CN116132348A - 报文转发方法、装置、节点和存储介质 - Google Patents

Abstract

本公开提出一种报文转发方法、装置、节点和存储介质，涉及互联网技术领域。本公开的一种报文转发方法包括：源端的SRv6节点获取报文从源端到目的端的路径上除源端的SRv6节点外的SRv6节点的数量，以及路径上各个SRv6节点的最大分段标识深度MSD的最小值；根据除源端SRv6节点外的SRv6节点的数量和MSD的最小值，确定报文的分段标识SID深度；通过SID按照路径顺序承载路径上的SRv6节点的地址，设置报文的当前的目的地址字段为下一跳的SRv6节点地址，并发送报文。通过这样的方法，避免设置的MSD过长导致的浪费随路开销、难以被相关节点处理等情况，实现降低随路报文的SID开销，并提高可靠性。

Description

报文转发方法、装置、节点和存储介质

技术领域

本公开涉及互联网技术领域，特别是一种报文转发方法、装置、 节点和存储介质。

背景技术

SRv6(Segment Routing IPv6，分段路由IPv6)采用分段路由技 术，应用于IPv6(Internet Protocol Version 6，互联网协议第6版) 数据平面，并在IPv6报文中插入SRH(Segment Routing Header，分 段路由扩展头)。在SRH中包含IPv6地址列表(SegmentList)，报 文的目的地址将根据列表中的SID(Segment ID，分段标识)顺序被更 新，逐段转发。转发过程中，记录活动SID指针位置的SL(Segment Left，剩余SID转发段)字段从大到小同步递减，当SL字段减为0 时，SRv6转发过程结束。节点可以弹出SRH报文头，进行报文处理。

相关技术中，存在一种标准SRv6 SID，长度为128bit，包括标识 节点位置的locator(定位)字段(IPv6前缀格式，可路由)，以及标 识服务功能和参数的function/argument字段。

相关技术中，还提出了采用压缩SRv6 SID的方式降低了SRv6 设备硬件和传送的报文头开销。通过提取并共用locator的公共前缀部 分，以避免重复开销；允许128bit的长度包含多个可路由的微型SID。

发明内容

本公开的一个目的在于提出一种降低随路报文的SID开销的方 案。

根据本公开的一些实施例的一个方面，提出一种报文转发方法， 包括：源端的SRv6节点获取报文从源端到目的端的路径上除源端的SRv6节点外的SRv6节点的数量，以及路径上各个SRv6节点的MSD (Maximum SID Depths，最大分段标识深度)的最小值；根据除源端 SRv6节点外的SRv6节点的数量和MSD的最小值，确定报文的分段 标识SID深度；通过SID按照路径顺序承载路径上的SRv6节点的地 址，设置报文的当前的目的地址字段为下一跳的SRv6节点地址，并 发送报文。

在一些实施例中，根据除源端SRv6节点外的SRv6节点的数量 和MSD的最小值，确定报文的分段标识SID深度包括：在除源端的 SRv6节点外的SRv6节点的数量小于等于MSD的最小值的情况下， 确定报文的SID深度等于除源端的SRv6节点外的SRv6节点的数量。

在一些实施例中，报文转发方法还包括：在除源端SRv6节点外 的SRv6节点的数量小于等于MSD的最小值的情况下，将剩余SID转 发段长度SL字段值设置为报文的分段标识SID深度减1。

在一些实施例中，报文转发方法还包括：当SRv6节点收到来自 其他SRv6节点的报文的情况下，判断是否SL字段的数值为0；若 SID中SL字段的数值为0，则确定当前的SRv6节点为目的端SRv6 节点，对报文的负载字段执行预定处理操作；否则，将SL字段的数 值减1，并根据SID中的下一跳地址更新当前的目的地址字段，并发 送报文。

在一些实施例中，根据除源端SRv6节点外的SRv6节点的数量 和路径上各个SRv6节点的MSD信息，确定报文的分段标识SID深 度包括：在除源端的SRv6节点外的SRv6节点的数量大于MSD的最 小值的情况下，确定报文的SID深度等于MSD的最小值。

在一些实施例中，通过SID按照路径顺序承载路径上的SRv6节 点的地址包括：在除源端的SRv6节点外的SRv6节点的数量大于MSD 的最小值的情况下，将报文从源端到目的端需要经过的SRv6节点的 地址按照先后顺序，依次压入SID中，直至压入SID中倒数第2个地 址存储空间；将目的端的SRv6节点的地址压入SID的最后一个地址 存储空间。

在一些实施例中，报文转发方法还包括：在除源端的SRv6节点 外的SRv6节点的数量大于MSD的最小值的情况下，源端的SRv6节 点将SL字段值设置为报文的分段标识SID深度减1；向SID中倒数 第2个地址对应的SRv6节点发送休眠指令，以便阻止对应的SRv6节 点在收到报文后对报文的负载字段执行预定处理操作。

在一些实施例中，报文转发方法还包括：当SRv6节点收到来自 其他IPv6 SRv6节点的报文的情况下，确定SL字段的数值；若SL字 段的数值为1，且当前的SRv6节点被阻止执行预定节点处理功能，则 将当前的SRv6节点作为报文的源端的SRv6节点，执行获取报文从源端到目的端的路径上除源端的SRv6节点外的SRv6节点的数量， 以及路径上各个SRv6节点的MSD的最小值，直至发送报文的操作； 若SL字段的数值为0，则对报文的负载字段执行预定处理操作；若 SL字段的数值不为0，且当前的SRv6节点未被阻止执行预定节点处 理功能，将SL字段的数值减1，并根据SID中的下一跳地址更新当 前的目的地址字段。

在一些实施例中，报文转发方法还包括：具备报文处理能力的 SRv6节点预先获取预定范围的SRv6节点的报文处理能力，其中，报 文处理能力包括：比较除源端的SRv6节点外的SRv6节点的数量与 MSD的最小值的大小的能力、向其他SRv6节点发送休眠指令的能力和作为源端的SRv6节点的能力；通过SID按照路径顺序承载路径上 的SRv6节点的地址还包括：在除源端的SRv6节点外的SRv6节点的 数量大于MSD的最小值的情况下，若SID中倒数第2个地址对应的 SRv6节点不支持报文处理能力，则重新进行路径规划。

根据本公开的一些实施例的一个方面，提出一种报文转发装置， 包括：数据获取单元，被配置为当位于的节点为源端的SRv6节点时， 获取报文从源端到目的端的路径上除源端的SRv6节点外的SRv6节 点的数量，以及路径上各个SRv6节点的MSD的最小值，并触发深度 确定单元；深度确定单元，被配置为根据除源端SRv6节点外的SRv6 节点的数量和MSD的最小值，确定报文的分段标识SID深度，并触 发报文生成和发送单元；和报文生成和发送单元，被配置为通过SID 按照路径顺序承载路径上的SRv6节点的地址，设置报文的当前的目 的地址字段为下一跳的SRv6节点地址，并发送报文。

在一些实施例中，深度确定单元，被配置为：在路径除源端的 SRv6节点外的SRv6节点的数量小于等于MSD的最小值的情况下， 确定报文的SID深度等于除源端的SRv6节点外的SRv6节点的数量。

在一些实施例中，报文生成和发送单元还被配置为：在除源端 SRv6节点外的SRv6节点的数量小于等于MSD的最小值的情况下， 将剩余SID转发段长度SL字段值设置为报文的SID深度减1。

在一些实施例中，报文转发装置还包括第一报文接收单元，被配 置为：在位于的SRv6节点收到来自其他SRv6节点的报文的情况下， 判断是否SL字段的数值为0；若SID中SL字段的数值为0，则确定 当前的SRv6节点为目的端SRv6节点，对报文的负载字段执行预定处理操作；否则，将SL字段的数值减1，并根据SID中的下一跳地址 更新当前的目的地址字段，并发送报文。

在一些实施例中，深度确定单元被配置为：在除源端的SRv6节 点外的SRv6节点的数量大于MSD的最小值的情况下，确定报文的 SID深度等于MSD的最小值。

在一些实施例中，报文生成和发送单元还被配置为：在除源端的 SRv6节点外的SRv6节点的数量小于等于MSD的最小值的情况下， 将报文从源端到目的端需要经过的SRv6节点的地址按照先后顺序， 依次压入SID中，直至压入SID中倒数第2个地址存储空间；将目的 端的SRv6节点的地址压入SID的最后一个地址存储空间。

在一些实施例中，报文生成和发送单元还被配置为：在除源端的 SRv6节点外的SRv6节点的数量大于MSD的最小值的情况下，源端 的SRv6节点将SL字段值设置为报文的SID深度减1；向SID中倒 数第2个地址对应的SRv6节点发送休眠指令，以便阻止对应的SRv6节点在收到报文后对报文的负载字段执行预定处理操作。

在一些实施例中，报文转发装置还包括第二报文接收单元，被配 置为：在位于的SRv6节点收到来自其他IPv6 SRv6节点的报文的情 况下，确定SL字段的数值；若SL字段的数值为1，且当前的SRv6 节点被阻止执行预定节点处理功能，则将当前的SRv6节点作为报文 的源端的SRv6节点，执行获取报文从源端到目的端的路径上除源端 的SRv6节点外的SRv6节点的数量，以及路径上各个SRv6节点的 MSD的最小值，直至发送报文的操作；若SL字段的数值为0，则对 报文的负载字段执行预定处理操作；若SL字段的数值不为0，且当前 的SRv6节点未被阻止执行预定节点处理功能，将SL字段的数值减 1，并根据SID中的下一跳地址更新当前的目的地址字段。

在一些实施例中，报文转发装置还包括能力协商单元，被配置为 预先获取预定范围的SRv6节点的报文处理能力，其中，报文处理能 力包括：比较除源端的SRv6节点外的SRv6节点的数量与MSD的最 小值的大小的能力、向其他SRv6节点发送休眠指令的能力和作为源 端的SRv6节点的能力；报文生成和发送单元还被配置为：在除源端 的SRv6节点外的SRv6节点的数量大于MSD的最小值的情况下，若 SID中倒数第2个地址对应的SRv6节点不支持报文处理能力，则重 新进行路径规划。

根据本公开的一些实施例的一个方面，提出一种报文转发装置， 包括：存储器；以及耦接至存储器的处理器，处理器被配置为基于存 储在存储器的指令执行上文中任意一种报文转发方法。

根据本公开的一些实施例的一个方面，提出一种非瞬时性计算机 可读存储介质，其上存储有计算机程序指令，该指令被处理器执行时 实现上文中任意一种报文转发方法的步骤。

根据本公开的一些实施例的一个方面，提出一种SRv6节点，包 括上文中任意一种报文转发装置。

附图说明

此处所说明的附图用来提供对本公开的进一步理解，构成本公开 的一部分，本公开的示意性实施例及其说明用于解释本公开，并不构 成对本公开的不当限定。在附图中：

图1为本公开的报文转发方法的一些实施例的流程图。

图2A为本公开的报文转发方法的另一些实施例的流程图。

图2B为本公开的报文转发方法的另一些实施例的SID变化示意 图。

图3A为本公开的报文转发方法的又一些实施例的流程图。

图3B为本公开的报文转发方法的又一些实施例的SID变化示意 图。

图4为本公开的报文转发方法的再一些实施例的流程图。

图5为本公开的报文转发装置的一些实施例的示意图。

图6为本公开的报文转发装置的另一些实施例的示意图。

图7为本公开的报文转发装置的又一些实施例的示意图。

图8为本公开的SRv6节点的一些实施例的示意图。

图9为本公开的SRv6节点的另一些实施例的示意图。

具体实施方式

下面通过附图和实施例，对本公开的技术方案做进一步的详细描 述。

由于SRv6通过指针偏移而不弹出已用SID，不同物理/虚拟网元 SRv6最大SID栈深(MSD)不同，可能存在混编现象，而许多入云 环境端到端所需SRv6栈深预估较难。

相关技术中存在BSID(Bingding SID)技术，需预先在某个中间 节点提前设置特定数值的BSID对应的多个映射SID，并维护和展开 SID条目。因此BSID欠缺一定的灵活性，同时只能减少非展开段的 SID头数量和随路开销。

为了提高SRv6封装效率允许SRv6指针循环，重复利用标准/微 型SRv6 SID的已用空间，本公开提出一种轻量级机制，在兼容现有 SRv6方式的同时增加灵活性。

本公开的报文转发方法的一些实施例的流程图如图。

在步骤130中，源端的SRv6节点在收到来自用户侧的报文内容 后，根据报文的目标地址进行路径规划，获取报文从源端到目的端的 路径。进一步的，源端的SRv6节点确定该路径上除源端的SRv6节点 外的SRv6节点的数量N，以及该路径上各个SRv6节点的MSD的最 小值L。

在步骤150中，源端的SRv6节点根据除源端SRv6节点外的 SRv6节点的数量和MSD的最小值，确定报文的SID深度。在一些实 施例中，报文的分段标识SID深度可以取N与L间的较小值，从而使 报文的SID深度满足路径上各个SRv6节点的处理能力要求。

在步骤170中，通过SID按照路径顺序承载路径上的SRv6节点 的地址，设置报文的当前的目的地址字段为下一跳的SRv6节点地址， 并发送报文。在一些实施例中，根据路径长度设置SL字段值，SL字 段值为当前的SID中记录的除目的端节点外尚未经过的节点地址数量， 则在源端的SRv6节点处，SL字段值设置为报文的SID深度减1。

通过这样的方法，能够在设置报文的SID深度时，考虑到路径上 除源端SRv6节点外的SRv6节点的数量，以及路径上SRv6节点的 MSD的最小值，从而避免设置的MSD过长导致的浪费随路开销、难 以被相关节点处理等情况，实现降低随路报文的SID开销，并提高可靠性。

在一些实施例中，当路径上除源端的SRv6节点外的SRv6节点 的数量N小于等于各个SRv6节点的MSD的最小值L(L＝Min(MSD₁， MSD₂，……MSD_N))的情况下，本公开的报文转发方法的另一些实 施例的流程图如图2A所示。

在步骤251中，源端的SRv6节点确定报文的SID深度等于除源 端的SRv6节点外的SRv6节点的数量。

在步骤252中，源端的SRv6节点通过SID按照路径顺序承载路 径上的SRv6节点的地址，并设置报文的当前的目的地址字段为下一 跳的SRv6节点地址。

在步骤253中，将剩余SID转发段长度SL字段设置为MSD的 最小值减1。

在一些实施例中，如图2B所示，从客户终端X到客户终端Y的 流量，通过SRv6节点R1的控制面设置的SR策略进行流量识别和 SRv6路径计算，并检查沿途节点的MSD栈深(图2B所示实施例中， 沿途节点的MSD最小值大于5)封装SRH头，路径长度为6，则设 置报文的SID深度为5。按照路径顺序将途径SRv6节点路径的压入 SID的SRv6栈中，在一些实施例中，如图2B中所示，可以压入locator (定位)字段，locator字段记录该SRv6节点可路由的IPv6前缀， 可以是标准或微型SRv6 SID。另外，R1通过报文下发节点处理功能 (function/Argument字段)，并设置SL的最大值为4，且当前指向 SL的最大值。

在步骤254中，源端的SRv6节点向当前设置的当前的目的地址 发送报文。如图2B中，R1将报文发送给R2。

在步骤255中，路径上的SRv6节点顺次接收报文。当路径上的 一个节点收到来自上一个节点的SRv6节点的报文后，执行步骤256。

在步骤256中，该收到报文的SRv6节点判断报文的SL字段当 前是否为0。在一些实施例中，判断的是SL字段当前指向的值。

若报文的SL字段当前为0，则执行步骤257；否则，执行步骤 258。

在步骤257中，确定当前的SRv6节点为目的端SRv6节点，对 报文的负载字段执行预定处理操作。在一些实施例中，预定处理操作 可以为报文中function/Argument字段中指定的操作。在一些实施例 中，目的端SRv6节点剥离所有SRv6报文头，根据报文中的function/Argument字段中指定的操作。

在一些实施例中，如图2B中R6节点所示。R6节点收到的报文 中报文头包括图2B中最后一张表格的内容，报文中SL值为0，则R6 节点确定自身为目的端SRv6节点。R6节点剥离所有SRv6报文头， 并根据报文头中的Function to Y(Y为报文的目标侧客户终端标识) 指令对payload部分进行服务。

在步骤258中，将SL字段的数值减1，并根据SID中的下一跳 地址更新当前的目的地址字段，并发送报文，所有标准/微型SRv6 SID 均保留不弹出，进而报文会到达下一个SRv6节点，执行步骤255。 以图2B中节点R2为例，其收到的报文中，SL值为4。R2节点在收 到报文后，将SL字段的数值减1，则SL指向的指为3，针对SID中 地址的指针移一个地址位，指向R3节点对应的地址“A3::”，并将当 前的目的地址字段更新为R3的地址，如图2B中第二个表格中所示。 该报文被发送给R3节点。

在图2B所示实施例中，要求沿途SRv6节点的SRv6栈深MSD 为5，随链长增长而增长。转发过程中，SRv6报文头净荷始终包括所 有标准/微型SRv6 SID，随头端控制面计算的优化路径链长增长而增 长。

上文中实施例中的方式，自然延伸SRv6路径长度，避免重启头 端功能和新建SRv6策略的开销，有效提升了SRv6技术的应用效率 和场景适应性。

在一些实施例中，当路径上除源端的SRv6节点外的SRv6节点 的数量N大于各个SRv6节点的MSD的最小值L(L＝Min(MSD₁， MSD₂，……MSD_N))的情况下，本公开的报文转发方法的又一些实 施例的流程图如图3A所示。

在步骤351中，源端的SRv6节点确定报文的SID深度等于MSD 的最小值L。如图3B所示的实施例中，L为3，N为6，则设置报文 的SID深度为3。

在步骤352中，将报文从源端到目的端需要经过的SRv6节点的 地址按照先后顺序，依次压入SID中，直至压入SID中倒数第2个地 址存储空间。将目的端的SRv6节点的地址压入SID的最后一个地址 存储空间。如图3B中所示，将R2、R3的地址压入第1、2个地址存 储空间，将R6的地址压入最后一个地址存储空间。

在步骤353中，源端的SRv6节点将SL字段值设置为报文的SID 深度减1，如图3B中，SL字段的最大值为2。

在步骤354中，向SID中倒数第2个地址对应的SRv6节点发送 休眠指令，如图3B中，向R3节点发送休眠指令。收到休眠指令的节 点会根据该休眠指令，确定自身不执行Function/Argument字段的内 容，而是重新进行路径规划并生成报文头。

在步骤355中，源端的SRv6节点向下一跳SRv6节点发送报文， 如图3B中，R1节点向R2节点发送报文。

在步骤356中，路径上的SRv6节点顺次接收报文。当路径上的 一个节点收到来自上一个节点的SRv6节点的报文后，执行步骤357。

在步骤357中，收到报文的SRv6节点确定其收到的报文中，SL 字段的数值。在一些实施例中，确定的SL字段的数值为当前指向的 数值。根据SL字段的数值确定执行步骤358、360或361。

当SL字段的数值为1时，执行步骤358；当SL字段的数值为0 时，执行步骤361；否则，执行步骤360。

在步骤358中，当前处理报文的SRv6节点判断自身是否被阻止 执行预定节点处理功能。若自身被阻止执行预定节点处理功能，则执 行步骤359；否则执行步骤360。

以图3B中的R3节点为例，报文到达R3节点时，SL为1，且 R3节点被休眠，则说明确定地址表中的下一个地址为报文的目的端 SRv6地址，而非下一跳地址。

在步骤359中，将当前的SRv6节点作为报文的源端的SRv6节 点，重新生成SDH，并更新承载的地址。在后续处理中，路径上剩余 的SRv6节点数量可能会仍旧大于L，则执行图3A所示实施例中的流 程，需要后续路径上的某个节点再次更新承载的地址；也有可能路径上剩余的SRv6节点数量会小于等于L，则执行图2A所示实施例中的 流程。

以图3B中的R3节点为例，R3节点重新进行路径规划，确定需 要经过R4→R5才能到达目的端的R6节点。由于后续路径的节点数 量为3，L为3，则可以通过图2A所示的流程，生成如图3B中从上 到下第3个表所示的SDH。

在步骤360中，确定当前节点为报文发送的中间节点，将SL字 段的数值减1，并根据SID中的下一跳地址更新当前的目的地址字段， 并发送报文，后续收到报文的SRv6节点执行步骤356。

以图3B中的R2节点为例，其收到的报文中，SL值为2。R2节 点在收到报文后，将SL字段的数值减1，则SL指向的指为1，针对 SID中地址的指针移一个地址位，指向R3节点对应的地址“A3::”， 并将当前的目的地址字段更新为R3的地址，如图2B中第二个表格中 所示。该报文被发送给R3节点。

在步骤361中，当前的SRv6节点确定自身为报文的目的端SRv6 节点，对报文的负载字段执行预定处理操作。

在一些实施例中，预定处理操作可以为报文中 function/Argument字段中指定的操作。在一些实施例中，目的端SRv6 节点剥离所有SRv6报文头，根据报文中的function/Argument字段中 指定的操作。

在一些实施例中，如图3B中R6节点所示。R6节点收到的报文 中报文头包括图3B中最后一张表格的内容，报文中SL值为0，则 R6节点确定自身为目的端SRv6节点。R6节点剥离所有SRv6报文头， 并根据报文头中的Function to Y指令对payload部分进行服务。

上文所示实施例中的方式，SRv6栈深MSD要求降低，与链长解 耦；转发过程中，SRv6报文头净荷始开销可控可缩，支持标准/微型 SRv6 SID；无需预先手动在某个中间节点设置BSID的额外的SR策 略，无需维护SID展开条目。通过采用循环指针，重复利用标准/微型 SRv6 SID的已用空间去组装SRv6 Segment list，提高了SRv6封装利 用效率，达到灵活延伸SRv6路径的目的，降低SRv6最大SID栈深 的一致性需求，提高SRv6封装开销的利用率；自动按需扩展延伸SRv6 路径、无需预先指定扩展点、无需人工干预，提高了处理效率。

本公开的报文转发方法的再一些实施例的流程图如图4所示。

在步骤410中，具备报文处理能力的SRv6节点预先获取预定范 围的SRv6节点的报文处理能力。报文处理能力包括：比较除源端的SRv6节点外的SRv6节点的数量与MSD的最小值的大小的能力、向 其他SRv6节点发送休眠指令的能力和作为源端的SRv6节点的能力。在一些实施例中，具备报文处理能力的节点可以被称为优化节点，优 化节点能够作为本公开实施例中的源端节点；不具备报文处理能力的 节点为基础节点，不能作为本公开实施例中的源端节点，可以作为中 间节点和目的端节点。

在步骤420中，当优化节点收到来自客户终端的报文后，针对报 文进行路径规划。

在步骤430中，源端的SRv6节点获取报文从源端到目的端的路 径上除源端的SRv6节点外的SRv6节点的数量N，以及路径上各个 SRv6节点的最大MSD的最小值L。在一些实施例中，路径上各个 SRv6节点的最大MSD可以预先获取并存储，也可以实时向各个节点 查询。

在步骤451中，判断是否N≤L。若N≤L，则执行步骤452；否 则，执行步骤453。

在步骤452中，在N≤L的情况下，无需路径上存在优化节点， 源端的SRv6节点可以执行图2A所示实施例中的方法。

在步骤453中，确定报文的SID深度等于MSD的最小值。

在步骤454中，由于后续路径上需要对SID的空间进行循环利 用，因此需要除最后一段路径外，每一段路径的最后一个节点为优化 节点。因此，源端的SRv6节点判断SID中倒数第2个地址对应的 SRv6节点是否支持报文处理能力。若该节点支持步骤410中提到的 报文处理能力，则执行步骤455；否则，重新返回步骤420，在避免当 前路径上SID中倒数第2个地址对应的SRv6节点依旧为当前路径上 的次序的基础上，重新进行路径规划。

在步骤455中，确定当前路径，并继续执行图3A所示实施例中 的方法，在一些实施例中，从步骤352继续开始执行。

通过这样的方法，能够预先确定网络中各个SRv6节点的能力， 进而在路径规划中确保沿路节点能够执行其所需的功能，无需网络中 每个节点均为优化节点，从而提高了对现有网络的兼容度，降低了实 现的成本和难度，提高了运行的可靠性。

本公开的报文转发装置的一些实施例的示意图如图5所示。

数据读取单元52能够当其位于的节点为源端的SRv6节点时， 获取报文从源端到目的端的路径上除源端的SRv6节点外的SRv6节 点的数量N，以及路径上各个SRv6节点的MSD的最小值L，并触发 深度确定单元。

深度确定单元53能够根据N和L，确定报文的分段标识SID深 度，并触发报文生成和发送单元。在一些实施例中，深度确定单元能 够在N≤L的情况下，确定报文的SID深度等于除源端的SRv6节点 外的SRv6节点的数量。

在一些实施例中，深度确定单元能够在N>L的情况下，确定报 文的SID深度等于MSD的最小值。

报文生成和发送单元54能够通过SID按照路径顺序承载路径上 的SRv6节点的地址，设置报文的当前的目的地址字段为下一跳的 SRv6节点地址，并发送报文。在一些实施例中，报文生成和发送单元 54还可以根据路径长度设置SL字段值，SL字段值为路径上的剩余 SRv6节点数量，则在源端的SRv6节点处，SL字段值为路径上的SRv6 节点数量减1。

这样的装置能够在设置报文的SID深度时，考虑到路径上除源端 SRv6节点外的SRv6节点的数量，以及路径上SRv6节点的MSD的 最小值，从而避免设置的MSD过长导致的浪费随路开销、难以被相 关节点处理等情况，实现降低随路报文的SID开销，并提高可靠性。

在一些实施例中，报文生成和发送单元能够在除源端的SRv6节 点外的SRv6节点的数量大于MSD的最小值的情况下，将报文从源端 到目的端需要经过的SRv6节点的地址按照先后顺序，依次压入SID 中，直至压入SID中倒数第2个地址存储空间；将目的端的SRv6节点的地址压入SID的最后一个地址存储空间。在一些实施例中，报文 生成和发送单元还向SID中倒数第2个地址对应的SRv6节点发送休 眠指令，以便阻止对应的SRv6节点在收到报文后对报文的负载字段 执行预定处理操作，使得对应的SRv6节点重新作为源端的SRv6节点，触发其数据读取单元52工作。

在一些实施例中，报文转发装置还可以包括第一报文接收单元55 能够，能够在其位于的SRv6节点收到来自其他SRv6节点的报文的 情况下，判断是否SL字段的数值为0；若SID中SL字段的数值为0， 则确定当前的SRv6节点为目的端SRv6节点，对报文的负载字段执行预定处理操作；否则，将SL字段的数值减1，并根据SID中的下一 跳地址更新当前的目的地址字段，并发送报文。

在一些实施例中，报文转发装置还可以包括第二报文接收单元56 能够在其位于的SRv6节点收到来自其他IPv6 SRv6节点的报文的情 况下，确定SL字段的数值；若SL字段的数值为1，且当前的SRv6 节点被阻止执行预定节点处理功能，则将当前的SRv6节点作为报文 的源端的SRv6节点，触发其数据读取单元52工作，并依次触发深度 确定单元53和报文生成和发送单元54。若SL字段的数值为0，则对 报文的负载字段执行预定处理操作；若SL字段的数值不为0，且SL 字段的数值为1时当前的SRv6节点未被阻止执行预定节点处理功能， 将SL字段的数值减1，并根据SID中的下一跳地址更新当前的目的 地址字段。

这样的装置自然延伸了SRv6路径长度，避免重启头端功能和新 建SRv6策略的开销，有效提升了SRv6技术的应用效率和场景适应 性；采用了循环指针，重复利用标准/微型SRv6 SID的已用空间去组 装SRv6 Segment list，提高了SRv6封装利用效率，达到灵活延伸SRv6 路径的目的，降低SRv6最大SID栈深的一致性需求，提高SRv6封 装开销的利用率。

在一些实施例中，报文转发装置可以同时具备第一报文接收单元 55和第二报文接收单元56，第二报文接收单元56的优先级高于第一 报文接收单元，且其功能覆盖了第一报文接收单元的功能。在一些实 施例中，报文转发装置可以不具备第二报文接收单元56，具备第一报 文接收单元55，则该装置所位于的SRv6不作为源端的SRv6节点， 可以作为中间节点和目的端的SRv6节点。在一些实施例中，报文转 发装置也可以不具备第一报文接收单元55，具备第二报文接收单元56， 则该装置作为报文传输中的任一环节的SRv6节点。

在一些实施例中，如图5所示，报文转发装置还可以包括能力协 商单元51，能够预先获取预定范围的SRv6节点的报文处理能力。在 一些实施例中，报文处理能力包括：比较除源端的SRv6节点外的SRv6 节点的数量与MSD的最小值的大小的能力、向其他SRv6节点发送休 眠指令的能力和作为源端的SRv6节点的能力。报文生成和发送单元 54还能够在除源端的SRv6节点外的SRv6节点的数量大于MSD的 最小值的情况下，若SID中倒数第2个地址对应的SRv6节点不支持 报文处理能力，则重新进行路径规划。

这样的装置能够预先确定网络中各个SRv6节点的能力，进而在 路径规划中确保沿路节点能够执行其所需的功能，无需网络中每个节 点均为优化节点，从而提高了对现有网络的兼容度，降低了实现的成 本和难度，提高了运行的可靠性。

本公开报文转发装置的一个实施例的结构示意图如图6所示。报 文转发装置包括存储器601和处理器602。其中：存储器601可以是 磁盘、闪存或其它任何非易失性存储介质。存储器用于存储上文中报 文转发方法的对应实施例中的指令。处理器602耦接至存储器601， 可以作为一个或多个集成电路来实施，例如微处理器或微控制器。该 处理器602用于执行存储器中存储的指令，能够降低随路报文的SID 开销，并提高可靠性。

在一个实施例中，还可以如图7所示，报文转发装置700包括存 储器701和处理器702。处理器702通过BUS总线703耦合至存储器 701。该报文转发装置700还可以通过存储接口704连接至外部存储 装置705以便调用外部数据，还可以通过网络接口706连接至网络或者另外一台计算机系统(未标出)。此处不再进行详细介绍。

在该实施例中，通过存储器存储数据指令，再通过处理器处理上 述指令，能够降低随路报文的SID开销，并提高可靠性。

在另一个实施例中，一种计算机可读存储介质，其上存储有计算 机程序指令，该指令被处理器执行时实现报文转发方法对应实施例中 的方法的步骤。本领域内的技术人员应明白，本公开的实施例可提供 为方法、装置、或计算机程序产品。因此，本公开可采用完全硬件实 施例、完全软件实施例、或结合软件和硬件方面的实施例的形式。而 且，本公开可采用在一个或多个其中包含有计算机可用程序代码的计 算机可用非瞬时性存储介质(包括但不限于磁盘存储器、CD-ROM、 光学存储器等)上实施的计算机程序产品的形式。

本公开的SRv6节点的一些实施例的示意图如图8所示。报文转 发装置81可以为上文中提到的任意一种。

这样的SRv6节点能够在设置报文的SID深度时，考虑到路径上 除源端SRv6节点外的SRv6节点的数量，以及路径上SRv6节点的 MSD的最小值，从而避免设置的MSD过长导致的浪费随路开销、难 以被相关节点处理等情况，实现降低随路报文的SID开销，并提高可 靠性。

在一些实施例中，本公开的SRv6节点的另一些实施例的示意图 如图9所示，包括控制面91和转发面92。

控制面91包括路径计算单元911、SR策略下发单元912、SRv6 能力协商单元913和SRv6服务能力单元914。

转发面92包括IPv6头改写单元921、SRH扩展头改写单元922、 IPv6转发单元923和SRv6功能执行单元924。

路径计算单元911和SR策略下发单元912可以依托于相关技术 中SRv6节点的功能模块。

SRv6能力协商单元913可以在SRv6原有控制面的基础上，增 加新的TLV，协商周边SRv6节点是否具备SRv6优化能力，具体包 括根据N和L对比确定向SID中压栈的SRv6路径为是否为完全路 径；设置SRv6目的SID的休眠/唤醒指令的支持，SRv6指针循环， SID空间重用功能(包括转发路径内重设SL能力)。

SRv6服务能力单元914根据路径计算单元911计算的路径长度 N与SRv6能力协商单元913确定的L进行比较(MSD可通过IGP发 布也可通过控制器或手动指定，一般NFV(Network Functions Virtualization，网络功能虚拟化)/Vrouter(虚拟路由器)的MSD转发性能较弱可适当设低MSD)，若N>L，则确定该路径为非完全路 径，否则确定路径为完全路径。

对于非完全路径，SRv6服务能力单元914通过SR策略下发模 块912下发策略，指示IPv6头改写，SRH扩展头改写单元922建立 或改写SRH封装，顺序压入途径SRv6节点路径的(L-1)个锚点SRv6 栈、以及1个终点SRv6栈,写入SL、function等，并指示转发面的 SRv6功能执行单元924设置终点SRv6 SID为休眠。

对于完全路径，SRv6服务能力单元914通过SR策略下发单元 912下发策略，指示IPv6头改写，SRH扩展头改写单元922沿用现有 SRH头，顺序压入途径SRv6节点路径的锚点SRv6栈(R4,R5)沿用 终点SRv6 SID栈(R6)，并将终点SRv6 SID设置为唤醒。重置SL＝N- 1，将指针循环指向栈尾，复制指向的locator到SRv6的目的地址。

在中间节点上，SRv6服务能力单元914通常使能相同的SRv6转 发function，因此指针循环压栈时只需改写重用SID条目的locator部 分即可。SRv6服务能力单元914进行基本环路检测，采用循环指针、 在重用SID空间压入的SRv6节locator与上段路径所经过节点的 locator无重合，否则应采用次优路径。

转发面92的IPv6头改写单元921、SRH扩展头改写单元922和 IPv6转发单元923可以依托于相关技术中SRv6节点的功能模块。

SRv6功能执行单元924能够在当SL＝1且终点SRv6 SID为休眠 时，保持原有SRv6SRH，不执行function。当SL＝0且终点SRv6 SID 为激活时，剥离SRv6 SRH，执行function。当SL不等于0、1，或等 于1但SRv6 SID为激活时，执行中间节点的相关功能，将报文转发 给下一跳节点。

这样的SRv6节点引入SID循环指针，重复利用标准/微型SRv6 SID的已用空间去组装SRv6 Segment list，提高SRv6封装利用效率， 达到灵活延伸SRv6路径的目的；端到端全局降低SRv6最大SID栈 深一致性需求，有利于降低srv6芯片门槛，有利于网络基础设施的自 主可控，且允许不同栈深的SRv6设备混编，降低规划难度，对VNF 和虚拟化环境友好；继承现有的SRH头空间和标准SRv6 SID/微型 SID头格式，避免重启头端功能和新建完整SRv6策略所需的剥离/重 封装SRH、流分类、重发function/argument等处理开销。

本公开是参照根据本公开实施例的方法、设备(系统)和计算机 程序产品的流程图和/或方框图来描述的。应理解可由计算机程序指 令实现流程图和/或方框图中的每一流程和/或方框以及流程图和/ 或方框图中的流程和/或方框的结合。可提供这些计算机程序指令到 通用计算机、专用计算机、嵌入式处理机或其他可编程数据处理设备 的处理器以产生一个机器，使得通过计算机或其他可编程数据处理设 备的处理器执行的指令产生用于实现在流程图一个流程或多个流程和 /或方框图一个方框或多个方框中指定的功能的装置。

这些计算机程序指令也可存储在能引导计算机或其他可编程数 据处理设备以特定方式工作的计算机可读存储器中，使得存储在该计 算机可读存储器中的指令产生包括指令装置的制造品，该指令装置实 现在流程图一个流程或多个流程和/或方框图一个方框或多个方框中 指定的功能。

这些计算机程序指令也可装载到计算机或其他可编程数据处理 设备上，使得在计算机或其他可编程设备上执行一系列操作步骤以产 生计算机实现的处理，从而在计算机或其他可编程设备上执行的指令 提供用于实现在流程图一个流程或多个流程和/或方框图一个方框或 多个方框中指定的功能的步骤。

至此，已经详细描述了本公开。为了避免遮蔽本公开的构思，没 有描述本领域所公知的一些细节。本领域技术人员根据上面的描述， 完全可以明白如何实施这里公开的技术方案。

可能以许多方式来实现本公开的方法以及装置。例如，可通过软 件、硬件、固件或者软件、硬件、固件的任何组合来实现本公开的方 法以及装置。用于所述方法的步骤的上述顺序仅是为了进行说明，本 公开的方法的步骤不限于以上具体描述的顺序，除非以其它方式特别 说明。此外，在一些实施例中，还可将本公开实施为记录在记录介质 中的程序，这些程序包括用于实现根据本公开的方法的机器可读指令。 因而，本公开还覆盖存储用于执行根据本公开的方法的程序的记录介 质。

最后应当说明的是：以上实施例仅用以说明本公开的技术方案而 非对其限制；尽管参照较佳实施例对本公开进行了详细的说明，所属 领域的普通技术人员应当理解：依然可以对本公开的具体实施方式进 行修改或者对部分技术特征进行等同替换；而不脱离本公开技术方案 的精神，其均应涵盖在本公开请求保护的技术方案范围当中。

Claims (21)

1.一种报文转发方法，包括：

源端的分段路由IPv6 SRv6节点获取报文从源端到目的端的路径上除源端的SRv6节点外的SRv6节点的数量，以及所述路径上各个SRv6节点的最大分段标识深度MSD的最小值；

根据所述除源端SRv6节点外的SRv6节点的数量和所述MSD的最小值，确定报文的分段标识SID深度；

通过SID按照路径顺序承载所述路径上的SRv6节点的地址，设置报文的当前的目的地址字段为下一跳的SRv6节点地址，并发送报文。

2.根据权利要求1所述的方法，其中，所述根据所述除源端SRv6节点外的SRv6节点的数量和所述MSD的最小值，确定报文的分段标识SID深度包括：

在所述除源端的SRv6节点外的SRv6节点的数量小于等于所述MSD的最小值的情况下，确定所述报文的SID深度等于所述除源端的SRv6节点外的SRv6节点的数量。

3.根据权利要求2所述的方法，还包括：

在所述除源端SRv6节点外的SRv6节点的数量小于等于所述MSD的最小值的情况下，

将剩余SID转发段长度SL字段值设置为报文的分段标识SID深度减1。

4.根据权利要求3所述的方法，还包括：

当SRv6节点收到来自其他SRv6节点的报文的情况下，判断是否SL字段的数值为0；

若SID中所述SL字段的数值为0，则确定当前的SRv6节点为目的端SRv6节点，对报文的负载字段执行预定处理操作；

否则，将所述SL字段的数值减1，并根据所述SID中的下一跳地址更新当前的目的地址字段，并发送报文。

5.根据权利要求1或2所述的方法，其中，所述根据所述除源端SRv6节点外的SRv6节点的数量和路径上各个SRv6节点的MSD信息，确定报文的分段标识SID深度包括：

在所述除源端的SRv6节点外的SRv6节点的数量大于所述MSD的最小值的情况下，确定所述报文的SID深度等于所述MSD的最小值。

6.根据权利要求5所述的方法，其中，所述通过SID按照路径顺序承载所述路径上的SRv6节点的地址包括：

在所述除源端的SRv6节点外的SRv6节点的数量大于所述MSD的最小值的情况下，

将报文从源端到目的端需要经过的SRv6节点的地址按照先后顺序，依次压入所述SID中，直至压入所述SID中倒数第2个地址存储空间；

将所述目的端的SRv6节点的地址压入所述SID的最后一个地址存储空间。

7.根据权利要求6所述的方法，还包括：

在所述除源端的SRv6节点外的SRv6节点的数量大于所述MSD的最小值的情况下，源端的SRv6节点将SL字段值设置为所述报文的分段标识SID深度减1；

向所述SID中倒数第2个地址对应的SRv6节点发送休眠指令，以便阻止对应的SRv6节点在收到报文后对报文的负载字段执行预定处理操作。

8.根据权利要求7所述的方法，还包括：

当SRv6节点收到来自其他IPv6 SRv6节点的报文的情况下，确定SL字段的数值；

若SL字段的数值为1，且当前的SRv6节点被阻止执行所述预定节点处理功能，则将当前的SRv6节点作为报文的源端的SRv6节点，执行所述获取报文从源端到目的端的路径上除源端的SRv6节点外的SRv6节点的数量，以及所述路径上各个SRv6节点的MSD的最小值，直至所述发送报文的操作；

若SL字段的数值为0，则对报文的负载字段执行预定处理操作；

若SL字段的数值不为0，且当前的SRv6节点未被阻止执行所述预定节点处理功能，将所述SL字段的数值减1，并根据所述SID中的下一跳地址更新当前的目的地址字段。

9.根据权利要求8所述的方法，还包括：

具备报文处理能力的SRv6节点预先获取预定范围的SRv6节点的报文处理能力，其中，所述报文处理能力包括：比较所述除源端的SRv6节点外的SRv6节点的数量与所述MSD的最小值的大小的能力、向其他SRv6节点发送休眠指令的能力和作为源端的SRv6节点的能力；

所述通过SID按照路径顺序承载所述路径上的SRv6节点的地址还包括：在所述除源端的SRv6节点外的SRv6节点的数量大于所述MSD的最小值的情况下，若所述SID中倒数第2个地址对应的SRv6节点不支持所述报文处理能力，则重新进行路径规划。

10.一种报文转发装置，包括：

数据获取单元，被配置为当位于的节点为源端的分段路由IPv6SRv6节点时，获取报文从源端到目的端的路径上除源端的SRv6节点外的SRv6节点的数量，以及所述路径上各个SRv6节点的最大分段标识深度MSD的最小值，并触发深度确定单元；

所述深度确定单元，被配置为根据所述除源端SRv6节点外的SRv6节点的数量和所述MSD的最小值，确定报文的分段标识SID深度，并触发报文生成和发送单元；和

所述报文生成和发送单元，被配置为通过SID按照路径顺序承载所述路径上的SRv6节点的地址，设置报文的当前的目的地址字段为下一跳的SRv6节点地址，并发送报文。

11.根据权利要求10所述的装置，其中，所述深度确定单元，被配置为：

在所述路径除源端的SRv6节点外的SRv6节点的数量小于等于所述MSD的最小值的情况下，确定所述报文的SID深度等于所述除源端的SRv6节点外的SRv6节点的数量。

12.根据权利要求11所述的装置，其中，所述报文生成和发送单元还被配置为：

在所述除源端SRv6节点外的SRv6节点的数量小于等于所述MSD的最小值的情况下，

将剩余SID转发段长度SL字段值设置为报文的分段标识SID深度减1。

13.根据权利要求12所述的装置，还包括第一报文接收单元，被配置为：

在位于的SRv6节点收到来自其他SRv6节点的报文的情况下，判断是否SL字段的数值为0；

若SID中所述SL字段的数值为0，则确定当前的SRv6节点为目的端SRv6节点，对报文的负载字段执行预定处理操作；

否则，将所述SL字段的数值减1，并根据所述SID中的下一跳地址更新当前的目的地址字段，并发送报文。

14.根据权利要求10或11所述的装置，其中，所述深度确定单元被配置为：

在所述除源端的SRv6节点外的SRv6节点的数量大于所述MSD的最小值的情况下，确定所述报文的SID深度等于所述MSD的最小值。

15.根据权利要求14所述的装置，其中，所述报文生成和发送单元还被配置为：

在所述除源端的SRv6节点外的SRv6节点的数量大于所述MSD的最小值的情况下，

将报文从源端到目的端需要经过的SRv6节点的地址按照先后顺序，依次压入所述SID中，直至压入所述SID中倒数第2个地址存储空间；

将所述目的端的SRv6节点的地址压入所述SID的最后一个地址存储空间。

16.根据权利要求15所述的装置，所述报文生成和发送单元还被配置为：

在所述除源端的SRv6节点外的SRv6节点的数量大于所述MSD的最小值的情况下，源端的SRv6节点将SL字段值设置为所述报文的分段标识SID深度减1；

向所述SID中倒数第2个地址对应的SRv6节点发送休眠指令，以便阻止对应的SRv6节点在收到报文后对报文的负载字段执行预定处理操作。

17.根据权利要求16所述的装置，还包括第二报文接收单元，被配置为：

在位于的SRv6节点收到来自其他IPv6 SRv6节点的报文的情况下，确定SL字段的数值；

若SL字段的数值为1，且当前的SRv6节点被阻止执行所述预定节点处理功能，则将当前的SRv6节点作为报文的源端的SRv6节点，执行所述获取报文从源端到目的端的路径上除源端的SRv6节点外的SRv6节点的数量，以及所述路径上各个SRv6节点的MSD的最小值，直至所述发送报文的操作；

若SL字段的数值为0，则对报文的负载字段执行预定处理操作；

若SL字段的数值不为0，且当前的SRv6节点未被阻止执行所述预定节点处理功能，将所述SL字段的数值减1，并根据所述SID中的下一跳地址更新当前的目的地址字段。

18.根据权利要求17所述的装置，还包括：能力协商单元，被配置为预先获取预定范围的SRv6节点的报文处理能力，其中，所述报文处理能力包括：比较所述除源端的SRv6节点外的SRv6节点的数量与所述MSD的最小值的大小的能力、向其他SRv6节点发送休眠指令的能力和作为源端的SRv6节点的能力；

所述报文生成和发送单元还被配置为：在所述除源端的SRv6节点外的SRv6节点的数量大于所述MSD的最小值的情况下，若所述SID中倒数第2个地址对应的SRv6节点不支持所述报文处理能力，则重新进行路径规划。

19.一种报文转发装置，包括：

存储器；以及

耦接至所述存储器的处理器，所述处理器被配置为基于存储在所述存储器的指令执行如权利要求1至9任一项所述的方法。

20.一种非瞬时性计算机可读存储介质，其上存储有计算机程序指令，该指令被处理器执行时实现权利要求1至9任意一项所述的方法的步骤。

21.一种分段路由IPv6 SRv6节点，包括：

权利要求10～19任意一项所述的报文转发装置。

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