本發(fā)明屬于互聯(lián)網(wǎng)技術(shù)領(lǐng)域，涉及域內(nèi)路由保護方案，具體涉及一種基于逐跳方式的單節(jié)點故障保護方法。

背景技術(shù)：

近些年來，互聯(lián)網(wǎng)的發(fā)展速度已經(jīng)遠遠超出了人們的預(yù)期，并且互聯(lián)網(wǎng)支撐的應(yīng)用范圍也在不斷擴大?；ヂ?lián)網(wǎng)在迅速發(fā)展的同時，面臨了新的挑戰(zhàn)，其中域內(nèi)路由可用性(routingavailability)便是其中一個亟待需要解決的問題。相關(guān)研究表明，網(wǎng)絡(luò)中的故障頻繁發(fā)生，并且不可避免。在故障修復(fù)期間，路由協(xié)議需要經(jīng)歷一段時間的收斂過程，在路由協(xié)議收斂過程中將有大量報文丟失，大大降低了路由可用性。然而，隨著一些新型應(yīng)用的出現(xiàn)，例如voip、在線游戲、視頻，這些應(yīng)用對網(wǎng)絡(luò)時延提出了更加嚴格的要求。因此，如何提高網(wǎng)絡(luò)可用性，降低路由協(xié)議收斂過程中報文丟失率，是互聯(lián)網(wǎng)面臨的一個重要挑戰(zhàn)。為了解決該問題，學(xué)術(shù)界和工業(yè)界提出了路由保護方案，該方案預(yù)先計算備份路由，當網(wǎng)絡(luò)出現(xiàn)故障時，利用事先計算好的備份路徑轉(zhuǎn)發(fā)受故障影響的報文，從而有效減少報文丟失率。

ip快速重路由方案以其獨特的優(yōu)勢受到學(xué)術(shù)界和工業(yè)界的青睞，該方案利用無環(huán)路規(guī)則(loopfreealternates：lfa)，計算備份下一跳，從而實現(xiàn)路由保護。該方案計算復(fù)雜度小，容易部署，因此大部分廠商的路由器支持該方案。然而，研究表明，利用該方案僅僅能保護50％左右的單故障情形?；趇p快速重路由框架，我們在文章提出了一種高效的路由保護方案。該方案算法復(fù)雜度低，并且支持動態(tài)更新，支持增量部署，然而該方案的故障保護率和ip快速重路由的故障保護率接近。

為了進一步提高網(wǎng)絡(luò)可用性，提出了利用u-turn方案提高故障保護率，該方案可以在其鄰居節(jié)點中計算lfa下一跳。u-turn雖然明顯提高了故障保護率，但是仍然達不到預(yù)期目標?；诳焖僦芈酚珊蛈-turn存在的缺陷，提出了基于not-via地址的快速重路由方案。該方案利用輔助機制not-via地址，顯式的表明網(wǎng)絡(luò)中的故障，從而可用有效保護網(wǎng)絡(luò)中所有單故障情形。雖然該機制可以大大提高網(wǎng)絡(luò)的可用性，但是該機制的實現(xiàn)比較復(fù)雜，開銷較大，不容易實際部署。

基于上述方案存在的缺陷，提出了將基于ip快速重路由和基于not-via地址快速重路由結(jié)合的路由保護方案。該方案的基本思想是，當某節(jié)點存在ip快速重路由下一跳時，利用ip快速重路由方案，然而當該節(jié)點不在上述保護下一跳時，則利用基于not-via地址快速重路由計算保護下一跳。相比基于not-via地址快速重路由方案，融合方案大大降低了算法的復(fù)雜度，然而該方案仍然需要使用not-via地址，因此不容易實際部署。綜上所述，ip快速重路由方案雖然實現(xiàn)簡單，然而故障保護率較低。not-via雖然可以100％保護網(wǎng)絡(luò)中單節(jié)點故障情形，然而該方案部署困難。因此，本發(fā)明設(shè)計一種可以100％保護網(wǎng)絡(luò)中所有單節(jié)點故障情形的路由保護方法。

技術(shù)實現(xiàn)要素：

本發(fā)明所要解決的技術(shù)問題是需要提供基于逐跳方式的單節(jié)點故障保護方法，該方法100％保護網(wǎng)絡(luò)中所有出現(xiàn)的單節(jié)點故障情形。由于本發(fā)明為一種分布式解決方案，所有節(jié)點采用的方法是相同的，因此下面假設(shè)計算節(jié)點為節(jié)點d。為了方便描述，我們先定義一些標記，這些標記適用于整個發(fā)明。網(wǎng)絡(luò)拓撲結(jié)構(gòu)可以用圖g＝(v,e)來表示，其中v表示網(wǎng)絡(luò)中路由器的集合，e表示網(wǎng)絡(luò)中鏈路的集合。對于網(wǎng)絡(luò)中的某條鏈路e＝(x,y)，用w(e)代表該鏈路的權(quán)值，該值可以是跳數(shù)、時延、帶寬、能耗等，也可以是其中這幾個度量的組合。backup(s,d)表示節(jié)點s到節(jié)點d的備份下一跳；cost(s,d)表示節(jié)點s到節(jié)點d的最小代價，rspt(d)表示以節(jié)點d為根的反向最短路徑樹，child(d,v)表示在rspt(d)中節(jié)點v的孩子節(jié)點，subtree(d,v)表示在rspt(d)中以節(jié)點v為根的子樹的所有節(jié)點。

為了解決上述技術(shù)問題，本發(fā)明提供了一種基于逐跳方式的單節(jié)點故障保護方法，包括以下步驟：

步驟1：計算以節(jié)點d為根節(jié)點的反向最短路徑樹rspt(d)；

步驟2：將網(wǎng)絡(luò)中所有節(jié)點的備份下一跳設(shè)置為空，所有節(jié)點的訪問標識設(shè)置為未訪問，所有節(jié)點的顏色標記為白色；

步驟3：根據(jù)深度優(yōu)先算法遍歷以d為根的最短路徑樹中的未被訪問過的節(jié)點；如果所編歷節(jié)點為未訪問過的節(jié)點，則執(zhí)行步驟4；如果所編歷的以節(jié)點d為根節(jié)點的最短路徑樹rspt(d)的全部節(jié)點均設(shè)為訪問過的節(jié)點，則終止；

步驟4：將每次遍歷的節(jié)點存儲在變量v中，設(shè)置v的訪問標識為已訪問；

步驟5：將其子樹subtree(d,v)中的所有節(jié)點標記為紅色；

步驟6：訪問節(jié)點v的未被訪問過的孩子節(jié)點，根據(jù)計算第一類橋的方法判斷；如果節(jié)點u∈child(d,v)對應(yīng)的子樹只有一個一類橋，則選擇該橋作為該子數(shù)最終橋，記為(x,y)；如果節(jié)點u∈child(d,v)對應(yīng)的子樹有多個第一類橋，則根據(jù)計算最終橋的方法，計算具有最短重路由路徑的一個橋作為該子樹最終的橋，記為(x,y)；

計算第一類橋的方法如下：

在以d為根的反向最短路徑樹中，對于該樹中的任意一個節(jié)點v∈v-d，當節(jié)點u∈child(d,v)時，如果存在一條鏈路，使得x∈subtree(d,u)和y∈v-subtree(d,v)-d同時成立，則鏈路(x,y)是子樹subtree(d,u)的第一類橋；如果節(jié)點u∈child(d,v)對應(yīng)的子樹有第一類橋，將子樹subtree(d,u)中的所有節(jié)點標記為紅色，根據(jù)深度優(yōu)先算法遍歷子樹subtree(d,u)中的所有節(jié)點，對于該子樹中的節(jié)點x，檢查它的每一個鄰居節(jié)點y，如果該節(jié)點的顏色為白色，則鏈路(x,y)為子樹subtree(d,u)的橋；

計算最終橋的方法如下：由下面公式計算節(jié)點u的重路由路徑的代價，r(u,d)＝cost(u,x)+cost(x,y)+cost(y,d)，其中r(u,d)表示節(jié)點u到節(jié)點d的重路由路徑代價；該公式中涉及到的變量都可以很容易的從鏈路狀態(tài)路由協(xié)議中得到；其中cost(x,y)可以從鏈路狀態(tài)數(shù)據(jù)庫中得到，其余變量可以通過rspt(d)得到，因此很容易計算相應(yīng)的橋?qū)?yīng)的重路由路徑的代價；對于找到的所有橋，選擇具有最短重路由路徑的一個橋作為其最終的橋；

步驟7：如果節(jié)點v的孩子節(jié)點對應(yīng)的子樹不存在第一類橋，則根據(jù)第二類橋的計算方法，計算該子樹的第二類橋，作為該子樹最終的橋，記為(x,y)；

第二類橋的計算方法如下：

在以目的地址d為根的反向最短路徑樹中，對于該樹中的任意一個節(jié)點v∈v-d，當節(jié)點u∈child(v)，w∈child(d,v)時，如果存在一條鏈路(p,q)，使得p∈subtree(d,u)和q∈subtree(d,w)同時成立，則鏈路(p,q)為子樹subtree(d,u)和子樹subtree(d,w)的第二類橋；如果節(jié)點u∈child(d,v)對應(yīng)的子樹只有第二類橋，根據(jù)廣度優(yōu)先算法遍歷子樹subtree(d,u)中的所有節(jié)點，尋找首次出現(xiàn)的一條邊(x,y)，其中x是紅色，y是綠色，則鏈路(x,y)即為該子樹的最終橋；

步驟8：根據(jù)選擇的最終的橋為相應(yīng)節(jié)點，計算備份下一跳；其方法如下：

根據(jù)選定的最終的橋計算節(jié)點u的重路由路徑，用(u,m...x,y,...p,q)來表示節(jié)點u的重路由路徑，則相應(yīng)節(jié)點的備份下一跳為：backup(u,d)＝m，backup(x,d)＝y(tǒng)，…，backup(p,d)＝q；如果節(jié)點已經(jīng)有備份下一跳，則將該節(jié)點的訪問標識設(shè)置為已訪問；

步驟9：如果節(jié)點v的孩子節(jié)點u有備份下一跳，則將該孩子節(jié)點對應(yīng)的子樹中的全部節(jié)點標記為綠色；

步驟10：檢測subtree(d,v)中節(jié)點的顏色，如果subtree(d,v)中節(jié)點的顏色存在紅色，執(zhí)行步驟6；

步驟11：檢測subtree(d,v)中節(jié)點的顏色，如果subtree(d,v)中所有節(jié)點的顏色全部為綠色，將subtree(d,v)中所有節(jié)點的顏色標記為白色，執(zhí)行步驟3；

步驟12：當節(jié)點u收到報文時，根據(jù)故障檢測方法檢測，如果節(jié)點u到達目的地址的默認下一跳沒有故障，則將該報文直接轉(zhuǎn)發(fā)到其默認下一跳；如果節(jié)點u到達目的地址的默認下一跳出現(xiàn)故障，則將該報文直接轉(zhuǎn)發(fā)到其備份下一跳；

故障檢測方法：在實際網(wǎng)絡(luò)中可以通過雙向轉(zhuǎn)發(fā)檢測機制(bfd，bidirectionalforwardingdetection)快速檢測網(wǎng)絡(luò)中的節(jié)點故障，bfd是一種高速的獨立hello協(xié)議，bfd在兩臺網(wǎng)絡(luò)設(shè)備上建立會話，用來檢測網(wǎng)絡(luò)設(shè)備間的雙向轉(zhuǎn)發(fā)路徑，為上層應(yīng)用服務(wù)；bfd本身并沒有鄰居發(fā)現(xiàn)機制，而是靠被服務(wù)的上層應(yīng)用通知其鄰居信息以建立會話；會話建立后會周期性地快速發(fā)送bfd報文，如果在檢測時間內(nèi)沒有收到bfd報文則認為該雙向轉(zhuǎn)發(fā)路徑發(fā)生了故障，通知被服務(wù)的上層應(yīng)用進行相應(yīng)的處理。

與現(xiàn)有技術(shù)相比，本發(fā)明具有如下優(yōu)點：

本發(fā)明提出了一種基于逐跳方式的單節(jié)點故障保護方法，該方案能100％保護網(wǎng)路中所有可能的單節(jié)點故障情形，可以大大提高網(wǎng)絡(luò)可用性，從而更好的支持對時延敏感的應(yīng)用。另外，本發(fā)明充分利用了網(wǎng)絡(luò)中路徑的多樣性，因此具有更高的可靠性。

本發(fā)明的其它特征和優(yōu)點將在隨后的說明書中闡述，并且，部分地從說明書中變得顯而易見，或者通過實施本發(fā)明而了解。本發(fā)明的目的和其他優(yōu)點可通過在說明書、權(quán)利要求書以及附圖中所特別指出的結(jié)構(gòu)來實現(xiàn)和獲得。

附圖說明

圖1是本發(fā)明的保護方法流程示意圖。

圖2是本發(fā)明實施例網(wǎng)絡(luò)拓撲結(jié)構(gòu)示意圖。

圖3是本發(fā)明實施例中計算以節(jié)點d為根的反向最短路徑樹的示意圖。

圖4是本發(fā)明實施例中訪問節(jié)點a時，為節(jié)點e計算保護路徑示意圖。

圖5是本發(fā)明實施例中訪問節(jié)點a時，為節(jié)點c計算保護路徑示意圖。

圖6是本發(fā)明實施例中訪問節(jié)點a時，為節(jié)點b計算保護路徑示意圖。

為使本發(fā)明的目的、技術(shù)方案和優(yōu)點更加清楚，以下結(jié)合附圖對本發(fā)明作進一步地詳細說明。

圖1是根據(jù)本發(fā)明方法的流程示意圖。

下面詳細說明本實施例的各個步驟。目的節(jié)點為d，具體步驟如下：

步驟1：節(jié)點d構(gòu)造以自身為根的反向最短路徑樹，如圖3；

步驟2：將網(wǎng)絡(luò)中所有節(jié)點的備份下一跳設(shè)置為空，所有節(jié)點的顏色標記為白色；

步驟3：根據(jù)深度優(yōu)先算法遍歷以d為根的最短路徑樹中的所有節(jié)點；

步驟4：將訪問的節(jié)點存儲在變量v中，此時v＝a；

步驟5：將v的子樹中所有節(jié)點subtree(d,v)＝{b,c,e,f,g,i}標記為紅色；

步驟6：找出節(jié)點v的所有孩子節(jié)點的子樹的第一類橋，因為只有節(jié)點e對應(yīng)的子樹subtree(d,e)存在第一類橋，第一類橋可以表示為{(g,k),(i,l),(i,m)}；

步驟7：因為節(jié)點v的孩子節(jié)點e對應(yīng)的子樹subtree(d,e)存在第一類橋，所以該步驟不執(zhí)行任何操作；

步驟8：當選擇(g,k)為子樹subtree(d,e)的第一類橋時，節(jié)點e的重路由路徑的代價為29，當選擇(i,l)為子樹subtree(d,e)的第一類橋時，節(jié)點e的重路由路徑的代價為32，當選擇(i,m)為子樹subtree(d,e)的第一類橋時，節(jié)點e的重路由路徑的代價為38；因此選擇鏈路(g,k)作為子樹subtree(d,e)的最終橋，并且將該子樹中所有節(jié)點標記為綠色。根據(jù)選擇的最終橋可知，節(jié)點e的重路由路徑為(e,g,k,j,d)，因此backup(g,d)＝k,backup(e,d)＝g；

步驟9：因為目前v的孩子節(jié)點e已經(jīng)有備份下一跳，則將該孩子節(jié)點對應(yīng)的子樹全部標記為綠色，如圖4所示；

步驟10：因為subtree(d,v)中有紅色節(jié)點，則執(zhí)行步驟6；

步驟6：因為節(jié)點v的其余該子節(jié)點的子樹現(xiàn)在只有二類橋，則執(zhí)行步驟7；

步驟7：選擇鏈路(c,g)作為節(jié)點c為根的子樹的最終橋；

步驟8：根據(jù)選擇的最終橋可知，節(jié)點c的重路由路徑為(c,g,k,j,d)，因此backup(c,d)＝g；

步驟9：因為目前v的孩子節(jié)點c已經(jīng)有備份下一跳，則將該孩子節(jié)點對應(yīng)的子樹全部標記為綠色，如圖5所示；

步驟10：因為subtree(d,a)中有紅色節(jié)點，則執(zhí)行步驟6；

步驟6：因為節(jié)點v的其余該子節(jié)點的子樹現(xiàn)在只有二類橋，則執(zhí)行步驟7；

步驟7：因此只選擇一個橋即可，因此選擇鏈路(b,c)作為以b為根的子樹的最終橋；

步驟8：根據(jù)選擇的最終橋可知，節(jié)點b的重路由路徑為(b,c,g,k,j,d)，因此backup(b,d)＝c；

步驟9：因為節(jié)點v的孩子節(jié)點b已經(jīng)有備份下一跳，則將該孩子節(jié)點對應(yīng)的子樹全部標記為綠色，如圖6所示；

步驟10：因為subtree(d,a)中沒有紅色節(jié)點，不執(zhí)行任何操作；

步驟11：因為subtree(d,a)中所有節(jié)點都為綠色，將v的子樹中所有節(jié)點subtree(d,v)＝{b,c,e,f,g,i}標記為白色，執(zhí)行步驟3；

步驟3：遍歷網(wǎng)絡(luò)rspt(d)中的下一個未被訪問過的節(jié)點。

下面具體說明本發(fā)明的工作原理。

定義1：對于任意事件(u,d,f)，其中u表示源地址，d表示目的地址，f表示u到d的最優(yōu)路徑sp(u,d)上的單節(jié)點故障。當該事件出現(xiàn)時，如果u到d依然存在別的路徑，二者仍然保持連通。即該網(wǎng)絡(luò)圖中不存在割點，當該網(wǎng)絡(luò)拓撲結(jié)構(gòu)中的任何一個節(jié)點出現(xiàn)故障時，都不會影響該網(wǎng)絡(luò)的連通性，則稱該網(wǎng)絡(luò)具有健壯拓撲結(jié)構(gòu)。

原理1：對于一個健壯的網(wǎng)絡(luò)拓撲結(jié)構(gòu)，假設(shè)節(jié)點f出現(xiàn)故障，節(jié)點f有k個孩子節(jié)點，分別用(f1,f2...fk)表示，則必定存在一個孩子節(jié)點fx∈child(f)，該孩子節(jié)點對應(yīng)的子樹subtree(d,fx)至少有一個第一類橋；當某個孩子節(jié)點fy∈child(f)對應(yīng)的子樹沒有第一類橋時，則該孩子節(jié)點對應(yīng)的子樹subtree(d,fy)至少有一個第二類橋。

證明：下面使用反證法來證明該原理。

首先證明該原理的前半部分。當節(jié)點f出現(xiàn)故障時，假設(shè)節(jié)點f的所有孩子節(jié)點都沒有第一類橋。即對于任意節(jié)點fx∈child(f)不存在任何鏈路(p,q)，使得p∈subtree(d,fx)和q∈v-subtree(d,f)-d同時成立。那么對于任意節(jié)點p∈subtree(d,fx)，與節(jié)點p相連的鏈路的另一端q僅僅和集合subtree(d,f)中的結(jié)點相連，q到d的最優(yōu)路徑必定經(jīng)過節(jié)點f。根據(jù)上述描述可知，當節(jié)點f出現(xiàn)故障時，節(jié)點fx∈child(f)對應(yīng)的子樹中的節(jié)點將無法到達目的。這與健壯的網(wǎng)絡(luò)拓撲結(jié)構(gòu)的前提假設(shè)相矛盾。因此該原理的前半部分成立。

下面證明該原理的后半部分。當節(jié)點f出現(xiàn)故障時，對于節(jié)點fy∈child(f)，當該節(jié)點對應(yīng)的子樹沒有第一類橋時，假設(shè)該節(jié)點對應(yīng)的子樹也不存在第二類橋。即對于節(jié)點fy∈child(f)，不存在任何鏈路(m,n)，使得m∈subtree(d,fy)和n∈subtree(d,fk)同時成立，其中fy∈child(f)。那么對于任意節(jié)點m∈subtree(d,fy)，與節(jié)點m相連的鏈路的另一端n僅僅和集合subtree(d,fy)中的結(jié)點相連，n到d的最優(yōu)路徑必定經(jīng)過節(jié)點f。根據(jù)上述描述可知，當節(jié)點f出現(xiàn)故障時，節(jié)點fy∈child(f)對應(yīng)的子樹中的節(jié)點將無法到達目的。這與健壯的網(wǎng)絡(luò)拓撲結(jié)構(gòu)的前提假設(shè)相矛盾。因此該原理的后半部分成立。

根據(jù)上述證明可知，該原理成立。

原理2：當網(wǎng)絡(luò)中的所有節(jié)點都部署上述的路由保護算法時，可以保護網(wǎng)絡(luò)中任意單節(jié)點故障。

證明：在網(wǎng)路拓撲中，假設(shè)節(jié)點f出現(xiàn)故障。對于任意的源-目的(s,d)，當源到目的的最優(yōu)路徑經(jīng)過節(jié)點f時，根據(jù)原理1可知，子樹subtree(d,f)至少存在一個橋，則算法可以保護節(jié)點f。由于節(jié)點s是節(jié)點f的子孫節(jié)點，則當節(jié)點f斷開時，從源節(jié)點s發(fā)送到目的節(jié)點d的報文可以正常到達。