CN101099341B - 用于调度网络域的内部节点针对可达性事件的扫描的系统和方法 - Google Patents

Abstract

一种用于通过网络域的边界节点(200)调度内部网络节点对可达性事件的扫描的布置，该布置根据节点接收到可达性通知(705)的速率来调度扫描。随着通知被接收的速率增大，扫描之间的间隔也增大(710)。相反，随着通知的速率减小，间隔也减小。

Description

用于调度网络域的内部节点针对可达性事件的扫描的系统和方法

技术领域

本发明涉及在诸如利用边界网关协议(BGP)的路由器等的单元中对可达性事件处理的调度。更具体而言，本发明涉及这样的系统，其中所述单元在可动态调节的间隔之后扫描这些事件以使系统中的不稳定性最小化并且在不会过度延迟的情况下处理这些事件。

背景技术

本发明所应用的典型网络包括在自治域中被组织的大量网络节点，例如工作站。(逻辑上)邻接的域之间的通信在某种程度上是通过诸如利用边界网关协议的路由器等的单元来组织的。利用该协议，路由器通过诸如TCP/IP等的连接与邻居域中的对等路由器通信，以向后者路由器提供去往域内或域外的网络节点的数据应当被导向到的路由器的下一跳IP地址。边界网关协议(BGP)在RFC 1771中有所描述。具体而言，BGP路由器向其对等方广告流量应当通过其被导向的路径的更新，以搜索位于域内或经该域到另一域的特定节点。

本发明涉及“可达性事件”的处理，即域中可能影响被广告给对等方的路径的单元的状态变化。例如，域内的“下一跳”节点或沿路径到消息的接收方的另一节点可能已发生故障或不可用；或者先前不可用的节点已变为可用的。这些事件中的很多事件(如果不是大多数事件)的通知通常在由域内的其它节点发送的消息中被接收。为了提供确定性，BGP单元可周期性地扫描该单元向其对等方广告的路径中的所有下一跳单元。但是，扫描间隔就必须非常长以对付搅拌(churning)。

发明内容

根据本发明，扫描间隔是动态的。扫描过程基于可达性事件通知的接收。最初，BGP单元分配通知的接收和后续扫描之间的标准延迟间隔。当可达性事件被快速接收时间隔增大，并且当所接收到的事件之间的时间增加时间隔减小。间隔增大或减小的速率可以是可达性事件被接收的速率的指数函数或加性函数或任何其它所需要的函数。例如，当第一次接收到可达性事件的通知时，“惩罚”延迟被添加到标准间隔，以使得直到在第一次扫描之后等于标准间隔加上惩罚增量的延迟间隔期满，下一次扫描才发生。如果在下一次扫描之前接收到另一事件的通知，则另一惩罚增量被添加到在其后可以开始第二次扫描的间隔上。因而，扫描之间的间隔根据事件通知被接收的速度动态地增大。该速度一般是搅拌的指示。因此，通过延迟下一次扫描，内部BGP一直等到内部系统安定下来。

相反，如果BGP单元接收到可达性宣告的速率大幅度降低，则下一次扫描的等待时间将减少直到降至0。

这种布置应用于所有的可达性事件通知，不管它们是在来自域中的其它节点的自发消息中被接收到的还是作为扫描的结果被接收到的。因而，如果扫描发现一个或多个可达性事件，则下一次扫描将根据这样的事件的数目被延迟。具体而言，惩罚增量被添加到每个事件并且下一次扫描相应地被延迟。

根据本发明第一方面，提供了一种通过使用边界网关协议的域边界节点来调度对网络域中的可达性事件的扫描的方法，该方法包括以下步骤：(a)分配扫描之间的初始扫描间隔；(b)如果在扫描间隔期满之前接收到可达性事件的通知时，就向最近的前一可达性事件通知的扫描间隔添加惩罚增量，从而所述扫描间隔随着连续的可达性事件通知的接收而增大；以及(c)在所述扫描间隔期满之后调度要进行的下一次扫描。

根据本发明第二方面，提供了一种在第一网络域中的边界单元，所述边界单元向其它域中的对等单元广告从所述其它域到所述第一域中的下一跳节点的路径的改变，所述边界单元包括用于处理涉及所述第一域内的下一跳单元的可达性事件的装置，所述边界单元包括用于调度下一跳节点的扫描以获得可达性事件的装置，所述调度装置包括：(A)用于记录可达性事件的通知的接收和发起下一次扫描的时间之间的标准延迟的装置；(B)用于当在所述标准延迟期满之前接收到可达性事件通知时，向所述标准延迟添加惩罚增量以创建下一次接收到可达性事件通知和随后的扫描之间的总延迟，并且如果在发起扫描之前接收到另一可达性事件通知，则向所述总延迟添加惩罚增量，从而使每个可达性事件通知和随后的扫描之间的总延迟随着在扫描之前可达性事件通知的接收而增大的装置；以及(C)用于周期性地减小所述总延迟的装置。

附图说明

本发明下面的描述参考附图，其中：

图1是计算机网络的示意框图；

图2是域间路由器的示意框图；

图3是传统网络协议栈的示意框图；

图4是传统BGP更新消息的示意框图；

图5是路径属性的示意框图；

图6是示出了BGP协议的体系结构的示意框图；以及

图7A和7B是示出了可用于实现本发明的例程的流程图。

具体实施方式

图1是计算机网络100的示意性框图，其包括通过中间节点互连的多个路由域或自治系统，所述中间节点例如是传统的域内路由器120和域间路由器200。自治系统可以包括通过域间路由器互连的各种路由域(AS_{1- 4})。域间路由器200再通过共享的中间网络(例如局域网(LAN)104)和点对点链路102(例如帧中继链路、异步传输模式链路或其它串联链路)被互连。路由器之间的通信通常会通过根据诸如传输控制协议/因特网协议(TCP/IP)等的预定协议交换离散数据分组或消息而受到影响。本领域技术人员应当理解诸如因特网分组交换(IPX)协议等的其它协议也可以结合本发明被有益地使用。

图2是可以结合本发明有益地使用的域间路由器200的示意性框图。域间路由器200包括经由高速交换构架250(例如交叉互连或高速总线)被连接到多个进入和外出线路卡(线路卡260)的多个松散耦合的处理器210。本领域技术人员将意识到诸如被互连作为多节点集群的多个独立节点等的其它路由器平台也可以根据本发明被使用。在该上下文中，术语“节点”表示被适配为容纳包括处理器和线路卡的多个模块的机架。

处理器210是示例性的路由处理器(RP)，每个处理器210具有专用存储器230。存储器230可以包括处理器可寻址的存储位置，用于存储与分布式路由协议体系结构相关联的软件程序和数据结构。每个处理器210可以包括处理元件或逻辑，用于执行软件程序并操纵数据结构。路由器操作系统232通过调用在处理器上执行的软件进程所支持的网络操作等来功能性地组织路由器，所述路由器操作系统232的某些部分通常位于存储器230中并且由处理器执行。本领域技术人员将清楚，其它处理器和存储器装置(包括各种计算机可读介质)可以被用于存储并执行适合于这里所描述的本发明体系结构的程序指令。

在所示出的实施例中，每个RP 210包括被配置为对称多处理(SMP)对的两个中央处理单元(CPU 220)，例如Power-PC 7460芯片。CPU SMP对被适配为运行路由器操作系统232的单个拷贝并且访问其存储器空间230。如图所示，每个RP具有与路由器200中的其它RP相分离的存储器空间。处理器利用进程间通信(IPC)机制进行通信。另外，每个线路卡260包括接口270，该接口具有耦合到接收转发处理器(FP Rx280)和发送转发处理器(FP Tx 290)的多个端口。FP Rx 280为在入口线路卡的接口270上的路由器处接收到的每个分组进行转发判决，以确定将分组转发给哪个RP 210。为此，FP Rx利用FIB 275的内部转发信息库IFIB来进行转发判决。类似地，FP Tx 290对经由出口线路卡的接口270从路由器发送的分组执行查找操作(利用FIB 275)。根据本发明，每个FP Tx 290还包括下面将描述的自适应定时单元292。

域间路由器200的关键功能是确定分组被发往的下一个节点；为了实现这样的“路由”，域间路由器共同合作以确定通过计算机网络100的最佳路径。路由功能优选地由每个路由器中的传统协议栈的联网(internetwork)层来执行。图3是传统网络协议栈的示意性框图，例如因特网通信协议栈300。因特网协议栈的体系结构由4层表示，这4层按照向上接口的顺序分别称为网络接口层308、联网层306、传输层304和应用层302。

较低的网络接口层308一般在硬件和固件中被标准化并实现，而较高的层通常以软件的形式被实现。因特网体系结构的主要联网层协议是IP协议。IP主要是无连接协议，其实现被交换分组的联网路由、分段和重组并且依赖于传输协议以保证端到端的可靠性，所述被交换的分组在因特网环境中一般被称为“数据报”。这种传输协议的一个示例是由传输层304实现的TCP协议，并且向因特网体系结构的上层协议提供面向连接的服务。术语TCP/IP通常被用于表示因特网体系结构。

具体而言，联网层306涉及域间路由器用来使得域间路由器可以共同合作以计算通过计算机网络100的路径的协议和算法。诸如边界网关协议第4版(BGP)等的域间路由协议被用于执行通过计算机网络的域间路由(针对联网层)。域间路由器200(下文中称为“对等路由器”)通过可靠的传输层连接(例如TCP)在自治系统之间交换路由和可达性信息。邻接(adjacency)是形成在所选择的对等路由器之间以实现交换路由消息并提取网络拓扑的目的的关系。BGP协议利用TCP传输层304来确保对等路由器之间路由消息的可靠传送。

为了根据BGP协议执行路由操作，每个域间路由器200维护列出了到特定网络的所有可行路径的路由表800。当路由器的路由表改变时，路由器还利用路由更新消息400来交换路由信息。路由更新消息由更新路由器产生以在整个计算机网络上广告最佳路径到其每个邻居对等路由器。这些路由更新允许自治系统的BGP路由器来构建一致且最新的网络拓扑。

图4是传统BGP更新消息400的示意性框图，该消息包括附加到头部410的多个字段。不可行路由长度字段402指示撤消路由字段404的总长度，撤消路由字段404示例性地包含从服务中被撤消的路由的IP地址前缀的列表。总路径属性长度字段406指示路径属性字段500的总长度并且网络层可达性信息字段408示例性地包含IP(IPv4或IPv6)地址前缀列表。注意，一组路径属性和前缀的组合被称为“路由”；术语“路由”和“路径”在这里可以互换地使用。更新消息400的格式和功能在RFC 1771和Interconnections，Bridges and Routers中有所描述。

具体而言，路径属性字段500包括一系列字段，其中每个字段以三元组(即属性类型、属性长度、属性值)的形式描述路径属性。图5是路径属性字段500的示意性框图，该字段500包括多个子字段，这些子字段包括标志子字段502、属性类型子字段504、属性长度子字段506和属性值子字段508。具体而言，属性类型子字段504指定了多个属性类型码，其示例包括自治系统(AS)路径、多出口鉴别器(MED)码和共同体属性，该共同体属性是一组可应用于路由的不透明32位标签。MED是可选的非传递(non-transitive)属性，该属性的值可以被更新BGP路由器的判决算法用于在到邻居自治系统的多个出口点之间进行鉴别，这里将进一步描述。注意，路径属性得自于配置和协议(即从BGP协议传达的)信息的组合。

BGP体系结构

图6是示出了BGP协议的体系结构的示意性框图。对等方经由TCP连接602宣告路由更新。BGP协议“监听”路由更新消息400并将针对每个连接的所有被获知的路由存储在BGP数据库中。BGP数据库示例性地被组织为邻接RIB In(Adj-RIB-In 610)、邻接RIB Out(Adj-RIB-Out640)和本地RIB(loc-RIB 620)。每个对等方/TCP连接602与Adj-RIB-In 610和Adj-RIB-Out 640相关联。注意，这个关联是概念性的数据构建；通常对于每个对等方没有单独的Adj-RIB-In/-Out数据库。

BGP协议在针对每个连接620“所获知”的所有路由上运行传入策略，并且匹配的这些路由被存储在对于该连接唯一的Adj-RIB-In 610中。然后，附加的传入策略650(过滤)被应用于那些被存储的路由，可能被修改的路由被装入1oc-RIB 620中。Loc-RIB 620一般负责从所有经策略修改的Adj-RIB-In路由的集合中选择每个前缀的最佳路由，产生被称为“最佳路径”的路由。然后，最佳路径的集合被装入全局RIB 630中，其中这些最佳路径可以与来自其它协议的路由竞争以成为最终被选择用于转发的“最优”路径。之后，这组最佳路径在其上运行传出策略660，运行的结果被置于合适的Adj-RIB-Out 640中并且经由与从其获知路由更新消息400的连接相同的TCP连接602被宣告给相应的对等方。

BGP协议内执行的很多功能或任务是对彼此独立的不同的路由数据子集执行的。这些任务包括(1)根据BGP有限状态机(FSM)跟踪每个对等方的状态并且对FSM事件做出响应，所述BGP有限状态机在draft-ietf-idr-bgp4-20.txt(第8部分)中有所描述，(2)解析从每个对等方接收到的更新消息400并将它们置于该对等方的Adj-RIB-In 610中(第3部分)，并且(3)将传入策略650应用于对等方以过滤或修改Adj-RIB-In中的所接收的更新。BGP实现方式还(4)计算Adj-RIB-In组中的每个前缀的最佳路径并将这些最佳路径置于loc-RIB 620中(第9部分)。随着对等方数目的增加，每个前缀的路径数目也增加，因而该计算变得更加复杂。BGP实现方式执行的其它任务包括(5)将传出策略660应用于loc-RIB中所选择的所有路径上的每个对等方以过滤或修改那些路径，并且将经过滤和修改的路径置于该对等方的Adj-RIB-Out 640中，以及(6)格式化更新消息400并基于每个对等方的Adj-RIB-Out中的路由将更新消息400发送给该对等方。

任务(1)、(2)和(3)针对每个对等方被定义，并且只对从该对等方获知的路由数据进行操作。执行针对给定对等方的这些任务中的任何任务与执行针对任何其它对等方的相同任务是相独立地进行的。任务(4)检查来自所有对等方的所有路径以将它们插入loc-RIB中，并且确定针对每个前缀的最佳路径。任务(5)和(6)像任务(1)、(2)和(3)一样是针对每个对等方被定义的。虽然任务(5)和(6)必须访问在任务(4)中确定的最佳路径的集合，但是它们独立于所有其它对等方产生针对每个对等方的路由数据。因而，每个数据子集和对它们执行的任务的自治性将它们自己分布在n路SMP路由器中的进程或线程之间或者分布在群组中的多个节点之间，只要每个任务可以访问到所需要的数据即可。所需要的数据包括(i)用于任务(1)、(2)和(3)的来自对等方的传入路由；(ii)用于任务(4)的所有Adj-RIB-In中的所有路径；以及(iii)用于任务(5)和(6)的一组最佳路径。

本发明涉及本地RIB 620接收到的与可达性事件有关的域内通知。如上所述，这些通知可以是从域内的其它节点自发发送的，或者它们可以是通过内部边界网关协议(IBGP)对下一跳节点的扫描的响应(或非响应)。最终，这些事件由BGP处理以产生随后被广告给其它域中的对等方的路由更新。

扫描按如下方式被调度，参考图7。在接收到可达性事件的通知时，对域内的下一跳节点的连续扫描通过标准的最小扫描延迟间隔(例如30秒)被间隔开。如果在接收到下一个通知之前标准的最小延迟期满，则扫描被发起。如果在标准的最小延迟期满之前接收到可达性事件的通知，则“惩罚”增量被应用于下一次扫描，使得在下一个可达性通知之后当标准的最小延迟加上惩罚延迟的总延迟期满时将发生下一次扫描。如果在下一次扫描之前接收到另一可达性事件通知，则另一增量被添加到延迟上。连续的惩罚增量可以彼此相等，从而使被引入到连续扫描中的延迟线性增大。然而，优选地是连续的惩罚增量指数性增大，直到等于最大延迟间隔的总延迟。在任何情况下，优选存在延迟间隔的上限，例如60秒，使得扫描不会被过度地延迟。

接收到快速连续的可达性事件指示存在搅拌，并且扫描之间间隔的增大有助于缓解这个问题。另一方面，每当扫描被执行时，扫描延迟就被减小，优选的减小量是被添加到延迟间隔上的最近的增量。因此，当通知被接收的速率降低时，扫描间隔也减小。优选地，扫描延迟还随时间而减小。如果扫描延迟最终减为0，则一旦接收到下一个可达性事件通知就立即执行下一次扫描。

本发明很容易被实现。假设当前扫描延迟被记录在存储器位置中，作为包括在扫描延迟中的上一次延迟增量。如图7A中所示，每当节点接收到可达性事件通知时，节点就进行检查以确定扫描间隔是否为0(框705)。如果扫描间隔为0，则节点进行到框720，其中节点发起扫描，将延迟设置为标准值并退出例程。如果延迟还没有减为0，则节点向扫描延迟添加惩罚增量并且进行到框715，其中节点确定新的延迟是否超过最大值。如果新的延迟超过最大值，则例程进行到框720以发起扫描，将延迟设置为标准值并退出例程。如果没有超过最大延迟，则例程立即结束。

如图7B中所示，节点周期性地减小扫描间隔，优选的减小量为最近的增量(框725)。然后，节点退出例程。

Claims (8)

1.一种通过使用边界网关协议的域边界节点来调度对网络域中的可达性事件的扫描的方法，该方法包括以下步骤：

(a)分配扫描之间的初始扫描间隔，

(b)如果在扫描间隔期满之前接收到可达性事件的通知时，就向最近的前一可达性事件通知的扫描间隔添加惩罚增量，从而所述扫描间隔随着连续的可达性事件通知的接收而增大；以及

(c)在所述扫描间隔期满之后调度要进行的下一次扫描。

2.如权利要求1所述的方法，其中在每次扫描之后，所述扫描间隔被减小最近的惩罚增量的量。

3.如权利要求2所述的方法，其中所述惩罚增量变化以使得所述扫描间隔随着额外的可达性事件通知的接收呈指数性增大，并且从而每当扫描被调度时呈指数性减小。

4.如权利要求2所述的方法，其中所述惩罚增量相等，从而所述扫描间隔加性地增大或减小。

5.一种在第一网络域中的边界单元，所述边界单元向其它域中的对等单元广告从所述其它域到所述第一域中的下一跳节点的路径的改变，所述边界单元包括用于处理涉及所述第一域内的下一跳单元的可达性事件的装置，所述边界单元包括用于调度下一跳节点的扫描以获得可达性事件的装置，所述调度装置包括：

(A)用于记录可达性事件的通知的接收和发起下一次扫描的时间之间的标准延迟的装置；

(B)用于当在所述标准延迟期满之前接收到可达性事件通知时，向所述标准延迟添加惩罚增量以创建下一次接收到可达性事件通知和随后的扫描之间的总延迟，并且如果在发起扫描之前接收到另一可达性事件通知，则向所述总延迟添加惩罚增量，从而使每个可达性事件通知和随后的扫描之间的总延迟随着在扫描之前可达性事件通知的接收而增大的装置；以及

(C)用于周期性地减小所述总延迟的装置。

6.如权利要求5所述的边界单元，当扫描被发起时，所述边界单元将所述总延迟设置为等于所述标准延迟。

7.如权利要求5所述的边界单元，其中当所述总延迟超过最大延迟时，扫描被发起。

8.如权利要求6所述的边界单元，其中当所述总延迟超过最大延迟时，扫描被发起。

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