用于触发对路径计算请求进行打包的制作方法

专利名称：用于触发对路径计算请求进行打包的制作方法
技术领域：
本发明涉及计算机网络，更具体而言，涉及触发被发送到计算机网络 的路径计算元件的路径计算请求的打包。
背景技术：
计算机网络是通过用于在最终节点(例如个人计算机和工作站)之间 传输数据的通信链路和分段互连的节点的地理上分布式集合。很多类型的
网络可获得，其类型范围从局域网(LAN)到广域网(WAN) 。 LAN通 常通过位于同一总地物理位置(例如建筑物或校园)中的专用私有通信链 路连接节点。另一方面，WAN通常通过长距离通信链路连接地理上分散 的节点，所述长距离通信链路例如是公共载波电话线、光学的光路径、同 步光网络(SONET)或同步数字层次结构(SDH)链路。因特网是连接全 世界的不同网络的WAN的一个示例，其提供了各个网络上的节点之间的 全球通信。节点通常通过根据预定协议交换离散的帧或数据分组来通过网 络进行通信，所述预定协议例如是传输控制协议/因特网协议(TCP/IP)。 在此上下文中，协议包含一组规则，这组规则定义节点如何彼此交互。计 算机网络可以进一步通过中间网络节点(例如路由器)互连，以扩展每个 网络的有效"大小"。
由于互连的计算机网络的管理可以证明是繁重的，因此计算机网络的 更小群组可以作为路由域或自治系统来维护。在自治系统(AS)内的网络 通常通过传统的"域内"路由器耦合在一起，并且一般受控于公共权威机 构，其中所述域内路由器被配置用于执行域内路由协议。为了提高路由可 扩展性，服务提供商(例如ISP)可以将AS划分成多个"区域"。但 是，可能希望增加能够交换数据的节点的数目，在此情况下，执行域间路 由协议的域间路由器被用于互连各个AS的节点。此外，可能希望互连在不同管理域中操作的各个as。这里使用的as或区域一般被称为"域"， 并且互连不同域的路由器一般被称为"边界路由器"。
域间路由协议的一个示例是边界网关协议版本4 (BGP)，其通过在 系统的相邻域间路由器之间交换路由和可达性信息来执行域(as)之间的 路由。邻接性(adjacency)是出于交换路由信息消息和抽象出网络拓扑的 目的而在所选的相邻(对等)路由器之间形成的关系。由BGP对等路由器 交换的路由信息通常包括目的地地址前缀，即目的地地址中被路由协议用 于提供给路由("下一跳")判决的部分。这种目的地地址的示例包括IP 版本4 (IPv4)和版本6 (IPv6)地址。BGP —般基于可靠传输协议(例 如TCP)工作以建立TCP连接/会话。BGP协议是公知的并且一般在请求 注释(RFC) 1771中被描述，其中RFC 1771题为"X 5oWer Gateway /Votoco/ 4 ，并且发表于1995年3月。
域内路由协议或内部网关协议(IGP)的示例是开放最短路径优先
(ospf)路由协议和中间系统-中间系统as-is)路由协议。ospf禾n is-is协议基于链路状态技术，因此被统称为链路状态路由协议。链路状态协 议定义了路由信息和网络拓扑信息在域中被交换和处理的方式。该信息一 般针对域内路由器的本地状态(例如路由器的可用接口和可达的邻居或邻
接性)。OSPF协议在1998年4月的题为"OSPF KerW， 2"的RFC 2328 中被描述，而在ip的上下文中使用的is-is协议在1990年12月的题为 "t/ye o/ OaS7 7"CP/ZP awd D，/五"v/ra聽ewte"的RFC
1195中被描述，这两个RFC文档通过引用被结合于此。
中间网络节点通常将其路由信息存储在由路由信息库(RIB)维护和 管理的路由表中。路由表是一种可搜索的数据结构，其中网络地址被映射 到它们关联的路由信息。但是，本领域技术人员将理解，路由表不需要被 组织成表，可替换地，也可以是另一类型的可搜索的数据结构。虽然中间 网络节点的路由表可被配置以路由信息的预定集合，但是节点也可以在其 发送和接收数据分组时动态获取("学习")网络路由信息。当分组在中 间网络节点处被接收时，分组的目的地地址可被用于识别包含与接收到的 分组相关联的路由信息的路由表条目。除了其他功能外，分组的路由信息指示分组的下一跳地址。
为了确保其路由表包含最新的路由信息，中间网络节点可以与其他中 间节点协作来传播代表当前网络拓扑的路由信息。例如，假设中间网络节 点检测到其相邻节点(即邻接网络节点)例如由于链路失败或相邻节点 "离线"等而变得不可用。在此情况下，该中间网络节点可以更新存储在 其路由表中的路由信息，以确保数据分组不被路由到该不可用的网络节 点。此外，中间节点还可以将网络中的这种改变传达给其他中间网络节 点，从而它们也可以更新它们的本地路由表并绕过不可用的节点。以这种 方式，每个中间网络节点变得"知晓"拓扑中的改变。
通常，路由信息根据预定的网络通信协议(例如链路状态协议(例如
IS-IS或OSPF))在中间网络节点之间传播。传统的链路状态协议使用链 路状态广告或链路状态分组(或"IGP广告")在互连的中间网络节点 (IGP节点)之间交换路由信息。这里使用的IGP广告一般描述IGP路由 协议用于在互连的IGP节点(即路由器和交换机)之间传达路由信息的任 意消息。操作中，第一IGP节点可以生成IGP广告并且通过其耦合到其他 IGP节点的每个网络接口 "泛洪(flood)"(即发送)分组。此后，第二 IGP节点可以接收泛洪的IGP广告并基于包含在接收到的IGP广告中的路 由信息来更新其路由表。接下来，第二 IGP节点可以通过其除了接收到该 IGP广告的接口之外的每个网络接口泛洪接收到的IGP广告。该泛洪过程 可被重复，直到每个互连的IGP节点都已经接收到IGP广告并更新其本地 路由表为止。
在实践中，每个IGP节点通常生成和传播这样的IGP广告该IGP广
告的路由信息包括中间节点的相邻网络节点的列表和与每个邻居相关联的 一个或多个"代价"值。这里使用的与相邻节点相关联的代价值是被用于 确定与该节点通信的相对难/易程度的任意度量。例如，代价值可以就以下
方面被测量到达相邻节点所需的跳数、分组到达相邻节点的平均时间、 耦合到相邻节点的通信链路上的网络流量或可用带宽的量等等。
如上所述，IGP广告通常被泛洪，直到每个中间网络IGP节点都已经 从每个其他互连的中间节点接收到IGP广告为止。然后，每个IGP节点
(例如在链路状态协议中)可以通过汇聚接收到的相邻节点列表和代价值 来构建网络拓扑的相同"视图"。为此，每个IGP节点可以将该接收到的
路由信息输入到"最短路径优先"(SPF)计算，所述SPF计算确定将中 间节点与每个其他网络节点耦合的最低代价网络路径。例如，Dijkstra算 法是一种用于执行这种SPF计算的传统技术，如1999年9月发表的Radia Perlman的课本"/"terco朋ec"o似6"eom/"的第12.2.4节所详细描述 的，该文档通过引用被结合于此，就好像其在这里被完整提出一样。每个 IGP节点基于其SPF计算的结果来更新存储在其本地路由表中的路由信 息。更具体而言，RIB更新路由表，以使目的地节点与由SPF计算确定的 到达这些节点的最低代价路径所关联的下一跳接口相关。
多协议标签交换(MPLS)流量工程已被开发，用于满足诸如有保障 的可用带宽或快速恢复之类的数据联网需求。MPLS流量工程采用现代的 标签交换技术来通过标签交换路由器(LSR)的IP/MPLS网络建立有保障 带宽端对端隧道。这些隧道是一种标签交换路径(LSP)并因此一般被称 为MPLS流量工程(TE) LSP。 MPLS TE的示例可以在RFC 3209、 RFC 3784和RFC 3630中找到，其中RFC 3209题为"i^FP- 五to i ^ST尸/or LS尸7Wme&"并发表于2001年12月，RFC 3784题为
^^zeen'wg (T五」"并发表于2004年6月，而RFC 3630题为"7Vq炉c ￡>zg&een>zg (T"五x&"w'ora to OS尸F 2"并发表于2003年9月，所
有这些文档的内容通过引用被整体上结合于此。
从头端LSR到尾端LSR的MPLS TE-LSP的建立涉及通过LSR的网 络的路径的计算。最优地，计算出的路径是以某种度量测量的满足所有相 关LSP流量工程约束的"最短"路径，其中所述约束例如是所需带宽、 "亲和性"(用于避免或包括某些链路的管理约束)等等。路径计算可以 由头端LSR执行，或者由没有协同定位在头端LSR上的某种其他作为路 径计算元件(PCE)工作的实体来执行。头端LSR (或PCE)采用其对网 络拓扑和在每个链路上的可用资源的知识来根据LSP流量工程约束执行路 径计算。各种路径计算方法可以获得，包括CSPF (受约束的最短路径优
先)。MPLS TE-LSP可被配置在单个域(例如区域、级别或AS)内，或 者也可以跨越多个域(例如区域、级别或AS)。
PCE是有能力计算AS或区域中PCE知晓的任意节点之间的路径的实 体。PCE尤其有用，因为它们知晓它们域内的网络流量和路径选择，并因 此可被用于更优选的路径计算。头端LSR还作为路径计算客户端(PCC) 工作，所述PCC被配置用于向PCE发送路径计算请求(PCR)并接收具 有计算出的路径的响应，所述响应有可能考虑到了来自其他PCC的其他路 径计算请求。需要注意，当一个PCE发送请求到另一 PCE时，其充当 PCC。 PCE传统上在其围绕的区域、级别或AS之外具有有限的可视性或 没有可视性。PCC可以通过管理员的预配置或者通过PCE发现(PCED) 消息("广告")知晓PCE，其中所述PCED消息是从PCE在其区域或级 别内或者在整个AS上发送的以广告其服务。
在跨越域边界时遇到的一个困难在于在头端LSR处的路径计算需要关 于在头端与尾端LSR之间跨越整个网络网络拓扑和的资源的知识。但是服 务提供商通常不会跨越域边界彼此共享该信息。具体而言，网络拓扑和资 源信息一般不会流过区域边界，即使单个服务提供商可以操作所有区域也 是如此。如果目的地没有在直接附接的域中的话，头端LSR和任意单个 PCE都将不具有足够的知识来计算在LSR或PCE可能不具有所需知识的 地方的路径。鉴于此，MPLS流量工程路径计算技术被要求计算域间TE-LSP 。
为了扩展MPLS TE-LSP跨越域边界，PCE的使用可被配置为分布式 系统，其中多个PCE合作计算端对端路径(也被称为"多PCE路径计 算")。这种分布式PCE体系结构的示例在2003年9月18日由Vasseur 等人递交的题为"COMPUTING INTER-AUTONOMOUS SYSTEM MPLS TRAFFIC ENGINEERING LSP PATHS"的共同拥有的未决美国专利申请 No.10/767,574中被描述，该专利申请的内容通过引用被整体上结合于此。 在分布式PCE体系结构中，计算路径所需的可视性被扩展在相邻域之间， 从而多个PCE可以通过在保持域间机密性(例如当可应用于AS时)的同 时交换虚拟最短路径树(VSPT)来协作计算跨越多个域的路径。
某些应用可以并入单向数据流，该单向数据流被配置用于根据某种
"服务质量"(QoS)从计算机网络中的源(发送者)向网络中的目的地
(接收者)传输对时间敏感的流量。这里，可以针对该单向流预留网络资
源，以确保与数据流相关联的QoS被维持。资源预留协议(RSVP)是一 种使得应用能够预留资源以便使其数据流获得特殊QoS的网络控制协议。 RSVP与路由协议一起工作以例如为计算机网络中的数据流预留资源，以 便建立数据流所需的QoS级别。RSVP被定义在R.Braden等人的
"7^owreAe&rra"ow尸ratoco/(7 6r"" RFC 2205中。在流量工程应用的 情况下，RSVP信令被用于建立TE-LSP，以及将各种TE-LSP属性沿着其 路径可能已经利用各种手段被计算出的遵守所需约束集合的TE-LSP传达 到路由器(例如边界路由器)。
在某些环境中，可能得益于相同资源的使用的多于一个PCR将在 PCE处几乎同时被接收。但是，由于网络资源量有限，发送PCR的LSR 可能被强迫"竞争(race)"资源。这在路径计算被串行执行(即按照每 个请求的接收顺序对每个请求分开执行路径计算)的情况下尤其如此。例 如，如果两个LSR分别请求具有1MB (兆字节)可用带宽的同一链路上 的1MB带宽，第一 LSR则为了完成所需的TE-LSP预留信令而预留其所 需资源，而针对第二 LSR的TE-LSP失败。这种情况常发生在"双重预定
(double book)"资源的PCE中，所述"双重预定"即将同一可用资源分 配给多个PCR (例如，"无状态"PCE没有配置为存储对过去提供的PCR 的响应)。例如，在以上示例中，第一 LSR发送第一 PCR，并且PCE随 后计算回复到第一 LSR的第一路径。接下来，第二 LSR发送第二 PCR， 并且PCE随后计算利用与第一路径相同资源的第二路径，显而易见，在该 PCE计算时第一路径尚未被第一 LSR所预留。第一 LSR随后为第一路径 预留资源，并且当第二LSR尝试为第二路径预留资源(通过信令)时，第 二路径的建立失败。第二 LSR必须随后重新发送其PCR，以便针对其所 需TE-LSP获得不同路径。
遍及网络，在任意时刻都可能发生多个几乎同时的PCR，但是在影响 网络拓扑的事件期间和/或之后尤其普遍，所述影响网络拓扑的事件例如是
重路由受链路失败影响的TE-LSP的请求。而且，很多LSR可能被配置以 优化触发，该优化触发在检测到某些事件时请求TE-LSP的优化(或重优 化)，所述事件例如是链路的恢复或者特定链路上的可用带宽的极大增 长。域间优化触发的示例在2005年2月7日由Vasseur等人递交的题为 "INTER-DOMAIN OPTIMIZATION TRIGGER IN PCE-BASED ENVIRONMENT"的共同拥有的未决美国专利申请No.l 1/052,280中有所 描述，该专利申请通过引用被整体上结合于此。显而易见，在当前网络 中，例如在很多TE-LSP使用同样网络元件(例如边界路由器)之处，在 检测到事件(例如边界路由器的失败)之后请求重路由TE-LSP的PCR的 数目可能差别很大(例如上百或上千)，从而导致竞争的PCR之间有很多 竞争状况。竞争状况的增多可能大大增大建立失败的信令开销，同时还增 大对建立已经失败的TE-LSP的重路由时间。

发明内容
本发明针对一种技术，该技术用于触发对从一个或多个标签交换路由 器(L.SR)发送到计算机网络的路径计算元件(PCE)的针对流量工程 (TE)标签交换路径(LSP)的路径计算请求(PCR)进行打包。根据该 新技术，传入的PCR响应于某一事件被打包成集合，并且基于一个特定集 合中的PCR来针对该集合中的每个PCR计算一个或多个TE-LSP (路 径)。具体而言，PCE检测网络中的事件("网络事件")，该网络事件 指示传入PCR的数目增长已经发生，或者可能由于例如网络元件中的改变 而可能发生增长。 一旦网络事件已被检测到，PCE就触发"打包算法"， 该打包算法将传入PCR打包成长度被配置的集合，例如针对指定的时间间 隔或者一定数目的PCR。作为打包算法的一部分，PCE在以相关的(即非 串行的)方式考虑一个特定集合中的其他PCR的同时计算针对该集合中的 每个PCR的路径，从而减小竞争状况、信令开销和建立失败。
根据本发明一个方面，PCE通过检测传入PCR的数目增长来检测网络 事件。PCE监视其接收PCR的平均速率(例如在稳定状态期间)，并将该 平均速率与最近监视的速率(新速率)相比较以发现可配置的增长。这种
增长可能被计算为大于平均速率的预定数目个PCR、大于平均速率的某一 百分比，或者相对特定阈值上升的平均速率的导数(改变速率)。
根据本发明的另一方面，PCE通过检测网络拓扑中的某些改变来检测
网络事件。 一般而言，改变是那些指示PCE接收PCR的速率可能增大的 改变，例如致使大量LSR立即请求新的/重优化的TE-LSP的事件。这些网 络事件通常包括网络元件(例如节点或链路)的失败或恢复，或者链路上 可用带宽的可配置增长。
根据本发明的又一方面， 一旦被事件所触发，PCE就将传入的PCR打 包到长度被配置的集合中，例如针对指定的时间间隔或者一定数目的 PCR。然后，PCE在考虑一个特定集合中的其他PCR的同时计算该集合中 的每个PCR的路径。在计算出路径之后，PCE以针对该集合计算出的路径 来响应于发送PCR的LSR。显而易见，PCE可以通知LSR它们的请求已 被与其他PCR打包在一起，在此情况下，LSR可能希望比在它们没有被打 包的情况下更快地发送后续PCR (例如用于所产生的TE-LSP的重优 化)。PCE针对可配置的时间段将传入的PCR打包成集合并按照需要重复 打包算法。
有利的是，该新技术基于指示PCE接收PCR的速率增长的网络事件 在PCE处打包PCR。通过响应于事件将PCR打包成集合以用于路径计 算，本发明的技术提供了这样的机制，该机制用于有效地减小竞争状况、 信令开销和一般由于PCR的突然增大而导致的建立失败。


通过结合附图参考以下描述，可以更好地理解本发明的上述和其他优 点，在附图中，相同标号指示相同或功能上类似的元件，其中 图1是可以根据本发明使用的示例性计算机网络的示意框图； 图2是可以有利地用于本发明的示例性路由器的示意框图； 图3A是可以根据本发明使用的示例性节点网络的示意框图； 图3B是以串行方式计算出的示例性路径的示意框图； 图3C是根据本发明以打包(packed)方式计算出的示例性路径的示
意框图4是示出根据本发明用于触发PCR打包算法的步骤序列的流程以及
图5是示出根据本发明用于打包PCR的步骤序列的流程图。
具体实施例方式
图1是包含域Dl的示例性计算机网络100的示意框图。域Dl具有 连接到其他域(未示出)的示例性边界路由器BR1和BR2，还具有域内 路由器LSR1、 LSR2、 LSR3禾BPCE1，其中根据这里描述的本发明，所述 PCE1被配置用作该域的PCE。这里使用的域可被配置为区域或自治系统 (AS)。区域是彼此共享全部网络拓扑信息的路由器的集合，但不一定 与该区域外的路由器共享网络拓扑信息。区域中的边界路由器BRl-2被体 现为与相邻区域(未示出)共享的区域边界路由器(ABR)。这里使用的 术语区域还包含术语"级别"，"级别"对于采用IS-IS作为它们的内部 网关协议(IGP)的网络具有类似含义，在此情况下，边界路由器BR1-2 被体现为级别1/级别2 (L1L2)路由器(也与相邻级别共享)。区域或级 别的集合可被包含在单个AS内。在AS中，边界路由器BRl-2被体现为 AS边界路由器(ASBR)，它们与来自其他AS (未示出)的其他ASBR 通信。这些示例仅仅是代表性的。本领域技术人员将理解，在域中可以使 用任意数目的路由器和节点，在网络100中可以存在任意数目的域，并且 这里示出的视图出于简化的目的。本领域技术人员还将理解，路由器和域 的很多网络配置可以受益于这里描述的本发明的教导，并且图l仅仅是网 络配置的代表性模型。例如，边界路由器BR1禾n/或BR2可被配置为 PCE，用于域间流量工程能力。
数据分组可以利用预定的网络通信协议在域Dl和其他域的路由器之 间被交换，所述网络通信协议例如是传输控制协议/因特网协议 (TCP/IP)、用户数据报协议(UDP)、异步传输模式(ATM)协议、 帧中继协议、因特网分组交换(IPX)协议等等。路由信息可以通过使用 IGP广告利用预定的IGP (例如传统的距离向量协议或图示的链路状态协议)在域的路由器之间被分发。
图2是可以有利地用于本发明作为域内路由器或边界路由器的示例性
路由器200的示意框图。该路由器包括通过系统总线250互连的多个网络 接口 210、处理器220和存储器240。网络接口 210包含机械的、电气的 和信令电路，用于通过耦合到网络100的物理链路传输数据。网络接口可 被配置用于利用各种不同的通信协议发送和/或接收数据，所述通信协议 包括TCP/IP、 UDP、 ATM、同步光网络(SONET)、无线协议、帧中 继、以太网、光纤分布式数据接口 (FDDI)等等。
存储器240包含多个处理器220和网络接口 210可寻址的存储位置， 用于存储与本发明相关联的软件程序和数据结构。处理器220可以包含适 合于执行软件程序和操纵数据结构的必需元件或逻辑。路由器操作系统 242通过调用在路由器上执行的软件过程和/或服务支持的网络操作等来从 功能上组织路由器，其中所述路由器操作系统242的某些部分通常位于存 储器240中并被处理器所执行。这些软件过程和/或服务包括PCC/PCE过 程245、路由服务247、 TE服务244和RSVP服务249。本领域技术人员 将发现，其他处理器和存储器装置(包括各种计算机可读介质)可被用与 存储和执行与这里描述的本发明的技术相关的程序指令。
路由服务247包含由处理器220执行的用于执行由一个或多个路由协 议(例如IGP，例如OSPF禾niS-IS)提供的功能的计算机可执行指令。这 些功能可被配置用于管理包含例如用于执行转发判决的数据的转发信息数 据库(未示出)。TE服务244包含根据本发明用于操作TE功能的计算机 可执行指令。流量工程的示例在以上并入的RFC 3209、 RFC 3784和RFC 3630中被描述，并且在2003年1月的题为"( ewerafe^ Mwto'-尸rotoco/ ;SVv"c/n'wg (^GAfPLS) 5Xgwa/Zwg 7 eyowrce jReSerFa"o" i>o oco/-7h3j^c ^^力em'wg (7 5T尸-7^五xtew^ow"的RFC 3473中也有所描述，该RFC 3473通过引用被整体上结合于此。RSVP服务249包含根据本发明用于实 现RSVP和处理RSVP消息的计算机可执行指令。RSVP在题为 "drawee i e&rFariow尸rotoco/(T^KP/，的RFC 2205和题为"i SKP-7E: 」E^e朋,oM to i^ST尸/w丄5P r丽"e&"的RFC 3209中被描述，如上面所并
入的。
网络拓扑的改变可以利用链路状态协议(例如传统的OSPF和IS-IS 协议)在路由器200之间传输。例如，假设AS中的通信链路失败或者与 网络节点相关联的代价值改变。 一旦网络的状态改变被路由器之一检测 到，该路由器就可以将传达该改变的IGP广告泛洪到AS中的其他路由 器。以这种方式，每个路由器最终"收敛"到同一网络拓扑视图。
在一个实施例中，这里描述的路由器是IP路由器，其实现多协议标 签交换(MPLS)并作为标签交换路由器(LSR)工作。在一种简单的 MPLS情形中，在到网络的入口处，基于每个传入分组的转发等价类向该 分组分配标签，然后再将分组转发到下一跳路由器。在每个路由器处，通 过使用在传入分组中找到的标签作为参考查找包括该信息的标签转发表来 确定转发选择和新的替换标签。在网络出口 (或出口之前的一跳)处，当 分组被发送到下一跳时，基于传入的标签执行转发判决，但是可选地，可 能不包括标签。
以这种方式穿过网络的分组所采取的路径被称为标签交换路径 (LSP)或流量工程(TE) -LSP。 TE-LSP的建立需要计算路径、沿路径 发信号以及沿路径修改转发表。MPLS TE建立了在某些状况下已经保障 了带宽的LSP。如图所示，TE-LSP可以通过使用RSVP协议，更具体而 言，通过使用RSVPTE信令消息被以信号方式传送。
虽然这里描述的示例性实施例针对MPLS，但是应该注意，本发明可 以有利地应用到广义MPLS (GMPLS)，该GMPLS不仅属于基于分组和 信元的网络，还属于时分复用(TDM)和光网络。GMPLS是公知的，并 且在2004年10月的题为"Gewerafeed A/w/"-尸ratoco/丄aZ e/ 5Vv"c/n'wg 卩GMP丄》血cA"e"Mre"的RFC 3945和2004年10月的题为"G朋erafe^ MMto:尸ratoco/丄aZ e/ >SW"c/n,"g (t MPLS」Ex^肌'c^ ^br 5y"cAra朋i^ Qp"ca/
RPC 3946中被描述，这两个RFC的内容通过引用被整体上结合于此。
PCC和PCE之间的路径计算请求(和响应)可以根据以下因特网草 案中指定的协议来交换Vasseur等人的题为"i 5TT户"/A Com/^to"wz
的2004年7月的因特网草案，该因特网草案通过参考被结合于此，就好 像其在这里被完全提出一样。应该理解，RSVP的使用仅仅作为示例，并 且根据本发明可以使用其他通信协议。
本发明针对用于触发对流量工程(TE)标签交换路径(LSP)的路径 计算请求(PCR)进行打包的技术，其中所述PCR被从一个或多个标签 交换路由器(LSR)发送到计算机网络的路径计算元件(PCE)。根据该 新型技术，传入的PCR响应于某一事件被打包成集合，并且基于特定集 合的PCR针对该集合的每个PCR计算出一个或多个TE-LSP (路径)。 具体而言，PCE检测网络中的事件("网络事件")，该网络事件指示传 入PCR的数目增长已经发生，或者指示由于例如网络元件中改变而可能 发生增长。 一旦检测到网络事件，PCE就触发"打包算法"，该算法将传 入的PCR打包成配置长度的集合，例如针对指定的时间间隔或一定数目 的PCR。作为打包算法的一部分，PCE在以相关(即非串行的)方式考 虑该集合的其他PCR的同时计算特定集合中每个PCR的路径，从而减少 竞争状况、信令开销和建立失败。
根据本发明一个方面，PCE通过检测传入PCR的数目增长来检测网 络事件。PCE监视其接收PCR的平均速率(例如在稳定状态期间)，并 将该平均速率与针对可配置的增长的最近监视的速率(新速率)相比较。 一般而言，在稳定状态，PCE基本规律地接收PCR，例如对所需TE-LSP 或现有TE-LSP的定时的重优化(例如每隔一小时、 一天或一星期一次) 的新请求。显而易见，虽然在稳定状态中针对特定网络的平均速率通常是 稳定的，但是本领域技术人员将会理解，网络之间平均速率可能不同(例 如具有标准数据流量的网络可能每隔6个月重优化TE-LSP —次，而具有 语音或敏感数据的其他网络可能每隔5分钟重优化TE-LSP —次)。作为 示例，假设PCE1在稳定状态中以每分钟1个PCR的平均速率从LSR1-3 接收PCR。
显而易见，平均速率可以利用已知的简单平均函数或低通滤波函数被 计算出，以限制对标准网络振荡的影响。例如，在低通滤波函数中，与新平均速率相比，更高权重或乘数被应用到先前的平均速率，以使得 平均速率=(X x旧速率)+ (Y x新速率)
对于X和Y的示例值可以是0.9 (用于90%旧速率)禾B 0.1 (用于 10%新速率)。本领域技术人员将会理解，在低通滤波函数中可以使用用 于X和Y的其他值，并且这些值在本发明的范围内。而且，新速率可以 针对任意可配置的时间量被计算出，例如针对过去5秒(积极主动的)或 5小时(不太积极主动的)等的平均速率。此外，本领域技术人员已知的 任意其他技术可被用于计算平均速率，并且这些技术在本发明的范围内。
可配置的增长可被计算为以下内容大于平均速率的预定数目的
PCR、大于平均速率的某一百分比或者大于特定阈值的平均速率上升的导 数(变化的速率)。如图所示，预定数目可被配置，并且可以基于网络而 变化。例如，如果PCE 1每分钟平均接收1个PCR，示例性的预定数目可 以是每分钟10个PCR的增长。因此，如果PCE 1计算出每分钟11个 PCR的新速率，则将检测到增长(突发)。但是，在PCE每分钟平均接 收500个PCR的网络中，如果速率增长到每分钟510个PCR，可能不希 望触发打包算法，因此不同值将是更加优选的(例如每分钟100个PCR 的增长)。
如果不使用预定数目，PCE可被配置为判断新速率是否是大于平均速 率某一百分比。显而易见，取决于网络，百分比可被配置为大于0%的任 意百分比(例如30%的增长)，包括大于100%的任意百分比(例如 200%的增长)。例如，如果PCE 1正在以每分钟10个的速率接收PCR 并且被配置为以50%增长触发打包算法，那么一旦PCR的新速率到达每 分钟15个就将触发打包算法(假设旧速率维持在每分钟10个)。
已知方法可被用于计算PCE接收的PCR的平均速率的导数(变化速 率或斜率)。触发PCR打包算法的变化的实际速率可被配置为一个预定 数目(例如变化速率为2)或者被配置为大于计算出的上次变化速率的一 个百分比(例如比先前计算出的改变速率大10%)。例如，在稳定状态 中，PCE接收PCR的速率的改变速率应该接近O (没有改变，因此是稳定 状态)。如果被配置为检测到斜率2，打包算法则在PCE接收PCR的速
率从上次计算起加倍时被触发(例如从每分钟20个PCR到每分钟40个 PCR)。
本领域技术人员将会理解，上述技术中的每一种的敏感性取决于计算 之间的时间。例如，假设在示例性导数中的速率在过去一小时的最后5分 钟期间达到每分钟60个PCR。但是，例如如果前一小时的其余分钟仍旧 每分钟接收20个PCR，则对于该前一小时的总的新平均速率可能尚未达 到每分钟40个PCR (先前速率20的一倍)。这将导致对于整个小时的新 的平均速率只有每分钟23.3个PCR，并且PCE将不触发打包算法。另一 方面，如果计算每隔30秒被执行，则显然PCE将在每分钟60个PCR的 速率上在5分钟间隔的前30秒内检测到事件。本领域技术人员还会理 解，在上述每种技术中，增长取决于先前计算出的平均速率。例如(例如 在上述50%增长的情形中)，如果旧速率随时间从每分钟IO个增长到每 分钟12个，则将在每分钟18个PCR而非15个PCR的速率上检测到增长 (突发)。
根据本发明另一方面，PCE通过检测网络拓扑中的某些改变来检测网 络事件。 一般而言，改变是那些指示PCE接收PCR的速率可能增长的改 变，例如导致大量LSR立即请求新的/重优化的TE-LSP的事件。这些网 络事件通常包括网络元件(例如节点或链路)的失败或恢复，或者链路上 可用带宽的可配置增长。通过以这种方式检测网络拓扑的改变，PCE预测 传入PCR的可能"突发"或尖锐增长。例如，如果PCE 1获知网络中的 节点或链路已经失败(例如BR1或LSR2和LSR3之间的链路)，PCE1 可被配置为触发打包算法，从而预期针对由于丢失的节点或链路而失败的 TE-LSP的接收的PCR的尖锐增长。如图所示，PCE通过传统的通知手段 (例如IGP广告)或通过其他通知手段获知网络事件。可以用于本发明的 其他通知手段的示例在以上并入的题为"INTER-DOMAIN OPTIMIZATION TRIGGER IN PCE-BASED ENVIRONMENT"的美国专 利申请No. 11/052,280中有所描述。本领域技术人员将会理解，基于网络 改变的触发可能适合于上述PCR速率增长检测。具体而言，PCE可能无 法检测将导致PCR速率增长的所有可能事件，例如某些域间改变(例如
在PCE不具有域间路由邻接性之处)。而且，某些速率增长不是由特定
网络事件所导致的，例如来自多个LSR的针对新TE-LSP的不相关的同时 请求。
根据本发明的另一方面， 一旦被事件触发，PCE就将传入的PCR打 包到配置长度的集合中，例如针对由集合定时器指定的时间间隔(例如每 隔5秒)，或者针对由集合计数器指定的一定数目的PCR (例如每隔10 个PCR) 。 PCE在考虑特定集合(例如10个PCR)中的其他PCR的同时 计算针对该集合中的每个PCR的路径。路径计算是利用任意已知的路径 计算技术(例如CSPF)来执行的。显而易见，通过同时对一组PCR计算 路径(以相关的方式)，PCE能够以比串行地(以不相关的方式，即因为 它们分开到达)基于PCR计算路径的情况更有效的方式分配网络资源。 以相关的方式计算PCR还可以避免将同样资源分配给多个PCR，因此减 小了 TE-LSP建立失败的风险。
作为一个示例，图3A是根据本发明可以使用的示例性节点网络的示 意框图。节点A-E通过如图所示的链路彼此通信。假设每条链路具有代价 值1并且可用带宽为2.5GB (千兆字节)，除非另外指示。具体而言，链 路A-E和D-C具有代价(在方框中)10，而链路D-B和B-E具有代价 5，并且链路A-B和B-C具有可用带宽(在三角中)1MB。例如，假设 PCE (未示出)接收到两个发源于节点A的PCR。(显而易见，PCR可 能已经被从网络外接收，并且所示网络可能是更大网络的代表性部分。所 示网络仅仅是一个代表性示例)。对了简化，第一和第二 PCR分别请求 带宽为1MB并且从节点A延伸到节点C的TE-LSP。
图3B是以串行方式计算的示例性路径的示意框图。这里，在串行的 不相关计算中，第一PCR被PCE接收，然后PCE计算满足请求的约束的 最短路径。所产生的TE-LSP Tl穿过可用的最短路径，即从节点A到节 点B到节点C (代价为2)。但是，一旦该新TE-LSP Tl被建立(即通过 信令)，在链路A-B和B-C上的带宽就不再可用。现在假设随后第二 PCR被PCE接收。当PCE计算满足请求的约束的可用的最短路径时(即 它不能再使用链路A-B或B-C，已知为"剪除"这些链路)，所产生的
TE-LSP T2穿过节点A到节点E到节点C (代价为11)。而且，如果第 二 PCR进一步约束请求代价小于10，第二PCR则将完全失败，并且T2 将再次无法被创建。
图3B中的另一可能性在于第一 TE-LSP Tl被计算，但是在第二 PCR 被PCE接收之前没有被建立。由于Tl尚未预留节点A-B和B-C之间的带 宽，因此PCE对于第二 PCR计算同样的最短路径。同样资源的分配被称 为"双重预订"可用资源。因此TE-LSP T2的计算产生与Tl 一样的路 径；但是，如果Tl首先被建立并且首先预留了可用带宽(即"赢得"竞 争)，节点A用信号发送T2的尝试则失败，并且为了新路径，第二PCR 必需再次被发送到PCE，从而形成额外的信令开销。在这些情形中的任意 一种中，串行的路径计算的结果显然对第二 PCR都是不利的。
图3C是根据本发明以打包的方式计算的示例性路径的示意框图。假 设与上面相同的示例，但是现在还假设根据本发明两个PCR被打包。通 过将两个PCR打包成一个集合，PCE能够计算对于作为整体的该集合的 最佳路径。例如，与上面计算代价为2的Tl和代价为11的T2不同，打 包计算可以产生代价的平等分发，例如通过计算Tl穿过链路A-D、 D-B 和B-C (代价7)以及T2穿过链路A-B、 B-E和E-C (代价7)。虽然Tl 的代价增大了，但是T2被减小，这在T2被约束为具有小于IO的代价的 路径的情况下可能尤其重要。可以看出，打包PCR创建了更全局化的优 化，并且与大量请求以不相关的方式被计算出的情况相比，增大了针对这 些请求找到可用路径的概率。显而易见，任意资源的双重预订也已经通过 以相关的方式计算针对Tl和T2的路径而被避免。
但是，在除了利用双重预订之外没有路径对第二 PCR可用(例如如 果链路A-D和A-E不可用，则只能用链路A-B)的情况下，PCE可能被 配置为由于知道其已将这些资源分配给第一 PCR而拒绝第二 PCR。以这 种方式，双重预订资源被避免，并且信令开销被减小(即不尝试建立将必 然失败的TE-LSP)。显而易见，可能存在这样的情况其中PCE被配置 为无论如何都双重预订资源，例如当LSR可能实际上不用信号通知所产 生的TE-LSP时。鉴于此，当双重预订的请求(例如第二PCR)可能最终
被满足时，基于双重预订拒绝任意PCR可能不合适。本领域技术人员将 会理解，该配置导致竞争状况，但是该状况通过配置是可接受的。
显而易见，本领域技术人员将理解用于针对全局优化计算打包请求 (通过打包算法)的其他方法。这里提出的示例仅仅是代表性的，并且并 不意味着限制本发明的范围。例如，除了代价之外，其他TE-LSP约束也 可能从相关的计算中受益，例如带宽。例如，具有小带宽约束的第一和第 二 TE-LSP可被分开计算以穿过分开的第一和第二链路，从而将这两条链 路上的可用带宽限制在具有较大带宽的第三TE-LSP可能需要的带宽以 下。但是，通过三条TE-LSP的相关计算，第一和第二较小带宽TE-LSP 可能被计算以穿过第一链路，以便允许较大带宽的TE-LSP穿过第二链 路。
在计算路径之后，PCE以针对该集合计算出的路径(例如通过传统的 PCE回复消息)响应发送PCR的LSR。显而易见，PCE可以通知LSR它 们的请求已经与其他PCR打包在一起，例如通过回复消息中的特定标志 或其他指示。该通知是有利的，因为TE-LSP可以由于这种打包而采取比 所需路径更长的路径。例如，作为上述全局优化的结果，TE-LSP采取子 最优(sub-optimal)路径来容纳其他TE-LSP。但是，那些其他TE-LSP可 能尚未被建立(例如LSR选择了一条更好的路径，或者其他TE-LSP由于 其他原因失败)，因此新的机会被建立，这些新机会可能产生更优选的路 径。此外，PCE可能被配置为在相关计算的路径(集合内)的代价超过针 对该TE-LSP的不相关计算的路径(单独的) 一定量(例如百分比)的情 况下发送该通知。但是，本领域技术人员将理解，这种确定需要PCE进 行两个分开的路径计算。
在接收到通知之后，LSR可能希望比在未经打包的情况下更快地发送 后续PCR (例如用于重新优化所产生的TE-LSP)。这种重优化PCR可能 抖动(即被延迟随机选择的时间量)，从而无法建立从接收到相同通知的 其他LSR到该PCE的PCR的另一突发。而且，在某些环境中，LSR可能 选择不用信号通知(建立)所产生的TE-LSP，例如在LSR可能选择不同 路径时，例如，当发送PCR到分开的域以找到到公共目的地的最好路径
时。
PCE将一段可配置的时间(例如30分钟，打包计时器)中的传入
PCR打包成集合并按照需要重复打包算法。打包计时器可被配置为有利地 防止PCR打包算法的循环(开/关/开/关/等等)，例如在某一事件期间增 大的PCR速率波动(频繁地增大和减小)时。在打包计时器超时之后， PCE可以通过相对平均速率(如上所述)检查传入PCR的当前速率来确 定是否应该继续PCR打包算法。如果传入PCR的速率仍旧指示打包算法 将是有益的，则重启打包计时器并继续打包算法。显而易见，PCE还可以 利用本领域技术人员已知的阻尼(dampening)算法(例如指数阻尼)来 限制确定的频率以继续PCR打包算法，从而延长打包计时器的有效长 度。作为示例，如果在30分钟打包计时器超时之后PCE确定重启计时 器，则其可被配置为在再次检查PCR的速率之前按双倍时间(2x30分钟 =1小时)等待。 一旦执行了该检查并且PCE再次决定继续打包算法，则 其可以再次以再双倍时间(2><1小时=2小时)这样做，以此类推(一般地 到最大可配置长度)，直到平均PCR速率返回正常速率为止。
图4是示出根据本发明用于触发PCR打包算法的步骤序列的流程 图。序列400开始于步骤405并继续到步骤410，其中PCE监视其已经接 收到的PCR的平均速率(例如在稳定状态期间)。在步骤415， PCE将平 均速率与PCR的当前传入速率相比较，例如针对接收的PCR的任意增 长。如果PCE在步骤420中确定其接收PCR的速率没有增长，PCE则还 在步骤425中确定是否发生了指示速率可能增长的任何网络改变(例如通 过IGP广告通知网络元件失败或恢复)。如果没有发生这种改变，序列则 在步骤410重复。在接收到的PCR速率增长在步骤420增长的情况下， 或者在步骤425中发生网络改变的情况下，PCE在步骤430中触发PCE 打包算法。用于触发打包算法的序列在步骤435结束。
图5是示出根据本发明用于打包PCR的步骤序列的流程图。序列500 开始于步骤505并继续到步骤510，其中PCE检测网络事件并触发PCR 打包算法，例如在上述序列400中。 一旦被触发，PCE就在步骤515启动 打包算法计时器(例如30分钟)并在步骤520启动一个集合，其中后一
步骤是通过启动集合计时器(例如5秒)或集合计数器(例如设置到0)
来进行的。在接收到具有当前集合轮次(running)的PCR时，PCE在步 骤525中将该PCR添加到当前集合。如果在步骤530中该集合尚未完成 (即计时器尚未超时或者可配置的PCR数目尚未达到)，序列则继续到 在步骤525接收PCR。否则， 一旦集合在步骤535中完成(即计时器超时 或者数目达到)，PCE就在步骤535中根据这里描述的本发明的方法计算 针对整个集合的路径。在步骤540中，PCE将集合的计算出的路径回复到 PCR的发送者(例如LSR)。可选地，如上所述，在步骤540中，PCE 可以例如通过回复消息中的标志来通知LSR:该PCR已经与其他PCR打 包在一起。在以路径回复到LSR之后，PCE在步骤545中确定打包计时 器是否已经超时。如果打包计时器尚未超时，PCE则在步骤520中启动新 集合，并且针对新集合重复该序列。但是，如果打包计时器已经超时， PCE则在步骤550中确定是否需要重复打包算法，如果是，则从启动新打 包算法计时器的步骤515开始重覆该序列。如果PCE确定不需要重复打 包算法，则序列在步骤555结束。
有利的是，该新技术基于指示PCE接收PCR的速率增长的网络事件 来打包在PCE处接收的PCR。通过响应于该事件将PCR打包成集合用于 路径计算，本发明的技术提供了这样的机制，该机制用于有效地减少竞争 状况、信令开销以及一般由于PCR的突然增大而导致的建立失败。
虽然已经示出并描述了针对TE-LSP触发PCR的打包的示例性实施 例，但是将会理解，在不脱离本发明的精神和范围的情况下可以进行各种 其他变更和修改。例如，虽然以上描述根据单个区域/级别描述了域，但 是本发明也可被有利地用于AS中的多个区域/级别，或者用于可应用的环 境下的多个AS。而且，虽然图1示出了集中的PCE体系结构，但是本发 明也可被有利地用于分布式PCE体系结构，例如当边界路由器被配置为 与其他域的其他PCE通信的PCE时。还应该注意，这里描述的PCE可以 是无状态的或者有状态的PCE，并且任意实施例都可以有利地利用本发 明。
以上描述已经针对本发明的特定实施例。但是，将会发现，可以对所
述实施例进行其他变化和修改，以达到某些或全部优点。例如，可明确地 设想，本发明的教导可被实现为软件，包括具有在计算机、硬件、固件或 其组合上执行的程序指令的计算机可读介质。因此，该描述仅仅被视为示 例性的，而不限制本发明的范围。因此，所附权利要求书的目的在于覆盖 落在本发明的真实精神和范围内的所有这些变化和修改。
权利要求
1.一种用于触发对从一个或多个标签交换路由器(LSR)发送到计算机网络的路径计算元件(PCE)的针对流量工程(TE)标签交换路径(LSP)的路径计算请求(PCR)进行打包的方法，该方法包括检测所述网络中的事件；响应于所述事件，将传入的PCR打包成一个或多个长度被配置的集合；以及在考虑一个集合中的其他PCR的同时计算针对该集合的每个PCR的路径。
2. 如权利要求1所述的方法，其中所述事件指示已经发生传入PCR的 数目增大。
3. 如权利要求1所述的方法，其中所述事件指示已经发生网络拓扑的 改变。
4. 如权利要求l所述的方法，还包括针对指定的时间间隔将PCE打 包成集合。
5. 如权利要求1所述的方法，还包括针对一定数目的PCR将PCR 打包成集合。
6. 如权利要求1所述的方法，其中所述检测步骤还包括监视接收PCR的平均速率；以及将所述平均速率与新监视到的接收PCR的速率相比较，以检测所述速 率的可配置增长。
7. 如权利要求1所述的方法，还包括响应于发送所述PCR的LSR;以及通知所述LSR它们相应的PCR已被打包到PCR集合中。
8. 如权利要求1所述的方法，还包括在可配置的时间段之后完成 PCR到集合的打包。
9. 如权利要求8所述的方法，还包括确定所述PCR的打包是否将针 对所述可配置的时间段被重复。
10. —种用于触发对针对计算机网络中的流量工程(TE)标签交换路 径(LSP)的路径计算请求(PCR)进行打包的系统，该系统包括适合于发送PCR的一个或多个标签交换路由器(LSR);适合于接收所述PCR的路径计算元件(PCE)，该PCE进一步被配 置为i)检测所述网络中的事件；ii)响应于所述事件，将所述PCR打包 成一个或多个长度被配置的集合，以及iii)在考虑一个集合中的其他PCR 的同时计算针对该集合的每个PCR的路径。
11. 如权利要求IO所述的系统，其中所述事件指示已经发生传入PCR 的数目增大。
12. 如权利要求IO所述的系统，其中所述事件指示已经发生网络拓扑 的改变。
13. 如权利要求10所述的系统，还包括集合计时器，该集合计时器 用于限定所述打包的PCR集合的被配置的长度。
14. 如权利要求10所述的系统，还包括集合计数器，该集合计数器 用于限定所述打包的PCR集合的被配置的长度。
15. 如权利要求10所述的系统，其中所述PCE还被配置为iv)监视接 收PCR的平均速率，以及v)将所述平均速率与新监视到的接收PCR的 速率相比较，以检测所述速率的可配置增长。
16. 如权利要求IO所述的系统，还包括从所述PCE发送到发送所述PCR的所述一个或多个LSR之一的响 应；以及所述响应中的通知，该通知指示由所述一个或多个LSR之一发送的 PCR已被打包到PCR集合中。
17. 如权利要求10所述的系统，还包括打包计时器，该打包计时器 用于限定将多长时间中的所述PCR打包到集合中。
18. —种用于触发对从一个或多个标签交换路由器(LSR)发送到计算 机网络的路径计算元件(PCE)的针对流量工程(TE)标签交换路径(LSP)的路径计算请求(PCR)进行打包的装置，该装置包括 用于检测所述网络中的事件的装置；用于响应于所述事件，将传入的PCR打包成一个或多个长度被配置的集合的装置；以及用于在考虑一个集合中的其他PCR的同时计算针对该集合的每个 PCR的路径的装置。
19. 一种用于触发对从一个或多个标签交换路由器(LSR)发送到计算 机网络的路径计算元件(PCE)的针对流量工程(TE)标签交换路径 (LSP)的路径计算请求(PCR)进行打包的节点，该节点包括网络接口，用于接收所述计算机网络中的事件的通知和PCR;耦合到所述网络接口的处理器，其适合于执行软件过程；以及存储器，其适合于存储所述处理器可执行的路径计算元件(PCE)过 程，所述PCE过程被配置为i)检测所述网络中的事件；ii)响应于所述事 件，将所述PCR打包成一个或多个长度被配置的集合，以及iii)在考虑 一个集合中的其他PCR的同时计算针对该集合的每个PCR的路径。
全文摘要
本发明公开了一种技术，该技术触发对从一个或多个标签交换路由器(LSR)发送到计算机网络的路径计算元件(PCE)的针对流量工程(TE)标签交换路径(LSP)的路径计算请求(PCR)进行打包。根据该新技术，传入的PCR响应于某一事件被打包成集合(510)，并且基于一个特定集合中的PCR来针对该集合中的每个PCR计算一个或多个TE-LSP(路径)。具体而言，PCE检测网络中的事件(“网络事件”)，该网络事件指示传入PCR的数目增长已经发生，或者可能由于例如网络元件中的改变而可能发生增长(510)。一旦网络事件已被检测到，PCE就将传入PCR打包成长度被配置的集合，例如针对指定的时间间隔或者一定数目的PCR(515、520、525)。PCE在考虑一个特定集合中的其他PCR的同时计算针对该集合中的每个PCR的路径，从而减小竞争状况、信令开销和建立失败(535)。
文档编号H04J3/14GK101099351SQ200680001656
公开日2008年1月2日 申请日期2006年1月30日 优先权日2005年2月9日
发明者卡罗尔·伊图拉尔德, 罗伯特·戈盖恩, 让-菲利普·瓦瑟尔 申请人:思科技术公司