中工作：
应当注意，wt(e)＝wt(ē)。正如先前那样，这种分配赞成与T(t)具有更大重叠且不影响T(t)本身的循环制胜。因此，在稳定状态中，分组仍然沿着去往其目的地的最短路径转发。
C.非双连通网络
到目前为止都假定网络是双连通的。否则，它必须包含割边节点(cut node)和/或割边链路(cut link)，因此，如果出现任何故障，则恢复是不可能的，因为没有其它路径。然而，即使在这种情况下，针对其它组件故障可以确保某种保护，如下所述。
如果网络具有割边节点而没有割边链路，则首先使用例如深度优先搜索方法将该网络划分成双连通组件。然后，对每个组件独立地执行建立FIB表的方法。
最后，剩余的FIB条目如下填写。如果节点v和目的地节点t是在不同的组件中，则沿着从v到t的最短路径识别第一割边节点，即y。可以看到，节点y必须属于与节点v相同的组件。因此，节点v的针对目的地y的FIB条目的所有值被复制到节点v的针对目的地节点t的FIB条目中。
D.无环路FIB更新
在收敛时间内临时转发环路的主要原因是在不同网络节点中存在的不一致的网络拓扑结构的视图。例如，考虑在节点611出现故障后的图6A中的网络。假定节点606和603已经更新了它们的FIB表以反映节点612的新的汇聚树，其在图6A由实线箭头表示，但节点601和604还没有。在这种情况下，从601发送到612的分组将进入由节点601、604、606和603组成的临时转发环路。
根据本发明的可选实施例，FIB更新方法确保每个路由器v在那些是v的祖先的所有路由器都在t的新的汇聚树后更新它的针对目的地t的FIB条目。这通过根据新的汇聚树中v的深度(即，与t之间的跳数距离)调度该更新来实现。
作为例子，假定节点v在时间τ得到LSA消息，它将该LSA消息向其邻居转发并用于计算每个目的地t的新的汇集树T’(t)。假定u是T’(t)中v的最近的祖先，它去往t的路径不受拓扑结构变化的影响，并用d(v；u)表示T’(t)中从v到u的跳数距离。然后，v应当在时间τ+Δd(v；u)时更新它针对t的FIB条目，其中，Δ是LSA消息在链路上的最大传播时间，包括计算新的汇集树所需要的时间。
作为更具体的例子，考虑节点611出现故障后的图6A中的网络，并假定Δ＝1。紧挨着每个节点的数字是T’(t)中该节点到最近的不受影响的节点(在此是节点610)的跳数距离。一旦节点609在时间0时检测到故障，则它立即向节点606和607发送LSA消息，并由它们向它们的邻居转发该消息，以此类推。因此，节点602在时间Δ＝3时被通知该故障，并在时间τ+Δd(v；u)＝3+1＝4时更新它的FIB条目。
类似地，节点601、604、606和603都在时间5等更新它们的针对t的FIB条目。
仿真结果
网络实例
为了评估本发明的实施例对于在服务提供商网络上的部署的适宜性，在许多现实的拓扑结构上进行仿真，其可在下面的文献中公开获取：
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[在http://www.cs.washington.edu/research/networking/rocketfuel/可获取]。
它们的规模从11个节点和23个边(NJLATA)到148个节点和370个的边(AS 3967)，并且它们的平均节点度在表1规定。
表1
评估机制：
DisPath的性能与具有类似特性的机制进行比较，特别是那些(a)对IP分组没有改变；(b)在稳定状态下，分组都沿着去往其目的地的最短路径路由；(c)每个路由器对每个目的地只保留两个指针，指向主邻居和备份邻居的方案。在文献中提出的各种解决方案中，只有LFA和U-turn符合上述所有标准。这些机制像DisPath一样具有低复杂度，并且已经收到业界广泛评议。事实上，它们被普遍用作基准(benchmark)以评估如在以下文章中描述的其它IP FRR机制的性能，诸如M.Gjoka、V.Ram和X.Yang的“Evaluation of IP fast rerouteproposals”，Proceedings of IEEE COMSWARE，2007；M.Goyal、M.Soperi、E.Baccelli、G.Choudhury、A.Shaikh、H.Hossenini和K.Trivedi.的“Improving convergence speedand scalability in OSPF:A survey”，IEEE通信调查和教程，2011年。
性能指标：
评估机制的性能对于两个性能度量进行比较：
覆盖率：针对链路故障的覆盖率是针对任意单个链路故障都被保护的源-目的地对的百分比，针对节点故障的覆盖率是针对除了目的地的故障以外的任意单个节点故障都受到保护的对的百分比。回顾一下，不同于其它评估机制，DisPath对链路故障和节点故障提供100％的覆盖率。
伸展性：假定源-目的地对和沿着它的最短路径的故障组件，伸展性是备选路由的长度与不包括故障网络组件的最短源-目的地路径的长度的比率。
对于每个网络实例，记录了对于所有链路故障和所有节点故障，所有源-目的地路径上的平均伸展性和最大伸展性。
评估结果：
仿真结果显示在表1和表2中。第一个表显示DisPath的平均伸展性在测试实例中保持在可接受的低水平。
表2给出了对比测试的结果。应当注意，在仅考虑机制对其提供无环路备选路径的源-目的地对时，对LFA(和U-turn各自的)的平均伸展性和最大伸展性进行计算。这些值与DisPath在这些相同对上的“等效”平均伸展性和最大伸展性相并列。
显然，在几乎所有的测试实例中，LFA和U-trun都不能针对每个故障提供保护，尽管后一种机制通常很接近，只要网络不具有低的平均节点度。此外，在始终保证100％覆盖率之上，DisPath在伸展方面通常优于其它两种机制，即使在不这样时，它也遇到最少的坏处。因此，这些实验结果产生强有力的证据表明DispPath全方位地优于LFA和U-turn。
表2
因此，已经公开的内容是一种新的IP快速重路由机制，其对被模拟为双连通图的网络的任意单个链路故障或节点故障提供全面保护。
不同于在文献中提出的几种机制，本发明的实施例不需要对IP分组格式进行任何改变。使用与由LFA规定的相同的对转发表的基本要求和与U-turn所使用的相同的简单的故障检测方法，本发明的实施例针对单个链路故障或节点故障提供100％的覆盖率。已经提出并示出了实施例的一些重要属性，通过使用几个真实网络实例的仿真结果，本发明的实施例在伸展性方面也非常有竞争力。
针对单个链路故障和节点故障的简单且全面的保护以及有吸引力的伸展性因素支持本发明的实施例包括用于IP FRR的可靠且实用的解决方案的有力候选。
应当注意，在前面的讨论中，本领域的技术人员容易认识到，各种上述方法的步骤可以通过适当配置的网络处理器来执行。在此，一些实施例还旨在涵盖程序存储设备，例如数字数据存储媒体，其是机器或计算机可读的，并对机器可执行或计算机可执行的程序指令进行编码，其中所述指令执行上述方法的一些或全部步骤。程序存储设备可以是有形的或瞬态存储媒体，也可以是例如数字存储器、诸如磁盘和磁带的磁存储媒体、硬盘驱动器、或光学可读数字数据存储媒体。本实施例也意在覆盖网络单元处理器，其被编程为执行上述方法的所述步骤。
在不脱离由权利要求限定的本发明的范围的情况下，可以对上述的本发明的实施例进行许多修改、变化和调整。

Claims (13)

1.一种在网络节点处的网络单元，用于路由具有目的地节点的到达分组，其包括：
路由器，其被配置为根据在转发信息存储器中存储的转发信息表中与所述目的地节点有关的第一指针和第二指针中的一个，将所述到达分组转发到下一跳邻居节点；
所述第一指针指向第一下一跳邻居节点，其位于从所述网络节点到所述目的地节点的最短路径上；
所述第二指针指向不同于所述第一下一跳邻居节点的第二下一跳邻居节点，所述第二下一跳邻居节点在候选循环上，所述候选循环包含所述网络节点和所述目的地节点，并与以所述目的地节点为根的汇集树具有最大重叠；
所述路由器被配置为在所述到达分组从由所述第一指针指示的下一跳邻居节点到达时，根据所述第二指针转发所述到达分组。
2.如权利要求1所述的网络单元，其中，
所述路由器被配置为在所述到达分组从不同于由所述第一指针指示的下一跳邻居节点的邻居节点到达时，根据所述第一指针转发所述到达分组。
3.如权利要求1或2所述的网络单元，其中，
所述路由器被配置为在由所述第一指针指示的下一跳邻居节点不能转发分组时，根据所述第二指针转发所述到达分组。
4.如权利要求1或2所述的网络单元，其中，
所述路由器被配置为在去往由所述第一指针指示的下一跳邻居节点的链路不能转发分组时，根据所述第二指针转发所述到达分组。
5.如权利要求1所述的网络单元，还包括：
在转发信息存储器中存储的所述转发信息表中与所述目的地节点有关的第一标记和第二标记；
所述第一标记指示从所述网络节点到所述目的地节点的最短路径的运行状态；
所述第二标记指示从所述网络节点到所述第二下一跳邻居节点的链路是否是以所述目的地节点为根的所述汇集树的单元；
所述路由器被配置为在所述第一标记指示非运行状态，所述第二标记指示从所述网络节点到所述第二下一跳邻居节点的链路是以所述目的地节点为根的所述汇集树的单元，并且所述到达分组从由所述第一指针指示的下一跳邻居节点到达时，丢弃所述到达分组。
6.如权利要求5所述的网络单元，其中，
所述路由器被配置为在所述到达分组从不同于由所述第一指针指示的下一跳邻居节点的邻居节点到达时，根据所述第一指针转发所述到达分组。
7.如权利要求5或6所述的网络单元，其中，
所述路由器被配置为在由所述第一指针指示的下一跳邻居节点不能转发分组时，根据所述第二指针转发所述到达分组。
8.如权利要求5或6所述的网络单元，其中，
所述路由器被配置为在去往由所述第一指针指示的下一跳邻居节点的链路不能转发分组时，根据所述第二指针转发所述到达分组。
9.如权利要求1所述的网络单元，其中，
在网络配置信息到达时，其中所述网络配置信息指示用于所述网络单元是其中的节点的网络的新的网络配置；
在与所述新的网络配置对应的汇集树上的所述网络节点的祖先节点已经被重新配置的时间周期之后的时间，所述转发信息表被更新。
10.一种自动计算转发信息表中与目的地节点有关的主指针和备份指针的方法，所述转发信息表被存储在具有存储在存储设备中的网络配置的网络的第一网络节点中的转发信息存储器中，所述方法包括以下步骤：
使用所述网络的所述网络配置计算以所述目的地节点为根的汇集树；
使用所述网络的所述网络配置计算从所述第一网络节点到所述目的地节点的最短路径；
将所述主指针指向位于从所述第一网络节点到所述目的地节点的所述最短路径上的第一下一跳邻居节点；
将所述备份指针指向不同于所述第一下一跳邻居节点的第二下一跳邻居节点，所述第二下一跳邻居节点位于候选循环上，所述候选循环包含所述第一网络节点和所述目的地节点，并与以所述目的地节点为根的汇集树具有最大重叠；以及
在到达分组从由所述主指针指示的下一跳邻居节点到达时，根据所述备份指针转发所述到达分组。
11.如权利要求10所述的方法，还包括：
对于所述网络中除了所述网络节点和所述目的地节点以外的所有节点，重复所述计算最短路径的步骤和所述指向步骤。
12.如权利要求10或11所述的方法，还包括：
接收所述网络配置的更新；
在所述存储设备中存储所述更新；
使用所述网络的所述更新的网络配置，计算以所述目的地节点为根的新的汇集树；以及
通过对于所述网络中除了所述网络节点以外的所有节点重复所述计算最短路径的步骤和所述指向步骤，在与所述新的网络配置对应的汇集树上的所述网络节点的祖先节点已经被重新配置的时间周期之后的时间，更新所述转发信息表。
13.如权利要求12所述的方法，其中，
所述时间周期根据所述新的汇集树中从最近的祖先节点到所述网络节点的跳数距离计算，其中，对于所述网络节点，所述新的汇集树中从所述最近的祖先节点到所述目的地节点的路径还未变化。
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