CN1783841A - 软路由器协议分散 - Google Patents

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Abstract

本发明涉及软路由器体系结构，通过把路由器的控制实体与其转发组件分开、启动它们之间的动态绑定来解构路由器。在一些控制离多个网络跳跃的转发元件的智能服务器上聚集并实现控制平面功能。动态绑定协议执行网络范围的控制平面故障转移。通过聚集并远端主管路由协议，如OSPF和BGP，来改良网络稳定性。这导致更快的收敛、处理较低的协议消息以及故障后较少的路由变化。软路由器体系结构包括一些智能控制实体402、404、它们管理大量的转发元件406以便为网络范围的控制提供更大的支持。在软路由器体系结构中，路由协议在控制元件处远端地运行并通过把转发表等下载到转发元件中来控制一个或多个转发元件。还包括域内路由和域间路由。

Description

软路由器协议分散
交叉参考
本申请要求2004年11月1晶申请的标题为″SoftRouter：RouterDisaggregation″(代理人档案号为Lakshman 35-2-23-62-31)的临时申请No.60/623,885的利益。另外，本申请与如下共同未决的申请相关：″SoftRouter″(代理人档案号为Lakshman 35-2-23-62-31)(LCNT/126770)、″SoftRouter Protocol Failovers″(代理人档案号为Ansari 3-42-4-25-35)(LCNT/127306)、″SoftRouter Separate ControlNetwork″(代理人档案号为Lakshman 43-64-36)(LCNT/127307)、″SoftRouter Feature Server″(代理人档案号为Lakshman 44-65-37)(LCNT/127308)、″SoftRouter Dynamic Binding Protocol″(代理人档案号为Ansari 4-3-45-5-26-38)(LCNT/127309)，它们在与本申请相同的日期被申请。临时申请以及相关的申请在此通过参考被全部合并。
技术领域
本发明通常涉及连网技术领域，尤其涉及解构路由器网络中的路由协议。
背景技术
互联网的巨大成功已经导致逐渐把其技术基础置于压力之下的新特征与服务的恒久开发和广泛使用。这已对这样一个概念给出了信任，这种概念是：重新构造IP网络中的当前功能分布将对网络稳定性、网络操作的简单化、以及引入新的网络协议和服务的灵活性方面导致显著的益处。
传统的路由器体系结构变得复杂。不管目的是简单核心网络的端对端体系结构设计原理，现在，传统的路由器体系结构也已经越来越变得复杂了。随着在征求意见资料(RFC)中定义新的特征，但在路由器处增加了越来越多的控制平面复杂性。这些特征包括路由(例如基于BGP的MPLS-VPN)、通信业务工程(例如，OSPF-TE)、安全性等等。实际上，现在IP路由器的代码复杂性与电话交换机的代码复杂性相竞争。相比之下，随着大规模硬件集成(例如ASIC)的迅速进步以及现用芯片的预备可用性，转发路径实施已经逐渐变得更容易。
传统的IP网络使用相对自治运转的路由器来构造。潜在地难以管理的复杂性存在于整个网络的许多点处。这有许多不受欢迎的后果。首先，多点控制显著增加了操作的复杂性(例如，错误配置)。第二，在某些情况中，这些自治路由器的不协调动作最多能导致次最佳性能(例如，较差的恢复时间)以及最差将导致网络不稳定。最后，新特征的引入可能需要升级大量的路由器，这既复杂又易出错。
比如路由策略强制实施以及通信业务工程之类的许多高级的网络管理任务将极大地从网络范围角度的可用性中受益。例如，通过把BGP从单独的路由器移到具有宽至自治系统(AS)级范围的单个实体，将解决几个常见的BGP引发的网络稳定性和操作问题。类似地，许多管理功能需要在网络范围进行，没有这一点，网络会呈现出振荡以及较差的稳定性。可是，网络范围的控制很困难并且很难在当今自治且复杂的路由器网络中实现。
传统的路由器体系结构具有集成的控制和转发。实现控制平面功能的控制处理器与实现转发功能并常常共享同一路由器底板的线路卡共处。控制处理器只向共处线路卡提供控制功能，反之亦然，这导致这样一种情形：即，当一个或多个共处控制器出现故障时，则无法管理该线路卡。
在传统路由器体系结构中，基础课题是当前路由器中的控制和转发功能的深度缠绕。需要解构路由器以便通过减少它们的功能来只支持少数规范的分组转发功能并且把所有的控制协议和非转发相关的状态和控制处理移往一些智能的基于网络的控制实体(具有网络范围控制的基本功能)来尽可能无声地保持大部分网络实体。
发明内容
由具有多个实施例的本发明的软路由器协议分散(disaggregation)解决了现有技术的各个不足之处。
一个实施例是网络体系结构，它包括第一转发元件(FE)组、第一控制元件(CE)和第一网络元件(NE)。第一FE组是若干FE。第一CE控制第一FE组并代表第一FE组中的每个FE运行一个第一协议进程。第一CE物理上远离第一FE组中的FE。第一CE动态地绑定到第一FE组中的每个FE上。第一NE包括第一CE和第一FE组。
另一实施例是包括若干FE、若干CE和在CE中的全内部边界网关协议(I-BGP)网孔的网络体系结构。每个CE控制与其它CE不同的FE组。CE物理上远离FE。每个CE使用标准协议与其控制的FE通信。
还有另一个实施例是包括核心路由器、连接到核心路由器的核心网络、转发元件(FE)、CE和入网点(POP)以太网网络的网络体系结构。每个CE控制一个以上的FE。每个CE动态地绑定到其控制的FE上。每个CE物理上远离其控制的FE。每个CE经由标准协议与其控制的FE通信。POP以太网网络通过核心路由器连接到核心网络、连接到CE以及连接到FE。
附图说明
通过结合附图考虑如下详细的说明，能够很容易地理解本发明的教导，其中：
图1是示出传统路由器的框图；
图2是示出示例性软路由器体系结构的高层抽象的框图；
图3是示出传统路由器体系结构的框图；
图4是示出示例性软路由器体系结构实施例的框图；
图5是示出说明网络元件的示例性软路由器体系结构实施例的框图；
图6是示出使用在具有20个节点与44个链路的标准层1入网点(POP)层互联网服务供应商(ISP)拓扑结构的递归对分框图；
图7是示例性原型测试台的框图；
图8是示出现有技术网络的框图，其中，每个路由器运行一个开放式最短路径优先(OSPF)实例，其维护它自己的链路状态数据库(LSDB)；
图9是示出示例性软路由器体系结构的实施例，其中，每个控制元件(CE)代表多个转发元件(FE)运行OSPF实例；
图10是示出环状拓扑结构中实验的平均收敛时间与节点数目的图；
图11是示出实验的平均收敛时间与20个不同节点拓扑结构的图；
图12是示出100个节点环状拓扑结构的实验的平均收敛时间与SPF延时器值的图；
图13是示出环状拓扑结构中实验的平均收敛时间与节点数目的图；
图14是示出实验的故障恢复时间与节点数目的图；
图15是最短路径优先(OSPF)延迟时间为50ms的实验故障恢复时间与节点数目的图；
图16是示出具有路由反射器的现有技术网络的框图；
图17是示出示例性软路由器体系结构实施例的框图；
图18是示出根据示例性软路由器体系结构在入网点(POP)中联合路由的框图；和
图19是示出POP中软路由器网络的实施例框图。
为了有助于理解，完全相同的附图标记被用来表示附图所共同的完全相同的元件。
具体实施方式
将主要在示例性软路由器体系结构实施例的一般环境内描述本发明，然而，本领域的以及受到在此的教导所启发的技术人员将了解：分散(disaggregation)概念可用来产生各种其它网络体系结构实施例并且本发明适用于局域网(LAN)、城域网(MAN)、广域网(WAN)以及其它网络，许多开放式系统互连(OSI)层、网关协议、串行线路协议、协议栈路由以及桥接协议、许多其它协议、业务管理、光、边缘/核心路由、无线、电缆、数据中心、辅助信号路径(ASP)、故障管理、配置管理、记帐管理、性能管理、安全性管理、其它网络管理、企业、政府、军队应用以及许多其它不同类型的网络特征和应用。
路由器硬件与使用开放式、基于标准的协议并用于网络互连的路由器软件的分散有许多益处。分散概念实现了每个组件的供应商之间的分离，这降低了硬件厂商进入的障碍并且鼓励独立的软件厂商(ISV)投资于开发载体类路由软件来供应新硬件市场进入者。这种分散概念允许每个组件集中注意力在它自己的创新曲线上。硬件生产商能够以最低的成本集中注意力在每一密度的最高速度上，减少资本开支，并且软件生产商能够集中注意力在新的应用程序和易管理性上，增加收入同时减少运转开支。
体系结构概述
示例性软路由器体系结构的实施例通过把控制平面功能的实施与分组转发功能分开来解构路由器。实现此解构的网络体系结构的其它实施例也在本发明的范围内。本发明包含网络系统结构的此解构概念及其隐含内容。在示例性软路由器体系结构中，所有的控制平面功能在不需要与转发引擎共处的分开的控制实体上实现。通过把所有非转发相关的状态和控制处理移往一些基于网络的控制实体，则更简单的实施网络范围目标是可能的，因为代替AS中在所有网络元件处需要改变，这里只在少数的智能网络元件处需要协调的配置改变。另外，控制器和转发引擎之间的关联是动态的，这允许通过任何能够那么做的控制实体灵活控制转发引擎。
示例性软路由器体系结构包括动态绑定协议，用于在网络中的转发实体和控制实体之间建立并保持动态绑定。域内以及域间路由适用于具有改进性能(包括针对域内协议OSPF的改进性能)的示例性软路由器体系结构中。
路由器硬件与用于网络互连并使用开放式、基于标准的协议的路由器软件的分散有许多益处。分散概念实现了每个组件的供应商之间的分离，这降低了硬件厂商进入的障碍并且鼓励独立的软件厂商(ISV)投资于开发载体类路由软件来供应新硬件市场进入者。这种分散概念允许每个组件集中注意力在它自己的创新曲线上。硬件生产商能够以最低的成本集中注意力在每一密度的最高速度上，减少资本开支，并且软件生产商能够集中注意力在新的应用程序和易管理性上，增加收入同时减少运转开支。
一个示例性软路由器体系结构的示例性实施例是分散不断出现的应用所要求的复杂的IP功能。软路由器集于中心并允许分担复杂性。软路由器能可扩展的引入新功能而不过度妨害IP转发功能。
图1示出了具有集成控制和传送平面的传统路由器100。传统的路由器100具有软件102和通过专有接口106通信的硬件104。
相反，图2示出了一个示例性软路由器体系结构的高层抽象，其在使用标准协议通信的分开的硬件中分散控制和传送平面。软路由器体系结构200具有控制元件和特征服务器组件202以及使用基于标准的协议206通信的分组转发元件组件204。
图3示出了传统的路由器体系结构，它具有若干互连的路由器300。
图4示出了示例性软路由器体系结构400的实施例。在这个示例性软路由器体系结构的实施例中，软件服务器包括控制元件(CE)402和特征服务器(FS)404。CE 402负责传统路由，例如用于内部网关协议(IGP)(例如开放式最短路径优先(OSPF))以及外部网关协议(EGP)(例如边界网关协议(BGP))。FS 404负责增值功能以及基于网络的应用，例如QoS、VPN以及移动IP。CE 402和FS 404都接口到转发元件(FE)406。CE 402和FS 404彼此之间可以有另外的接口。示例性软路由器体系结构把基于软件的路由控制器(软路由器)与基于硬件的传送和分组转发分开并且集于中心。
解构示例性软路由器体系结构中的路由器分开了控制和转发功能。这种分开操作不只是逻辑上的(例如，使用与模块化应用编程接口(API)的定义明确的接口)；实际上，控制在物理上与执行转发的地方分离多个跳跃(即，在不同的网络元件中执行)。
网络实体
FE 406是执行业务的实际转发和交换的网络元件。在构造上，FE406类似于传统的路由器，因为它可以具有多个线路卡和交换机构造，每个线路卡又端接多个端口，交换机构造用于把数据业务从一个线路卡运送到另外一个。可是，FE 406不同于传统的路由器，因为不存在任何本地运行的复杂控制逻辑(例如，类似OSPF或BGP的路由程序)。相反，控制逻辑被远端主管。
CE 402是通用计算元件，比如服务器。除了它通常经由多个FE406被多归属到网络之外，它就像未端主机一样连接到网络，因此当单个链路出故障时它不从网络中断开。CE 402代表FE 406运行控制逻辑，并因此控制它们。通常在传统的路由器上得到的任何控制逻辑都可以被移往CE 402，包括像OSPF和BGP那样的路由协议以及诸如资源预留协议(RSVP)、标记分布协议(LDP)、移动IP等等之类的协议。
FE 406功能是在它的链路之间转发数据业务。此功能可以采用各个形式，尤其比如分组转发、标记交换、以及光交换。分组转发包括层2(基于媒体访问控制(MAC)的交换)以及层3(最长的前缀匹配)转发。标记交换例如包括MPLS转发。数据路径转发功能可以包括标记交换、推入和弹出。在光交换中，业务可以在链路之中进行时间交换、波长交换或者空间交换。在这些情况的每一个中，交换功能在网络中由CE402计算并安装的简单本地表格驱动。因此，FE 406仅仅基于本地数据结构完成其工作的能力意味着FE 406被设计为无声且快速，而更复杂的逻辑被移交给远端但智能的CE 402。
除了物理网络元件之外，FE 406和CE 402都被理解为逻辑实体。具体地说，FE 406逻辑上被定义为在彼此之间能够交换业务的本地端口集合。例如，FE 406可以包含单个线路卡上的所有端口，在此情况中，全部物理分组交换机由多个逻辑FE 406组成。FE 406还可以间跨一个以上的物理交换机；但是CE能够控制多个FE。类似地，CE 402可以被理解为被例示用于代表FE提供控制的逻辑进程并且可以从实际上执行它的服务器机器中被区分。具体地说，物理CE服务器机器(PCE)能够主管多个CE 402进程，每个进程服务于不同的FE 406集合。反之亦然，在不同的PCE上主管服务同一FE 406的多个CE 402进程(每个被例示用于不同的控制目的，比如内部网关协议(IGP)以及外部网关协议(EGP))也是可能的。FE 406和CE 402的物理和逻辑定义可交换使用。
图5示出了网络元件500的示例性软路由器体系结构实施例。虽然在示例性软路由器体系结构中不是严格需要路由器的概念，但是为了理解网络的路由视图，它对恢复某些等效概念是有用的。为此目的，网络元件(NE)500的概念以高级别被定义为FE 406和控制那些FE 406的相应CE 402的逻辑编组。特定的NE 500编组意味着把FE之间的每个链路分类为内部(或NE内)或者外部(或者NE间)。内部链路连接属于同一NE 500的两个端口，而外部链路连接属于不同NE 500的两个端口。NE 500的概念在NE内和NE间路由遵循不同的方法时有用。
没有另外的限制的话，NE 500的上述定义实现了灵活性。例如，这个定义允许网络的不相交部分中的两个FE 406属于同一NE 500。它还允许传统的路由器模型，其中FE 406准确包括了物理元件中的所有端口并且控制CE(组)402被配置在同一元件上。
在群集路由中，组成NE 500的FE 406是相邻云块的一部分。换言之，NE 500的所有端口经由NE 500内部的链路是彼此可达到的。物理上，这表示相邻物理FE 406群集成为单个NE 500。一个标准的方案是在中心局中紧接相连的多个路由器的群集。从路由视图看，NE 500的这种基于群集的定义可以提供显著的简化。路由视图中减少的NE 500数目降低了NE间的路由复杂性并且不同的可能较不复杂的路由协议可以被用于NE内路由。
FE 406和CE 402之间的控制关系形式上被称为绑定。更精确地说，FE 406和CE 402之间的绑定意味着CE 402代表FE 406正在执行特定控制功能。因为对于FE 406的操作可能需要多个协议(例如，IGP和EGP、乃至一个协议的多个实例)，所以FE 406可以有多个CE 402绑定。
协议
示例性软路由器体系结构包括各种协议。若干不同协议被用于根据示例性软路由器体系结构设计的网络操作，包括动态绑定协议和FE/CE传送协议。经由协议建立FE 406和CE 402之间的绑定，该协议发现CE 402和FE 406并且当出现网络崩溃时还保持这些绑定。在动态绑定协议的最通常的情况中，FE 406能够被绑定到任何可用的CE 402上并且CE 402能够为任何FE 406执行控制功能，因此产生最大的弹性以及最小的配置开销。这种动态绑定能力是具有分开的控制和转发功能的解构路由器概念的特征。FE/CE传送协议有两个部分，即数据和控制。对于数据部分，FE/CE传送协议提供FE 406和CE 402之间的路由协议分组的隧道以使FE 406接收的路由协议分组能被发送给CE402用于处理。对于控制部件，一旦建立绑定，FE 406和CE 402使用FE/CE传送协议来传送状态信息并执行控制。在上行链路(FE 406到CE 402)方向上，该控制部件提供链路和转发状态信息(例如，链路上行/下行信号)给CE 402。在下行链路方向上，FE/CE传送协议传送配置和控制信息(例如，启用/禁用链路，转发信息库(FIB))。诸如转发和控制元件分离(ForCES)之类的已知协议可以用于FE/CE传送协议。
一些特征
示例性软路由器体系结构包括两个特征：动态绑定以及变化程度的分布式控制。在示例性软路由器体系结构中，FE 406能够随时动态地绑定到网络上的任何CE 402上，反之亦然。这在控制平面的设计和部署方面提供了更高的自由度，其又导致弹性、操作复杂性、可扩展性、管理以及安全方面的改善。相比之下，相对于重新设计互联网控制平面，传统模型中的静态绑定使其较不可靠并且较不灵活。分布式控制提供诸如弹性之类的许多益处，但是也会导致某些网络不稳定性。例如，BGP中路由反射器的使用会有振荡问题，并且诸如OSPF之类的基于涌出(flooding)的链路状态协议会由于多次故障引起更新狂潮。示例性软路由器体系结构实现了一种变化程度的分布式控制。具体地说，通过变化FE 406如何被群集以及控制如何被聚集在CE 402上，示例性软路由器体系结构的实施例实现了不同程度的分布式控制。较少的控制点意味着较高的诸如网络隔开之类的故障情况危险，但是意味着可能更好的网络稳定性。传统的全分布式路由以及完全集中式路由只是示例性软路由器体系结构的许多可能实施例的两个极端实施方案。
动态控制绑定
示例性软路由器体系结构的动态绑定特征允许FE 406与CE 402分开多个跳跃。这种灵活性以转发元件的初始配置中的较高复杂性为代价而得到。在软路由器模型中，在启动后，FE 406从位于服务器上的远端CE 402中获得它的配置信息，此配置信息包括其接口的IP地址。这形成一个潜在的悖论：为了发现CE 402并把分组发送给它，则FE 406需要路由信息；可是，却假设路由信息来自CE 402。使用发现协议(它是示例性软路由器体系结构的一部分)来解决这个悖论。此发现协议让FE 406和CE 402彼此发现并在这些实体之间保持可路由的路径，其不是基于IP路由。动态绑定过程还提供增强的特征，比如CE 402负载平衡、受限的聚类算法(其改善了CE-FE绑定弹性和故障转移)、增加网络可用性等等。这些特征也使得实现更好的网络规划以及更好的网络范围控制。
动态绑定协议
动态绑定协议的实施例提供FE 406的绑定服务并提供FE-CE消息的路由服务。动态绑定协议作为单独的协议与网络中运转的其它协议无关地在网络的使用期在所有的元件(FE 406和CE 402)上连续地运行。在最小值时，每个FE 406和CE 402充当唯一标识符的预配置的八位字串(FEID/CEID)。动态绑定协议是传送独立的并且可以在层2或层3网络上操作。例如，使用环路避免的与快速延伸树协议桥接的层2，它可以运行于以太网网络或者FE 406和CE 402中。在异构网络中，发现协议可以使用用源路由或桥接寻址的层3。动态绑定协议有四个组件：发现、关联、具有故障转移(failover)的故障检测以及传送隧道。
发现
动态绑定协议的发现组件启动FE 406发现能够管理它的CE 402。这个CE 402被称为所述FE 406的管理CE。为了发现组件为配置过程提供快速的发现，CE 402可达到性信息被分发给每个FE 406。新启动的FE 406就在它的附近进行查询来获得网络中所有CE 402的可达到性信息。为了分发CE 402可达到性信息，FE 406周期性地广播请求消息给它们的近邻。如果一个近邻是CE 402，它通过通告它的标识来进行响应。如果一个近邻是FE 406，它用所有已经获悉的CE 402的可达到性信息进行响应。对于源路由，除了CE 402标识之外，可达到性信息包含达到CE 402的源路由以及指示信息刷新的实时参数。
对于源路由，FE 406必须知道它们的近邻。在从近邻那里接收CE402通告或者FE 406可达到性消息后，FE 4065把近邻FEID或CEID加到接收到的源路由中。CE 402通过反转接收分组中的源路由来导出到FE 406的源路由。(FE 406始终启动与CE 402的每第一次分组交换。)近邻通过在所有的发现协议已启用的接口上周期性地发送问候消息(hello message)来通告它们自己。当不再接收到问候消息时每个节点(FE/CE)因此保持一个近邻列表。
对于一个使用IP寻址的发现进程，在启动时刻，每个FE 406使用其接口的一个随机选择的临时IP地址和FEID来执行预配置源路由。这些IP地址选自一个被控制的地址空间，例如一个专用的子网地址库，类似10.x.x.x。CE 402被预先配置，并且因此有一个有效IP地址。所有的消息使用IP有限的广播或多播来允许不同子网的IP地址之间的分组交换，这在同等的未配置的FE 406和配置的FE 406或CE 402的过渡阶段中是常见的。IP寻址只用于与直接的近邻交换分组。因此，临时的IP地址只需要在每一链路基础上是唯一的。
每个FE 406在网络规划期间由网络管理器指定一个主CE以及至少一个备份CE。这个信息被配置在CE 402中，并且可选择地，可以在FE 406中。典型地，通过考虑到诸如CE 402上的负载、CE 402和FE 406之间的距离以及它们之间的链路可靠性之类的因素，这种指定被先验进行。
关联过程努力在FE 406及其主CE和备份CE之间建立并保持一种有效关联。管理CE由FE 406从相关的CE 402列表中选出，主CE任何时候都优先于其它CE 402。FE 406使用网络管理器预先配置的或者利用分布式聚类算法获得的绑定来与最佳CE 402动态关联。FE 406通过发送一则关联信息与CE 402关联。如果CE 402能够管理FE 406则CE402接受该FE 406，否则拒绝它。如果CE 402已知，则拒绝可选地可以包含该FE 406的主CE和备份CE的ID。如果不接受，则FE 406或者继续联系其主CE或备份CE，或者通过联系其它的CE 402来继续搜索它们。
故障检测和修复
动态绑定协议具有检测并修复CE 402故障的机制。一旦在FE 406和CE 402之间进行了关联，则关联的活跃度通过FE 406发出的脉动脉冲消息(heatbeat message)而被周期性地探测。当脉动脉冲消息没有引出来自CE 402的任何响应时，它暗示对CE 402的路径不再有效或者暗示CE 402节点不再活跃。FE 406然后通过发送一则激活消息来切换到其备份CE之一。备份CE确认这则激活消息，然后成为管理CE。CE402不能在没有来自FE接受该改变的确认时就断掉与CE 402的关联。这对于很想改变其管理CE的FE 406也是如此--只要当前管理CE仍激活着。
传送隧道
动态绑定协议在FE 406及其相关的CE 402之间建立基本的传送隧道，称为慢路径(即，不一定是最短路径的源路由或桥接路径)并当所有的其它通信装置出故障时允许更高层协议(例如，OSPF)的CE-FE通信。这些隧道是不可靠的并且不保证序列形式的递送。这些慢路径隧道很少被使用，只有当没有安装在FE 406上的有效路由表时，例如，当FE 406被初始化时或者当FE 406被切换到不同的管理CE时。
这四个组件的结合帮助动态绑定协议有效地发现并维护网络中FE 406和CE 402之间的动态绑定。
负载平衡，群集，和故障转移
动态绑定协议允许分开多个跳跃的CE 402和FE 406之间的动态绑定。这分别给FE 406和CE 402一个很宽的选择阵列来确定它们的管理CE和被管理的FE组。可以做出各种设计选择，这取决于在向这些选择强加一个构造时是否有任何益处，并且如果是，则该准则被使用。调整这些选择实现了网络中确定的运转状态、更强大的网络管理器掌握控制、以及更好的网络规划。假定这些益处，如下准则被用来选配一个被给定CE 402管理的FE 406：依据管理的FE 406数目，在给定CE402上的负载；FE 406及其管理CE之间的平均距离(以跳跃为单位)；以及如何能够快速执行故障转移而不会不利影响到CE 402上的负载。这些准则在网络规划的环境中被解决，其中，设计者选择放置给定数目CE 402的位置。
CE布置
为了设计示例性软路由器体系结构的实施例，所希望的是在FE406的网络中放置k个CE 402，以便(1)k个CE 402上的负载都是平衡的；和(2)每个FE 406及其相关的CE 402之间的平均距离最小化。一个初始假设是：关于在哪里放置k个CE 402没有限制并且FE 406可以被指定为被任意CE管理。在同时最小化FE 406及其主CE之间的平均距离的同时，平衡主CE组上的FE 406的负载。链路可以具有不同的延迟或故障转移特征并且选择CE 402的位置。所希望的是尽量不让任何CE服务器过载。还希望把FE 406及其主CE之间的平均距离最小化以便降低通信延迟，这允许迅速地向CE 402上执行的路由协议通知故障。另外，如果FE 406靠近其主CE，则发现进程收敛更快。因此，如果所有的CE 402能力相等，那么网络划分成为几乎相等规模的群集将实现负载平衡以及最小化管理CE和FE 406之间平均距离的双重目标。
在这种k-way均分问题中，目的是把图形划分成为相等规模的群集，同时最小化每个群集内的边缘的加权。这种优化问题是全NP的。基于在多项式时间中完成的实现，有关于该问题的接近最佳的解，但是在近似值上没有严格的边界。在递归的图形对分中，通过把图形递归地隔开成为两个子图，则获得一个k路线分开，其中，子图之一被设置为尺寸[n/k]。当网络连接良好时，递归的图形对分运转相当良好。
图6示出了使用在具有20个节点与44个链路的标准层1POP层ISP拓扑结构的递归对分。这个网络的直径是4。CE 402数目从2变化到7，并且基于每一CE群集的FE 406数目以及FE 406离它们的管理CE的距离，结果出现于图7的表中。CE连接到单个FE 406。如果CE 402具有到多个FE 406的直接链路，那么距离度量进一步降低。
故障转移(Failover)
当FE 406及其管理CE超时时，CE 402故障转移出现。这种情况会发生是因为管理CE停机或者是如果FE 406不能发现到该管理CE的有效路径来交换脉动脉冲。然后执行CE故障转移，FE切换到另一关联的CE 402--如果存在有的话。新的CE 402然后变成新的管理CE。
故障转移需要以最小的延迟出现。因此，确定哪些CE 402被指定为给定FE 406的备份CE。FE 506可以有一个以上的备份CE并且它们之间有一个优选顺序。在示例性软路由器体系结构的实施例中，用于选择备份CE的准则包括最小的故障转移时间。
备份CE被如此选择以使每个备份CE具有与前一备份CE和主CE的路径重叠的最小量。优选地，从主CE到FE 406的路径具有与从FE406到所选备份CE的路径的最小重叠。类似地，第二备份CE被如此选择以使它到FE 406的路径具有与从FE 406到主CE和第一备份CE的最短路径的最小重叠。目的是确保即使在多个链路或CE/FE故障存在时也保持连接性。
使用备份CE的FE 406始终尝试与其主CE重新关联并且当情况允许时切换到主CE。这确保在所有的CE 402上的负载保持十分均等，如加载平衡算法所确定的。
原型实现
图7是示例性原型测试台的框图。为了核实示例性软路由器体系结构的可行性，在一个具有用作FE 406和CE 402的商业路由器和PC机混合在一起的测试台上完成原型实现。试验台包括6个NE 500(每个NE由图8中具有同一形状的组件表示)、Cisco7200路由器700、JuniperTM M-20路由器702、主PC机704、服务器PC机705以及网络监视器PC机(未示出)，所有的组件经由以太网互连。每个NE 500包括连接到主CE和备份CE的至少一个或多个FE 406。FE 406被预先配置来选择它们特定的主CE和备份CE。在正常操作期间，主CE被选择作为管理CE。两个不同的PCE(PCE1 706和PCE2 708)上主管NE 500的主CE和备份CE。每个PCE表示高性能控制服务器群集，但是为了简洁在试验台中被实现为单个服务器。
主CE(即，CE1p 710，CE2p 712，CE6p 714)在PCE2 708上被主管并且分别控制FE1 716{FE2a 718，FE2b 720}和FE6 722。相应的备份CE(即，CE1b 724，CE2b 726，CE6b 728)在PCE1 706上被主管。主CE(即，CE3p 730，CE4p 732，CE5p 734)在PCE1 706上被主管并且分别控制FE 406{FE3a 736，FE3b 738，FE3c 740}、FE4 742和FE5744。相应的备份CE(即，CE3b 746，CE4b 748，CE5b 750)在PCE2 708上被主管。
该试验台拓扑结构适应三种类型的NE 500：(1)具有至少一个直接链路的NE 500(即，NE1，NE2，NE3)的CE 402和FE 406；(2)由CE402和FE 406之间的分开一个以上跳跃的NE 500(NE4，NE5，NE6)的CE 402和FE 406。
设计三个实验来估计原型的动态绑定协议行为。对于网络范围的启动情况，实验一确定直到所有的CE 402信息在整个网络传播的持续时间。实验二测量链路与节点故障情况的源路由收敛时间。实验三测量当管理CE出故障时到备份CE的故障转移时间。网络事件在FE 406上被本地地盖上时间戳并发射到网络监视器PC机(未示出)。所有的FE406经由网络时间协议(NTP)被时间同步以便使网络事件相关。对于每个实验，三个测量值被采用并平均。所有测量的时间是以秒为单位。
实验一
在实验一中，动态绑定协议同时在所有的CE 402和FE 406上被启动。CE 402传播持续时间是最后一个FE 406获悉所有的CE 402的时间并且在表1中被示出。
表1：实验一的网络范围的启动。
  获悉的时间                                     FE
  1   2a   2b   3a   3b   3c   4   5   6
  第一个CE   1.1   1.0   2.2   0.8   2.2   2.5   3.1   4.7   4.6
  所有的CE   3.9   6.0   6.8   3.2   5.3   5.4   4.7   7.5   8.3
结果显示在PCE1 706和PCE2 708上得到的CE 402信息最后达到所有的FE 406，在两个重叠的波中传播。FE1 716、FE3a 736和FE4 742是两个波相交的第一节点，因此使这些节点成为获悉网络中所有CE402的第一节点。
实验二
实验二研究链路与节点故障对动态绑定协议的收敛时间的影响。链路FE2b-FE4 752首先被断开并重新连接。在断开后，FE4 742发现链路故障并用FE3b 738传播的信息调整它的源路由。该信息然后被传递到FE6 722。在重新连接以后，FE4 742接收从FE2b 720到PCE2 708上的CE 402的较短路由信息并把它传播到FE6 722。表2示出了源路由收敛时间。
表2：实验二的故障(F)/恢复(R)事件之后的源路由收敛时间
  事件                                     FE
  1   2a   3a   3b   3c   4   5   6
  链路(F)   2.0   4.7
  链路(R)   2.9   6.0
  节点(F)   1.3   9.1   7.8   9.5   8.5
  节点(R)   5.7   5.6   6.0   7.4   7.3   9.5
对于节点故障，节点FE1 716被停止。在节点故障后，FE2a 718和FE3a 736首先发现FE1 716停机。它们删除包括FE1 716的全部源路由并停止传播此信息。它们的近邻发现下一传播循环中的无效路由并从它们的源路由表中删除无效路由。同时，选择到PCE1 706和PCE2708上主CE和备份CE的更长的备选路由。FE3a 736、FE3c 740和FE5744是收敛的最后节点，因为它们只通过FE4 742得到的信息获悉到它们的备份CE的新路由。当节点FE1 716被重新启动时，遵守类似的模式，节点FE1 716、FE2a 718和FE3a 736首先收敛，接着是FE3b 738、FE3c 740和FE 5744，它们远离FE1 716二个和三个跳跃。收敛时间表示获悉网络中所有CE 402的时间。
实验三
在实验三中，对于故障转移情形，CE3p 730过程被终止，它引起FE3a 736、FE3b 738和FE3c 740上的脉动脉冲超时。每个FE 406独立地检测超时并切换到CE3b 746。对于FE3a 736，超时和备份CE激活之间的平均时间是0.8s，对于FE3b 738是1s，对于FE3c 740是1.1s。
虽然在链路或CE/FE故障后动态绑定发生在后台，但是基于相应的管理CE安装的FIB，转发仍然发生在网络中。当诸如OSPF之类的更高层路由协议的故障检测不是瞬时的时候，动态绑定协议达到的收敛时间小于更高层路由协议的收敛时间。因此，动态绑定协议在大多数情况下对网络路由的其余行为没有有害影响。
本发明的各个实施例解决如下技术挑战：协议集合、高可靠性以及自举悖论(bootstrapping paradox)。这里有针对如下方面的一些方法：当在CE服务器处的单个协议例示管理多个FE时，像OSPF/BGP那样的协议如何操作、如何判断CE服务器应该被放在哪里，以及如何确定哪些CE服务器管理哪些FE。自举悖论也是一种鸡和蛋的问题，因为FE需要更新的转发表以便把分组路由到它的CE服务器，但是只有CE服务器能够更新转发表。
路由协议
路由协议在诸如示例性软路由器体系结构的实施例之类的解构路由器网络中运行。路由协议远程地运行于CE 402处并且通过把转发表和其它信息下载到FE 406来控制一个或多个FE 406。示例性软路由器体系结构包括域内路由和域间路由协议实现。
域内路由
诸如OSPF之类的域内路由协议被移往示例性软路由器体系结构中。OSPF是链路状态协议，它启用执行它的每个路由器以便通过把链路状态通告(LSA)可靠地告知其近邻来保持一个描述整个网络拓扑结构的完全相同的链路状态数据库。图9和10突出显示了传统路由器体系结构和示例性软路由器体系结构中执行的OSPF协议之间的区别。
图8示出了现有技术网络，其中，每个路由器300运行一个OSPF实例800，其保持它自己的链路状态数据库(LSDB)。在一个N节点网络中，N个LSDB必须同步。在这个传统的体系结构中，网络中的每个路由器执行它自己的OSPF实例800的拷贝，而在如图10所示的示例性软路由器体系结构中，只有CE执行OSPF实例800。
图9示出了示例性软路由器体系结构的实施例，其中，每个CE402代表多个FE 406运行一个OSPF实例800。在一个N节点网络中，如果每个CE管理10个FE 406，则这里只有N/10个CE。因此，只有N/10个必须被同步，产生更快的收敛。CE代表它控制的多个FE 406远程地执行OSPF实例800。如图10所示的示例性软路由器体系结构和如图8所示的传统体系结构中的FE 406的总数是相同的。可是，CE 402的总数在如图9所示的示例性软路由器体系结构中比在如图8所示的传统体系结构中少。另外，通过网络的OSPF实例800的总数在如图9所示的示例性软路由器体系结构中比在如图8所示的传统体系结构少。
OSPF实例800管理多个FE 406并计算整个网络的路由。在允许一个OSPF实例800管理多个FE 406并且其正在管理内部链路(即，连接单个OSPF实例800管理的FE 406的链路)时，会出现问题。内部链路在图9中用双线示出。示例性软路由器体系结构的实施例包括三个用于管理内部链路的方法：(1)把内部链路和加权通告给其它OSPF近邻，(2)把每个NE 500配置为一个OSPF区域，导致内部链路的概要通告，或(3)使用单独的内部链路路由协议，不导致内部链路的通告。
第一种方法是对传统的分布式OSPF实施的最接近的近似(每一FE 406一个OSPF实例)，因为计算的路由与使用传统分布式OSPF计算的路由相同。换言之，内部链路等同于外部链路来对待。在这个第一方法中，仍然有网络中交换的较少的OSPF协议消息，因为与传统的体系结构相比这里有较少的OSPF进程，导致较低的信息处理开销。
第二种方法试图把OSPF区域配置中固有的自然分层结构与表示示例性软路由器体系结构中的NE 500的定义的分层结构匹配。在这个第二方法中，每个NE 500被定义为一个OSPF区域并且每一区域有单个OSPF进程。这导致内部链路以概要通告的形式通告给其它OSPF进程。这个第二方法在由于内部链路故障/振荡引起的整个网络中的路由变化的形式中导致较少的波动。可是，这个第二方法牺牲了存在于当前结构的最佳路由，因为不保证路由是跨越OSPF区域的最佳的路由。该假定是在最初配置中没有配置的OSPF区域。
第三种方法是三个方法之中优化最大的。在第三种方法中，在内部链路和外部链路定义之间保持严格边界的传统行为被保留并且内部链路不被通告给OSPF近邻(例如，内部链路可以是底架中的底板/交换机构造或者是连接FE 406的超高速链路)。在某种意义上，第三种方法接近模仿在建立NE 500时使用的策略。在三个方法之中，第三种方法导致由于故障引起的最少的路由变化交换的最少的信息以及最快的收敛时间。可是，正如为在传统路由器中的底板/交换机构造假定的那样，只要内部链路真正地具有零费用，就达到最佳的路由。
最后，所有三个方法的共同之处是在示例性软路由器体系结构中的不同OSPF协议例示800之间如何交换OSPF协议消息的问题。至少有两个可能性，OSPF协议消息从CE 402被递送到FE 406以使它向所有的近邻显得就像FE 406正在始发OSPF协议消息一样，或者，OSPF协议消息在CE 402它们自己之间直接交换。前一选项允许NE 500与传统路由器的交互操作性，而后一选项更有效，因为它消除了两个CE 402之间重复的消息交换(即，当两个NE 500通过多个链路连接时)。
实施
在上面讨论的三个方法的首选方法是方法三，它具有最大的优化。另外，为了与传统路由器交互操作，使用的策略是把协议消息从CE 402递送到FE 406，然后把它们作为标准的OSPF消息发送到FE近邻。换言之，使用FE/CE传送协议递送CE 402和FE 406之间的所有控制协议和管理消息。
用于执行并实施关于OSPF协议的实验的测试台设置与如图7所示的相同。OSPF仅仅在动态绑定协议已经收敛并且初始CE/FE绑定已经发生之后启动。如上所述，每一CE 402执行一个OSPF实例800，每一CE 402可以控制一个或多个FE 406。例如，图7中的CE3p 730负责控制FE3a 736、FE3b 738和FE3c 740并且形成单个实体(NE3)，而CE4p732和CE5p 734分别负责控制FE4 742和FE5 744。从OSPF的观点看，每个CE 402被视为网络中的节点并且基于基础的物理FE 406相邻性来建立OSPF相邻性。
一旦OSPF相邻性已经建立并且网络中的全部节点已经收敛它们的链路状态数据库，则OSPF运行Dijkstra的最短路径优先(SPF)算法来确定路由表。路由信息被射入到路由表管理器(RTM)中，路由表管理器(RTM)聚集来自所有其它路由协议(例如BGP，静态)的路由信息并且为给定目的地选择需要被下载到FIB的最佳的可能路由。因为示例性软路由器体系结构中的转发引擎位于远程设备上，所以使用关于路由更新消息的FE/CE传送协议，路由输入项信息从CE 402被传送到FE406。FE 406接收该消息，把信息下载到其转发引擎并且向CE 402回应更新成功。在更新路由故障的情况下，CE 402再一次重试向FE 406发送此更新消息。
实验结果和度量
在如图7所示的试验台上实施实验。示例性软路由器体系结构中的OSPF路由协议的性能被估计并且与传统体系结构中的相比较。所有通过平均来自十个实验运算值而计算所有的结果。三个度量被估计：(1)网络收敛时间，(2)协议消息计数，和(3)路由变化计数。网络收敛时间被定义为自从检测到一个事件改变直到网络中的所有路由器利用更新的路由表输入项已经达到稳态为止所花费的时间。事件可以是链路或节点故障或者恢复。一个较低的收敛时间表示强健的网络，因为网络在受到改变之后迅速达到稳定。不包括作为这个度量的一部分的事件检测，因为检测时间在两个体系结构中是共同的并且能够通过已知方法优化。协议消息计数被定义为在故障事件之后直到网络达到稳定为止网络中的路由器处理的OSPF协议消息数目。这是作为故障结果在处理负荷方面的峰值(spike)测量。短时间周期中的高消息计数会导致拥塞，导致分组丢失、协议状态机器超时、以及网络不稳定。路由变化计数被定义为在故障事件之后直到网络达到稳定为止时网络中的路由器中改变的路由数目。同样，短时间周期内的大量路由变化会消极地影响网络稳定性。
收敛时间
为了比较传统路由器体系结构和示例性软路由器体系结构之间不同的性能度量，两种情况被估计：(1)单链路和(2)单个节点(多个链路)的故障和后续恢复。在实验中，FE5a和FE6a之间的链路被用于单链路故障情形而节点FE6a被用于单个节点故障情形。相同的核心OSPF实施以及缺省配置值被用于比较传统体系结构与示例性软路由器体系结构。SPF保持定时器并且SPF延时器在确定OSPF收敛时间中起作用，所述收敛时间是故障/恢复到稳态之间的时间。在示例性软路由器体系结构中，SPF占用时间(即，在连续的SPF运行之间等待的时间)被设置为10秒的缺省值并且SPF延迟时间(即，在接收数据库改变之后运行SPF之前等待的时间)被设置为5秒。这些计时器通过防止太快速的SPF计算来谨防路由不稳定性。
对于传统体系结构和示例性软路由器体系结构，对于实施的实验，在故障/恢复到稳态之后的平均OSPF收敛时间在下面的表3给出。如表所示，示例性软路由器体系结构的结果稍微好于传统方法的结果。虽然示例性软路由器体系结构通常被期望更好，但是因为示例性软路由器体系结构中的OSPF近邻的总数比传统体系结构中少(由于示例性软路由器体系结构把多个设备聚集来相当于单个NE 500的能力)，所以区别很小，因为收敛时间由链路状态数据库同步中涉及的各个OSPF定时器控制(并且还由于元件数目总的降低不是非常大，即，仅仅从11个节点变为8个节点)。
表3：实验的OSPF收敛时间(秒)
  事件   传统的   软路由器
  链路故障   5.9   5.71
  链路恢复   15.5   14.68
  节点故障   6.9   6.86
  节点恢复   17.9   16.29
消息和路由变化计数
在示例性软路由器体系结构和传统体系结构之间比较其它两个性能度量的结果。OSPF消息的总数与路由更新/改变的总数进行比较。当链路或者节点出故障或恢复(或者产生新的)时，OSPF触发遍至网络的链路更新消息。一旦全部节点上的链路状态数据库同步并达到稳态，则Dijkstra的SPF算法被用来计算每个目的地的最短路径并且相应地更新路由。表4表示传统体系结构(TR)和示例性软路由器体系结构(SR)的结果。表4显示在两个度量中，示例性软路由器体系结构更好。同样，这是由于示例性软路由器体系结构中较低的总节点数和相应的近邻数。因此，不仅OSPF收敛更快，而且它在示例性软路由器体系结构中涌出更少的消息并且引起更少的路由变化。
表4：测试台实验结果
  拓扑结构  事件(F)＝故障(R)＝恢复   #信息   路由变化
  TR   SR   TR   SR
  测试台  链路(F)   177   77   36   14
 链路(R)   237   190   29   24
 节点(F)   238   80   55   20
 节点(R)   555   290   61   29
仿真结果
对于较大的拓扑结构，以仿真的形式研究故障对这些度量的影响。仿真器被用来估计示例性软路由器体系结构中可能的优化。仿真器执行仿真网络中每个路由器的实际软件程序(ospfd)的拷贝，因此使用为传统体系结构优化的OSPF实施来允许高保真度的估计。这个仿真器被扩展以便估计如下示例性软路由器体系结构中的OSPF性能。转发和控制平面被分开。软件程序在CE 402上被远程地执行。多个路由器(FE 406)的概念被引入软件程序中。外部和内部链路的概念也被引入软件程序中。从每个FE 406的观点看，单个链路状态数据库被保持在软件程序中，但是被修改以允许通过运行Dijkstra的SPF算法所导出的每个FE 406的唯一路由表。OSPF方法一和三被仿真来说明与传统体系结构相比较时，示例性软路由器体系结构中的性能增益范围。
在估计中，考虑N节点环和全网状拓扑结构以及典型的ISP pop级拓扑结构(20个节点，44个链路层1ISP拓扑结构；参见图6)。所有链路的链路传播延迟被设置为10毫秒。当这些拓扑结构遭受诸如链路或节点故障/恢复之类的改变时，三个性能度量被估计。
收敛时间
获得在单个链路故障之后的收敛时间量度的结果。确定多久执行SPF计算的SPF延时器被设置为一秒。传统路由器体系结构(TR)的性能与示例性软路由器体系结构中OSPF优化方法一的性能的每一节点一个OSPF进程比较。在方法一中，TR和SR导致相同的路由变化数目以及收敛之后完全相同的路由表。考虑一个CE 402和两个CE 402管理整个网络的情况。每个CE 402最多远离它控制的所有FE N/10个跳跃。(在此条件下还执行灵敏度分析。)一个CE 402管理整个网络的情况意味着没有OSPF协议信息交换发生。当通知CE 402链路故障事件时，CE 402只是简单执行所有FE 406的所有配对SPF计算并把更新的FIB输入项下载到FE 406。虽然整个网络有一个CE 402对于大型网络可能是不可扩展的，但是它对于小型到中型网络能非常有效。另外，即使有一个逻辑的CE 402，CE 402能够在具有热故障转移和高链路连接性的结实的多叶片架式服务器上被实现，得到高效率。
图10是示出一个环状拓扑结构中实验的平均收敛时间与节点数目的图。每个数据点是来自100个实验中的收敛时间的平均。在所有的情况中，收敛时间通常随着节点数目的增加而增加。可是，在传统体系结构中，收敛时间中的增加速率比示例性软路由器体系结构中的增加速率高。这是由于传统体系结构中较高的执行N个OSPF进程的开销以及因此较高的信息处理负载。最后，整个网络的一个CE 402的示例性软路由器体系结构例示导致最低的收敛时间，因为OSPF协议进程开销非常少。
图11是示出实验的平均收敛时间与不同的20个节点拓扑结构(即环、ISP和网孔)的图。对于传统体系结构，随着节点等级从环状增加到ISP，收敛时间从1640ms改良到1481ms。可是，随着拓扑结构变成全连接的网孔，收敛时间稍微增加(从1481ms到1511ms)。这是由于在多个路径上到达的处理增加的OSPF消息的负载。在示例性软路由器体系结构的情况下，收敛时间值对于所有的体系结构都较低。此外，环状和ISP拓扑结构的收敛时间值之间有很小的差值，因为CE 402和FE 406之间的最坏情况的距离(在两种情况中设置为N/10个跳跃)确定收敛时间。
图12是示出100个节点环状拓扑结构的实验的平均收敛时间与SPF延时器值的图。一个OSPF厂商实施中的SPF延迟的典型数值是5秒。SPF延时器从50毫秒变化到5秒以便确定通过减少SPF延时器值是否能够极大地减少收敛时间。示例性软路由器体系结构情况中的CE402最多远离每个FE 406 10个跳跃并且有一个管理整个网络的CE402。从图12中很清楚SPF延时器在确定收敛时间中起作用。虽然SPF计算是计算集中的，但是它们仍然只具有毫秒级。因此，SPF延迟值(特别是当它在秒级时)和传播延迟(对于高直径网络，比如环状网络之类的)倾向于占优势。
图13是示出在具有管理示例性软路由器体系结构的一个CE 402的环状拓扑结构中，实验的平均收敛时间与节点数目的图。通过变化CE 402远离FE 406的最坏情况的跳跃数来估计CE 402布置的灵敏度。因为OSPF计算在CE 402处被执行，所以FE 406和CE 402之间的消息延迟导致示例性软路由器体系结构中的高开销。SPF延时器被设置为50毫秒以便考虑收敛时间中的极大降低。
示例性软路由器体系结构中的最坏情况收敛时间对应于CE 402远离其FE 406N/2个跳跃的情况(N/2是环状的网络直径)。在这种情况下，在示例性软路由器体系结构和传统路由器体系结构中的收敛时间几乎相同(在图13中的线是重叠的)。这是因为传统路由器体系结构中的最坏情况传播延迟(网络直径)与示例性软路由器体系结构中的最坏情况传播延迟(CE-FE距离)相同。
因此，如果使得SPF延时器任意小，则在链路故障之后的收敛时间由传播延迟控制。可是，因为SPF延时器对抗网络不稳定性，SPF延时器的非常小的数值在具有100OSPF进程的传统路由器体系结构中比具有1-3OSPF进程的示例性软路由器体系结构中更可能引起网络不稳定性。
图14是示出实验的故障恢复时间与节点数目的图。以ms为单位的平均故障恢复时间在纵轴上被示出并且节点数目(0，10，…100)在横轴上被示出。图7中所示的数据来自N节点环形网的仿真。在这个仿真中，事件是单个链路故障并且最短路径优先(SPF)延时器被设置为一秒并且确定多长时间执行SPF计算。对于此仿真中的示例性软路由器体系结构，CE被假设最多远离其FE N/10个跳跃。示例性软路由器体系结构中有一些数量级较小的OSPF进程，这导致更快的故障恢复。在这个仿真中，示例性软路由器体系结构的最低故障恢复时间是执行整个网络的路由计算的一个CE/OSPF进程。
图15是SPF延迟时间为50ms的实验故障恢复时间与节点数目的图。虽然50ms SPF延时器对于具有很少OSPF实例的示例性软路由器体系结构是理想的，但是此设置可能会导致具有几百个OSPF实例的传统体系结构中的网络不稳定性。当示例性软路由器网络由一个或两个主CE/OSPF进程管理并且从CE到其FE的传播延迟很小时，50ms故障恢复时间是合理的。谨慎地放置CE是设计示例性软路由器体系结构的实施例的一部分。
消息和路由变化计数
使用20个节点环状、网孔和ISP拓扑结构执行一组实验来确定OSPF消息数目和在网络中改变之后而发生的路由变化。在示例性软路由器体系结构的情况下，依据将有零协议消息被交换的消息开销，则让一个CE 402管理整个网络将是最佳的。如果网络在地理上是分散的，如上所述，则二个或三个CE 402管理网络将降低FE 406和CE 402之间的传播延迟，导致更快的收敛。因此，提出三个CE 402管理示例性软路由器体系结构情况的稳妥结果。
传统的分布式OSPF实施(TR)被仿真并且示例性软路由器体系结构中的方法一和三被标识为SR1和SR3。SR1通告所有的内部链路并且因此与TR相比并没有降低路由变化数目。可是，SR1显著降低了交换的OSPF信息数目，因为网络中有较少的OSPF实例800。由于不通告内部链路，SR3进一步优化了SR1，因此导致比SR1更少的路由变化。
表6：仿真结果；图标：L＝链路，N＝节点，F＝故障，R＝恢复
  拓扑结构   事件   总消息(Max)   总路由变化
  TR   SR1&SR3   TR&SR1   SR3
  20个节点环状   L-F   38(2)   4(2)   340   86
  L-R   56(6)   15(6)   340   86
  N-F   110(6)   6(2)   327   88
  N-R   148(12)   25(9)   388   122
  20个节点ISP   L-F   86(9)   20(9)   198   100
  L-R   171(23)   39(23)   198   100
  N-F   553(64)   22(10)   1095   409
  N-R   1064(105)   198(85)   1550   833
  20个节点网孔   L-F   378(19)   262(96)   59   49
  L-R   747(41)   450(170)   59   49
  N-F   6046(357)   264(96)   380   310
表6示出了结果。首先，可以看出随着网络平均节点程度的增加，变化事件的OSPF消息和路由变化数目增加。因此，网状拓扑结构展现出最高的消息计数和路由变化数目，接着是ISP拓扑结构，最后是环状拓扑结构。
其次，可以看出：与TR相比，SR1在网络中处理的总OSPF消息方面提供大的降低，并且在环状和ISP拓扑结构的情况下，单个CE 402处理的最大OSPF消息有显著的降低。消息降低中的百分比增益是环状拓扑结构最高而网状拓扑结构最低。这是因为环状(网孔)拓扑结构具有最低(最高)数目的外部链路并且SR1在每个外部链路上建立相邻性。由于不在两个NE 500之间的平行外部链路上建立相邻性，SR1能够被进一步优化，导致交换消息的进一步降低。
第三，可以看出：与TR相比，SR1关于路由变化度量没有提供任何降低，因为SR1通告所有的链路以便达到与TR完全相同的路由性能。与TR/SR1相比，SR3能够显著降低路由变化数目，因为它没有通告内部链路。如果内部链路是连接彼此接近的FE 406的高带宽链路，则内部链路可以被认为是零费用链路，并且因此SR3将适合于此类网络。同样，如同以前，随着外部链路的百分比从环状到网状拓扑结构增加，网络中的总路由变化中的百分比降低减少。
最后，考虑ISP拓扑结构的结果。SR1能够降低把随着节点故障所处理的消息总数从553降低到22并且任何节点处理的最大消息数目从64降低到10(降低了84％)。在传统路由器体系结构中，ISP拓扑结构中的每个节点必须能够在出现故障后的短时间内处理最大量的消息计数。相比之下，示例性软路由器体系结构中的CE 402是具有最快速处理器的服务器并且比具有较慢控制处理器的传统路由器体系结构处理更少的消息。另外，对于SR3，网络中的路由变化数目也从1095降低到409。因此，使用方法SR1/SR3的示例性软路由器体系结构被更好地装备来处理作为网络故障结果的过载情况，导致更好的网络稳定性。
结果概述
由于其可靠的扩散机制，故障后的OSPF收敛在当前分布式网络中十分有效。当前网络中的收敛时间的主要部分应归于SPF延时器。需要缺省SPF延时器数值为5秒来降低当前具有成百的OSPF进程的网络方面的网络不稳定性，在示例性的软路由器体系结构的OSPF优化，通过主动使用SPF延迟器设置，有助于将收敛时间压低到大约10ms，或更少，因为仅仅二个或三个OSPF进程对管理整个网络来说是必须的。最后，示例性软路由器体系结构中的CE 402和FE 406之间的延迟在收敛时间中起作用，并且因此如上所述的谨慎规划有助于把CE 402放置到接近它们的FE 406。
与当前网络相比，示例性软路由器体系结构中的OSPF优化在由于消息处理和路由变化引起的过载的降低方面有更严重的影响。通过允许较少的OSPF进程来管理网络中所有的路由器，即使对于三个CE402管理网络的情况，消息计数也能够减少高达大约80％。对于一个CE 402的情况，消息计数降低将是100％。另外，如果NE 500的内部链路没有在OSPF消息中通告，则路由变化数目还可以被显著降低。因此，通过让较少的CE 402管理网络中所有的FE 406，在示例性软路由器体系结构的实施例中由于收敛时间测量的网络稳定性、消息计数以及路由变化能够被显著地改善。
域间路由
在示例性软路由器体系结构中部署域间路由协议，具体地说是BGP，导致许多益处。
图16示出了具有路由反射器的现有技术网络。此网络是具有路由反射器的BGP的典型配置。在使用外部BGP(E-BGP)1606的大型AS网络1604中有几个路由器反射器客户机1600和反射器1602。这个配置有两个主要缺点。具体地说，在某种情况下，网络1604会进入持久的路由振荡，其中，路由器的子集可以交换路由信息而永远到达不了稳定的路由状态。路由反射器体系结构的另一问题是内部BGP(I-BGP)可靠性。虽然在全网孔I-BGP体系结构情况下一个I-BGP会话的故障只影响两个路由器，但是两个路由反射器1602之间的会话的同一故障可能会隔开网络1604，导致显著降低可靠性。
图17示出了示例性软路由器体系结构的实施例。在BGP AS网络1706中有FE/CE协议客户机1700、I-BGP网孔1702和较少的E-BGP1704通信。图17有一个能够在CE 402之中被保持的全I-BGP网孔1702。这消除了网络不稳定性，而象如图16所示的现有技术BGP AS网络1604中那样使用路由反射器1600则可能有网络不稳定性。CE 402可以使用1：N的冗余度来提高可靠性。FE 406只需要运行简单的FE/CE协议。在示例性软路由器体系结构中的BGP配置的情况下，运行BGP的CE 402数目通常至少在小于路由器数目的数量级上。因此，全I-BGP网孔能够很容易被保持在CE 402之中。CE 402使用标准协议下载适当的转发表给所有的FE 406。因此，持久的路由振荡问题在示例性软路由器体系结构中被简单解决(因为没有路由反射器)，从而提高了网络可用性。另外，在示例性软路由器体系结构中，I-BGP网孔在使用诸如1∶N(N＞1)之类的较高冗余度(与路由器的控制处理器上的1∶1冗余相比)的服务器之间。因此，在示例性软路由器体系结构中BGP稳定性和可靠性可以被显著改善，假定CE 402是多归属的并且网络中有多个CE 402用于故障转移。在示例性软路由器体系结构中的BGP的实施中，标准协议被用来与FE 406通信而不是IGP和I-BGP，这简化了FE 406上的软件，并且I-BGP网孔被使用在单个AS内部的CE 402服务器之间。
软路由器体系结构的示例性实施例克服了许多技术挑战，比如协议集合、网络设计以及自举悖论之类的。它确定了当在CE 402处的单个协议例示管理多个FE 406时，像OSPF/BGP的协议如何运转。对于OSPF，当示例性软路由器网络由一个或两个主CE/OSPF进程管理并且从CE 402到其FE 406的传播延迟很小时，初步的结果指示大约50ms的故障恢复时间是合理的。对于BGP，在一些CE 406之中可以保持全BGP网孔，这消除了在路由反射器体系结构下可能出现的网络不稳定性。它确定了在网络设计中如何放置CE 402以及哪些CE 402应该管理哪些FE 406。基于递归图形平分的示例性方法识别在哪里放置CE402以及每个CE 402应该管理哪些FE 406组。自举悖论，(即FE 406需要更新的转发表以便把分组路由到它的CE 402，但是只有CE 402能够更新转发表)通过一个打破这个循环的示例性发现协议来解决。这个协议允许每个FE 406绑定到它的CE 402并且在它们之间提供简单的路由能力。
示例性软路由器体系结构的一个示例性应用是增加区别特征到以太网。大都市的以太网配置正在迅速扩展。虚拟路径链路(VPL)是宽区域配置中的一个关键特征，但是它违背纯以太网交换。存在对于MPLS转发硬件和IP控制平面的需要。新的芯片集成了转发支持。VPL的控制平面需要包括运行复杂软件的以太网交换机。示例性软路由器体系结构的实施例包括CE 402，由于在每个以太网交换机上不需要复杂的IP软件而简化了网络。启用自定义的路径计算允许CE 402具有区别的特征。
示例性软路由器体系结构的另一个示例性应用是POP中的联合路由。使用软路由器体系结构，能够显著降低POP的总费用，因为它使用商品硬件而不是专门的硬件，多个厂商的基于标准的FE 406，并且具有类似于以太网与路由器接口的订价能力。基于开放源的路由软件平衡了大部分团体参与者所参与的开发。需要较少的控制器。现今，具有15个路由器的POP有30个控制器(1∶1冗余度)，而软路由器网络只需要大约两到四个CE 402。
图18示出根据示例性软路由器体系结构在入网点(POP)中的联合路由。示例性软路由器体系结构的另一个示例性应用是POP中的联合路由。POP以太网网络1802通过核心路由器1804连接到核心网络1806。POP以太网网络1802也连接到软路由器服务器(CE)402，验证、批准以及记帐(AAA)服务器1808。数字用户线路接入多路复用器(DSLAM)1810和边缘路由器1812(例如IP/ATM/帧中继)连接到FE 406，FE 406连接到POP以太网网络1802。使用软路由器，能够降低POP的总费用，因为它使用商用硬件而不是专门的硬件，多个厂商的基于标准的FE4506，并且具有类似于以太网与路由器接口的订价能力。基于开放源的路由软件平衡了大部分团体参与者所参与的开发。需要较少的控制器。现今，具有15个路由器的POP有30个控制器(1∶1冗余度)，而软路由器网络只需要大约两到四个CE 402。
总之，路由器网络变得越来越复杂。出现的应用和性能需求正向IP推进更多的功能。在路由器中增加太多的IP功能导致在网络的多个路由器中复杂功能的加倍。在示例性软路由器体系结构中路由器硬件与软件的分散解决了这个问题并且具有潜在的主要的另外的优点。在示例性软路由器体系结构中，路由器控制和传送平面被分散因此传送平面包括分组转发元件而控制平面包括控制元件服务器和特征服务器。控制平面和传送平面使用标准协议通信。这个概念的一些益处尤其包括：复杂功能的集中化、较低的费用、更快并且价格比较低廉地引入新的应用，由于开放式API和递增的配置，在所有益处中，特别提高了可扩展性、可靠性和安全性。
图19是示出一台计算机的高级框图。计算机1900可以被使用来实现本发明的实施例。计算机1900包括处理器1930以及用于储存各种程序1944和数据1946的存储器1940。存储器1940也可以储存支持程序1944的操作系统1942。
处理器1930与诸如电源、时钟电路、高速缓存等等之类的传统的支持电路以及在执行储存在存储器1940中的软件例程时进行协助的电路协作。如此，可以预期：作为软件方法在此讨论的一些步骤例如可以作为与处理器1930协作来执行各个方法步骤的电路在硬件内被实现。计算机1900还包括输入输出(I/O)电路，其在与计算机1900通信的各个功能元件之间形成接口。
虽然计算机1900被描述为被编程来执行根据本发明的各个功能的通用计算机，但是本发明例如可以作为专用集成电路(ASIC)或者现场可编程门阵列(FPGA)以硬件的形式被实现。如此，在此所述的处理步骤意指概括地解释为由软件、硬件或者它们的组合同等地执行。
本发明可以被实现为一种计算机程序产品，其中，计算机指令在被计算机处理时适配计算机的操作以便调用或被提供本发明的方法和/或技术。用于调用本发明方法的指令可以被储存在固定或者可移动的介质中，经由广播介质或者其它信号承载介质中的数据流而被发射，和/或被储存在根据指令操作的计算设备内的工作存储器内。
本发明对于用户有许多益处，包括较低的成本、新的收入机会、更好的可扩展性、增加的可靠性以及提高了的安全性。较低的费用出自资本费用较低的日用化、基于标准的硬件以及专用的控制平面服务器，这意味着较少的管理点以及较低的操作费用。因为通过集中式管理使得使用开放式应用编程接口(API)和增加的配置，更容易添加的支持新业务的基于网络的应用更简单，所以有新的收入机会。因为使用沿用已久的服务器扩展技术更容易扩展集中式控制平面服务器，所以有更好的可扩展性。因为由于在基于服务器的控制平面中更容易实现的较少的软件和其它可靠性增强机制(例如故障转移和过载控制)而使转发元件更强健，所以增加了可靠性。因为使用周界防御系统(例如防火墙)，集中式控制平面服务器更容易保证安全，所以提高了安全性。
资本开支和运转开支较低。示例性软路由器体系结构分开了控制和转发元件的创新曲线。硬件厂商能够集中注意力在更高的速度和密度上。新的软件厂商能够进入市场并且集中注意力在应用程序和更容易的易管理性上。更多的竞争参与者将产生较低的价格。CE由低成本的一般计算叶片组成，而不是由昂贵的路由器控制板组成。控制服务器被许多路由器共享，这导致更好的效率。拥有CE平衡了服务器平台的中央处理器(CPU)的价格-性能曲线。FE主要是基于硬件的并且需要很少的管理，类似于层2设备。较少的控制平面服务器意味着较少的管理点。这降低了错误配置的可能性。
示例性软路由器体系结构被设计为比传统网络更可靠。FE软件比CE软件更简单一个数量级，这使得FE更强健。CE以及这些元件之间的故障转移的策略布置允许网络处理预定数目的故障，除了处于转发元件岛而没有连接到CE的严重的网络分隔中之外。
控制点较少，导致更快的路由器收敛和更好的网络稳定性。在故障之后同步的OSPF链路状态数据库较少。假定故障检测时间不变，则收敛更快。这些服务器之间的全网孔I-BGP是合理的。关于BGP路由反射器体系结构的某些网络不稳定性问题可以被消除。
与传统的模型相比，在示例性软路由器体系结构中安全性被改善。专门的路由器操作系统(OS)没有象诸如Linux之类的开放式源控制软件那样被广泛测试。对路由器OS的攻击最近已在增加。多个控制叶片好于一个或两个控制叶片。由于恶意业务引起的过载会在示例性软路由器体系结构中的服务器中的大量控制叶片中分发。在多叶片软路由器服务器中还可以执行复杂的统计分析用于入侵检测。单独的防火墙保护控制叶片比没有好。使用专用防火墙，使示例性软路由器体系结构实施例中较少的控制平面服务器更容易保证安全。单独的信令网好于共享的信令网。示例性软路由器体系结构的实施例允许连接控制服务器的单独的信令网的可能性。
把路由器解构成为转发和控制元件是上述示例性软路由器体系结构实施例的基础。转发元件主要执行反复性的硬件集中的分组处理任务，比如分组过滤、IP分组报头上的最长前缀匹配、业务管理以及交换等等。这些转发元件传送所有的业务并且分布在网络各处。数量少并且位于网络中战略位置处的控制元件具体为当前路由器的所有控制逻辑。因此，它们是更加软件集中的并且比转发元件复杂。传统的路由器由一组与(与之静态相关)最多两个控制元件共处的一组转发元件组成。本发明引入了一个新的范例，其中控制元件可以远离特定的转发元件多个网络跳跃并且转发和控制元件之间的绑定是动态的。示例性软路由器体系结构的实施例有许多技术益处，包括稳定性提高和可靠性增加。来自测试台的仿真和结果量化了这些益处。一些控制元件执行大量转发元件的路由计算的这样体系结构有可能不只是路由器，而且还提供对控制平面状态的网络范围的更容易接入。
虽然上文是针对本发明的各个实施例，但是本发明的其它以及另外的实施例可以被设计而没有偏离它的基本范围。如此，本发明的适当范围要按照随后的权利要求来确定。

Claims (10)

1、一种网络体系结构，包括：
包括多个FE的第一转发元件(FE)组；
用于控制第一FE组的第一控制元件(CE)，第一CE代表第一FE组中的每个FE提供一个第一协议进程，第一CE物理上远离第一FE组中的FE，第一CE动态地绑定到第一FE组中的每个FE；和
包括第一CE和第一FE组的第一网络元件(NE)。
2、权利要求1的网络体系结构，其中：多个CE控制第一NE中的第一FE组。
3、权利要求1的网络体系结构，还包括：
第二FE组，它包括不同于第一FE组中的FE的多个FE；
用于控制第二FE组的第二CE，第二CE代表第二FE组运行一个第二协议进程，第二CE物理上远离第二FE组；和
包括第二CE和第二FE组的第二NE。
4、权利要求3的网络体系结构，其中：单个协议进程管理第一NE的FE并计算第一NE的FE的域内路由。
5、权利要求4的网络体系结构，其中：内部链路和内部链路的加权被通告给近邻。
6、一种网络体系结构，包括：
多个转发元件(FE)；
多个控制元件(CE)，每个CE控制与其它CE不同的一个FE组，CE物理上远离FE；和
CE中的全内部边界网关协议(I-BGP)网孔；
其中，每个CE使用协议与其控制的FE通信。
7、权利要求6的网络体系结构，还包括域内路由和域间路由。
8、一种网络体系结构，包括：
多个核心路由器；
连接到核心路由器的核心网络；
多个转发元件(FE)；
多个控制元件(CE)，每个CE控制一个以上的FE，每个CE动态地绑定到其控制的FE上，每个CE物理上远离其控制的FE，每个CE经由标准协议与其控制的FE通信；和
入网点(POP)以太网网络，它通过核心路由器连接到核心网络、连接到CE并且连接到FE。
9、一种网络体系结构，包括：
多个FE，每个FE可被代表所述FE提供协议进程的至少一个CE控制；
其中每个FE物理上远离CE；
其中每个FE动态地绑定到CE上。
10、一种网络体系结构，包括：
用于控制多个FE的CE，CE代表每个FE提供协议进程；和
用于把CE动态地绑定到每个FE上的动态绑定协议；
其中，CE物理上远离FE。
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