CN114513448A - 基于抽象拓扑的域间路径计算 - Google Patents

Abstract

处理器生成表示网络的实际拓扑中的域和边界路由器的抽象拓扑，该边界路由器将实际拓扑中的域互连。处理器在实际拓扑上的路径计算期间基于抽象拓扑从实际拓扑中修剪域中的一个或多个域。在一些情况下，处理器确定节点的可达性度量以指示由节点表示的域是否在从源域到目的地域的路径上。然后，处理器可以基于抽象拓扑中的节点的等级来选择性地修剪与实际拓扑中的至少一个边的关系，或者修改实际拓扑中的节点之间的边的权重。

Description

基于抽象拓扑的域间路径计算

背景技术

互联网协议(IP)网络包括从源(例如，入口路由器)向网络以及从网络向目的地(例如，出口路由器)传送分组的互连的路由器。IP网络中的路由器之间的路径是使用内部网关协议(IGP)确定的，该IGP包括链路状态协议，例如开放最短路径优先(OSPF、OSPFv3)、中间系统到中间系统(IS-IS)等。为了确定网络拓扑，路由器向网络泛洪(flood)信息，该信息指示本地连接的网络的状态和在网络上的路由器的链路。路由器还将泛洪的信息存储在链路状态数据库中。网络中的每个路由器都基于状态信息来构建网络拓扑的相同副本，然后使用诸如Dijkstra最短路径优先(SPF)算法等路径算法独立计算通往每个其他路由器(和任何通告的网络)的路径，该路径算法计算图中的节点之间的最短路径，节点表示网络中的路由器。响应于SPF计算，路由器对转发状态进行编程，例如，以对通往不同出口路由器的路径指示下一跳路由器。诸如受约束SPF(CSPF)等流量工程(TE)技术对寻路算法应用附加约束，例如包括或排除区域、域或实体，以及为带宽、最大延迟、最大跳数等设置要求。因此，TE路径可能不同于由SPF算法确定的用于满足附加约束的最短路径。路径与分组中包括的标签相关联，以指示分组的下一跳接口。

附图说明

通过参考附图，可以更好地理解本公开，并且本公开的众多特征和优点对于本领域技术人员变得很清楚。在不同的附图中使用相同的附图标记表示相似或相同的项目。

图1是根据一些实施例的基于从实际拓扑中导出的抽象拓扑来实现域间路径计算的IP网络的实际拓扑的框图；

图2是根据一些实施例的从图1所示的实际拓扑中导出的抽象拓扑的框图；

图3是根据一些实施例的支持通过多路访问网络(multi-access network)互连的路由器之间的边界网关协议(BGP)会话的5级Clos网络的框图；

图4是根据一些实施例的从网络的实际拓扑中导出的抽象拓扑的框图；

图5是根据一些实施例的从网络的实际拓扑中导出的修改后的抽象拓扑的第一实施例的框图；

图6是根据一些实施例的从网络的实际拓扑中导出的修改后的抽象拓扑的第二实施例的框图；

图7是根据一些实施例的从网络的实际拓扑中导出的修改后的抽象拓扑的第三实施例的框图；

图8是根据一些实施例的包括指示与通过抽象拓扑的路径相关联的映射的信息的抽象拓扑的框图；

图9是根据一些实施例的基于抽象拓扑来选择性地修剪或修改实际拓扑中的域的偏好的方法的流程图；

图10是根据一些实施例的在网络的抽象拓扑中生成源节点与目的地节点之间的映射的方法的流程图；

图11是根据一些实施例的基于网络的抽象拓扑中的节点的排名来选择性地修剪或修改实际拓扑中的边的权重的方法的流程图；以及

图12是根据一些实施例的网络功能虚拟化(NFV)架构的框图。

具体实施方式

服务提供商正在部署更大和更复杂的IP网络，以满足用户对可访问性和服务水平协议(SLA)要求(例如，延迟和带宽)的需求。增加IP网络的规模和复杂性会增加通过IP网络泛洪状态信息的带宽消耗和收敛延迟，并且增加执行寻路算法所需要的计算开销。因此，大型IP网络中的路由器或链路被细分或划分为子集，以管理和控制链路状态泛洪。例如，一个IGP域(或IGP实例)可以划分为IGP区域，该IGP区域包括IGP域中的路由器的子集。IGP区域通过边界路由器被互连，该边界路由器将IGP区域缝合在一起。

没有向被划分为单独区域的传统网络中的路由器提供完整的域间网络可见性。相反，表示IGP区域中的路由器和链路的拓扑信息的概要(summaries)在IGP区域之间被传送，以减少带宽消耗。因此，一个IGP区域内的路由器不拥有表示其他IGP区域中的路由器和链路的完整拓扑信息。在某些情况下，多个IGP实例也经由边界路由器被互连，并且IGP实例仅交换汇总的拓扑信息，除非它们被明确配置为重新分配，或者它们在IGP实例之间实现外部网关协议(EGP)，例如边界网关协议(BGP)。然而，在某些情况下，由SLA施加的约束需要使用TE寻路技术来标识通过网络的满足约束的TE路径。个体路由器无法确定TE路径，因为IGP区域(以及在某些情况下，IGP实例)的详细拓扑信息已经在不同区域之间以及不同IGP实例之间的边界路由器之间被汇总。

路径计算元件(PCE)或其他软件定义网络(SDN)控制器计算跨IGP区域和域边界的TE路径。表示链路(边)和路由器(节点)的区域间和域间拓扑信息被提供给PCE/SDN控制器以提供完整网络可见性，使PCE/SDN控制器具有网络的完整视图。例如，域间路由器拓扑可以表示为网络的所有域中的路由器之间以及域内的所有链路之间的互连的图。因此，PCE/SDN控制器能够增加通过寻路算法执行的搜索的范围，以包括路由器互连的整个图。然而，这种方法重新引入了路径搜索计算开销增加的问题，因为PCE/SDN控制器将拓扑状态存储为一个图实体，而不包括转发或边界规则来帮助修剪路径搜索。此外，由服务提供商使用的网络拓扑通常包括指定的核心域、中转域和访问域(在核心架构中)或叶域和脊域(在叶脊架构中)。核心域(在核心架构中)和脊域(在叶脊架构中)包括更复杂、更高容量的路由器，并且因此相对于包括较低容量路由器的其他域应当被优先考虑。例如，在核心配置中，包括绕过核心域的路径的“弧”域和仅连接到另一域的“叶”域相对于核心域应当给予较低偏好。这些偏好可以表示为由使用一组TE规则的TE寻路算法应用的约束。但是，将PCE/SDN控制器配置为标识不同类型的域和对应TE规则是一个繁琐且容易出错的过程。

图1至图12公开了一种系统和技术，该系统和技术用于减少寻找通过包括划分为多个域(或区域)的路由器的网络的路径所需要的计算开销，同时通过生成表示实际拓扑中的域和互连实际拓扑中的域的边界路由器的抽象拓扑来增加找到通过表示网络的实际拓扑的最佳TE路径的可能性。然后在对实际拓扑执行路径计算时，引用抽象拓扑以进行修剪决策。

抽象拓扑是包括用于表示域和边界路由器的节点的图。该图表示抽象拓扑中的域对(pair of domains)之间的映射，并且该映射指示在每个域对之间的中转中使用的域。抽象拓扑还包括域的可达性(reachability)度量。如本文中使用的，术语“可达性”是指图中的节点是否表示沿着从源域到目的地域的路径的域，而不管该域是否是连接源域和目的地域的最优路径或最短路径的一部分。例如，如果从第一域到第二域的路径包括第三域，则即使该路径不是从第一域到第二域的最短路径，第三域在该路径上也是可达的。在一些实施例中，域的可达性度量指示有多少个域对使用该域作为中转。这种可达性度量被称为“中介中心性”(betweenness centrality)，它基于节点与图中的其他节点之间存在多少互连来指示域/节点在图中的中心程度。在某些情况下，在确定节点的中介中心性之前，在目的地节点与没有通往目的地节点的物理链路的节点之间插入临时链路。在一些实施例中，基于将域用作中转的域对的数目(例如基于节点的中介中心性)向域分配等级或权重。

基于抽象拓扑中的域的可达性度量来修改通过实际拓扑的寻路。在一些实施例中，寻路算法在路径搜索期间使用抽象拓扑中的可达节点的资源来修剪实际拓扑中的图实体。例如，在从源节点到目的地节点的寻路过程中，PCE/SDN控制器可以标识实际拓扑中的、与抽象拓扑中不在源节点和目的地节点的一组可达节点中的节点相关联的链路。然后PCE/SDN控制器可以修剪这些链路，使得寻路算法不必考虑包括被修剪的节点中的路由器的路径。在一些实施例中，PCE/SDN控制器将源节点的可达性等级与抽象拓扑中的节点等级进行比较。如果抽象拓扑中的节点的等级低于源节点等级，并且该节点不是路径的目的地节点，则PCE/SDN控制器修剪与实际拓扑中的对应边的关系。在其他实施例中，实际拓扑中的节点之间的边的权重基于抽象拓扑中的参考节点的等级被修改，以在实际拓扑的路径遍历期间优先考虑通往更高等级节点的链路。

图1是根据一些实施例的基于从实际拓扑100中导出的抽象拓扑来实现域间路径计算的IP网络的实际拓扑100的框图。IP网络的一些实施例是使用内部网关协议(IGP)实现的，该IGP包括诸如开放最短路径优先(OSPF、OSPFv3)、中间系统到中间系统(IS-IS)等链路状态协议。

实际拓扑100包括被划分为网络域(domains of the network)的路由器。在所示实施例中，域110包括路由器111、112、113、114(在本文中统称为“路由器111-114”)，域120包括路由器121、122、123、124(在本文中统称为“路由器121-124”)，域130包括路由器131、132、133、134(在本文中统称为“路由器131-134”)，域140包括路由器141、142、143、144(在本文中统称为“路由器141-144”)，并且域150包括路由器151、152、153、154(在本文中统称为“路由器151-154”)。尽管在图1中为了清楚起见示出了每个包括四个路由器的五个域，但是实际拓扑100的一些实施例包括更多或更少的域，包括更多或更少的路由器，并且每个域的路由器的数目可以因域而异。

域110、120、130、140、150通过与多个域重叠的边界路由器被互连。在所示实施例中，边界路由器160将域110、120互连，边界路由器161将域120、130互连，边界路由器162将域130、140互连，边界路由器163将域140、150互连，边界路由器164将域110、140互连。虽然单个边界路由器160-164连接图1中的域110、120、130、140、150的对(pairs)，但是实际拓扑100的一些实施例包括边界路由器的其他配置。例如，多个边界路由器可以用于连接一个域对。再例如，单个边界路由器可以将两个以上的域互连。

控制器170接收并存储表示实际拓扑100的信息。在一些实施例中，控制器170被实现为接收并存储由路由器111-114、121-124、131-134、141-144和151-154泛洪的信息的路径计算元件(PCE)或软件定义网络(SDN)控制器。控制器170生成表示域110、120、130、140、150和将域110、120、130、140、150互连的边界路由器160-164的抽象拓扑。控制器170还使用抽象拓扑来在实际拓扑100上的路径计算期间修剪域110、120、130、140、150中的一个或多个。控制器170与实际拓扑100的其他元件之间的互连为了清楚起见而在图1中未示出。

图2是根据一些实施例的从图1所示的实际拓扑100中导出的抽象拓扑200的框图。抽象拓扑200被表示为包括表示域110、120、130、140、150和边界路由器160-164的节点的图，边界路由器160-164形成域110、120、130、140、150之间的链路。如本文中讨论的，在实际拓扑100上的路径计算期间，控制器170使用抽象拓扑来修剪域110、120、130、140、150中的一个或多个。控制器170的一些实施例确定表示域110、120、130、140、150和边界路由器160-164的节点的可达性度量。可达性度量指示由节点表示的域110、120、130、140、150是否在从源域到目的地域的路径上。在一些实施例中，可达性度量包括指示有多少个域对使用与节点相关联的域作为中转的“中介中心性”。与被较大数目的其他域作为中转的域相关联的节点具有较高的中介中心性。与被较少数目的其他域作为中转的域相关联的节点具有较小的中介中心性。中介中心性是基于节点与图中的其他节点之间存在多少互连来确定的。

图3是根据一些实施例的支持通过多路访问网络互连的路由器之间的BGP会话的5级Clos网络300的框图。5级Clos网络300在叶脊拓扑中实现，该叶脊拓扑经由包括脊路由器的一个或多个脊将叶路由器互连。在所示实施例中，5级Clos网络300包括通过脊305、310、315被互连的四个叶路由器301、302、303、304(在本文中统称为“叶路由器301-304”)。脊305包括路由器306、307，脊310包括路由器311、312、313、314，脊315包括路由器316、317。叶路由器301-304提供与连接到叶路由器301的一个或多个服务器(例如，服务器320、321、322)的连接。路由器和脊被分配对应的ASN 331-334、335、340、345。在5级Clos网络300中，叶路由器301-304没有直接连接到脊305、315。相反，叶路由器301、302连接到诸如LAN 350等多路访问网络。在图3中为了清楚起见而未示出，但是可以使用5级Clos网络300的实际拓扑来生成类似于图2所示的抽象拓扑200的抽象拓扑。如本文中讨论的，表示5级Clos网络300的抽象拓扑用于在寻路期间修剪域。

图4是根据一些实施例的从网络的实际拓扑中导出的抽象拓扑400的框图。抽象拓扑400包括表示对应实际拓扑的域的节点401、402、403、404、405、406、407(在本文中统称为“节点401-407”)。抽象拓扑400还包括表示与节点401-407相对应的域之间的链路上的边界路由器的节点410、411、412、413、414、415、416、417、418(在本文中统称为“节点410-418”)。控制器420(例如，图1所示的控制器170)使用抽象拓扑400来生成抽象拓扑400中的节点的可达性度量。

在所示实施例中，控制器420确定从与节点403相关联的源域到与节点404相关联的目的地域的路径的节点的可达性。控制器420首先确定节点403是否具有通往节点404的链路。链路存在，并且因此没有插入临时链路。

控制器420在抽象拓扑400上运行双连接分量算法(bi-connected componentalgorithm)。双连接分量算法将表示抽象拓扑400的图分解成双连接分量树(a tree ofbi-connected components，本文中称为集群(cluster))。集群在共享顶点处彼此附接(attach)，共享顶点在本文中称为关节点(articulation point)。在所示实施例中，双连接分量算法将节点403、405标识为源域与目的地域之间的路径的关节点425、430，它们分别由节点403、405表示。基于标识出的关节点425、430，双连接分量算法标识包括节点401-403的第一集群、包括节点403-405、407的第二集群、以及包括节点405、406的第三集群。双连接分量算法标识在节点403、404之间形成联合(union)的集群，在这里是第二集群。因此，第二集群中的节点被认为是可达的，并且提供从节点403到节点404或从节点404到节点403的中转。节点401、402、406不沿着从节点403到节点404的路径中转(或反之亦然)，并且因此可以从节点403、404之间的路径计算中被安全地修剪。

图5是根据一些实施例的从网络的实际拓扑中导出的修改后的抽象拓扑500的第一实施例的框图。修改后的抽象拓扑500是基于图4所示的抽象拓扑400形成的，并且因此包括表示对应的实际拓扑的域的节点401-407。修改后的抽象拓扑500还包括表示与节点401-407相对应的域之间的链路上的边界路由器的节点410-418。控制器420使用修改后的抽象拓扑500来生成修改后的抽象拓扑500中的节点的可达性度量。

在所示实施例中，控制器420确定从与节点401相关联的源域到与节点407相关联的目的地域的路径的节点的可达性。控制器420首先确定节点401是否具有通往节点407的链路。底层抽象拓扑(例如，图4所示的抽象拓扑400)中不存在链路。控制器420因此通过在节点401、407之间添加临时链路505来修改抽象拓扑400。

控制器420在修改后的抽象拓扑500上运行双连接分量算法。在所示实施例中，双连接分量算法将节点405标识为源域与目的地域(分别由节点401、407表示)之间的路径的关节点510。基于标识出的关节点510，双连接分量算法标识包括节点401-405、407的第一集群和包括节点405、406的第二集群。双连接分量算法标识在节点401、407之间形成联合的集群，在这种情况下是第一集群。第一集群中的节点因此被认为是可达的，并且提供从节点401到节点407的中转(或反之亦然)。节点406不沿着从节点401到节点407的路径中转(或反之亦然)，并且因此可以从节点401、407之间的路径计算中被安全地修剪。

图6是根据一些实施例的从网络的实际拓扑中导出的修改后的抽象拓扑600的第二实施例的框图。修改后的抽象拓扑600是基于图4所示的抽象拓扑400形成的，并且因此包括表示对应的实际拓扑的域的节点401-407。修改后的抽象拓扑600还包括表示与节点401-407相对应的域之间的链路上的边界路由器的节点410-418。控制器420使用修改后的抽象拓扑600来生成修改后的抽象拓扑600中的节点的可达性度量。

在所示实施例中，控制器420确定从与节点402相关联的源域到与节点406相关联的目的地域的路径的节点的可达性。控制器420首先确定节点402是否具有通往节点406的链路。底层抽象拓扑(例如，图4所示的抽象拓扑400)中不存在链路。控制器420因此通过在节点402、406之间添加临时链路605来修改抽象拓扑400。

控制器420在修改后的抽象拓扑600上运行双连接分量算法。在所示实施例中，双连接分量算法将节点402标识为源域与目的地域(分别由节点402、406表示)之间的路径的关节点610。基于标识出的关节点610，双连接分量算法标识包括节点401、402的第一集群和包括节点402-407的第二集群。双连接分量算法标识在节点402、406之间形成联合的集群，在这里是第二集群。因此，第二集群中的节点被认为是可达的，并且提供从节点402到节点406的中转(或反之亦然)。节点401不是沿着从节点402到节点406的路径的中转(或反之亦然)，并且因此可以从节点402、406之间的路径计算中被安全地修剪。

图7是根据一些实施例的从网络的实际拓扑中导出的修改后的抽象拓扑700的第三实施例的框图。修改后的抽象拓扑700是基于图4所示的抽象拓扑400形成的，并且因此包括表示对应的实际拓扑的域的节点401-407。修改后的抽象拓扑700还包括表示与节点401-407相对应的域之间的链路上的边界路由器的节点410-418。控制器420使用修改后的抽象拓扑700来生成修改后的抽象拓扑700中的节点的可达性度量。

在所示实施例中，控制器420确定从与节点402相关联的源域到与节点405相关联的目的地域的路径的节点的可达性。控制器420首先确定节点402是否具有通往节点405的链路。底层抽象拓扑(例如，图4所示的抽象拓扑400)中不存在链路。控制器420因此通过在节点402、405之间添加临时链路705来修改抽象拓扑400。

控制器420在修改后的抽象拓扑700上运行双连接分量算法。在所示实施例中，双连接分量算法将节点402、405分别标识为用于源域与目的地域(分别由节点402、405表示)之间的路径的关节点710、715。基于标识出的关节点710、715，双连接分量算法标识包括节点401、402的第一集群、包括节点402-405、407的第二集群、以及包括节点405、406的第三集群。双连接分量算法标识在节点402、405之间形成联合的集群，在里是第二集群。因此，第二集群中的节点被认为是可达的，并且提供从节点402到节点405的中转(或反之亦然)。节点401、406不是沿着从节点402到节点405的路径的中转(或反之亦然)，并且因此可以从节点402、405之间的路径计算中被安全地修剪。

图8是根据一些实施例的包括指示与通过抽象拓扑800的路径相关联的映射的信息的抽象拓扑800的框图。抽象拓扑包括由边界路由器805、806、807(在本文中统称为“边界路由器805-807”)互连的域801、802、803、804(在本文中统称为“域801-804”)。

抽象拓扑800中包括的映射包括表示沿着不同路径的域801-804的信息。映射信息由虚线810表示(为清楚起见，仅用附图标记表示一个)。在所示实施例中，映射820包括表示沿着将源域801和目的地域802连接的路径的域801、802的信息。映射821包括表示沿着将源域801和目的地域803连接的路径的域801-803的信息。映射822包括表示沿着将源域802和目的地域803连接的路径的域802、803的信息。映射823包括表示沿着将源域801和目的地域804连接的路径的域801-804的信息。映射824包括表示沿着将源域802和目的地域804连接的路径的域802-804的信息。映射825包括表示沿着将源域803和目的地域804连接的路径的域803、804的信息。映射820至825的一些实施例是基于与不同路径相关联的域可达性确定的。例如，映射820至825可以使用双连接分量算法来确定，如本文中关于图4至图7讨论的。

基于映射820至825，向域801至804分配排名(ranking)。在所示实施例中，域801至804中的每个的排名等于包括对应域作为中转域的映射820至825的数目。域801的排名为3，域802的排名为5，域803的排名为5，域804的排名为3。如本文中讨论的，域801至804的排名用于选择性地修剪域801至804中的一个或多个，以修改与域801至804之间的链路相关联的偏好或权重，或其组合。

图9是根据一些实施例的对抽象拓扑中的域进行排名的方法901和基于域排名来选择性地修剪或修改抽象拓扑中的域的偏好的方法902的流程图。方法901、902在以下各项的一些实施例中实现：包括基于图2所示的抽象拓扑200的图1所示的实际拓扑100的网络、图3所示的5级Clos网络300、具有与图4至图7所示的抽象拓扑400相关联的实际拓扑的网络、以及具有与图8所示的抽象拓扑800相关联的实际拓扑的网络。

方法901在标识实际拓扑中的路径的请求之前执行。在框905，根据网络的实际拓扑生成抽象拓扑。生成抽象拓扑包括标识域和在实际网络中将域互连的边界路由器。抽象拓扑包括表示域和边界路由器的节点，例如，如图2所示。

在框910，确定域沿着抽象拓扑中的路径的可达性。如本文中讨论的，可达性是使用双连接分量算法确定的。如果源节点没有通往路径的目的地节点的链路，则在执行双连接分量算法以确定沿着源节点与目的地节点之间的路径的节点的可达性之前在源节点与目的地节点之间添加一个或多个链路。

在框915，向抽象拓扑中的域分配等级。如本文中讨论的，等级指示与抽象拓扑中的域相关联的节点的中介中心性。然后存储域等级或排名以供后续使用。

方法902是响应于接收到标识实际拓扑中的路径的请求而执行的。在框920，接收该请求。在框925，在实际拓扑上的寻路期间，选择性地修剪域(或选择性地修改与域相关联的偏好)。域基于抽象拓扑中的信息(包括可达性信息和指示节点的中介中心性的等级)选择性地被修剪。

在框930，寻路算法确定、标识或选择实际拓扑中从源节点到目的地节点的路径。一旦被标识，网络就被配置为支持在源节点与目的地节点之间的路径上传送的信息的传输和接收。在一些实施例中，源节点处的路由器和目的地节点处的路由器被配置为通过源节点与目的地节点之间的路径来交换IP分组。

图10是根据一些实施例的在网络的抽象拓扑中生成源节点与目的地节点之间的映射的方法1000的流程图。方法1000在以下各项中实现：生成图8所示的映射820至825的一些实施例、以及图2所示的抽象拓扑200的一些实施例的映射(其是从图1所示的实际拓扑100中导出的)的控制器、表示图3所示的5级Clos网络300的实际拓扑的抽象拓扑、以及图4至7所示的抽象拓扑400。

方法1000开始于框1001。在框1005，控制器从表示抽象拓扑中的域的节点集合中选择源节点。在框1010，控制器从表示抽象拓扑中的域的节点集合中选择目的地节点。在决策框1015，控制器确定源节点与目的地节点之间是否存在链路。如否，则方法1000前进到框1020并且控制器在源节点与目的地节点之间插入临时链路。方法1000然后前进到框1025。如果源节点与目的地节点之间已经存在链路，则方法1000直接从决策框1015前进到框1025。

方法1000的图示实施例以全网状方式标识源节点与目的地节点之间的链路的存在，使得所有节点都被视为源节点和目的地节点。例如，方法1000在一次迭代中使用第一节点作为源节点并且使用第二节点作为目的地节点，并且在另一次迭代中使用第二节点作为源节点并且使用第一节点作为目的地节点。方法1000的一些实施例通过考虑第一节点是源节点并且第二节点是目的地节点的情况并且随后跳过第一节点是目的地节点并且第二节点是源节点的情况来利用网络的对称性减少计算工作量，因为这些情况是指第一节点与第二节点之间的相同链路。用于决定是否包括节点作为源节点或目的地节点的标准可以被并入框1005、1010、1015中的一个或多个中以实现这些(和其他)技术以利用源/目的地节点中的对称性或节点的其他特性。

在框1025，控制器使用双连接分量算法标识抽象拓扑中的节点的一个或多个集群。如本文中讨论的，双连接分量算法将表示抽象拓扑的图分解成在关节点处彼此连接的集群。基于图(可以包括临时链路)的关节点，双连接分量算法标识包括节点的不同子集的集群。在源节点与目的地节点之间形成联合的子集中的节点被认为是可达的，并且提供源节点与目的地节点之间的中转。如果插入临时链路(在框1020)，则在框1030移除临时链路。在框1035，控制器捕获源节点与目的地节点之间的映射。该映射包括表示可达节点的信息，以提供源节点与目的地节点之间的中转。

在决策框1040，控制器确定是否存在与源节点相关联的附加目的地节点。若存在，则方法1000前进到框1010并且选择新的目的地节点。若不存在，则方法1000前进到决策框1045。控制器确定(在决策框1045)抽象拓扑中是否存在附加源节点。若存在，则方法1000前进到框1005并且选择新的源节点。否则，方法1000前进到框1050并且方法1000结束。

图11是根据一些实施例的基于网络的抽象拓扑中的节点的排名来选择性地修剪或修改实际拓扑中的边的权重的方法1100的流程图。方法1100在控制器中实现，例如基于图2所示的抽象拓扑200在图1所示的实际拓扑100中执行寻路的控制器170、在图3所示的5级Clos网络300的实际拓扑内执行寻路的控制器、在与图4至图7所示的抽象拓扑400相关联的实际拓扑中执行寻路的控制器、以及在与图8所示的抽象拓扑800相关联的实际拓扑中执行寻路的控制器。控制器结合执行寻路算法、与执行寻路算法同时或响应于发起寻路算法的执行以在网络中的源节点与目的地节点之间进行遍历来执行方法1100。

在框1105，控制器从表示在寻路操作期间使用的实际拓扑的抽象拓扑的图中选择边。边连接到图中的节点，该节点表示抽象拓扑中的域。该域是用于修剪或偏好的候选，例如，通过修改边的权重。在一些实施例中，边与连接到域的边界路由器相关联。

在决策框1110，控制器确定域是否可达。如本文中讨论的，域的可达性使用双连接分量算法标识源节点与目的地节点之间的路径上的可达域来确定。如果沿着源节点与目的地节点之间的路径无法到达域，则该方法前进到框1115并且修剪边(或域)并且寻路算法不考虑该域。如果该域可达，则方法1100前进到框1120。

在框1120，控制器确定源节点和路径中的下一节点的排名，该排名由寻路算法评估。如本文中讨论的，基于表示抽象拓扑的图中的源节点与目的地节点之间的路径的多少映射包括对应节点作为中转节点来确定排名。

在决策框1125，控制器确定源节点的排名是否大于下一节点的排名。如果是，则在遍历期间寻路算法应当考虑域，因此方法1100前进到框1130并且边不被修剪或修改。控制器还确定下一节点是否是目的地节点。如果是，则寻路算法应当考虑域(而无论目的地节点的等级如何)并且方法1100前进到框1130。如果下一节点的等级小于或等于源节点等级，并且如果下一节点不是目的地节点，则方法1100前进到框1135。

在框1135，控制器修剪或修改边的权重。在一些实施例中，控制器执行硬修剪(hard pruning)并且不允许边(或链路)考虑路径遍历而被扩展。修剪边会限制路径通过图中的更高排名的、核心的、中转链路。在一些实施例中，控制器修改边的权重以减少与穿过边的路径相关联的偏好(或增加成本)。例如，控制器可以修改边相对于域等级的权重，以赋予链路较低的遍历偏好，例如，如最短路径优先寻路算法所确定的。如果没有其他路径可用，则可以将包括较低偏好链路的路径用作最后的路径。因此，通过修改对应边的权重来增加链路的成本会导致寻路算法避免评估或遍历链路，直到成本较低的链路已经用尽，从而增加了较早找到成本较低的流量工程路径(traffic engineer path)的可能性。

图12是根据一些实施例的网络功能虚拟化(NFV)架构1200的框图。NFV架构1200用于实现以下各项的一些实施例：具有图1所示的实际拓扑100和图2所示的抽象拓扑200的网络、图3所示的5级Clos网络300、与图4至图7所示的抽象拓扑400相关联的网络、以及与图8所示的抽象拓扑800相关联的网络。NFV架构1200包括硬件资源1201，该硬件资源1201包括计算硬件1202、存储硬件1203和网络硬件1204。计算硬件1202使用一个或多个处理器实现，存储硬件1203使用一个或多个存储器实现，网络硬件1204使用一个或多个收发器、传输器、接收器、接口等来实现。

虚拟化层1205提供硬件资源1201的抽象表示。由虚拟化层1205支持的抽象表示可以使用虚拟化基础设施管理器1210来管理，虚拟化基础设施管理器1210是NFV管理和编排(M&O)模块1215的一部分。管理器1210的一些实施例被配置为收集和转发可能在NFV架构1200中发生的性能测量和事件。例如，性能测量可以被转发到在NFV M&O 1215中实现的协调器(ORCH)1217。硬件资源1201和虚拟化层1205可以用于实现虚拟资源1220，该虚拟资源1220包括虚拟计算资源1221、虚拟存储资源1222和虚拟网络资源1223。

虚拟网络功能(VNF1、VNF2、VNF3)在NFV基础设施(例如，硬件资源1201)之上运行并且利用虚拟资源1220。例如，虚拟网络功能(VNF1、VNF2、VNF3)可以使用由虚拟计算资源1221支持的虚拟机、由虚拟存储资源1222支持的虚拟存储器或由虚拟网络资源1223支持的虚拟网络来实现。元素管理系统(EMS1、EMS2、EMS3)负责管理虚拟网络功能(VNF1、VNF2、VNF3)。例如，元素管理系统(EMS1、EMS2、EMS3)可以负责故障和性能管理。在一些实施例中，虚拟网络功能(VNF1、VNF2、VNF3)中的每个由对应的VNF管理器1225控制，该VNF管理器1225与管理器1210或协调器1217交换信息并且协调动作。

NFV架构1200可以包括操作支持系统(OSS)/业务支持系统(BSS)1230。OSS/BSS1230处理网络管理，包括使用OSS功能的故障管理。OSS/BSS 1230还使用BSS功能处理客户和产品管理。NFV架构1200的一些实施例使用一组描述符1235来存储由NFV架构1200支持的服务、虚拟网络功能或基础设施的描述。描述符1235中的信息可以由NFV M&O 1215更新或修改。

NFV架构1200实现提供控制平面功能或用户平面功能的网络切片。网络切片是一个完整的逻辑网络，其可以提供通信服务和网络功能，这些服务和功能可以因切片而异。用户设备可以同时接入多个切片，该多个切片支持核心网与用户设备之间的多种业务流。用户设备的一些实施例向网络提供网络切片选择辅助信息(NSSAI)参数以帮助为用户设备选择切片实例。单个NSSAI可能会导致选择多个切片。NFV架构1200还可以使用设备能力、订阅信息和本地运营商策略来进行选择。NSSAI是较小组件(单NSSAI(S-NSSAI))的集合，每个组件包括切片服务类型(SST)和可能的切片区分符(SD)。切片服务类型是指在特征和服务方面的预期网络行为(例如，专门用于宽带或大规模IoT)，而切片区分符可以帮助在多个相同类型的网络切片实例中进行选择，例如以将与不同服务相关的流量隔离到不同的切片中。

在一些实施例中，上述技术的某些方面可以由执行软件的处理系统的一个或多个处理器来实现。该软件包括存储或以其他方式有形地体现在非暂态计算机可读存储介质上的一组或多组可执行指令。该软件可以包括指令和某些数据，当由一个或多个处理器执行时，该指令和某些数据操纵该一个或多个处理器以执行上述技术的一个或多个方面。非暂态计算机可读存储介质可以包括例如磁盘或光盘存储设备、固态存储设备(例如，闪存、高速缓存、随机存取存储器(RAM)或一个或多个其他非易失性存储设备)等。存储在非暂态计算机可读存储介质上的可执行指令可以是源代码、汇编语言代码、目标代码、或由一个或多个处理器解释或以其他方式可执行的其他指令格式。

计算机可读存储介质可以包括在使用期间由计算机系统可访问以向计算机系统提供指令和/或数据的任何存储介质或存储介质的组合。这样的存储介质可以包括但不限于光学介质(例如，压缩盘(CD)、数字多功能盘(DVD)、蓝光光盘)、磁介质(例如，软盘、磁带或磁硬盘驱动器)、易失性存储器(例如，随机存取存储器(RAM)或高速缓存)、非易失性存储器(例如，只读存储器(ROM)或闪存)、或基于微机电系统(MEMS)的存储介质。计算机可读存储介质可以嵌入在计算系统中(例如，系统RAM或ROM)，固定地附接到计算系统(例如，磁性硬盘驱动器)，可移动地附接到计算系统(例如，光盘或通用基于串行总线(USB)的闪存)，或者经由有线或无线网络(例如，网络可访问存储(NAS))耦合到计算机系统。

如本文中使用的，术语“电路系统”可以是指以下一项或多项或全部：

a)纯硬件电路实现(例如，实现以及仅模拟和/或数字电路系统)，以及

b)硬件电路和软件的组合，例如(如适用)：

i.模拟和/或数字硬件电路与软件/固件的组合，以及

ii.带有软件的硬件处理器的任何部分(包括数字信号处理器、软件和存储器，它们协同工作以使装置(例如，移动电话或服务器)执行各种功能)，以及

c)硬件电路和/或处理器，例如微处理器或微处理器的一部分，

其需要软件(例如，固件)进行操作，但当操作不需要软件时，

软件可以不存在。

该电路系统的定义适用于该术语在本申请中(包括在任何权利要求中)的所有使用。作为另一示例，如本申请中使用的，术语电路系统还涵盖仅硬件电路或处理器(或多个处理器)或硬件电路或处理器的一部分及其(或它们的)伴随软件和/或固件的实现。术语电路系统还涵盖(例如并且如果适用于特定权利要求元素)用于移动设备的基带集成电路或处理器集成电路、或者服务器、蜂窝网络设备或其他计算设备或网络设备中的类似集成电路。

注意，并非一般描述中的上述所有活动或元素都是必需的，可能不需要特定活动或设备的一部分，并且可以执行一个或多个另外的活动，或者包括除了描述的那些之外的其他元素。更进一步，所列出的活动的顺序不一定是执行它们的顺序。此外，已经参考特定实施例描述了这些概念。然而，本领域普通技术人员理解，在不脱离如权利要求中阐述的本公开的范围的情况下，可以进行各种修改和改变。因此，说明书和附图被认为是说明性的而不是限制性的，并且所有这些修改都旨在包括在本公开的范围内。

益处、其他优点和问题的解决方案已经在上文关于特定实施例进行了描述。然而，益处、优点、问题的解决方案以及可能导致任何益处、优点或解决方案出现或变得更加明显的任何特征不应当被解释为任何或所有权利要求的关键、必要或基本特征。此外，以上公开的特定实施例仅是说明性的，因为所公开的主题可以以不同但等效的方式修改和实践，这对于受益于本文中的教导的本领域技术人员而言是很清楚的。除了在权利要求中描述的之外，不旨在限制本文中所示的构造或设计的细节。因此很明显，上面公开的特定实施例可以被改变或修改并且所有这样的变化都被认为在所公开的主题的范围内。因此，本文中寻求的保护如权利要求所述。

Claims (25)

1.一种用于通信的方法，包括：

在处理器处生成抽象拓扑，所述抽象拓扑表示网络的实际拓扑中的域以及边界路由器，所述边界路由器将所述实际拓扑中的所述域互连；以及

在所述处理器处，基于所述抽象拓扑，在对所述实际拓扑的路径计算期间从所述实际拓扑中修剪所述域中的至少一个域。

2.根据权利要求1所述的方法，其中生成所述抽象拓扑包括生成包括表示所述域和所述边界路由器的节点的图，其中所述图表示域对之间的映射并且指示在所述域对之间的中转中使用的域。

3.根据权利要求2所述的方法，还包括：

确定针对所述节点的可达性度量，以指示由所述节点表示的所述域是否在从源域到目的地域的路径上。

4.根据权利要求3所述的方法，其中确定所述可达性度量包括确定针对所述节点的中介中心性，其中所述中介中心性指示有多少个域对使用与所述节点相关联的域作为中转。

5.根据权利要求4所述的方法，其中确定针对所述节点的所述中介中心性包括：确定在所述图中在所述节点与其他节点之间的互连的数目。

6.根据权利要求5所述的方法，还包括：

在确定所述中介中心性之前，通过在所述图中表示所述目的地域的目的地节点与所述图中没有到所述目的地节点的物理链路的至少一个节点之间插入至少一个临时链路来修改所述图；以及

其中确定所述中介中心性包括基于修改后的图来确定所述中介中心性。

7.根据权利要求3所述的方法，其中从所述实际拓扑中修剪所述域中的所述至少一个域包括：基于如所述可达性度量所指示的、在源节点与目的地节点之间的至少一个路径上可达的、所述抽象拓扑中的所述节点的资源，修剪所述域中的所述至少一个域，以使寻路算法不考虑包括被修剪的所述至少一个域中的路由器的路径。

8.根据权利要求7所述的方法，还包括：

基于对应节点的所述可达性度量向所述域分配等级。

9.根据权利要求8所述的方法，还包括：

比较所述源节点的所述等级和所述抽象拓扑中的所述节点的所述等级；以及

基于所述源节点的所述等级和所述抽象拓扑中的所述节点的所述等级的比较，选择性地修剪与所述实际拓扑中的至少一个边的关系。

10.根据权利要求8所述的方法，还包括：

在所述实际拓扑的路径遍历期间，基于所述抽象拓扑中的所述节点的所述等级来修改所述实际拓扑中的所述节点之间的边的权重，以偏好通往更高等级节点的链路。

11.根据权利要求1所述的方法，还包括：

通过将寻路算法应用于所述实际拓扑来确定从源节点到目的地节点的路径，其中所述寻路算法不考虑所述域中基于所述抽象拓扑而从所述实际拓扑中被修剪的所述至少一个域；以及

将所述源节点和所述目的地节点配置为通过由所述寻路算法确定的路径来传送分组。

12.一种用于通信的装置，包括：

存储器，用于存储表示网络的实际拓扑的信息；以及

处理器，用于：

生成表示域和边界路由器的抽象拓扑，所述边界路由器将所述实际拓扑中的所述域互连；

在对所述实际拓扑的路径计算期间基于所述抽象拓扑从所述实际拓扑中修剪所述域中的至少一个域；以及

将表示计算出的路径的信息存储在所述存储器中。

13.根据权利要求12所述的装置，其中所述处理器被配置为生成包括表示所述域和所述边界路由器的节点的图，其中所述图表示域对之间的映射并且指示在所述域对之间的中转中使用的域。

14.根据权利要求13所述的装置，其中所述处理器被配置为确定针对所述节点的可达性度量，以指示由所述节点表示的所述域是否在从源域到目的地域的路径上。

15.根据权利要求14所述的装置，其中所述处理器被配置为确定针对所述节点的中介中心性，其中所述中介中心性指示有多少个域对使用与所述节点相关联的域作为中转。

16.根据权利要求15所述的装置，其中所述处理器被配置为基于在所述图中在所述节点与其他节点之间存在多少个互连来确定所述中介中心性。

17.根据权利要求16所述的装置，其中所述处理器被配置为：

在确定所述中介中心性之前，通过在所述图中表示所述目的地域的目的地节点与所述图中没有到所述目的地节点的物理链路的至少一个节点之间插入至少一个临时链路来修改所述图；以及

基于修改后的图来确定所述中介中心性。

18.根据权利要求14所述的装置，其中所述处理器被配置为基于如所述可达性度量所指示的、在源节点与目的地节点之间的至少一个路径上可达的、所述抽象拓扑中的所述节点的资源，修剪所述域中的所述至少一个域，以使寻路算法不考虑包括被修剪的所述至少一个域中的路由器的路径。

19.根据权利要求18所述的装置，其中所述处理器被配置为基于对应节点的所述可达性度量向所述域分配等级。

20.根据权利要求19所述的装置，其中所述处理器被配置为：比较所述源节点的所述等级和所述抽象拓扑中的所述节点的所述等级，以及基于所述源节点的所述等级和所述抽象拓扑中的所述节点的所述等级的比较，选择性地修剪与所述实际拓扑中的至少一个边的关系。

21.根据权利要求19所述的装置，其中所述处理器被配置为：在所述实际拓扑的路径遍历期间，基于所述抽象拓扑中的所述节点的所述等级来修改所述实际拓扑中的所述节点之间的边的权重，以偏好通往更高等级节点的链路。

22.根据权利要求12所述的装置，其中所述处理器被配置为：

通过将寻路算法应用于所述实际拓扑来确定从源节点到目的地节点的路径，其中所述寻路算法不考虑所述域中基于所述抽象拓扑而从所述实际拓扑中被修剪的所述至少一个域；以及

将所述源节点和所述目的地节点配置为通过由所述寻路算法确定的路径来传送分组。

23.一种用于通信的装置，包括：

至少一个处理器；以及

至少一个存储器，包括计算机程序代码；

所述至少一个存储器和所述计算机程序代码被配置为与所述至少一个处理器一起使所述装置至少执行：

生成表示网络的实际拓扑中的域和边界路由器的抽象拓扑，所述边界路由器将所述实际拓扑中的所述域互连；以及

在对所述实际拓扑的路径计算期间基于所述抽象拓扑从所述实际拓扑中修剪所述域中的至少一个域。

24.根据权利要求23所述的装置，其中所述至少一个存储器和所述计算机程序代码被配置为与所述至少一个处理器一起使所述装置至少执行：

确定针对所述节点的可达性度量，以指示由所述节点表示的所述域是否在从源域到目的地域的路径上。

25.根据权利要求24所述的装置，其中所述至少一个存储器和所述计算机程序代码被配置为与所述至少一个处理器一起使所述装置至少执行：

基于对应节点的所述可达性度量向所述域分配等级；以及

基于所述抽象拓扑中的所述节点的所述等级，选择性地修剪与所述实际拓扑中的至少一个边的关系或修改所述实际拓扑中的所述节点之间的边的权重。

Images