CN105745882A - 一种基于网络的扁平路由的实现方法 - Google Patents

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CN105745882A CN201480037522.7A CN201480037522A CN105745882A CN 105745882 A CN105745882 A CN 105745882A CN 201480037522 A CN201480037522 A CN 201480037522A CN 105745882 A CN105745882 A CN 105745882A
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李挥
朱鸷璞
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Abstract

本发明涉及互联网领域，其公开了基于网络的扁平路由的实现方法，包括以下步骤：(A)将网络划分为数据面与控制面，建立跨二层网络间的通配匹配的路由；(B)控制面为每一个跨二层通信流建立精确匹配规则；(C)控制面维护所有主机的位置信息。本发明的有益效果是：方案可以应用于任意的网络拓扑，且不需要直接连接到每一个主机所在二层网络的二层交换机，大大减少了所需要连接到控制面的网络设备的数量。

Description

一种基于网络的扁平路由的实现方法
【技术领域】
本发明涉及互联网领域，尤其涉及一种基于网络的扁平路由的实现方法。
【背景技术】
传统的互联网是一张覆盖全球的分组交换网络，IP路由技术是该网络的组网核心(见图1)。在IP网络的基本通信应用中，每一个通信实体拥有一个唯一的IP地址，并属于一个自治域(AS)，一个或多个AS构成一个POP，多个POP再通过互联的方式构成如今的互联网。在该种网络架构下，每个AS域内通过诸如RIP，OSPF等内部路由协议构造域内路由，各个AS之间则通过BGP协议来构造域间的路由，最终实现全网的通信。
IP路由技术一种层次化的路由技术。以IPv4网络为例，其地址空间为32位二进制数，该地址空间被分成了三类地址，分别对应了8、16、24等长度的前缀。为了更有效的利用地址空间，IPv4还加入了无类域间路由(classlessinter-domainrouting，CIDR)的工作方式，使得前缀长度可以更灵活地被设置为13～27。由于采用了层次化的地址空间，IP网络可以采用路由聚合的技术，将到达同一个前缀目的IP地址的路由表项进行汇聚，大大减小了路由表的大小，而这也是IP网络能够有效扩展到全球的重要原因。IP网络层次化的地址结构将主机位置与其身份标识进行了耦合，也带来了诸如网络移动性，以及网络管理的问题。
扁平路由是一种直接按照通信实体的身份标识进行路由的技术，相较于IP网络中层次化划分的IP地址标识，身份标识是一种扁平的标签，仅用于标记通信实体的身份，而与其所在位置不相关联，与之相对应的IP路由也被称为层次化路由(HierarchicalRouting，HR)。
SDN是一种集中式的网络体系架构，其将网络抽象成数据面与控制面，并对两者进行清晰的划分，使得数据面的行为仅依赖于控制面的决策(见图2)。在传统的IP网络中，数据面与控制面同时存在于网络结点中，每个网络结点实现数据转发的同时，还需要运行分布式的路由算法计算路由信息，进而实现对网络状态的控制调节。而SDN网络中的结点只负责数据的高性能转发，一切路由以及其它的控制决策由独立的控制面负责。OpenFlow是最早也是如今最流行的SDN的实现方案。在OpenFlow网络中，数据面由OpenFlow交换机构成，控制面则由控制器构成，两者通过安全通道建立连接，进而构成整个网络。在OpenFlow网络中，每一个交换机包含一个用于进行分组匹配的流表，其主要的工作方式为流匹配与动作。当分组匹配到流表中的表项时，相关联的动作便会执行。当匹配失败，该分组则会通过安全通道以OpenFlow协议数据包的方式被送至控制面，被诸如NOX的网络控制器进行处理。控制器拥有整个网络的全局拓扑，且能够对网络中的OpenFlow交换机中的流表进行配置。因此，当控制器从数据面接收到分组时，便可以按照任何“软件”定义的方式对任意流进行处理。流表是OpenFlow交换机中最重要的组成部件，其功能也随着OpenFlow标准的演进而增多。其中，OpenFlow1.0标准是如今使用最广且已被诸多厂商支持的标准。该标准将流定义为十二元组(见图3)，这些元组包含了分组包头中从物理层(分组进入交换机的端口)到传输层(端口号)的各个重要域。OpenFlow中的元组还支持通配的功能，即在配置流表的匹配项目时，可以通过掩码的方式将某些域标记成忽略，当交换机进行分组匹配的时候，其会忽略这些进行掩码的域。这种通配的表项被称为通配匹配表项(WildcardMatchFiled)，与之对应的，所有域都进行了设定的表项称为精确匹配表项(ExactMatchFiled)。
集中式网络控制是扁平路由的一个新的研究方向，但这类研究方案大多只能应用于数据中心网络，其中的典型方案有Portland，Identity以及VL2。其中Portland所提出的方案与本发明较为类似。
Portland(见图5)的核心思想是利用数据中心网络常见的胖树形网络拓扑(见图4)，并通过接入层交换机的地址转换，从而实现整个数据中心网络保持二层以太网的语义，进而实现扁平路由。
在Portland所提出的方案中，同属于一个二层交换结点POD的交换机均连接到称为FabricManager(FM)的网络集中控制器中，当处于不同POD中的主机进行通信时，其发出的分组首先会传递到FM中，而后FM会根据该通信的起止地址，以及当前通信主机所在POD的位置进行对应的地址转换，从而最终路由到目的地址，值得指出的是，其地址转换的依据主要是数据中心胖树型的网络拓扑。
Portland等主要应用于数据中心的扁平路由的方案，虽然有效地解决了数据中心虚拟机迁移的问题，以及降低了网络管理的成本，但其对于数据中心特定拓扑的依赖使得该类方案并不具备普遍性，此外该类方案的网络架构假设一个网络控制器连接到全网的所有接入交换机，使得网络的规模的受限于接入交换所能接入主机的个数，以及控制器的处理能力。
【发明内容】
为了解决现有技术中的问题，本发明提供了一种基于网络的扁平路由的实现方法，解决现有技术中对于数据中心特定拓扑的依赖使得该类方案并不具备普遍性的问题。
本发明提供了一种基于网络的扁平路由的实现方法，包括以下步骤：(A)将网络划分为数据面与控制面，建立跨二层网络间的通配匹配的路由；(B)控制面为每一个跨二层通信流建立精确匹配规则；(C)控制面维护所有主机的位置信息。
作为本发明的进一步改进：所述步骤(A)之前包括：控制面维护网络的全局网络的拓扑发现方法，包括如下：(A1)当一个新的交换机连接到控制器时，控制器立刻配置一条流表规则，该规则匹配一源MAC地址被设定为交换机的标识的特定的链路发现协议LLDP分组，动作为泛洪到其它端口上；(A2)控制器周期性地发送链路发现协议LLDP分组到每一个连接到控制器的交换机中，其中每一个LLDP的源MAC地址均被设置为被发送到的交换机的DPID；(A3)每个交换机接收到的链路发现协议LLDP分组匹配了第一步中安装的匹配规则，该分组将泛洪到所有其它端口上；(A4)泛洪的分组若进入了连接到的二层网络时则被忽略与丢弃，若进入到其它交换机端口，则会因为流表匹配失败的原因被转发到控制器；(A5)控制器接收到因为匹配失败的原因被上传的链路发现协议LLDP分组后，可以通过该分组的源MAC地址得知该分组的源交换机，再根据上传该分组的交换机的DPID，便能够得到网络拓扑中的一条边的信息；(A6)控制面收集到网络所有边的信息以获得整个网络的拓扑。
作为本发明的进一步改进：所述步骤(A)中，建立跨二层网络通信路径为连接有二层网络的交换机网络结点间的全源最短路径，其具体为：利用Floyd-Warshal算法，所有结点之间的最短路径能够以O(V^3)的时间复杂度的代价完成计算；计算好全源最短路径后，控制面需要按照计算结果配置通配匹配规则，匹配规则以目的交换机的DPID作为目的MAC地址进行匹配，并沿着最短路径进行转发；设置多径转发以及冗余链路，使得二层网络之间的通信流量能够负载均衡，若路径中发现链路故障时及时实现快速的链路切换。
作为本发明的进一步改进：所述步骤(C)中，控制面对主机位置跟踪，位置跟踪包括主动主机跟踪和被动主机跟踪两种方式；被动主机跟踪的工作方式不需要对主机端的软件或网络协议栈进行修改，通过主机尝试建立通信时所产生的被送到控制器的匹配失败的分组；主动主机跟踪通过进程来完成，该进程将监控网卡的运行状态，在网卡连接时，立刻发送一个固定的分组到控制面中，控制面获取到主机的位置信息。
作为本发明的进一步改进：所述步骤(C)中还包括IP地址映射，其具体为：控制面产生产生ARP应答，应答的MAC地址是发起ARP请求的主机所在二层网络所连接到的交换机端口的MAC地址；若按照以太网的工作方式，将目的IP转换为对应的MAC地址，在主机收到该应答后便会以该MAC地址作为目的MAC地址进行转发，由于该主机并不在此二层网路内，网络中的交换机不包含有到该主机的路由表项，于是会将该分组在网络内进行泛洪，直至所有的分组被网络丢弃；若将IP地址转化为交换的端口MAC地址，则为分组在二层网络中的路由提供了依据，使得分组最终能够被路由到交换网络，并路由到目的地址。
作为本发明的进一步改进：还包括跨二层通信的步骤，其具体如下：(D1)Host1先在其所属的二层网络内发送一个ARP请求，用于解析Host2的MAC地址；(D2)该ARP请求会在二层网络内广播，最终会被转发到两个交换机的端口上，若ARP请求在交换机中匹配失败，则该请求都会被递交至控制器；(D3)控制器收到ARP请求后，将会选择一个第一交换机作为通信跨二层通信路径的首跳交换机，并发送一个ARP应答的消息到二层网络中，该应答将Host2的IP地址映射为第一交换机的端口eth1的MAC地址OFMAC1.1；(D4)Host1接收到应答后，便会发起连接建立的请求，将会发送以OFMAC1.1作为目的MAC地址的TCPSYN分组；(D5)该TCPSYN分组会被转发至第一交换机，但同样因为没有匹配流表，被送至控制器；(D6)控制器收到TCPSYN的分组后，便会按照目的IP地址搜索全局的主机位置表，得到目的主机Host2所在二层网络所连接到的第二交换机的信息，同时在该通信的首尾两个交换机中安装精确匹配的规则，设置完规则后，便将分组重新送回至第一交换机；(D7)TCPSYN首先会匹配于OFS1中在前一步所设置的精确匹配的规则，该规则会将分组的目的MAC地址设置为OFMAC4，并将其转发至下一跳；(D8)被修改了包头的分组会按照提前建立的二层网络之间的通信路径进行路由，最终被路由到第二交换机，此时其会匹配于安装在该交换机中的精确匹配的规则，该规则将同时修改其源与目的MAC地址，将其分别修改为OFMAC4.1以及HMAC2，而后分组会被送至目标二层网络；(D9)被送到目的二层网络的分组会按照以太网交换的方式被递交到最终的目标主机Host2；(D10)Host2接收到连接建立的请求后，便会发送TCPACK的消息，此时一个与TCPSYN对称的过程将会发生，直至该信息被路由到Host1处。
作为本发明的进一步改进：主机的位置信息包括该主机的IP地址，MAC地址，以及该主机所处的二层网络的标识；主机的位置信息表的存储采用bloomfilter预筛，再通过哈希表查找的方式组织，其中IP地址作为键，MAC地址以及二层网络的标识作为值。
作为本发明的进一步改进：步骤(C)中，控制面维护所有主机的位置信息中的位置信息仅为主机所在二层网络的标识，而不是该主机所在二层网络内的确切的位置。
本发明的有益效果是：本方案可以应用于任意的网络拓扑，且不需要直接连接到每一个主机所在二层网络的二层交换机，大大减少了所需要连接到控制面的网络设备的数量。本方案中所采用的主机位置跟踪的方法，也并不需要跟踪主机所在二层网络的准确位置，而只是该主机所在二层网络的标识，因此网络的规模仅与控制面的处理能力有关。由于方案的具有并行性，还可以采用分布式的控制架构，使得基于该方案的网络能够进一步地扩大规模。
【附图说明】
图1是本发明基于IP的网络体系架构图。
图2是本发明SDN/OpenFlow网络体系架构图。
图3是本发明OpenFlow1.0协议所定义的十二元组图。
图4是本发明数据中心网络示意图。
图5是本发明Portland应用于数据中心的集中式扁平路由示意图。
图6是本发明CFR网络体系架构示意图。
图7是本发明CFR网络中的拓扑发现示示意图。
图8是本发明CFR网络中的二层网络间路由的建立示意图。
图9是本发明CFR网络中的主机位置跟踪示意图。
图10是本发明CFR网络中的IP地址映射示意图。
图11是本发明CFR网络中跨二层通信流程示意图。
图12是本发明CFR网络中跨二层通信涉及的流表的配置图。
图13是本发明基于分布式控制器架构的CFR网络示意图。
【具体实施方式】
下面结合附图说明及具体实施方式对本发明进一步说明。
一些网络术语的定义：
在一实例中，CFR采用SDN的网络架构的思想，将网络划分为数据面与控制面(见图6)。其中，CFR的数据面由OpenFlow交换机所组成的网络以及与之相连接的多个二层以太网而构成。控制面则连接到网络中的每一台OpenFlow交换上，实现拓扑发现，主机位置跟踪，ARP请求应答以及跨二层网络通信的功能。需要注意的是，由OpenFlow网络所连接的二层网络可以采用任意的以太网技术，只需要保持以太网原本的二层语义即可。此外，在CFR中所提到的主机位置并不是主机在网络中的准确位置(所连接到的具体交换机的具体端口)，而仅仅只是该主机所在的二层网络的标识。
相较传统网络拓扑，CFR中的OpenFlow交换机代替了IP路由器，为了实现CFR在IP网络中的部署与实验，CFR网络中主机端的软件不需要进行修改(或进行非常小的修改，以便实现主动主机跟踪，提高网络的整体性能)。在CFR网络中，IP地址同样作为主机的身份标识，而MAC地址则用于进行路由，与Portland等应用于数据中心的集中式扁平路由的方案不同的是，CFR不对网络拓扑进行限定，可应用于任意的网络拓扑。
当通信仅发生在同一个二层网络中，以太网自身的语义便可实现双方连接的建立，而对于跨二层网络之间的通信，则通需要过全局的主机位置图以及控制器的辅助才可实现。
全局网络拓扑的维护
控制面需要维护OpenFlow网络的全局网络视图。在以太网中，网络拓扑视图的建立一般可以通过交换机之间互相交换链路层发现协议LLDP的方式实现。在CFR中，由于控制器连接到了网络中每一个OpenFlow交换机,LLDP协议分组可以由控制面直接发送，而不需要由每一个OFS独立地发送给与之相邻的交换机，而这也正是SDN所定义的数据面与控制面分离的正确做法。具体的拓扑发现方法如下：
当一个新的OFS连接到控制器时，控制器立刻配置一条流表规则，该规则匹配一源MAC地址被设定为OFS的标识(OFS的标识被称为DPID)的特定的LLDP分组，动作为泛洪到其它端口上。
控制器周期性地发送LLDP分组到每一个连接到控制器的OFS中，其中每一个LLDP的源MAC地址均被设置为被发送到的OFS的DPID。
由于每个OFS接收到的LLDP分组匹配了第一步中安装的匹配规则，该分组将泛洪到所有其它端口上。
泛洪的分组若进入了连接到OpenFlow上的二层网络时则被忽略与丢弃，若进入到其它OFS端口，则会因为流表匹配失败的原因被转发到控制器。
控制器接收到因为匹配失败的原因被上传的LLDP分组后，可以通过该分组的源MAC地址得知该分组的源OFS，再根据上传该分组的OFS的DPID，便能够得到网络拓扑中的一条边的信息。
当控制面收集到网络所有边的信息后，便得到了整个网络的拓扑。
以图7为例，控制面向OFS1-OFS6均发送了对应的LLDP的分组，其中发送到OFS1的LLDP被泛洪到OFS2以及OFS3，由于匹配失败，均被送到了控制面，此时控制面便得到了网络拓扑中边(OFS1-OFS2)和(OFS1-OFS3)的信息。
该拓扑发现将被周期性的执行，当网络拓扑发生变化时，控制面最多只需要一个周期的时间便能够检测到网络的变化。对于保护有V个结点以及E条边的网络拓扑，一次拓扑发现的工作只需要发送V个以及接收2E个LLDP分组，整体所产生的控制信息的量级为O(V+E)。
跨二层网络间通信路径的维护
完成了拓扑发现后，控制面接下来需要完成跨二层网络通信路径的建立，由于二层网络可能连接到任意的OFS上，实际上这里所需要建立的路径实际上是连接有二层网络的OpenFlow网络结点间的全源最短路径。
在已知网络拓扑的情况下，在V个结点的图中，通过运行Floyd-Warshal算法，所有结点之间的最短路径能够以O(V^3)的时间复杂度的代价完成计算。控制面除了可以维护全局网络拓扑信息外，还可以获得网络结点的各种状态信息，这些状态信息可能包括结点的端口状态、链路利用率等，这些信息可以辅助控制面使用诸如链路最低成本或最高利用率等准则计算最“短”路径。
计算好全源最短路径后，控制面需要按照计算结果配置通配匹配规则，这些匹配规则以目的OFS的DPID作为目的MAC地址进行匹配，并沿着最短路径进行转发。以图8为例，虚线箭头描述的是网络中任意一个结点到OFS4的最短路径，对于OFS1结点，控制面只需要配置一条规则匹配目的MAC地址为OFS4的任意分组，并将其转发至OFS2即可，其它结点同样执行相同的配置。由于每个结点都需要维护到其它全部结点的最短路径的路由信息，每次执行全源最短路径的配置需要产生V(V-1)条配置信息，每个结点需要保存(V-1)条通配匹配的规则。
相较于传统的基于IP最长前缀匹配的路由聚合的方法，CFR将目标到同一个二层网络的流量聚合在一起，大大地减小了对通配匹配的流表表项的需求。对于支持OpenFlow1.1以及更高版本标准的OpenFlow网络，还可以设置多径转发以及冗余链路，使得二层网络之间的通信流量能够负载均衡，当路径中发现链路故障时，也能够实现快速的链路切换。
主机位置跟踪
主机位置跟踪是实现位置与身份分离的核心功能，在CFR的网络架构中，控制面只需要知道主机所在的二层网络的标识，而不需要跟踪主机在L2网络中确切的位置，便能够实现跨二层区域的路由。仅当主机跨二层区域进行移动时，控制面才需要更新主机的位置信息。
位置跟踪可以有被动与主动两种方式实现。被动主机跟踪的工作方式不需要对主机端的软件或网络协议栈进行修改，主要依赖于主机尝试建立通信时所产生的被送到控制器的匹配失败的分组。如图9所示，假设Host1是新加入到网络中的主机，该主机连接到二层网络E1，此时控制面并不知道Host1的位置信息，当其它二层网络的主机尝试与Host1通信时，控制面没办法建立相关的连接。若Host1工作在被动跟踪的工作模式下，控制面只有当Host1尝试与E1以外的二层网络中的主机建立起通信时，才能够通过Host1所发出的匹配失败的分组得到Host1的IP以及MAC地址，再根据控制面所维护的各个二层网络与OpenFlow网络连接表，得到该主机所在二层网络的标识信息。其中，二层网络到OpenFlow网络的连接表是静态表，一般在二层网络加入到OpenFlow网络时进行登记，由网络运营商进行维护。
主动主机跟踪则使得CFR网络更有效地掌握主机的位置信息，而该功能的实现也只是需要在主机端安装一个简单的后台进程。该进程将监控网卡的运行状态，在网卡连接时，立刻发送一个固定的分组到控制面中，控制面便能够获取到主机的位置信息，为了降低控制面的处理开销，该主动位置报告分组可以采用无连接的形式发送(基于UDP协议)，并可增大主动报告的周期或仅在主机跨二层移动或新加入网路时才进行位置报告。
对于每一个主机的位置，控制面只需要存储少量的信息。一个主机的位置信息包括该主机的IP地址，MAC地址，以及该主机所处的二层网络的标识。以IPv4网络为例，假设每个二层网络的标识也以四字节进行存储，保存每个主机的位置信息仅需要14个字节。
主机的位置信息表的存储则可以采用bloomfilter预筛，再通过哈希表查找的方式组织，其中IP地址作为键，MAC地址以及二层网络的标识作为值。在CFR大规模网络的实现中，还可以采用数据库技术，使得主机位置数据库能够同时被多个控制器查询使用。
IP地址映射
CFR的核心思想是维护全网的二层语义，IP地址作为主机的身份标识，而MAC地址作为实际的路由标识，与以太网类似，CFR也需要一个类似ARP协议将IP地址映射到MAC地址的相关机制。
在CFR中IP地址映射的工作同样采用ARP协议实现，但与以太网中的ARP协议不同的是，ARP应答并不是由目的主机产生，而是由控制面产生，且应答的MAC地址也并不是目的IP所对应的MAC地址，而是发起ARP请求的主机所在二层网络所连接到的OpenFlow交换机端口的MAC地址，主要原因是为了避免将全局所有主机的MAC地址散布到每一个二层网络中。若CFR中按照以太网的工作方式，将目的IP转换为对应的MAC地址，在主机收到该应答后便会以该MAC地址作为目的MAC地址进行转发，由于该主机并不在此二层网路内，网络中的交换机不包含有到该主机的路由表项，于是会将该分组在网络内进行泛洪，直至所有的分组被网络丢弃。而若将IP地址转化为OpenFlow的端口MAC地址，则为分组在二层网络中的路由提供了依据，使得分组最终能够被路由到OpenFlow网络，并通过下一节中所介绍的跨二层通信的方法路由到目的地址。
CFR的地址映射机制还确保了每个二层网络之间的隔离，避免每个二层网络中的交换机需要学习到全网所有主机的路由。
跨二层通信流程
跨二层通信是CFR网络架构中最普遍的通信方式，其依赖于前面所讨论的控制面的全部功能。假设控制面已经获得了OpenFlow网络拓扑视图以及建立了全源最短路径，并且维护了全网的主机位置信息，在主机已知了目的IP地址(可通过预设或者DNS服务的方式获得)，则如图11中所示，Host1与Host2的整个通信的流程描述如下：
Host1先在其所属的二层网络内发送一个ARP请求，用于解析Host2的MAC地址。
该ARP请求会在二层网络内广播，最终会被转发到OFS1以及OFS3的端口上，由于这些ARP请求在交换机中匹配失败，则该请求都会被递交至控制器。
控制器收到ARP请求后，将会选择一个OpenFlow交换机(OFS1)作为通信跨二层通信路径的首跳交换机，并发送一个ARP应答的消息到二层网络中，该应答将Host2的IP地址映射为OFS1的端口eth1的MAC地址OFMAC1.1。
Host1接收到应答后，便会发起连接建立的请求，将会发送以OFMAC1.1作为目的MAC地址的TCPSYN分组。
该TCPSYN分组会被转发至OFS1，但同样因为没有匹配流表，被送至控制器。
控制器收到TCPSYN的分组后，便会按照目的IP地址搜索全局的主机位置表，得到目的主机Host2所在二层网络所连接到的OpenFlow交换机的信息(端口MAC地址)，同时在该通信的首尾两个OpenFlow交换机(OFS1与OFS4)中安装精确匹配的规则。设置完规则后，便将分组重新送回至OFS1。
TCPSYN首先会匹配于OFS1中在前一步所设置的精确匹配的规则，该规则会将分组的目的MAC地址设置为OFMAC4，并将其转发至下一跳。
被修改了包头的分组会按照提前建立的二层网络之间的通信路径进行路由，最终被路由到OFS4，此时其会匹配于安装在该交换机中的精确匹配的规则，该规则将同时修改其源与目的MAC地址，将其分别修改为OFMAC4.1以及HMAC2。而后分组会被送至目标二层网络。
被送到目的二层网络的分组会按照以太网交换的方式被递交到最终的目标主机Host2。
Host2接收到连接建立的请求后，便会发送TCPACK的消息，此时一个与TCPSYN对称的过程将会发生，直至该信息被路由到Host1处。
在连接建立之后，Host1与Host2之间的通信将只经过数据面的快速转发，而不再需要控制面的辅助。若通信发生在连接到同一个OpenFlow交换机的两个二层网络之间，则控制器只需要为通信的每一方建立一条同时修改源与目的MAC地址的精确匹配的规则即可。如在通信发生之前发送方法已经缓存了目的IP所对应的MAC地址(在CFR中该对应地址是与主机所连接的OpenFlow交换机的端口MAC地址)，则该主机只需经历Step4到Step10的过程。
本发明通过采用集中控制网络连接多个二层网络的体系结构，该体系架构假设各个二层网络可以采用任意的二层以太网技术进行组网，只有连接各个二层网络的网络设备需要连接到控制面；网络中的主机位置由控制面维护，而主机位置信息只是主机所在二层网络的标识，而不是该主机所在二层网络内的确切的位置；二层网络间采用通配匹配的规则预先建立好全源路由的方法；跨二层通信时，控制面建立确定数量的精确匹配的路由的方法。
实际上任何符合“匹配+动作”的集中控制语义的网络都能够实现本方案。在本方案模型中，控制面为逻辑集中，在实际部署中可能采用分布式控制面的方法，但核心思想还是预先建立跨二层网络间的通配匹配的路由，再由控制面为每一个跨二层通信流建立精确匹配规则，同时由控制面维护所有主机的位置信息。
以上内容是结合具体的优选实施方式对本发明所作的进一步详细说明，不能认定本发明的具体实施只局限于这些说明。对于本发明所属技术领域的普通技术人员来说，在不脱离本发明构思的前提下，还可以做出若干简单推演或替换，都应当视为属于本发明的保护范围。

Claims (8)

1.一种基于网络的扁平路由的实现方法，其特征在于：包括以下步骤：(A)将网络划分为数据面与控制面，建立跨二层网络间的通配匹配的路由；(B)控制面为每一个跨二层通信流建立精确匹配规则；(C)控制面维护所有主机的位置信息。
2.根据权利要求1所述的基于网络的扁平路由的实现方法，其特征在于：所述步骤(A)之前包括：控制面维护网络的全局网络的拓扑发现方法，包括如下：(A1)当一个新的交换机连接到控制器时，控制器立刻配置一条流表规则，该规则匹配一源MAC地址被设定为交换机的标识DPID的特定的链路发现协议LLDP分组，动作为泛洪到其它端口上；(A2)控制器周期性地发送链路发现协议LLDP分组到每一个连接到控制器的交换机中，其中每一个LLDP的源MAC地址均被设置为被发送到的交换机的DPID(A3)每个交换机接收到的链路发现协议LLDP分组匹配了第一步中安装的匹配规则，该分组将泛洪到所有其它端口上；(A4)泛洪的分组若进入了连接到的二层网络时则被忽略与丢弃，若进入到其它交换机端口，则会因为流表匹配失败的原因被转发到控制器；(A5)控制器接收到因为匹配失败的原因被上传的链路发现协议LLDP分组后，可以通过该分组的源MAC地址得知该分组的源交换机，再根据上传该分组的交换机的标识DPID，便能够得到网络拓扑中的一条边的信息；(A6)控制面收集到网络所有边的信息以获得整个网络的拓扑。
3.根据权利要求1所述的基于网络的扁平路由的实现方法，其特征在于：所述步骤(A)中，建立跨二层网络通信路径为连接有二层网络的交换机网络结点间的全源最短路径，其具体为：利用Floyd-Warshal算法，所有结点之间的最短路径能够以O(V^3)的时间复杂度的代价完成计算；计算好全源最短路径后，控制面需要按照计算结果配置通配匹配规则，匹配规则以目的交换机的DPID作为目的MAC地址进行匹配，并沿着最短路径进行转发；设置多径转发以及冗余链路，使得二层网络之间的通信流量能够负载均衡，若路径中发现链路故障，能及时实现快速的链路切换。
4.根据权利要求1所述的基于网络的扁平路由的实现方法，其特征在于：所述步骤(C)中，控制面对主机位置跟踪，位置跟踪包括主动主机跟踪和被动主机跟踪两种方式；被动主机跟踪的工作方式不需要对主机端的软件或网络协议栈进行修改，通过主机尝试建立通信时所产生的被送到控制器的匹配失败的分组来实现；主动主机跟踪通过进程来完成，该进程将监控网卡的运行状态，在网卡连接时，立刻发送一个固定的分组到控制面中，控制面获取到主机的位置信息。
5.根据权利要求1所述的基于网络的扁平路由的实现方法，其特征在于：所述步骤(C)中还包括IP地址映射，其具体为：控制面产生ARP应答，应答的MAC地址是发起ARP请求的主机所在二层网络连接到的交换机端口的MAC地址；若按照以太网的工作方式，将目的IP转换为对应的MAC地址，在主机收到该应答后便会以该MAC地址作为目的MAC地址进行转发，由于该主机并不在此二层网路内，网络中的交换机不包含有到该主机的路由表项，于是会将该分组在网络内进行泛洪，直至所有的分组被网络丢弃；若将IP地址转化为交换机的接入端口MAC地址，则为分组在二层网络中的路由提供了依据，使得分组最终能够被路由到交换网络，并路由到目的地址。
6.根据权利要求1所述的基于网络的扁平路由的实现方法，其特征在于：还包括跨二层通信的步骤，其具体如下：(D1)Host1先在其所属的二层网络内发送一个ARP请求，用于解析Host2的MAC地址；(D2)该ARP请求会在二层网络内广播，最终会被转发到某个交换机的端口上，若ARP请求在交换机中匹配失败，则该请求都会被递交至控制器；(D3)控制器收到ARP请求后，将会选择一个第一交换机作为跨二层通信路径的首跳交换机，并发送一个ARP应答的消息到二层网络中，该应答将Host2的IP地址映射为第一交换机的端口eth1的MAC地址OFMAC1.1；(D4)Host1接收到应答后，便会发起连接建立的请求，将会发送以OFMAC1.1作为目的MAC地址的TCPSYN分组；(D5)该TCPSYN分组会被转发至第一交换机，但同样因为没有匹配流表，被送至控制器；(D6)控制器收到TCPSYN的分组后，便会按照目的IP地址搜索全局的主机位置表，得到目的主机Host2所在二层网络所连接到的第二交换机的信息，同时在该通信的首尾两个交换机中安装精确匹配的规则，设置完规则后，便将分组重新送回至第一交换机；(D7)TCPSYN首先会匹配于第一交换机(OFS1)中在前一步所设置的精确匹配的规则，该规则会将分组的目的MAC地址修改为OFMAC4，并将其转发至下一跳；(D8)被修改了包头的分组会按照提前建立的二层网络之间的通信路径进行路由，最终被路由到第二交换机，此时其会匹配于安装在该交换机中的精确匹配的规则，该规则将同时修改其源与目的MAC地址，将其分别修改为OFMAC4.1以及HMAC2，而后分组会被送至目标二层网络；(D9)被送到目的二层网络的分组会按照以太网交换的方式被递交到最终的目标主机Host2；(D10)Host2接收到连接建立的请求后，便会发送TCPACK的消息，此时一个与TCPSYN对称的过程将会发生，直至该信息被路由到Host1处。
7.根据权利要求1所述的基于网络的扁平路由的实现方法，其特征在于：主机的位置信息包括该主机的IP地址，MAC地址，以及该主机所处的二层网络的标识；主机的位置信息表的存储采用bloomfilter预筛，再通过哈希表查找的方式组织，其中IP地址作为键，MAC地址以及二层网络的标识作为值。
8.根据权利要求1所述的基于网络的扁平路由的实现方法，其特征在于：步骤(C)中，控制面维护所有主机的位置信息中的位置信息仅为主机所在二层网络的标识，而不是该主机所在二层网络内的确切的位置。
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