CN109314676A - 分布和聚合网络中的资源数据 - Google Patents

Abstract

一种分布和聚合资源数据的方法，诸如传输容量。首先，对于域中的每个边节点构造相应的生成树，其将所述边节点连接到所有其他边节点，并且其为在所述树中除了所述边节点之外的每个节点，标识单个上游邻居节点和零个或多个下游邻居节点。第二，与其所属的特定生成树相关的资源数据发生改变的任何节点，诸如传输容量增加或减少，将发送消息以更新在所述生成树中的每个其上游和下游邻居关于所述改变。第三，每个这样的邻居将计算所述改变对其自己的资源数据的影响，并且将发送消息以更新该生成树中的每个其上游和下游邻居关于所述影响。

Description

分布和聚合网络中的资源数据

技术领域

本发明涉及一种分布和聚合资源数据(诸如包括多个节点的网络域中的传输容量)的方法。本发明还涉及这种方法中使用的节点和计算机程序产品。

背景技术

在网络诸如因特网中，术语服务质量或QoS指的是监视和保证传输率、错误率和其他网络特性的概念。在处理延迟敏感的传输，诸如直播视频广播、电话或设备的远程控制时，QoS特别重要。

许多网络，特别是构成因特网的网络，构建时并没有考虑到QoS。它们以简单的最大努力模型运行。一些提供商确实提供业务类别优先级(如在聚合流量上)，但仅对于特定应用，如IP语音和实时流视频/音频，并且仅对于在此提供商网络中终止(在数据中心的服务器处)的业务流。除了这些‘Over-The-Top’(OTT)服务的质量控制之外，对一般因特网业务没有质量控制。

在某些私有传送网络(公司广域网)上，存在一些QoS控制甚至保证，但该质量控制仅在业务流量的聚合上。例如：所有IP语音业务分配特定业务类别，并且此聚合流量在其他业务类别上接收一定的优先级。注意，在私有网络中，对单独的应用业务流量(也称为‘微流量’)的质量控制仍然不可行。

在‘接入网络’中，缺乏基于每个流量的质量控制和保证是最突出的(导致大多数问题，大多数业务拥塞)。业务拥塞(变化很大)的原因是大多数业务聚合发生在因特网的该部分的简单事实。请注意，其他网络类型是：转接网络(也称为运营商，互连其他网络)和数据中心网络。

‘因特网接入网络’的示例是家庭(消费者)因特网接入(ISP)(通常通过铜缆)，公司(位置)因特网接入(ISP)(通常通过光缆)，移动因特网接入(如3G、4G)，WiFi热点因特网接入，家庭本地网络(LAN)和公司本地网络(LAN)。

为了描述问题、解决方案和现有技术的缺陷，需要首先描述分组网络的基本原理及其性质。图2示意性地示出了第一概念。网络W是分组传送网络(如在因特网网络中常用的)，其在数学上被建模为‘流动网络’，其中网络是由与链路(数学：边)互连的节点(数学：顶点)组成的有向图，其中每个链路在任一方向上都具有特定的分组传送容量，并且业务是分组发出随时间变化的函数，并且节点在入口和出口链路之间转发分组，使用一定影响的函数，其中分组以一定的延迟被转发或丢弃。

网络W由连接的节点集和链路集组成，表示为W＝(N，L)。这里N是节点(数学：顶点)集，其是分组转发交换机或路由器。节点n∈N。L是链路集(在正式数学术语中：边)，其是分组传输链路，其是‘半双工’，具有组合的两个方向的特定共享容量，或者是‘全双工’，具有任一方向的特定容量。容量定义为具有每秒单位位(bps)的离散自然数。

节点a和b之间的链路表示为l(a，b)∈L，其中a，b∈N。

方向a→b的全双工容量：

半双工容量：

网络W中的节点和其他元件可以是服务器S，客户端C和一般节点N。C是客户端集，其向服务器或(对等)客户端发起业务流。S是服务器集，其接受来自客户端的业务流。此外，网络可以连接到转接网络，其中T是转接网络集，其通过链路L连接到网络W的节点N并且连接到服务器S。

客户端c，服务器s，转接网络t：c∈C，s∈S，t∈T。

假设已经为ll客户端和服务器分配了唯一的网络地址，网络使用其以路由和传递业务。每个地址都是整个网络地址空间(在当前因特网中，这是IPv4或IPv6地址空间)的成员。已为转接网络分配了前缀集。前缀是地址的连续集(范围)，由基础地址(网络地址)和表示范围大小的网络掩码(自然数)定义。在基础地址相同的意义上，这些不同转接网络的前缀集可能重叠，尽管需要网络掩码对于相同基础前缀是不同的。

客户端c或服务器s的地址：a(c)，a(s)∈A，其中A是全部的IPv4或IPv6地址空间。当然，可以根据需要使用其他地址空间。

转接网络t的地址前缀集：a(t)∈P，其中P是前缀空间(b，m)，基础地址b∈A，掩码

图3示意性地示出了业务流的概念。业务流是发起者(客户端c)和响应者p(其是服务器或对等客户端p)之间的业务流量的组合(聚合)。流由创建的并在端点(节点)处消耗的一个或多个单向业务流量组成。F是流量集，其是分组发出随时间变化的离散函数，指定特定时间间隔期间的分组的大小。

c→p之间的流：s(c，p)，其中客户端c∈C以及对等端/服务器p∈S∧C

流量函数给出随时间t变化的分组大小f(t)：f(t)>0，时间t在间隔(t1，t2)中。

注意，业务流是流量的组合(聚合)，其是两个特定客户端或对等端之间的流量总和(客户端流)，或者是一个链路上不同无关客户端在一个方向上的流量总和(链路流)。

图4示意性地示出了链路的概念。节点a和b之间的链路l(a，b)具有一定的业务传送容量和传送等待时间。该链路是半双工的，其中业务在两个方向上共享相同的容量，或者链路如果是全双工的，则其中每个方向具有单独的容量，其可以是相同的值(对称链路)或不同的容量(非对称链路)。

占用容量是随时间变化的函数，并且是该链路上同一方向上所有流量的(线性)总和。可用容量是随时间变化的函数，并且是总容量(随时间不变)与占用容量之间随时间变化的(线性)差。

总容量：

随时间变化的占用容量：对于所有流量f(t)，时间

可用容量：时间

注意，总容量和占用容量是根据‘净’容量定义的，其中任何传输开销或低效率被视为静态因素并从容量中减去。例如，对于1Gbps以太网全双工链路可以被分配950Mbps的总容量，其中缺失的50Mbps是估计的“容量丢失”的总和以考虑帧间间隙和帧起始间隔。另一示例是半双工链路(通常是无线介质)，其中共享无线电信道容量并且其被分配估计的相对于调制容量60％的净容量)。

图5示意性地示出了节点处的业务处理的概念。节点在其(入口)链路上接收一个或多个业务流量，然后在每个分组级上做出转发决定，并且然后在其(出口)链路上发送业务流量。据说节点执行业务转发功能，其中业务单元(分组)接收一些转发影响，其是以一定级别的延迟(等待时间)转发的分组或丢弃的分组。每个分组等待时间是取决于节点的处理速度的固定因素以及取决于适时在一定的时刻可用的出口链路的可变因素的结果(总和)，并且如果不是，节点可以延迟(缓冲)分组直到某个最大值，其中最大值由缓冲区(队列)的深度(长度)和缓冲区中的业务(分组)的量定义。当队列是满的时，丢弃任何另外的业务分组(从节点内部存储器删除)。可以使用无限等待时间对此分组丢失进行建模。

节点n处的转发函数：w(Ln)＝Le，其中来自所有入口链路(L1，L2，...Ln)∈L的业务流被组合进入出口链路Le∈L。

给定等待时间的节点n处的关于流量f(t)的影响函数m：m(n，f，其中n∈N，f(t)是随时间变化的流量函数。

业务流量的业务负载(TL)是‘虚拟带宽’，其是使用每秒位(bps)度量标准的每秒量。通过使用标准化的50ms窗口求平均带宽，并减去与‘允许的’分组丢失成比例的一些带宽，并加上与‘所需的’等待时间成比例的一些带宽(其中额外带宽‘余地’应当为适当的等待时间提供保证)，来计算TL。

业务负载计入OSI网络层或第3层级别(L3)，其通常是IP(IPv4或IPv6)协议。对于业务流量的业务负载是每秒流动的所有IP分组总量或总和的大小。这包括IP开销(报头)和更高层开销(通常是TCP/UDP报头)。这不包括第2层(通常是以太网或MPLS)或更低层的开销(报头和报尾)。

链路的容量业务负载(CTL)也以L3量表示。CTL是此链路可以通过使用340字节的IMIX平均分组大小在该链路上承载的最大TL。例如，全双工千兆位以太网链路的CTL(L2-CAP＝1Gbps)是L3-CTL＝899Mbps。

以下公式提取L2开销：

L3-CTL＝L2-CTL*AVG-L3-PS/(AVG-L3-PS+L2-POH)

899Mbps＝1000Mbps*340/(340+38)

AVG-L3-PS＝平均第3层(IP)分组大小

L2-POH＝分组开销

在这种情况下，L2-POH是38字节(14：报头+4：报尾+12：间隙+8：前导)。

保留资源称为占用业务负载(OTL)。

我们此刻看到这些模型：SAUD、MAUD、MABD(单/多路接入单/双向)。

等待时间是数据(数据的帧或分组的开始)通过网络传送所占的时间。等待时间具有多个源/因素，其可以取决于分组大小(比例)或独立于它(静态)。为了定义相同的度量标准(微秒)，我们定义比例等待时间不是以微秒/位(大小)而是以微秒，其中我们定义了512字节(4096位)的标准化分组大小。

出于实践目的，1微秒的量化被认为是适当的准确度。节点及其直接上游链路的组合被称为“跳”。使用DISC消息在下面公开的SAT-ND算法中“实时”测量跳等待时间(HL)。测量结果取平均值并保存在本地数据库中。然后使用跳等待时间来计算路径跳等待时间，它是从边-节点到转接-节点的所有跳的组合。

我们将这些名称用于大小依赖：

比例跳等待时间＝依赖于于大小的等待时间

静态跳等待时间＝不依赖于于大小的等待时间

等待时间定义为节点转发等待时间和链路传送等待时间的总和。节点转发等待时间是节点处理等待时间(静态)和节点排队等待时间(比例)的总和。链路传送等待时间是链路传输等待时间(比例)和链路传播等待时间(静态)的总和。跳等待时间由2个度量标准充分描述：静态跳等待时间(SHL)和比例跳等待时间(PHL)。

质量是难以准确捕捉的数学的概念。首先，我们区分业务传送的质量，通常称为QoS，以及用户体验的质量，通常称为QoE。这些度量标准是相关的，但强烈取决于能够减轻流量影响的应用(其发送和接收传送的数据)。本发明将特定流量的质量q(t)(QoS)定义为“聚合流量影响”，其是流量所占的路径上的每个节点的流量影响函数的总和。流量影响函数之前被定义为随时间变化的给定等待时间(或者分组丢失为无限等待时间)。

在某一路径上某一流量f(t)随时间变化的质量q(t)： 用于流量所占路径上的每个节点的所有随时间变化的流量影响函数m(n，f，t)。

对于任何分布式(网络)算法最重要的度量标准是成本。本发明定义成本(数学：复杂度)是计算成本(数学：时间复杂度)或存储器成本(数学：空间复杂度)或两者的测量。

(分布式)算法的成本：o＝(t，r)，其中运行时间空间

为了使网络基于每个流量提供QoS控制，我们需要以下这些基本过程：

1.连接许可控制(CAC)，其确定网络是否具有足够的容量来在其所需的质量参数内传送业务流量。

2.业务计费(TA)，其保持所有(允许的)业务流量的状态(存储器)以及它们在网络的每个链路和节点处占用的容量。CAC取决于TA。

当前QoS方法的主要问题是算法成本，其使得算法不切实际(算法无法及时完成)，或者使得网络设备昂贵(处理器和存储器的成本)。这就是为什么ATM不再用于因特网以及为什么IntServ从未大规模实现的原因。更一般地说，这就是为什么没有QoS控制机制(基于每个流量)，以及因此，因特网中没有质量(QoS)保证。

在现有技术中已经建议了各种方法。例如，Rena Bakhshi在硕士论文“FormalAnalysis of Tree-Based Aggregation Protocols”(http://www.few.vu.nl/～rbakhshi/papers/Thesis.pdf)中提出了一种基于树的聚合协议，其使用聚合树以分散的方式计算聚合函数。Dam和Stadler(http://www.csc.kth.se/～mfd/Papers/RVK05.pdf)提出了一种协议，其计算设备变量的聚合用于网络管理目的。其他背景参考文献是DeepaliVirmani，Gargi Mandal，Nidhi Beniwal，Saloni Talwar，“Dynamic Data AggregationTree for Data Gathering in Wireless Sensor Network”(http://www.ijitee.org/attachments/File/v2i3/C0440022313.pdf)和智能水滴(IWD)算法(https://en.wikipedia.org/wiki/Intelligent_Water_Drops_algorithm)。

在聚合网络状态方面已经做了很多工作。Prieto&Stadler(A-GAP：An adaptiveprotocol for continuous network monitoring with accuracy objectives，AGPrieto，R Stadler，Network and Service Management，IEEE Transactions在4(1)，2-12)基于从网络拓扑构造的树聚合网络状态(例如链路利用率)。其基本上是分层总结的。它们是事件驱动的，因此不是周期性的(尽管它们确实提到了周期性更新，例如第5页方程式14)。

US6167445公开了一种具有多个不同网络设备的计算机网络，包括用于实现高级网络策略的系统。策略服务器将所选业务模板中固有的高级策略和特定于位置的策略翻译为规则组。它们似乎没有聚合可用的带宽。该“策略系统”没有解决对于微流量的质量控制问题。无法使业务计算(TA)可扩展。无法使连接许可控制(CAC)可扩展。

US5485455公开了一种SFPS(安全快速分组交换)方法，其在带宽约束的情况下提供具有服务质量的分组交换数据通信网络。它们使用聚合信息工作(参见例如第9.2部分关于局部值空间和第9.3部分步骤从201到218的过程)。SFPS是ATM的‘直接’实现，‘单元’被‘分组’替换。他们的想法是升级到ATM是昂贵的，而将现有的分组网络升级到SFPS更便宜或更容易。就像ATM一样，SFPS也需要在可以传送业务之前设置虚拟电路(VC)。而更糟糕的是：为每个微流量设置VC。因此，其具有与ATM相同的可扩展性问题。

Ramanathan和Steenstrup在他们的论文“Hierarchically organized multihopmobile wireless networks for quality of service support”(S.Ramanathan和M.Steenstrup，Hierarchically-organized,multihop mobile wireless networks forquality-of-service support，Mobile Networks and Applications，第3卷，第1期,1998)提出了一种使用每个流量QoS路由的系统，其中路由过程以分层方式使用，并且还以分层方式聚合QoS(链路层)信息(通过将链路级信息聚合到集群级信息中)。MMWN像ATM一样使用虚拟电路(VC)。路由也是在VC级上完成的(不是在每个分组级上)。这需要在实际发送业务之前完成路径/电路设置。其具有的大问题是算法成本，因为对于每个单独的业务流量(微流量)都需要这个昂贵的过程。所有以上引证都通过引用据此结合到本公开中。

因此，本领域明确需要一种维持网络的低成本和高效算法。

发明内容

如权利要求1所要求保护的，本发明提供了一种分布和聚合资源数据(诸如传输容量)的改进方法。本发明的优点是其能够在网络域内有效地通知所有叶节点资源数据改变，通过仅通知它们所属的树的改变。由于网络中并发数据流量的数量通常非常高，如果叶节点接收到所有数据流量中的所有改变，则保持跟踪相关改变是不切实际或不可能的。

本发明以两种互补的方式解决了算法成本问题：

1.通过聚合业务计算来降低存储器成本。注意，“业务计算聚合”与“业务聚合”不同。后者是业务流量在它们组合并在网络节点中转发时发生的情况(尽管计算聚合可以遵循相同的拓扑)。我们称该解决方案：状态聚合

2.通过将单独的业务流量的业务登记时刻与网络中的(聚合)计算时刻解耦来减少时间成本。业务登记(接近)实时完成，其中业务计算基于周期性发生(如每1秒)。我们称该解决方案：周期性计算

使用称为源聚合树(SAT)的树计算结构的动态设置来完成状态聚合。使用基于间隔的上游业务计算(UTA)机制完成周期性计算。注意，SA和PA二者解决方案都需要SAT-RM算法来工作。没有该SAT-RM，SA和PA无法以可接受的(算法)成本运行。严格地说，SAT-RM不需要SAT-ND算法来起作用。

SAT-RM算法确实需要适当的SAT拓扑和相关的DAS路由信息，但是其可以通过另一装置或通过手动配置，尽管其对于大型和动态网络来说(非常)不切实际，其在当前的因特网中很常见。

除了上面引用的现有技术之外，现在讨论尝试对于网络中的每个单独业务流量的质量(QoS)管理的一些另外的现有方法以用于对比。方法是ATM(ANSI/ITU-T标准)和IntServ/RSVP(RFC2215标准)。

IntServ在许多方面是IP网络(OSI第3层技术)中的ATM的实现(OSI第2层技术)。最显著的区别是ATM基于电路交换，其中业务沿着预定路径或电路在单元(类似于分组)中发送，其中IntServ/IP基于分组交换，其中每个单独的分组被独立地路由并且不需要现有的电路设置。

ATM使用PNNI路由算法，其可以基于应用的质量需要路由(决定采用哪条路径)电路(其中业务流动)。ATM使用连接许可控制(CAC)机制来确定路径是否在给定的质量需要内可用，以及如果不可用则拒绝。为了使CAC可靠地运行，对于每个单独的业务流量需要PNNI的路由机制。为了使PNNI能够路由流量(基于电路)，网络必须保持中央或分布式数据库，其保持每个链路的总容量、每个链路或路径的占用容量(先前的登记)以及每个链路或路径的可用容量的计算。

IntServ使用RSVP(保留协议)以尝试沿着每个单独的业务流量的路径保留资源(基于每个节点的质量需要)。路径由独立(路由)过程决定(其可以或可以不使用某些质量需要)。RSVP实现了连接许可控制(CAC)机制和资源保留机制两者。其没有指定单独的节点如何进行业务计算。显然需要计算以便可靠地确定是否允许业务流量。

但是，ATM和IntServ/RSVP系统与我们的SAT/UTA发明之间存在差异。首先，ATM和RSVP二者都基于完全的网络搜索处理CAC，意味着网络路径中的每个节点都被询问是否可用。SAT/UTA系统基于通过网络边节点已知的当前可用性来处理CAC。第二，ATM和RSVP二者都在每个节点(每个链路)的基础上处理TA。SAT/UTA系统基于每个SAT(树)基础处理TA，其中业务被分层地计算(信令遍历上游和下游树)。

在一个实施方式中，对于作为步骤2的节点的上游或下游邻居跳过步骤3。该实施方式的优点是避免了计算环路。

在另一实施方式中，步骤2和/或3的消息被累积到携带属于所有SAT树结构的所有资源数据的组合消息中。该实施方式的优点是使消息传输更有效。

在另一实施方式中，组合消息以预定间隔发送，诸如每秒一次。

在另一实施方式中，不是为每次更新发送消息，而是在生成树上累积更新并将累积的更新发送到所述节点的所有上游和下游节点。

在另一实施方式中，使用数据类型特定的聚合函数来聚合资源数据。

在另一实施方式中，第一资源数据类型是“链路本地”，以及第二资源数据类型是“边路径”，其中链路本地表示到所述树中的上游节点的链路的资源数据，并且边路径表示节点的沿着树中的路径将所述节点连接到树的根节点的所有链路的资源数据。

本发明还提供了一种被配置为作为本发明的边节点运行的计算机系统，一种被配置为作为本发明的节点运行的计算机系统，以及一种包括用于使计算机执行本发明的方法的可执行代码的计算机可读存储介质。

具体实施方式

一般概念

图6示意性地示出了网络域的概念。注意，此处仅显示一个转接域，而实践中有多个转接提供商或运营商，其互连ISP提供商网络。域被定义为公共控制下的节点集和内部链路集。域使用外部链路连接到设备或其他域。域的示例是：企业局域网(LAN)、家庭LAN、因特网服务提供商(ISP)网络、移动因特网网络、转接网络和公共WiFi热点网络。

图7示意性地示出了业务流量。从设备端点朝向网络核心的业务流量方向称为‘上游’。来自网络核心的业务流量方向称为‘下游’。注意，此方向与由客户端-服务器端点关系定义的上载和下载不同。注意，链路上的业务流量方向可以在每个SAT的基础上不同。

由客户端(应用)发起的业务会话通常具有两个单向相关的业务流量。首先，前向业务流量，即从客户端到服务器(对等端)，以及第二，反向业务流量，从服务器(对等端)回到客户端。业务登记和保留通常是针对两个方向进行的。当我们在本公开中谈论业务方向时，我们意思是前向业务流量(并且假设反向流量以相同的方式处理，但是单独地并且在相反的方向上)。

图8示意性地示出了示例传送网络和所有接口上的IP(v4)地址，包括每个节点上的环回接口，其将是NodeID。对于SAT树的构造，上游节点的概念很重要。

一些额外的术语：

·NodeID 标识节点的唯一且可访问的IP地址

·SATID 标识SAT树的唯一IP地址

·USN 上游SAT节点

·USNID 上游SAT节点ID

·DSN 下游SAT节点

·DSNID 下游SAT节点ID

·UNC 上游节点检查

·NHA 下一跳地址，如路由表中确定的

对于Node1，如果NodeID2的下一跳地址与SATID的下一跳地址相同，或者上游节点检查(UNC)为：NHA(USNID2)＝＝NHA(SATID)，则Node2为“上游”。

在基于IP的传送网络(IPv4或IPv6)中，节点上的每个接口都分配有唯一的IP地址。通常，节点具有额外的‘内部’接口，称为环回接口，其中IP地址用于管理和/或识别该节点。在图8中，在Node3(ID：10.0.0.3)中的路由表是使得NHA(SATID)＝10.1.0.1和NHA(Node1.ID＝10.0.0.1)＝10.1.0.1，从其得出Node1(ID：10.0.0.1)是Node3(ID：10.0.0.3)的“上游节点”(或父节点)。

图9示意性地示出了链路类型的概念：

边链路：将域连接到设备端点或下游域的下游链路。

转接链路：将域连接到上游域的上游链路。

骨干链路：域内部链路称为“骨干链路”。

节点具有一个或多个“角色”，取决于其直接链路的类型：

·当最少一个链路是边链路时，节点具有边角色。

·当最少一个链路是转接链路时，节点具有转接角色。

·当最少一个链路是骨干链路时，节点具有骨干角色。

我们使用名称边节点在其具有边角色时。对于骨干节点和转接节点也是如此。注意，边节点也可以具有骨干角色，例如，当该节点是到另一边节点的骨干类型连接时。

还注意，边节点也可以具有转接角色，例如，当该节点具有直接转接类型连接时。如果该节点没有骨干角色(因此只有边角色和转接角色)，那么不需要SAT-ND和SAT-RM算法。

根据图9，本发明假设业务沿边到边和边到转接流动。对于转接到转接在“转接边”处业务资源计算和保留可扩展的方式更复杂。因此，本发明主要针对“接入网络”或“第3层提供商网络”。

外部链路(所有边和转接链路)具有目的地址集(DAS)，其是其经由此节点可访问并且到至外部节点或者客户端端点或域的特别的外部链路上的网络地址(“IP前缀”)集。具有目的地址在此DAS集内的所有业务，被称为DAS业务或SAT业务(因为SAT被定义为DAT集的路由拓扑)。

DAS集由路由系统定义。此路由系统有其自己的过程来定义域内的(最佳)业务路由，其称为域间或内部网关协议，或IGP，如OSPF、RIP、IS-IS和EIGRP。注意，域间或外部网关协议或类似BGP的EGP与DAS集无关(因为外部EGP路由将映射到内部IGP路由)。

本发明将该路由系统视为外部系统或过程-本发明其本身没有路由系统/过程。注意，为方便起见，本文在SAT算法中仅描述了IPv4地址。IPv6可以使用相同的机制。

此外，如果业务仍然使用IP(IPv4或IPv6)作为第3层网络协议，并且每个第2层节点都有唯一且可访问的IP地址，用于发送和接收SAT协议消息，如交换机中的管理或环回IP地址，则相同的机制可以用于某些或所有节点都是第2层或第2.5层(诸如MPLS)“交换机”的情况中。

源聚合树

图10示意性地示出了在两个示例域中的一个可能的SAT树和DAS集。我们将网络域中的源聚合树(SAT)结构定义为

-节点和内部链路的“覆盖树结构”用于业务计算的目的，

-SAT连接该域中的所有边节点，

-SAT具有特定转接或边节点，其是树的根，并且称为该SAT的SAT根节点(SRN)，

-SAT树没有环路(其是非循环的)，

SAT树仅包括内部链路，为此内部节点将所有DAS业务转发到该内部

链路上，

-以及为此，DAS集，在转接根节点的情况下，是特定转接链路的目的地，或在边根节点的情况下，是所有边链路组合的目的地，以及为此该外部根链路是活跃的(链接)并且所描述的DAS集是非空的。

注意：

-在数学中，具有定义方向(上游/下游)的树结构被称为有向根树，自身上的树被称为非循环连接图，并且网络被称为加权有向图。

-SAT树不一定包括所有节点和所有链路(其不一定是生成树)

-SAT树拓扑由来自外部路由过程的路由信息定义。SAT结构不用于转发或操纵业务，其仅用于计算业务流量。

边SAT与上面定义的SAT树结构相同，其中区别在于SAT根节点(SRN)是特定边节点(不是转接节点)，并且在该边节点处对于所有边链路上的所有业务目的地都有一个DAS集(每个边-链路没有单独的边-SAT)。因此，域具有与转接链路数量加上边节点数量一样多的SAT树。

图11示意性地示出了边-SAT(左)和所有可能的5个SAT树(中间和右侧)。SAT树的目的是实现内部和可扩展的计算，最终目标是管理该域的所有外部链路(所有转接链路加上所有边链路)的业务容量的资源共享，如图12中进一步所示。

每个SAT根节点(SRN)(其为转接节点或边节点)将定义唯一的DAS集版本号(DASVN)。该DASVN最初将设置为1(不是0，其表示无效或缺少DAS集，诸如链路断开的情况)，并且对于DAS集中的每个改变递增(循环)，其允许边-节点被触发并更新(下载)该DAS集。

SAT标识符(SATID)被定义为从DAS集中获取的最高单播IP地址。注意，该SATID IP地址无需可访问，并且(可能)未在域内终止(目的地)。

除了SATID之外，转接节点还将定义SAT优先级(SATPL)，其是数字等于SATID地址所属的路由条目的网络掩码(掩码位数)，以及如果有多个路由条目选择最特定(最高/最长网络掩码)的。该SATPL在SAT-ND过程中与SATID一起发送，并用于解决冲突，其中多个转接节点最初声称是更高SATPL获胜的SATID树的根。如果多个转接节点与相同的SATID和SATPL竞争，那么最高的RootID获胜。

本发明假设DAS集中的所有路由是一致的，意味着具有作为DAS集的部分的目的地址的所有业务将遵循整个域中的相同路径。本发明还假设在特定SAT树中的任何节点的NodeID将遵循与该SAT树的SATID IP地址相同的路径(路由)。

还注意，本发明假设路由系统是对称的，意味着前向业务路径所采用的路径与反向/返回业务(其中源和目的地址被反转)采用的路径相同。因此，我们将SAT结构称为“对称”或“双向”。如果路由系统是非对称的，则可以应用相同的SAT方法和算法，在这种情况下，所有SAT都构造为“单向”(其将使所有SAT消息、存储数据和计算加倍)。

对于SATID IP地址的选择很重要，因为任何节点都可以使用该SATID以在本地路由表(如由外部路由过程定义)中找到下一跳地址(NHA)，并且该方法定义了SAT树结构中的其上游SAT节点(USN)。

所有节点将保留其(一个)上游SAT节点(USN)以及所有其下游SAT节点(DSN)的本地数据库。下游SAT节点(DSN)是一种节点，(通过UDISC消息)向其上游SAT节点(USN)确认USN已通过UNC检查。假设路由系统是稳定的(聚集的)和无环路的。当转接-链路变得不可用(链路断开)时，然后转接-节点将启动清除SAT程序(CSP)。

当SAT根节点(SRN)检测到其上游SAT链路(USL)断开或者骨干停止从其上游SAT节点(USN)接收DDISC更新时，然后该节点将断定其从该SAT结构切断，并且其将启动清除SAT程序(CSP)。该程序的目标是删除所有下游节点的本地数据库中的SAT定义。

当SAT根节点(SRN)检测到DAS集已经改变使得该SAT的SATID已经改变时，然后对于先前的SAT断定“移除”并且启动CSP程序。对于新的SATID以及新的SAT将被创建(从SRN)。

当任何节点检测到路由表已改变，使得在SAT结构中的DAS集中的任何地址的NHA已改变时或USNID的NHA，然后其将对于该SAT启动CSP程序，并且仅当路由过程已聚集(稳定)时将创建新的SAT(来自SRN)。

对于所有这些目的，对于特定SAT(特定SATID)启动CSP程序的节点将随后执行：

1.在其自己的本地数据库中标记DASVN＝0并启动发现保持时间(DISHT)计时器(建议DISHT为8xDISIT)。

2.在该DISHT时间期间，其将以DISIT间隔发送DASVN＝0的DDISC消息。

a.如果该节点是SAT根节点(SRN)，在正常的DISIT间隔中发送这些DDISC消息。

b.如果该节点是骨干节点，其将以DISIT间隔发起其自己的DDISC消息，就像确实从其USN接收DDISC消息。其还将在每个DISIT间隔递增DISVN。

3.在DISHT之后，该节点将永久删除本地数据库中的SAT条目并停止CSP程序。

当SAT根节点(SRN)发现转接/边链路再次链接时，在其之前已经断开处，并且因此相同的SAT定义再次活跃，那么其在启动/开启时将该SAT视为新的SAT一样并启动为该SAT发送DDISC消息。当下游节点仍处于CSP程序中或刚刚完成时，它们将仅重新得知该SAT并将其正常添加到它们的数据库中。

图13示意性地示出了在给定示例中从特别的边节点开始的所有可能路径。我们将网络域中的路径定义为从边节点跨越到SAT根节点(SRN)(转接或边节点)的内部链路序列。

路径由路由过程(本发明的外部)决定。路径是无环路连接的节点和链路系列(数学：树中的‘步’)。在本公开中，我们将路径考虑为‘生成’，这意味着其在特定网络域中的边节点和转接节点之间终止。注意，来自网络域中的边节点的路径数量等于SAT树的数量，其等于转接-链路的总数量加上边节点的数量减1。

要在边节点处启用可扩展CAC，边节点需要建立树，其从所有边节点跨越到每个转接链路，我们称其为SAT树。SAT树的设置是动态和自动的。选择在树中的链路/路径由路由状态(其由独立的路由过程确定)确定。当拓扑发生变化时(诸如节点或链路链接或断开)，SAT树也将自动重新设置和调整。

SAT设置(发现)过程以分层次方式使用节点之间的消息(发信号)发生。基于每个节点(每跳)并且每个节点周期性地向其所有邻居发送资源更新(RUPM)消息。

作为SAT发现过程的结果，网络域的每个转接链路产生单独的SAT树，其连接所有边节点。大多数链路将承载多个SAT，特别是靠近边节点的骨干链路。

过程定义为从上游网络域扩展SAT结构。相同的RUPM消息用于发信号通知每个链路的TA(业务计算)，这是逐步的上游过程。接下来是逐步下游发信号过程(再次使用相同的RUPM消息)以基于每个SAT确定可用业务容量。结果是每个边节点都具有引导向每个转接链路的路径列表，遵循树结构。以及，该特定性质使边节点能够(接近)实时CAC。

邻居发现

SAT邻居发现或SAT-ND算法定义DDISC和UDISC消息。这些消息一起称为DISC消息。优选地，独立于资源更新或RUPM消息发送DISC消息，如下面参考图16所讨论的。

图14示意性地示出了从SAT根节点(SRN)发送到所有下游节点的DDISC消息或下游发现消息。DDISC消息被泛洪，从SAT根节点(SRN)开始并发送到所有下游节点。每个DDISC消息都有唯一的邻居发现消息版本号(DISVN)，其用于防止洪泛机制中的环路以及标识匹配UDISC回复消息。

接收DDISC消息的骨干节点将保留DISVN的记录，以及除非之前在另一链路上接收到该DISVN，其将把DDISC消息转发到除了接收消息的链路之外的所有其链路上。DDISC目的地址是多播地址，以便到达每个链路上的任何邻居节点，这可以是多接入网络上的情况，例如以太网或NBMA。如果边节点也具有骨干链路，其将以相同的方式转发DDISC消息。对于每个SAT树，发送单独的DDISC消息，因为每个SAT的拓扑可以(并且将)是不同的。

DDISC消息具有域ID(DOMID)字段，其是当前网络域的唯一编号，并且被格式化为IP地址(其不需要可访问)。DOMID由操作者配置，并且在所有节点上需要相同。DOMID用于所有SAT消息中。

DDISC消息具有SAT ID(SATID)字段，其被计算为来自DAS集的最高单播IP地址。

DDISC消息具有根ID(RootID)字段，其是来自SAT树的SAT根节点(SRN)的NodeID。注意，RootID与SATID不同。

NodeID是节点的IP地址，由操作者配置(其需要是该节点上的接口IP地址，通常是环回接口)。NodeID必须是唯一的，并且必须是可访问的。

DDISC消息具有源NodeID(SourceID)字段，其是已发送DDISC消息的节点的NodeID。注意，该SourceID不一定与IP报头中的源地址相同(特别是当节点使用环回IP地址作为其NodeID时)。

DDISC消息具有根计数(RootCNT)字段，其是从该节点到根节点的跳数。SAT根节点(SRN)将RootCNT初始化为1。

DDISC消息周期性地发送，具有发现间隔时间(DISIT)。(建议DISIT在0、1到10秒之间，以及默认1秒)。

每个DDISC消息具有唯一的DISVN，其递增(循环地)，以通知下游节点其存在和SAT根节点(SRN)和链路的“链接”状态，其是构造的SAT树的根和发送到该链路的所有业务的目的地。

当骨干节点收到DDISC消息时，其将首先直接响应UDISC消息(由于后面讨论的等待时间测量)，并且然后构造新的DDISC消息，其将具有相同的DISVN、DOMID、SATID、RootID、SATPL和DASVN号如接收到的DDISC消息，但是具有递增的(循环地)RootCNT和更新的SourceID(其自己的NodeID)。

如果SAT根节点(SRN)具有更新的DAS表(由路由过程更新引起)，其将在用于该SAT树的下一个周期性DDISC消息中递增(循环地)DASVN，发信号通知边节点下载该新的DAS表。

如果新的DAS表引起SATID不同，那么SAT根节点(SRN)将启动CSP程序。

如果SAT根节点(SRN)发现转接链路为“断开”，或者在边-SAT的情况下如果所有其边链路都为“断开”，SAT根节点(SRN)将启动CSP程序。

如果节点已经从上游节点接收到对于特定SATID的DDISC消息，并且对于发现最大时间(DISMT)(DISMT被建议为4xDISIT)在某个时刻该节点停止从该上游节点接收DDISC消息，并且该上游节点仍然被认为是上游(通过UNC检查)，然后该节点将假定其从该SAT树切断并启动CSP程序。

图15示意性地示出了从边/骨干节点发送到其上游节点的UDISC或上游发现消息。UDISC消息由任何节点在其接收到DDISC消息时直接发送，并且UDISC消息被发送回DDISC消息的发送方，但只当DDISC消息的发送节点通过上游节点检查(UNC)被接收为其上游节点时。

当发现DDISC消息中的SATID在路由表中具有与DDISC消息的SourceID相同的下一跳地址(NHA)时，节点将接受邻居节点作为上游节点。该性质确保适当的树结构。如果SATID和下一跳地址不相同，不接受节点作为上游节点，并且不发送回UDISC消息。

使用该UDISC响应标准，保证生成的SAT树无环路，生成至所有边-节点并以SAT根节点(SRN)为根，其中SATID被派生为转接-链路的DAS集中的(最高)地址。注意，SAT树不一定生成域中的所有节点。

UDISC消息将携带如与其响应的DDISC消息中看到的相同的DISVN数。节点将插入其自己的NodeID作为SourceID，以及还从DDISC消息复制DomID和SATID。

发送节点还将在UDISC响应中插入边计数(EdgeCNT)(从该节点到边-节点的跳数)，其是来自最远边-节点的跳数；

·如果该节点是没有边链路的骨干节点，并且其尚未从下游节点接收到EdgeCNT，其将使用EdgeCNT＝0(这意味着“未知”)。

·如果该节点是边节点，其将使用EdgeCNT＝1。

·如果该节点确实从一个或多个下游(子)节点接收到EdgeCNT数，其将使用最低的EdgeCNT数并将其递增1，作为发送EdgeCNT。

当骨干节点从下游节点接收到具有EdgeCNT>0的UDISC消息，并且该骨干节点在该消息之前具有EdgeCNT＝0的值，或者消息.EdgeCNT低于该节点.EdgeCNT，那么该Node将直接发送带有新消息.EdgeCNT递增1的(新)UDISC消息到其使用相同的消息.DISVN的上游节点。注意，该节点已使用旧的EdgeCNT值发送具有该DISVN值的UDISC消息。还注意，该节点也将使用该新EdgeCNT值回复未来的DDISC消息(具有递增的DISVN值)。发送该‘免费的’UDISC消息以通知所有上游节点直到EdgeCNT距离的SAT根节点(SRN)。

注意，骨干节点将保持向它们的上游节点发送EdgeCNT＝0，直到泛洪DDISC消息已到达(最近的)边节点，以及然后直到具有EdgeCNT>0的反射UDISC消息已到达该骨干节点。

注意，某些骨干或转接节点将永远不会接收到EdgeCNT>0UDISC消息，并因此未选择成为SAT树的部分。但是，这些非成员节点将保持发送DDISC和UDISC消息。

仅在接收到EdgeCNT>0UDISC消息时，发送节点才将被接受为接收节点中的有效下游节点。

在每个SAT中，DISC消息还用于基于每个链路持续测量跳等待时间。因此，UDISC响应需要在接收到DDISC消息的任何时间后立即直接发送回。

每个SAT根节点(SRN)保持周期性发送DDISC消息，以便：

·持续测试是否邻居节点及它们的连接链路是活跃的，

·持续通知所有下游节点SAT树是活跃的，以及是否DAS集是稳定的或已改变(通过发信号通知DASVN数)，

·持续测量对于所有内部链路的跳等待时间。

当边节点接收到DDISC消息并且其确定其是新SAT树的部分时，或者当SAT树已经知道(通过SATID)但其发现DASVN递增时(发信号通知有更新的DAS集在SAT根节点，SRN)，该边节点将联系根节点(其是DDISC消息中的RootID)以下载最新的DAS集。该DAS下载超出该SAT算法范围。

资源更新

图16示意性地示出了资源更新消息或RUPM交互(基于时间序列)。从任何节点发送RUPM消息以更新其邻居(上游和下游)节点。SAT资源管理或SAT-RM算法的目标是对于SAT树的每个节点部分：

·具有本地数据库，其代表所有路径(所有SAT)的“可用和保留的资源”

·使用该数据库以独立地(无需咨询其他节点，这是关键特征)决定是否接受还是拒绝新的业务保留，

·在本地数据库中登记业务保留，

·更新本地数据库中的本地资源容量数据(诸如本地链路容量)，

·当保留或容量中有任何改变时，发送RUPM消息以更新网络的其他部分。

由于SAT树结构，来自节点的更新消息由其上游节点接收，其进而将更新消息发送到其所有(其他)下游节点及其上游节点。

在其本地数据库中具有改变的任何节点，其是由外部消息(诸如来自订阅者的业务登记或进入RUPM消息)引起的，或由本地改变引起的(诸如过期的业务会话或本地资源数据的改变)，将设置其资源更新标志(RUPF)。

节点将以称为资源更新间隔时间(RUPIT)的固定的周期性间隔发送RUPM消息，但仅在设置RUPF标志时。可以将多个改变合并到一个RUPM消息中，并且在没有改变时，不设置RUPF标志，以及不发送RUPM消息。

如图17和图18所示出的，本发明的重要原理是每个节点仅负责其上游链路的计算。该本地链路计算是对于该链路上的两个方向上的业务流量进行的(因此上游和下游业务流量二者)。在本发明的实现中，上游和下游业务流量彼此独立地计算。

每个节点都保持保存本地资源管理数据库(RMDB)的本地数据库，其保持对于模块聚合函数所需的所有数据：

-对于每个SAT结构，上游链路资源数据，

-对于每个SAT结构，上游路径资源数据，其是所有上游节点/链路的聚合数据，

-对于每个邻居节点，最后进入的RUPM消息。

此信息用于构造RUPM消息并将其发送到其邻居，并且接收到的RUPM消息可以更新数据库。

SAT-RM算法支持称为资源模块的多个资源类型的计算。SAT-RM算法被定义为可扩展的并允许“可插拔”的资源管理。我们认为对于一般业务保留过程(此过程未在本公开中定义)有用的一些资源模块：

1.业务负载

2.订阅者计数

3.跳等待时间

在SAT-RM算法中，每个模块独立地定义其变量及其在这些变量中操作的聚合函数，例如加法或平均。

RUPM消息由任何节点发起，当在任何节点处的资源容量改变或资源保留(通常在边节点处)改变时，诸如以下中的改变：

-带宽容量(CTL)

-静态/比例跳等待时间(SHL/PHL)

-订阅者计数(ASC/ISC)

检测到该改变后，将启动所有模块聚合函数，并构造和发送新的RUPM消息。RUPM消息的发送频率不超过(域)全局最小“资源更新间隔时间”(RUPIT)。可以在一个RUPM消息中汇总和延迟多个改变。RUPM消息将携带边节点的NodeID和唯一的资源更新消息版本号(RUPVN)。(单个)RUPM消息包括所有模块和对于所有SAT的所有资源数据。RUPM消息不是基于每个SAT发送的。

当节点收到进入的RUPM消息时，其将启动相同的模块聚合函数并构造和发送新的RUPM消息。

SAT-ND算法

SAT邻居发现或SAT-ND算法是本发明的关键方面。现在将以伪代码的形式更全面地描述SAT-ND算法，即计算机程序或算法的操作原理的非正式高级描述。

首先，对于SAT-ND和SAT-RM算法常见的数据结构和程序的一些定义：

现在可以描述SAT-ND算法的特别实施方式如下：

图19示意性地示出了用于图8的示例网络的迭代和计算形式的SAT-ND算法。我们描述DDISC消息，图20的表中，其在时间＝1处源自根节点直到时间＝5处的最后UDISC回复消息。结果是图21中的拓扑中的以及图22的表中的所有可能的SAT’的SAT-ND。

在表中，使用以下缩写：

·S1UN＝SAT-1上游节点

·S1DN＝SAT-1下游节点(一个或多个)

·RN＝根节点(没有上游节点)

EN＝边节点(没有下游节点)

SAT-RM算法

如上所述，当保留或容量发生任何改变时，SAT-RM算法提供发送RUPM消息以更新网络的其余部分。

SAT-RM提供了有利的方式，以在给定网络域内有效地通知所有叶节点关于资源数据改变，通过仅通知它们所属的树的改变。一般来说，这涉及三个步骤。

在步骤1中，对于域中的每个边节点，构造相应的SAT或生成树，其将所述边节点，作为所述树的根节点，连接到所有其他边节点，作为域中的叶节点。该SAT树为所述树中除所述边节点之外的每个节点识别单个上游邻居节点和零个或多个下游邻居节点。参见上面的在图10下的和进一步的描述。

在步骤2中，域中的任何节点监视与其所属的所有SAT树相关的资源数据的改变(诸如，网络负载、传输容量或带宽容量的增加或减少)。节点可以是多个SAT树的成员，并且资源数据对于每个树可以是不同的。如果发生改变，节点将发送消息以关于所述改变更新该生成树中的每个其上游和下游邻居。

在步骤3中，每个这样的上游和下游邻居将计算所述改变对其自己的资源数据的影响，并且将发送消息以关于所述影响更新该生成树中的每个其上游和下游邻居。优选地，作为步骤2的节点的邻居，即最初报告该改变的节点，避免重新计算这种影响的影响，因为这可以引入反馈环路。可以聚合资源数据更新，优选地使用数据类型特定的函数。

步骤2和/或3的消息可以累积到携带属于所有SAT树结构的所有资源数据的组合消息中。不是为每次更新发送消息，而是在生成树上累积更新并将累积的更新发送到所述节点的所有上游和下游节点。组合消息以预定间隔发送，诸如每秒一次。

以伪代码的形式，SAT-RM算法可表示如下：

结束注意事项

以上提供了用于示出和描述本发明的几个有用的实施方式的描述。该描述并非意在对其中可以实现或使用本发明的所有可能方式的穷举描述。技术人员将能够想到仍然依赖于权利要求中提出的本发明的基本特征的许多修改和变体。另外，没有详细描述众所周知的方法、程序、部件和电路。

虽然以上参考分组交换网络描述了本发明，但是本发明的原理可以发现应用于许多其他领域，诸如公路或火车运输网络，或工厂中的物流管理等。图23A示意性地示出了本发明在分组交换网络中的应用，而图23B示意性地示出了本发明在公路运输网络中用于运货卡车的应用。

本发明的一些或所有方面可以在计算机程序产品中实现，即存储在计算机可读存储设备上用于计算机执行的计算机程序指令的集合。本发明的指令可以是任何可解释的或可执行的代码机制，包括但不限于脚本、可解释的程序、动态链接库(DLL)或Java类。指令可以被提供作为完整的可执行程序，作为对现有程序的修改或对于现有程序的扩展(“插件”)。此外，本发明的部分处理可以分布在多个计算机或处理器上，为了更好的性能，可靠性和/或成本。

适用于存储计算机程序指令的存储设备包括所有形式的非易失性存储器，包括例如半导体存储器设备，诸如EPROM、EEPROM和闪存设备，磁盘，诸如内部和外部硬盘驱动器和可移除的磁盘，磁光盘和CD-ROM盘。计算机程序产品可以分布在这样的存储设备上，或者可以提供使用连接到网络诸如因特网的服务器通过HTTP、FTP或类似机制下载。通过电子邮件传输计算机程序产品当然也是可能的。

当构造或解释权利要求时，任何对附图标记的提及不应被视为对所要求保护的特征限制为引用的特征或实施方式。权利要求中的“包括”一词的使用并不排除存在实现本发明的系统、产品或方法中要求保护的其他特征。以单数形式对权利要求特征的任何引用不应排除存在多个该特征。权利要求中的“装置”一词可以指用于提供所指示功能的单个装置或多个装置。

Claims (10)

1.一种在包括多个节点的网络域中分布和聚合资源数据的方法，诸如传输容量，所述方法包括：

(1)对于域中的每个边节点构造相应的生成树，所述生成树将作为所述树的根节点的所述边节点连接到域中的作为叶节点的所有其他边节点，并且所述生成树为所述树中除了所述边节点之外的每个节点，标识单个上游邻居节点以及零个或多个下游邻居节点，以及

(2)与其所属的特定生成树相关的资源数据发生改变的任何节点，诸如传输容量增加或减少，将发送消息以更新在所述生成树中的每个其上游和下游邻居关于所述改变，以及

(3)每个这样的上游和下游邻居将计算所述改变对其自己的资源数据的影响，并且将发送消息以更新在所述生成树中的每个其上游和下游邻居关于所述影响。

2.根据权利要求1所述的方法，其中，对于是步骤2的节点的上游或下游邻居跳过步骤3。

3.根据权利要求1所述的方法，其中，步骤2和/或3的消息被累积到携带属于所有SAT树结构的所有资源数据的组合消息中。

4.根据权利要求3所述的方法，其中，所述组合消息以预定间隔发送，诸如每秒一次。

5.根据权利要求1所述的方法，其中，不是为每次更新发送消息，而是在生成树上累积更新并将累积的更新发送到所述节点的所有上游和下游节点。

6.根据权利要求1所述的方法，其中，使用数据类型特定的聚合函数来聚合所述资源数据。

7.根据权利要求1所述的方法，其中，第一资源数据类型是“链路本地”，以及第二资源数据类型是“边路径”，其中链路本地表示到所述树中的上游节点的链路的资源数据，并且边路径表示节点的沿着所述树中的路径将所述节点连接到所述树的根节点的所有链路的资源数据。

8.一种计算机系统，被配置为作为权利要求1的边节点运行。

9.一种计算机系统，被配置为作为权利要求1的节点运行。

10.一种计算机可读存储介质，包括用于使计算机执行权利要求1所述的方法的可执行代码。