CN117354163A - 一种基于限制连通度的容错路由通信方法 - Google Patents

Abstract

本发明涉及数据中心网络拓扑结构技术领域，具体涉及一种基于限制连通度的容错路由通信方法，该方法基于数据中心网络的故障顶点数目与1‑限制连通度之间的关系，在排除故障顶点的情况下，可以在任意两个无故障顶点之间确定一个无故障路径，以确保数据中心网络的正常运行。在数据中心网络中确定无故障路径是对网络性能的增强，能够提高容错性能，丰富服务器之间通信路径的多样性，主要用于增强数据中心网络的拓扑性能，克服部分服务器发生故障后整个数据中心网络无法运行的缺陷。

Description

一种基于限制连通度的容错路由通信方法

技术领域

本发明涉及数据中心网络拓扑结构技术领域，具体涉及一种基于限制连通度的容错路由通信方法。

背景技术

一个大型的高性能互连网络具有大量的处理单元，处理单元具备强大的计算能力，当要求高性能互连网络在很短的时间周期内完成给定的计算任务时，一般通过不断增加处理器数目来提升整个系统的计算能力，即计算速度。但是，随着处理器数目逐渐增多，处理器发生故障的概率也呈现逐渐增加的趋势，也就是以服务器为中心的数据中心网络的服务器节点发生故障成为常态。现有大多数大型有线网络数据中心的结构为树形拓扑结构，树形结构的层次化设计容易造成根节点故障，即容错路由问题，而且故障结点将产生与其他节点通信、维护困难的问题。

发明内容

为了解决上述容错路由的技术问题，本发明的目的在于提供一种基于限制连通度的容错路由通信方法，所采用的技术方案具体如下：

本发明一个实施例提供了一种基于限制连通度的容错路由通信方法，该方法包括以下步骤：

在数据中心网络中按照拓扑结构分为子图α和子图β，判断子图α和子图β是否为同一子图；

若子图α和子图β不为同一子图，则比较子图α的故障节点数|F_α|与连通度以及子图β的故障节点数|F_β|与连通度/>根据比较结果调用对应方法得到对应条件下的总路径；

若子图α和子图β为同一子图，则比较子图α的故障节点数|F_α|与连通度或者子图β的故障节点数|F_β|与连通度/>根据比较结果调用对应方法得到对应条件下的总路径。

进一步地，所述子图α中包括节点u，所述子图β包括节点v；所述总路径是由无故障路径组成的路径，总路径的起始点为节点u，终止点为节点v；故障的服务器顶点集合记为F。

进一步地，若子图α和子图β不为同一子图，则比较子图α的故障节点数|F_α|与连通度以及子图β的故障节点数|F_β|与连通度/>根据比较结果调用对应方法得到对应条件下的总路径，包括：

若则调用PathSet函数构建以点u为起始点、以/>中的任意一个点z为终止点的无故障路径P₁；判断无故障路径P₁的终止点z是否为点v；

若则调用PathSet函数构建以点v为起始点、以/>中的任意一个点s为终止点的无故障路径P₂；判断无故障路径P₂的终止点s是否为点u；

若|F_α|+|F_β|<k(G)-n+1，则调用PathSet函数构建以点u为起始点、以中的任意一个点x为终止点的无故障路径P₃；判断无故障路径P₃的终止点x是否为点v；

若|F_α|+|F_β|>k(G)-n+1，则结束判断。

进一步地，判断无故障路径P₁的终止点z是否为点v，包括：

若无故障路径P₁的终止点z为点v，则返回无故障路径P₁；若无故障路径P₁的终止点z不为点v，则调用XDCP函数构建以点z为起始点、以点v为终止点的无故障路径P₄，返回无故障路径P₁+P₄。

进一步地，判断无故障路径P₂的终止点s是否为点u，包括：

若无故障路径P₂的终止点s为点u，则返回无故障路径P₂；若无故障路径P₂的终止点s不为点u，则调用XDCP函数构建以点z为起始点、以点u为终止点的无故障路径P₅，返回无故障路径P₂ ^-1+P₅。

进一步地，判断无故障路径P₃的终止点x是否为点v，包括：

若无故障路径P₃的终止点x为点v，则返回无故障路径P₃；若无故障路径P₃的终止点x不为点v，则设置无故障路径P₃的终止点为中任意一个点y，调用XDCP函数构建以点x为起始点、以点v为终止点的无故障路径P₆，返回无故障路径P₃+P₆。

进一步地，若子图α和子图β为同一子图，则比较子图α的故障节点数|F_α|与连通度根据比较结果调用对应方法得到对应条件下的总路径，包括：

若则调用XDCP函数构建以点u为起始点、以点v为终止点的无故障路径P₇，返回无故障路径P₇；

若则调用PathSet函数构建以点u为起始点、以/>中的任意一个点p为终止点的无故障路径P₈，以及以点v为起始点、以/>中的任意一个点q为终止点的无故障路径P₉；判断终止点p和终止点q是否重合。

进一步地，判断终止点p和终止点q是否重合，包括：

若重合，则返回无故障路径P₈+P₉；若不重合，则调用XDCP函数构建以点p为起始点、以点q为终止点的无故障路径P₁₀，返回P₈+P₁₀+P₉ ^-1。

本发明具有如下有益效果：

为了克服大型数据中心网络中传统树型结构无法克服部分节点故障影响的缺陷，本发明提供了一种基于限制连通度的容错路由通信方法，主要适用于路由通信领域，该方法引入限制连通度的概念并在此概念的基础上避开了故障节点，且在服务器层面无需临时更换节点，有效解决了容错路由的问题；对于XDCent拓扑，排除节点是否故障浪费了数据中心网络的计算能力，该方法假定每个服务器只有一个邻居节点是连通的，通过计算邻居节点是否故障来计算下一跳路径，然后又以下一跳为起始点需找下下一跳的服务器节点，直至找到终点服务器节点，不必排除故障节点，有效节省了数据中心网络的计算量；该方法与数据中心网络路由信息结合，相邻服务器之间构成的规则链路形成了网络拓扑，其增加了XDCent数据中心网络的健壮性，同时提高了XDCent数据中心网络的网络性能。

附图说明

为了更清楚地说明本发明实施例或现有技术中的技术方案和优点，下面将对实施例或现有技术描述中所需要使用的附图作简单的介绍，显而易见地，下面描述中的附图仅仅是本发明的一些实施例，对于本领域普通技术人员来讲，在不付出创造性劳动的前提下，还可以根据这些附图获得其它附图。

图1为本发明一种基于限制连通度的容错路由通信方法的流程图；

图2为本发明实施例中数据中心网络XDCent的树形结构图；

图3为本发明实施例中数据中心网络XDCent的图论结构图；

图4为本发明实施例中的子图α和子图β不为同一子图时确定无故障路径的过程示意图；

图5为本发明实施例中的子图α和子图β为同一子图时确定无故障路径的过程示意图。

具体实施方式

为了更进一步阐述本发明为达成预定发明目的所采取的技术手段及功效，以下结合附图及较佳实施例，对依据本发明提出的技术方案的具体实施方式、结构、特征及其功效，详细说明如下。在下述说明中，不同的“一个实施例”或“另一个实施例”指的不一定是同一个实施例。此外，一个或多个实施例中的特定特征、结构或特点可由任何合适形式组合。

除非另有定义，本文所使用的所有的技术和科学术语与属于本发明的技术领域的技术人员通常理解的含义相同。

本实施例提供了一种基于限制连通度的容错路由通信方法，如图1所示，包括以下步骤：

S1，在数据中心网络中按照拓扑结构分为子图α和子图β，判断子图α和子图β是否为同一子图。

划分子图在数据中心网络XDCent证明方式中起到了重要作用。其原因在于，XDCent网络采用了无阻塞的交叉层互联策略，即同一层级内的节点可以直接进行通信，而跨层级之间的通信需要经过上一层级的节点转发，故XDCent网络的规模较为庞大。为了验证XDCent网络的通信性能和可扩展性能，需要对整个网络进行性能测试，而在进行性能测试时，规模较为庞大的XDCent可能会耗费大量的时间和计算资源。因此，为了简化测试过程，将整个数据中心网络划分为若干个子图进行测试是一种更为有效的方式。

在本实施例中，通过划分子图并测试子图之间的通信性能，可以大大减少测试规模和复杂度，提高测试效率。同时，由于实际数据中心网络通常是由多个功能相似的子网络组成故划分子图可以更好地模拟实际数据中心网络的工作情况。划分子图可以简化XDCent网络性能测试的过程，并且更好地反映实际数据中心网络的情况，提高测试效率和准确性，需要对数据中心网络进行子图划分处理。在数据中心网络中按照拓扑结构划分为若干子图的实现过程为现有技术，不在本本发明保护范围内，此处不再进行详细阐述。

需要说明的是，子图α中包括起始服务器节点u，也就是出发节点位于子图子图β包括终点服务器节点v；总路径是由无故障路径组成的路径，总路径的起始点为起始服务器节点u，终止点为终点服务器节点v；故障的服务器顶点集合记为F。数据中心网络XDCent的树形结构图如图2所示，数据中心网络XDCent的图论结构图如图3所示，图论结构图也为图论拓扑图。

S2，若子图α和子图β不为同一子图，即α≠β，则比较子图α的故障节点数|F_α|与连通度以及子图β的故障节点数|F_β|与连通度/>根据比较结果调用对应方法得到对应条件下的总路径。

其中，子图α和子图β不为同一子图时确定无故障路径的过程示意图如图4所示，在图4中，子图γ即为存在终止点v的子图。

第一步，若则调用PathSet函数构建以点u为起始点、以/>中的任意一个点z为终止点的无故障路径P₁；判断无故障路径P₁的终止点z是否为点v。

在本实施例中，是指图G减去子图α，也就是在图G中去除子图α的部分。判断无故障路径P₁的终止点z是否为点v的具体实现步骤可以包括：

若无故障路径P₁的终止点z为点v，则返回无故障路径P₁；若无故障路径P₁的终止点z不为点v，则调用XDCP函数构建以点z为起始点、以点v为终止点的无故障路径P₄，返回无故障路径P₁+P₄。

第二步，若则调用PathSet函数构建以点v为起始点、以/>中的任意一个点s为终止点的无故障路径P₂；判断无故障路径P₂的终止点s是否为点u。

在本实施例中，判断无故障路径P₂的终止点s是否为点u的具体实现步骤可以包括：

若无故障路径P₂的终止点s为点u，则返回无故障路径P₂；若无故障路径P₂的终止点s不为点u，则调用XDCP函数构建以点z为起始点、以点u为终止点的无故障路径P₅，返回无故障路径P₂ ^-1+P₅。

第三步，若|F_α|+|F_β|<k(G)-n+1，则调用PathSet函数构建以点u为起始点、以中的任意一个点x为终止点的无故障路径P₃；判断无故障路径P₃的终止点x是否为点v。

在本实施例中，由1-限制连通度的定义可知|F|＝2κ(G)-n-1，故|F_α|+|F_β|可以与k(G)-n+1进行比较，以表征以及/>判断无故障路径P₃的终止点x是否为点v的具体实现步骤可以包括：

若无故障路径P₃的终止点x为点v，则返回无故障路径P₃；若无故障路径P₃的终止点x不为点v，则设置无故障路径P₃的终止点为中任意一个点y，调用XDCP函数构建以点x为起始点、以点v为终止点的无故障路径P₆，返回无故障路径P₃+P₆。

第四步，若|F_α|+|F_β|>k(G)-n+1，则结束判断。

在本实施例中，若|F_α|+|F_β|>k(G)-n+1，根据XDCent数据中心网络的可拓展特性，此时的节点在拓展连接处，因此没有一条无故障节点通往终点节点的无故障路径。

S3，若子图α和子图β为同一子图，即α＝β，则比较子图α的故障节点数|F_α|与连通度或者子图β的故障节点数|F_β|与连通度/>根据比较结果调用对应方法得到对应条件下的总路径。

需要说明的是，由于子图α和子图β为同一子图，故后续在分析时，以子图α为例进行总路径分析，子图α和子图β为同一子图时确定无故障路径的过程示意图如图5所示。

第一步，若则调用XDCP函数构建以点u为起始点、以点v为终止点的无故障路径P₇，返回无故障路径P₇。

在本实施例中，当前子图的故障节点数小于当前子图的连通度，由连通度的定义可知，此时必然存在一个无故障路径，此时调用XDCP函数，可以得到一条从节点u出发到达终点节点v的无故障路径，将该无故障路径记为P₇。

第二步，若则调用PathSet函数构建以点u为起始点、以/>中的任意一个点p为终止点的无故障路径P₈，以及构建以点v为起始点、以/>中的任意一个点q为终止点的无故障路径P₉；判断终止点p和终止点q是否重合。

在本实施例中，判断终止点p和终止点q是否重合的具体实现步骤可以包括：

若重合，则返回无故障路径P₈+P₉；若不重合，则调用XDCP函数构建以点p为起始点、以点q为终止点的无故障路径P₁₀，返回P₈+P₁₀+P₉ ^-1。

至此，可以在数据中心网络的每个分支上找到任意两个无故障顶点之间的一条无故障路径。

将以上的整个方法命名为XDCFTP，为了确定XDCFTP的时间复杂度，需要对XDCFTP的两个子函数PathSet函数和XDCP函数进行分析。

首先，对于PathSet函数，PathSet(u,F,I₁,I₂)，I₁和I₂是XD_n,k的两个子图，u为子图I₁的顶点，子图I₂不包括顶点u，F为故障的服务器顶点集合。根据顶点u在子图I₂中是否有邻居节点，分为两种情况：

情况1：当顶点u在子图I₂中有邻居节点时，可以分为两种子情形：

子情形1：顶点u在子图I₂中的邻居节点f不在故障顶点集合F中，返回路径path(u,u₁)，也就是顶点u的邻居没有发生故障可以直接找到下一个邻居节点，u₁是顶点u的无故障邻居，该情形的时间复杂度为O(1)。

子情形2：顶点u在子图I₂中的邻居节点f在故障顶点集合F中，该PathSet函数先遍历邻居节点f在子图I₁中的无故障节点f₁，判断f₁在子图I₂中的邻居节点w是否在故障顶点集合F中；若邻居节点w在故障顶点集合F中，则返回(u,f₁,w)，此时PathSet函数先遍历邻居节点f所在当前子图中的所有邻居找到在子图I₁中的无故障节点f₁时对应的时间复杂度为N_G(u)∩V(I₁)≤κ(G)；随后遍历f₁在子图I₂中的顶点f₂，此时的时间复杂度为(N_G(u)∩V(I₁)\F)∪(N_G(f₁)∩V(I₂))。上述整个子情形2过程的时间复杂度为O(2*κ(G))。

若邻居节点w不在故障顶点集合F中，则任选邻居节点w在子图I₁中的邻居节点w′，此时由1-限制连通度的定义可知，子图I₂的邻居定有w′是无故障顶点，返回(u,f₁,f₂,w)，此时的PathSet函数先遍历邻居节点f在子图I₁中的邻居节点f₁，时间复杂度为N_G(u)∩V(I₁)≤κ(G)；最后遍历节点w在子图I₂的邻居节点w′，时间复杂度为((N_G(u)∩V(I₁)/F)∪(N_G(f₁)∩V(I₁)/F))∩(N_G(w)∩V(I₂)/F)≤O(κ²(G))。因此，上述所述时间复杂度为O(κ²(G))。

情况2：当顶点u在子图I₂中没有邻居节点时，选取h作为顶点u在子图I₁中的无故障顶点，选取i作为顶点h在子图I₁中的无故障顶点，选取f₁作为顶点i在子图I₂中的无故障邻居。对顶点h在子图I₂中的邻居是否故障分为两种子情形：

子情形1：若顶点h在子图I₂中的邻居是无故障的，从顶点u出发遍历顶点u在子图I₁中的所有顶点，并选取无故障顶点h；然后选择顶点h在子图I₂中的无故障邻居i₁，时间复杂度为(N_G(u)∩V(I₁))∪(N_G(h)∩V(I₂)\F)≤2*κ(G)。综上所述，该情形的时间复杂度为O(κ(G))。

子情形2：若顶点h在子图I₂中的邻居是故障的，PathSet函数的运行方式为初始点u出发遍历顶点u在子图I₁中的所有顶点邻居，并选取无故障顶点h，此时的时间复杂度为N_G(u)∩V(I₁)≤κ(G)。再遍历顶点h在子图I₁中的所有顶点，并从所有顶点中选取一个无故障顶点i，此时的时间复杂度为N_G(u)∩V(I₁)∩V(I₁)＝N_G(h)∩V(I₁)≤2*κ(G)。接着遍历顶点i在子图I₂中的邻居节点是否故障，若无故障则返回路径，此时的时间复杂度为N_G(u)∩V(I₁)∩V(I₁)∩V(I₂)＝N_G(h)∩V(I₁)∩V(I₂)＝N_G(i)∩V(I₂)≤3*κ(G)→S₁；若故障，则遍历顶点i在子图I₁中的顶点并选取无故障顶点i₁，再次遍历i₁在子图I₂中的邻居节点，并选取一个无故障顶点f₃，此时返回路径为(u,h,i,i₁,f₃)，总时间复杂度为S₁∪N_G(i₁)∩V(I₂)≤3*κ(G)*κ(G)＝3κ²(G)。

至此，综合情况1和情况2的各个子情形，可以获得PathSet(u,F,I₁,I₂)的时间复杂度为κ²(G)。

其次，对于XDCP函数，计算XDCP(u,v,F,G)，XDCP函数先调用了BuildPathSeth函数，在调用过程中得到顶点u和顶点v在G-F中的κ(G)条路径，BuildPathSeth函数的时间复杂度为κ²(G)。在XDCP函数中，先遍历不相交路径且从不相交路径中选定一条无故障路径，若要选定一条无故障路径，需要判断不相交路径中的每个顶点是否在故障顶点集合中。每条由顶点u到顶点v的无故障路径中至多有dist(u,v)+2个顶点，此时算法的时间复杂度为κ(G)，需要考虑每个顶点是否在故障顶点集合中，此时的故障顶点集合的连通度由1-限制连通度的定义可知|F|＝2κ(G)-n-1，判断无故障顶点集合的复杂度为κ(G)*(2κ(G)-n-1)≤κ²(G)。至此，XDCP函数的时间复杂度为O(κ³(G))。

基于XDCFTP的两个子函数PathSet函数和XDCP函数的时间复杂度非分析，确定XDCFTP的时间复杂度，在α≠β和α＝β两种情况下时间复杂度不同，具体分析如下：

情况1：当α≠β时，可以包括两个子情形：

子情形1，或/>

XDCFTP调用函数PathSet来获取子图α和/>中的一个无故障路径P₁，并选择顶点z作为无故障路径的终止点。函数判断终止点z是否为点v，若终止点z为点v，则上述无故障路径P₁即为从顶点u到v的无故障路径，时间复杂度是PathSet函数的复杂度；若终止点z不为点v，则调用函数XDCP获取从点z到点v的无故障路径，然后拼接两个无故障路径，即(u,z)和(z,v)，时间复杂度为PathSet函数和XDCP函数的复杂度相加后的数值。由于PathSet函数的时间复杂度小于XDCP函数的复杂度，故/>对应的时间复杂度为XDCP函数的复杂度，即/>与/>的实现步骤类似，故时间复杂度计算过程相同，也为O(κ³(G))。

子情形2，或/>

若|F_α|+|F_β|<k(G)-n+1，调用PathSet函数在子图α中以出发顶点u出发到达子图中的任意一个节点，获得无故障路径P₃。判断无故障路径P₃的末端节点是否为节点v，若是节点v则返回无故障路径P₃，时间复杂度是PathSet函数的复杂度；若不是，则设置无故障路径P₃的终止节点为z，调用XDCP函数得到一条以z为初始节点，以v为终点的无故障路径P₅，返回无故障路径P₂ ^-1+P₅，时间复杂度为PathSet函数和XDCP函数的复杂度相加后的数值。由于PathSet函数的时间复杂度小于XDCP函数的复杂度，故/>对应的时间复杂度为XDCP函数的复杂度，即O(κ³(G))。若|F_α|+|F_β|>k(G)-n+1，根据数据中心网络的可拓展特性，此时节点在拓展连接处，因此没有一条无故障节点通往终点节点。

情况2：当α＝β时，可以包括两个子情形：

情形1：

调用Pathset函数构建一条从点u到子图的无故障路径P₈，然后从点v到子图/>构建一条无故障路径P₉，令前者路径终点为点p，后者的路径终点为点q，上述过程的时间复杂度为PathSet的时间复杂度。令w为路径P₈和路径P₉的第一个共同顶点，此时判断w是否等于点v，若等于点v，则返回/>此时构建路径P₈和路径P₉中共同顶点个数至多为V(P₈)+V(P₉)的顶点数。若路径P₈和路径P₉没有公共顶点，那么XDCFTP调用XDCP函数构建出从P₈的终点p到P₉的终点q的无故障路径，此时的函数复杂度为XDCP的函数复杂度即为O(κ³(G))，同时拼接P₈，返回路径/>拼接的时间复杂度为O(1)。因此，总时间复杂度为O(κ³(G))。

情形2：

当子图α的故障节点数小于子图α连通度时，调用不交路径XDCP函数从节点u到节点v构建无故障节点的路径，此时函数时间复杂度为XDCP函数的时间复杂度，即O(κ³(G))。

综合以上所有情形和情况，XDCFTP的时间复杂度为O(κ³(G))。

本发明提供了一种基于限制连通度的容错路由通信方法，该方法能够在一些顶点故障的情况下快速找到任意两个无故障顶点之间一条无故障路径，提高网络的稳定性和容错能力，保证网络的连续性和正常运行。

以上所述实施例仅用以说明本发明的技术方案，而非对其限制；尽管参照前述实施例对本发明进行了详细的说明，本领域的普通技术人员应当理解：其依然可以对前述各实施例所记载的技术方案进行修改，或者对其中部分技术特征进行等同替换；而这些修改或者替换，并不使相应技术方案的本质脱离本发明各实施例技术方案的范围，均应包含在本发明的保护范围之内。

Claims (8)

1.一种基于限制连通度的容错路由通信方法，其特征在于，包括以下步骤：

在数据中心网络中按照拓扑结构分为子图α和子图β，判断子图α和子图β是否为同一子图；

若子图α和子图β不为同一子图，则比较子图α的故障节点数|F_α|与连通度以及子图β的故障节点数|F_β|与连通度/>根据比较结果调用对应方法得到对应条件下的总路径；

若子图α和子图β为同一子图，则比较子图α的故障节点数|F_α|与连通度或者子图β的故障节点数|F_β|与连通度/>根据比较结果调用对应方法得到对应条件下的总路径。

2.根据权利要求1所述的一种基于限制连通度的容错路由通信方法，其特征在于，所述子图α中包括节点u，所述子图β包括节点v；所述总路径是由无故障路径组成的路径，总路径的起始点为节点u，终止点为节点v；故障的服务器顶点集合记为F。

3.根据权利要求2所述的一种基于限制连通度的容错路由通信方法，其特征在于，若子图α和子图β不为同一子图，则比较子图α的故障节点数|F_α|与连通度以及子图β的故障节点数|F_β|与连通度/>根据比较结果调用对应方法得到对应条件下的总路径，包括：

若则调用PathSet函数构建以点u为起始点、以/>中的任意一个点z为终止点的无故障路径P₁；判断无故障路径P₁的终止点z是否为点v；

若则调用PathSet函数构建以点v为起始点、以/>中的任意一个点s为终止点的无故障路径P₂；判断无故障路径P₂的终止点s是否为点u；

若|F_α|+|F_β|＜k(G)-n+1，则调用PathSet函数构建以点u为起始点、以中的任意一个点x为终止点的无故障路径P₃；判断无故障路径P₃的终止点x是否为点v；

若|F_α|+|F_β|＞k(G)-n+1，则结束判断。

4.根据权利要求3所述的一种基于限制连通度的容错路由通信方法，其特征在于，判断无故障路径P₁的终止点z是否为点v，包括：

若无故障路径P₁的终止点z为点v，则返回无故障路径P₁；若无故障路径P₁的终止点z不为点v，则调用XDCP函数构建以点z为起始点、以点v为终止点的无故障路径P₄，返回无故障路径P₁+P₄。

5.根据权利要求3所述的一种基于限制连通度的容错路由通信方法，其特征在于，判断无故障路径P₂的终止点s是否为点u，包括：

若无故障路径P₂的终止点s为点u，则返回无故障路径P₂；若无故障路径P₂的终止点s不为点u，则调用XDCP函数构建以点z为起始点、以点u为终止点的无故障路径P₅，返回无故障路径P₂ ^-1+P₅。

6.根据权利要求3所述的一种基于限制连通度的容错路由通信方法，其特征在于，判断无故障路径P₃的终止点x是否为点v，包括：

若无故障路径P₃的终止点x为点v，则返回无故障路径P₃；若无故障路径P₃的终止点x不为点v，则设置无故障路径P₃的终止点为中任意一个点y，调用XDCP函数构建以点x为起始点、以点v为终止点的无故障路径P₆，返回无故障路径P₃+P₆。

7.根据权利要求2所述的一种基于限制连通度的容错路由通信方法，其特征在于，若子图α和子图β为同一子图，则比较子图α的故障节点数|F_α|与连通度根据比较结果调用对应方法得到对应条件下的总路径，包括：

若则调用XDCP函数构建以点u为起始点、以点v为终止点的无故障路径P₇，返回无故障路径P₇；

若则调用PathSet函数构建以点u为起始点、以/>中的任意一个点p为终止点的无故障路径P₈，以及构建以点v为起始点、以/>中的任意一个点q为终止点的无故障路径P₉；判断终止点p和终止点q是否重合。

8.根据权利要求2所述的一种基于限制连通度的容错路由通信方法，其特征在于，判断终止点p和终止点q是否重合，包括：

若重合，则返回无故障路径P₈+P₉；若不重合，则调用XDCP函数构建以点p为起始点、以点q为终止点的无故障路径P₁₀，返回P₈+P₁₀+P₉ ^-1。