网络表征的制作方法

专利名称：网络表征的制作方法
技术领域：
本发明涉及网络表征。更明确地，本发明的多个方面涉及用于向穿越经过网络的路径的数据单元分配表示例如拥塞的网络特征的信息的方法及装置。
背景技术：
随着网络特征的改变，需要提出新的方法来控制网络资源在终端用户之间如何分 配。一些这种新的机制需要通信路径上的所有路由器支持特定的新功能(例如，信令通道 表征的特定方法)。除非网络通路上的各路由器都支持新功能，否则总的机制不会有效。这 仅可以通过增量式的部署逐渐地实现。实现这的默认方式是依次更新各路由器，使它们支 持新功能。然而这会是耗时的、昂贵的过程。使用所有的路径具有相同的长度“d”并网络中各节点具有提供新功能的相同概率 “r”的基本网络模型，端到端路径支持新功能的概率是P = (r)~d。考虑有20个路由器的路径。在增量式部署开始时，如果r= 10%，那么P = 1. OE-20 几乎没有路径会支持新功能。即使r = 90%，仅有大约12%的路径会支持新功能。 即使r = 99%，仍仅有82%的路径支持新功能。任何加速增量式部署的机制可以显著地推进在网络中采用新功能的速度。我们由介绍基本概念开始，以便于理解进一步介绍的机制。分组数据网络常常将其承载的数据划分为称为分组的小单位。承载信息穿过因特网所 需的各通信协议增加这样的报头，即，该报头包含恰当地实现终端主机(通常是源主机和 目标主机)之间的数据交换的合适信息。在因特网中，一个最普通类型的分组由包含由在 源运行的应用所生成的数据的净荷组成，由确保数据的可靠传送的TCP报头封装，再由确 保数据到达其指向的目标主机的IP报头封装。结果，TCP报头尤其包含序列号，并且IP报 头包含目标主机的IP地址。分布式带宽共享穿过因特网传送的数据沿着构成从源至目的地的通信路径的一系列路由器。现 在，如果许多路径需要使用网络中同一路由器，则该路由器会变得拥塞(由于使用该网络， 分组经历延时)。如果多个源坚持通过该路由器发送业务，则会变得过载并且会失效。如果 多个源仍坚持在该瓶颈周围发送业务，则会迫使周围更多路由器失效，并且如果该现象继 续不断扩散，则会导致整个因特网的拥塞崩溃(在八十年代中期定期发生)。对于该问题的解决办法是通过执行拥塞控制机制，来确保由源来负责该源经由因 特网发送数据的速率。多个源监测路径表征度量以检测该源的数据所经过的路径何时变得 拥塞，在这种情况下多个源通过减小其吞吐量而做出反应。当没有路径拥塞的迹象时，多个 源可以再次慢慢地增大吞吐量。多个源所监测的典型的路径表征度量是数据路径的平均往返时间，往返时间的变 化(抖动)和路径上拥塞的水平，其是影响经由拥塞路径发送数据的源的数据速率匹配的主要参数可以隐式地或显式地用信号通知拥塞水平。至今，最通常的选择是隐式的用信号 通知。最初，当路由器变得完全饱和(当在路由器的缓冲器中不能容纳业务突发时总是会 发生)时，路由器会丢弃分组。该策略被称为“弃尾(drop tail)”。提出了一种改进方法， 艮口，拥塞的路由器监测其缓冲器中的平均队列长度，并且当平均队列高于给定的阈值时，路 由器开始以随着序列超过阈值的长度而增大的概率丢弃分组。该策略被称为随机早期检测 (RED =Random Early Detection)。因为RED允许源对于初始的拥塞更迅速地做出反应，所 以在现今的因特网中被广泛地使用。利用TCP的源能够检测丢失，因为丢包在序列中产生 间隙；每当源检测到丢失时，它就将其数据速率减半，缓解在瓶颈处的路由器上的拥塞。显式拥塞通知(ECN=Explicit Congestion Notification) [ECN]通过在 IP 报头 中利用两比特的ECN字段来通知拥塞，来进一步改进RED。它运行和RED相同的算法，但是 它将其ECN字段设置为拥塞预警(CE=Congestion Experienced)码点，而不是丢弃分组。两比特ECN字段的其他三个值是-非ECT，表明分组属于不支持ECN的流；-ECT(O)和ECT(I)，表明分组属于支持ECN但是上游路由器不需标记分组的流。ECN标准要求发送机回传(echo)在数据中用信号通知的任何拥塞标记；例如，TCP 接收机在TCP报头设置回波拥塞预警(ECE)标志，TCP源为了其速率控制的目的将其解释 为分组似乎已被丢弃。由于应用所需要的带宽和网络提供的带宽继续不断增加，开发关于高速拥塞控制 的适当机制的需要越来越重要。现在有这样的主张，即，更丰富的拥塞信息将帮助针对因特 网提供更健壮的拥塞控制机制[Stoica，Briscoe, Lachlan, Thommes]。已经提出了这种编码应如何实现的详细提议。例如，再反馈(re-feedback)提议 [Briscoe05c]提出了使用能够有效地包含拥塞程度的、浮点表示的多比特拥塞字段，路径 上的各路由器会用其本地拥塞程度进行更新。IP 隧道在数据网络上下文中，隧道通过将一个协议封装在另一个协议内而组成，并且旨 在改善网络服务，例如在连通性(它允许数据通过网络，否则不能通过)方面，在安全性 (数据被加密，所以如果数据被截获，不能使用该数据)方面等。IP隧道的特殊情况是IP-入-IP(IP-in-IP)隧道，即，在隧道入口处，原始报头原 样保留并被简单地封装于另一标准IP报头内。外部IP报头源和目的地地址标识隧道的 “端点”，同时内部报头保留用于分组的原始源和目的地地址。当分组穿过隧道时，外部报头 可以被修改为相同路径上任何其他分组的报头。当分组到达隧道的另一端时，进行解封装 去除外部报头，如果需要，更新原始报头字段，并且分组转发到其最初指定的目的地。隧道端点发现(TED=Tunnel End-point Discovery)为了利用IP封装隧道，必须建立隧道的端点。这可以通过具有端点的明确知识且 具有能够适当地操作路由器的充分权限的用户手动地完成。另选地，可以利用如在IPsec 协议规范中描述的隧道端点发现(TED)来进行[IPsec]。在接收了需要进行封装的分组 之后，隧道入口将保留或丢弃该分组并创建这样的TED分组，即，将其自己的地址作为源地 址，并且将原始分组的目的地地址作为目的地地址。隧道入口然后发送分组如同它是正常分组。当分组到达封装区域另一端的节点时，该节点通过送回将其地址作为源并且将隧道 入口地址作为目的地的分组，来声明自是隧道的出口节点。EWMA最后，监测动态参数的演进的典型的方式是使用指数加权移动平均(EWMA: Exponentially Weighted Moving Average)。我们假设“χ/，为被观测信号，“y/，是产生的 平均值，“W”是权重。只要观测到信号的新值，根据下列算法更新平均值yi+1 = (1-w) · Yi+w · xi+1 = y^w · (χ +1"Υ )要设置的两个参数是权重w和平均值的初始值loo yi+1的长期值不取决于初始值
Yo °
在二元信令的上下文中(这是在通过丢包或者ECN标记用信号通知拥塞时的情 况)，以Hli作为二元标记的值，算法可以写为如果mi+1 = 1 :yi+1 = Yi+(I-Yi) · w否则:yi+1= (1-w) ‘ Yi拥塞信令与业务隧道在文档中已经按照许多形式记载了拥塞信令通过利用隐式信号[RED]、显式二 元信号[ECN]或显式多比特信号[ref]。业务隧道的通用方面也已记载在标准文件中，例 如用于 IP-in-IP 隧道的 “IP Encapsulation within IP(在 IP 内部的 IP 封装)” [RFC 2003]。[Briscoe07]回顾了用于处理在隧道中二元拥塞标记的最佳实践，通过建立于在 ECN 和 IPsec RFCs [IPsec RFCs]及在关于 “Explicit Congestion Marking in MPLS” 的 IETF因特网草案[DBT07]中可用的推荐。参考文献[Lachlan] :L.Andrew and S.Hanly,"The Estimation Error of Adaptive Deterministic Packet Marking",44th Allerton Conf. on Communication, Control and Computing,2006.[Thommes] :R. W. Thommes and M. J. Coates,"Deterministic packet marking for time-varying congestion price estimation，，·IEEE/ACMTransactions on Networking. Vol.14-3(592-602). June 2006.[IPsec] :S.Kent and K. Seo,"Security Architecture for the Internet Protocol", RFC 4301, Dec 2005.[Briscoe05c] :B. Briscoe, A. Jacquet, C. Di Cairano-GiIfedder, A. Salvatori, A.Soppera and M. Koyabe. "Policing Congestion Response in an Internetwork using Re-feedback". In Proc ACM SIGCOMM' 05,Computer Communications Review 35 (4) (Sep 2005).[Stoica] :I. Y. Xia,L. Subramanian,I. Stoica,and S. Kalyanaraman. “One more bit is Enough，，· In Proc ACM SIGCOMM' 05, Computer Communications Review 35(4) (Sep 2005).[ECN] K. Ramakrishnan, S.Floyd and D. Black, “ The Addition of Explicit Congestion Notification(ECN)to IP"，RFC 3168, Sep 2001.[RED] :S. Floyd and V. Jacobson, "Random Early Detection gateways forCongestion Avoidance，，，IEEE/ACM Transactions on Networking, Vol 1-4(397-413)Aug 1993.[Briscoe07] :Bob Briscoe (BT),"Layered Encapsulation of Congestion Notification，，，IETF I-D(Jun 2007). <draft-briscoe-tsvwg-ecn-tunnel-00. txt>[DBT07] :B. Davie,B. Briscoe and J. Tay, " Explicit Congestion Marking in MPLS”，IETF I-D, June 2007. <draft-ietf-tsvwg-ecn-mpls-00>
现有专利文件国际专利申请WO 2006/079845涉及网络中数据的控制，尤其涉及用于描述表征 数据经过以下网络所穿越的路径的方法和装置，即，该网络中各节点表征路径中其本地部 分，然后当数据经过该节点时，所有的本地表征被积聚在数据中。具体地，它公开了用于对 若干小的动态值在η比特字段上进行编码的方法和装置，通常η大于1。国际专利申请WO 2003/049319涉及用于无线网络的资源控制方法，具体地，涉及 利用拥塞定价(congestion pricing)来确定多个用户之间资源分配的资源控制方法。

发明内容
根据本发明的第一方面，提供了用于向穿越经过网络的路径的多个数据单元中的 一个数据单元分配表示网络特征的信息的方法，所述数据单元已与表示所述网络特征的值 相关联，所述路径具有通过低性能区域的至少一个部分及通过高性能区域的至少一个部 分，所述低性能区域是表示所述网络特征的信息可以由具有第一分辨率的值表示的区域， 所述高性能区域是表示所述网络特征的信息可以由具有第二分辨率的值表示的区域，所述 第二分辨率大于所述第一分辨率，所述一个数据单元是进入所述高性能区域的数据单元， 所述方法包括以下步骤监测数据单元的步骤，监测穿越所述路径并从低性能区域穿越到高性能区域的多 个数据单元；建立相应值的步骤，从所述多个数据单元中的各数据单元建立表示所述网络特征 的相应值，所述值各具有所述第一分辨率；确定组值的步骤，根据多个所述相应值中的每一个值确定组值；分配新值的步骤，向进入所述高性能区域的所述一个数据单元分配具有所述第二 分辨率的新值，所述新值取决于所述组值。这种方法优选地由位于低性能区域和高性能区域之间接口处的节点或路由器，针 对从低性能区域传到高性能区域的数据单元执行。根据本发明的第二方面，提供了用于向穿越经过网络的路径的多个数据单元中的 一个数据单元分配表示网络特征的信息的装置，所述数据单元已与表示所述网络特征的值 相关联，所述路径具有通过低性能区域的至少一个部分及通过高性能区域的至少一个部 分，所述低性能区域是表示所述网络特征的信息可以由具有第一分辨率的值表示的区域， 并且所述高性能区域是表示所述网络特征的信息可以由具有第二分辨率的值表示的区域， 所述第二分辨率大于所述第一分辨率，所述一个数据单元是进入所述高性能区域的数据单 元，所述装置包括数据单元监测器，其配置为监测穿越所述路径并从低性能区域穿越到高性能区域的多个数据单元，并且从所述多个数据单元中的各数据单元建立表示所述网络特征的相应 值，所述值各具有所述第一分辨率；组值确定单元，其配置为依靠多个所述相应值中的每一个值确定组值；值分配单元，其配置为向进入所述高性能区域的所述一个数据单元分配具有所述 第二分辨率的新值，所述新值取决于所述组值。这种装置优选地是位于低性能区域和高性能区域之间接口处的节点或路由器，并 且优选地配置为针对从低性能区域传到高性能区域的数据单元工作。根据关于上述两方面的优选实施方式，网络特征可以是动态网络特征(即，条件 随时间段而改变的特征，或者随着所涉及的数据单元穿过网络而改变)。 例如，网络特征可以是端到端网络特征，并且可以涉及网络拥塞度量，例如路径上 的网络拥塞。具体地，网络特征可以是数据单元在穿过网络时所经历的拥塞。在网络特征 是拥塞度量的情况下，然而它无需纯粹涉及路径上的拥塞水平。也可以考虑例如有限状态 瓶颈(例如，网络地址转换(NAT)中间盒)的其他类型的源的拥塞，该有限状态瓶颈可以通 过终端系统要求不同的控制决策，因此关于其的不同拥塞信号。应理解的是，如果表示所选网络特征的值可以从多个数据单元中的各数据单元创 建，本发明的特定实施方式也可以应用于涉及分配表示多种其他类型的网络特征的信息， 该网络特征甚至不需是网络拥塞度量。这是因为本发明的多个方面涉及或牵涉对这种值做 什么处理，并不简单地涉及所述值表示的是何种网络特征。例如，网络特征可以涉及数据单 元通过路径所花费的时间测度值。例如，本发明的其他实施方式可以应用于涉及分配表示 例如传送成本或功率消耗(特别是关于有限寿命电池供电的设备)的网络特征的信息。低性能区域可以相对于高性能区域就以下意义而言是“低性能”S卩，网络特征可 以由这样的值来表示，当数据单元在低性能区域时该值所具有的比特数比当数据单元在高 性能区域时该值可能具有的比特数少。另选地或附加地，低性能区域可以相对于高性能区 域就以下意义而言是“低性能”即，网络特征可以由这样的可能码点中的一个来表示，当 数据单元在低性能区域时该可能码点的数量比当数据单元在高性能区域时可能码点可能 的数量少。因而，网络特征可以仅由一个二进制比特表示的区域可以被认为提供最低可用 分辨率(即，码点“0”或“1”，仅允许表示两个不同的条件)。网络特征可以由多于一个比 特表示的区域提供更高的分辨率，网络特征可以由各具有多于两个码点的一个或更多个数 字(例如，十六进制数字)表示的区域也是一样，因为这两者都允许表示多于两种的不同条 件。确定组值的步骤可以包括确定多个相应值的加权平均值。根据优选实施方式，确 定组值的步骤包括确定多个相应值的指数加权移动平均值。应理解的是，组值不是必须被 确定为多个相应值的加权平均值，并且只要各方式涉及取决于不是仅从一个数据单元而是 从多个数据单元中的各数据单元分别建立的值进行确定(如在上述定义中阐明的)，就可 以以多种其他替代方式来进行确定。例如，组值也可以根据未加权的平均值来进行确定，或 者根据多个值的和(这些测量是相关的)来进行确定，或者根据多个值的最大值或最小值 来进行确定。选择表述“组值”是为了反映这，并确保提及“组值”时不会与从多个单独的 数据单元的各数据单元分别建立的值相混淆。根据优选实施方式，根据任何上述的方法可以在以下情况下用于向穿越经过网络的路径的并从低性能区域传到高性能区域的数据单元分配表示网络特征的新值，即该情况 中，正在讨论的一个数据单元之前已从高性能区域传到达低性能区域并已与表示正在讨论 的数据单元通过低性能区域之前的网络特征的值相关联。这种情况的发生与上文说明的 “隧道”有关，在该情况下，当数据单元在隧道中时，表示正在讨论的数据单元通过低性能区 域之前的网络特征的值可以被“封装”。然后，可以根据表示正在讨论的数据单元通过低性 能区域之前的网络特征的值和组值生成新值。在优选实施方式中，特别是关于例如上一段中概述的那些“隧道”情况，网络可以 包括从一个或更多个高性能区域到所述低性能区域的多个入口节点。多个数据单元的各数 据单元然后可以具有表示数据单元进入所述低性能区域所通过的入口节点的关联入口指
示 ο正在讨论的一个数据单元可以是从低性能区域的第一入口节点穿越通过该低性 能区域的第一路径的第一多个数据单元中的一个数据单元。也可以存在穿越通过低性能区 域的不同路径的其他数据单元组，或许从不同低性能区域的入口节点。在这种情况下，为了 区分这些数据单元与其他组的数据单元，该方法还可以包括识别从第一入口节点穿越通过 低性能区域的第一路径的数据单元组。确定组值的步骤然后可以包括排它地取决于从识别 为在该组中的数据单元而建立的相应值来确定组值。作为上述的另选，该方法还可以包括识别各具有业务等级(traffic-class)指示 符的数据单元组，该业务等级指示符表示数据单元处于特定的业务等级(例如，“确保”、“尽 力而为”等)。在这种情况下，确定组值的步骤可以包括依靠从识别为处于具有同一业务等 级的数据单元组中的数据单元建立的相应值确定组值。参考上述的现有技术提供了关于如何利用隧道来改善提供给用户业务的网络服 务的信息。本发明的优选实施方式是基于隧道概念的开发来改善端到端通过信号发送的信 息的准确性。作为示例，我们采用在多比特字段上端到端拥塞信令穿过仅支持二元拥塞信令的 区域(我们将称为二元区域)的特定情况。然而应理解的是，本发明的实施方式无需仅限 于所关注的特征是端到端拥塞的情况。例如，它可以是例如延迟(上游的或预期的下游) 或往返时间(RTT)(或许使用IP报头中的“生存时间”(TTL)字段)的时间特征，或者是表 示干扰等导致的无线损耗的特征。而且，应理解的是本发明的实施方式无需仅限于多比特 字段上的信令发生部分地穿过二元区域的情况。除了这种特定情况之外，本发明的其他实 施方式可以应用于更普通的情况，其中信令发生穿过多个区域，其中一个区域具有比另一 个区域更低的性能或更低的分辨率，较低性能或较低分辨率的区域不必是二元区域。参考以上阐述的特定情况，典型的隧道机制的行为是封装输入分组，所以当分组 穿过二元区域时“屏蔽”多比特信息。外部报头的二元字段可以设置为在二元区域内“经历 拥塞”的码点。离开隧道时，剥去外部报头，并且必须对分组报头的多比特拥塞字段进行更 新，以反映在通过二元区域的这段路径上的拥塞。然而，如何组合多比特字段和二元字段以 获得有意义的多比特字段并不是显而易见的。如果是两个二元字段，则只要外部报头被标记了，转发的分组中的二元字段应该 被更新为“经历拥塞”。如果是两个多比特字段，则转发的分组中的多比特字段应该被更新 为内部字段与外部字段的和。如果是穿过多比特信令区域的二元端到端信令，则以等于来自外部报头的多比特拥塞字段的值的概率，将转发的分组的二元字段设置为“经历拥塞”。但是当基于二元信息需要多比特端到端信号时，简单地将两个值相加是没有意义 的。计算结果是旨在表示上游拥塞的值，然而如果外部报头的二元字段被设置为“经历拥 塞”，则它不表示通过二元区域的这段路径上的拥塞已达到100%。同样地，如果二元字段未 被设置为“经历拥塞”，它也不表示在通过二元区域的这段路径上绝对不存在拥塞。优选实施方式的一个优点是允许将在外部报头可见的二元值翻译为有意义的、可 用于更新转发的分组中的上游拥塞字段的多比特值。这可以通过例如“每一流”地保持二 元标记的移动平均并使用该值(而不是原始数据)来更新多比特字段来实现。另一个优点是可以维持针对穿过正在讨论的隧道的累积总业务的移动平均，这提 供了在二元区域内的这段路径上拥塞水平的更精确且最新的估计。该机制可以被扩展到覆盖在端到端基础上必需的其他路径表征度量， 例如下游延 迟。优选实施方式提供了提高针对路径表征度量的信号精确度的机制。具体地，即使 网络路径的一段不能正常地支持所需信令，也可以端到端地通过信号传送这种度量。


现在将参考附图描述本发明的优选实施方式，附图中图1例示了单比特与多比特拥塞信令；图2例示了穿过单比特区域的隧道；图3是例示了在隧道入口节点的封装器处执行的处理的流程图；图4是例示了在隧道出口节点的解封装器处执行的隧道发现处理的流程图；图5是例示了在隧道出口节点处执行的、根据本发明优选实施方式的处理的流程 图；图6例示了在第一分组和后来的分组穿越通过网络的路径时事件的先后顺序，其 中路径包括IP隧道部分。
具体实施例方式将参考图1至图6描述根据优选实施方式的用于分配表示网络特征的信息的方法。我们具体地例示了当端到端需要多比特(或其他更高分辨率)的拥塞信号但是路 径上的一个网络仅支持单比特(或其他更低分辨率)的拥塞信令时一个这种实施方式如何 工作。ECN提供了单比特拥塞信令的原型，同时再反馈为多比特拥塞信令做好准备。该实现考虑这样的情况，S卩，我们希望保留穿过仅支持单比特拥塞信令的区域 (我们将称该区域为单比特区域)的多比特拥塞信令。在单比特区域边界处的路由器(也 称为网关)将能够理解单比特和多比特拥塞信息。必须通过单比特区域的多比特流(端到端地需要/支持多比特拥塞信令的流)的 第一分组到达该区域边界的入口网关。该入口网关缓冲分组并寻找现有适当的隧道。如果 没有隧道存在，则它将利用TED来定位一个穿过单比特区域的适当的隧道端点。如果在这 些端点之间已经存在隧道，则入口网关将向该隧道增加新的流ID。如果没有隧道存在，则创建新的隧道。来自相同流的随后的分组将通过相应的隧道直接转发。当分组穿过隧道时，它们可以收到(单比特的或其他更低分辨率的)表示建立隧 道所基于的一段路径正在发生拥塞的拥塞标记。在出口，分组离开隧道。可以用指数加权 移动平均(EWMA)来监测该隧道的单比特拥塞标记的比率，或者通过计算在特定的序列或 时间段内已标记的分组数量，来监测该隧道的单比特拥塞标记的比率，或者利用多种其他 技术中任一技术来监测该隧道的单比特拥塞标记的比率。该比率可以用于给出由建立隧道 所基于的网络路径所发生的多比特值的拥塞水平，并用于更新在多比特流的分组中的多比 特拥塞信号。我们现在更详细地考虑每一级。在到达单比特或其他“低性能”区域的入口网关 时，可能必须缓冲新流开始的几个分组，同时识别或创建适当的隧道。另选地，它们可能必 须被丢弃，尽管应理解的是这对于终端主机是有害的。入口网关在现有隧道的列表中进行 搜索，以查看是否具有用于去往同一目的地IP地址的分组的一个隧道。如果它找到这 样的 隧道，则它将向该隧道增加新分组。如果在其列表中不存在合适的隧道，则入口网关向流的 目的地发送隧道发现IP分组。一旦该分组到达单比特区域的较远边界，出口网关将检查其 源地址(入口网关的地址)并在其查找表中搜索，以查看是否有正在讨论的从入口到出口 网关的现有隧道。如果存在合适的隧道，则它向入口发送回隧道确认分组，以给出其地址的 细节。如果不存在合适的隧道，则出口网关将创建关于新隧道的状态并向入口发送回隧道 确认分组(如同在之前的情况中)。该状态是计算建立新隧道所基于的路径所经历的拥塞 水平估计所需的。一旦隧道确认分组返回到入口，则可以将来自该流的分组封装进隧道中。这是通 过增加具有隧道入口地址作为源地址并且隧道出口地址作为目的地地址的外部IP报头来 实现的。在出口处，网关将接收针对通过各隧道的流的所有分组。它将通过去除外部IP报 头来对原始分组进行解封装，确保根据适当的公式将拥塞水平估计从C’更新为C 如果外部报头包含单比特拥塞标记，则C = C’ +a. (1-C’ )，否则C = (l_a). C’。在发送分组之前，出口网关根据拥塞水平估计C将原始分组中多比特字段的值从 P，更新到P:P = 1-(1-P，)·(I-C)其中P’是当分组到达入口时多比特拥塞信号字段的值，C是关于隧道的拥塞估 计，并且P是当它离开出口网关时更新后的值。在一些情况下，该步骤可以通过利用下面的替代公式来适当地近似P = P， +C然后，原始分组可以由网关转发至其目的地。现在将结合图1至图6提供优选实施方式的更详细说明。图1例示了二元和多比特拥塞信令。两个流在到达拥塞水平为p2 = 0. 25% = 1/400的路由器之前，都行进在以拥塞水平为P1 = 0. 033%= 1/3000的区段开始的路径 上。该示意图示出了在多比特拥塞信令情况下在路由器之前和之后的拥塞字段的状态(见 (a))，并示出在二元信令情况下在路由器之前和之后的拥塞字段的状态(见(b)和(c))。图1中(a)当使用多比特信令时，源以设置为大于5的值的报头长度发送分组，一个选项字段示出了用于多比特拥塞信令的选项id“mb”，并且具有表示到目前为止的路径 区段的拥塞水平的多比特拥塞字段。源将多比特拥塞字段设置为O。当它到达路由器时，选 项中的多比特字段承载了反映在路径的上游区段上的拥塞水平的值Pl。路由器识别出分组 需要多比特拥塞信令(因为选项id中的一个被设置为“mb”)，因此在转发分组之前，在将 多比特拥塞字段更新为I-(I-P1) (I-P2)之前，将其本地拥塞水平组合到上游的值。图1(b)和(C)当使用二元拥塞信令时，拥塞水平的准确值不在每一分组中指出。 反而，与拥塞水平成比例地对分组进行标记。在ECN的情况下，源生成所有具有被设置为 “ECT”的ECN字段的分组。穿过路径中具有拥塞P1的区段的流将平均在到达路由器的每 (1/Pl)个分组中具有ECN字段被设置为“CE”的一个分组，所以其他到达的分组仍将具有被 设置为ECT码点的字段。路由器识别出分组需要利用ECN的二元信令，因为ECN字段被设 置为“ECT”或“CE”。“CE”分组被没有变化地转发，因为在路由器的上游已经对它们进行了 标记。在另一方面，针对各ECT分组，路由器以概率P2将ECN码点从ECT改变为CE。结果， 大约(l/p2)个ECT分组中的一个分组被作为CE分组转发，所有其他ECT分组被没有变化 地转发。因此，离开路由器的CE分组的比例如下P1+(I-P1). p2 = I-(I-P1)+ (I-P1). p2 = I-(I-P1). (l_p2) 其中P1 = 1/3000，并且 p2 = 1/400 -具有多比特拥塞字段的分组将被转发，同时字段被设置为大约0.283%-能够ECN的流将以大约353( = 1/0. 283% )分之一的CE分组被转发注意两种信令机制都可以同时执行。图2示出了隧道工作的网络。隧道Tl和T2已经建立。流a和流b通过隧道Tl 行进，同时流c通过隧道T2行进。分组到达封装器，并且分组具有包含表示在通向网络的 上游路径上的拥塞水平的拥塞信号Uij的上游报头(其中i是隧道1和2的索引，j是流a、 b和c的索引)。当封装分组时，在外部报头中使用第二拥塞字段，在封装器生成该第二拥 塞字段时该第二拥塞字段被设置为零。封装后的分组到达解封装器，并且封装后的分组具 有反映穿过隧道的拥塞水平的值t_ij。在穿过隧道时，内部报头中的拥塞字段的值保持不 变。在到达解封装器时，在外部报头中的拥塞字段的值t_ij用来更新相关隧道中的拥塞水 平的估计值ti;并且从分组中除去外部报头。在转发分组之前，外部报头的拥塞字段更新为 fij以反映隧道上游的拥塞水平和穿过隧道时的拥塞、的组合值。对上述的概括可以根据来自所有穿过隧道的流的拥塞信号来建立估计；每一隧道的估计可以用于更新在每一分组中的拥塞信号，好像单独的路由器所经 历的拥塞。图3示出了向隧道分配分组所遵循的处理。分组到达封装器，并且分组具有以下 fn息源地址=该流的源的IP地址目的地地址=该流的目的地的IP地址拥塞信令字段可以是二元的或多比特的其他适合的报头字段和净荷
封装器通过分析报头来确定分组是否需要隧道。如果穿过网络之前不支持拥塞信令字段，则需要对分组进行封装，否则对它进行正常转发。封装器保持与被开通隧道的流的 目的地地址相关联的查找表。如果分组的目的地地址还不在表中，则封装器发送隧道端点 探测，例如具有专用协议号码的分组(例如寻址到要处理的流的IP目的地)。在封装器和 目的地之间的路径上的解封装器将截取该探测，并用以下消息回答封装器，该消息指定了 到正在讨论的IP目的地的分组应该被发送到通向该解封装器自己的IP地址的隧道。在接 收到该回答之后，封装器更新其表，以将目的地IP地址与通向解封装器的IP地址的隧道相 关联。封装器现在可以生成封装后的分组源地址=封装器的IP地址目的地地址=解封装器的IP地址ECN 字段=ECT其他适合的报头字段原始分组用作净荷如果存在通向目的地IP地址的隧道，则查找表返回相应解封装器的IP地址并且 封装器能够转发封装后的分组。图4示出了当解封装器截获隧道端点探测时它所执行的处理。解封装器维护所有 通向它建立的隧道的表，各条目至少包含隧道所起始于的封装器的IP地址以及对沿隧道 的路径的拥塞的估计。在收到隧道端点探测之后，解封装器向发起封装器返回其IP地址， 并且向表中增加条目(如果条目不存在)。图5示出了当分组到达解封装器时所发生的处理。执行两个主要的处理更新隧道的拥塞估计；更新封装后的分组中的拥塞字段。如果充足的流量流经隧道，则两个处理可以并行执行，但是优选地是顺序执行，首 先更新隧道中拥塞水平的估计，其次更新要转发的分组的报头中的拥塞字段。为了更新隧道的拥塞估计，解封装器提取出外部报头中拥塞字段的值，并将其与 现有的估计结合，例如，通过移动平均与现有的估计结合。为了更新要转发的分组中的拥塞字段，对分组进行解封装，并且通过将原始分组 的报头中的拥塞字段的值与隧道的拥塞估计相结合来更新原始分组的报头中的拥塞字段， 如同穿过隧道时所经受的拥塞是在单独的路由器上所会发生的那样。图6示出了穿过网络的事件的先后顺序。当分组到达没有建立通向目的地地址的 隧道的封装器时(步骤61)，封装器向目的地发送探测。解封装器截取探测(步骤62)并返 回表示其自己的IP地址应该被用作到达正在讨论中的目的地IP地址的隧道端点的隧道创 建信息。当该回复到达封装器时，它可以更新其隧道表，封装数据分组并且通过隧道将其发 送(步骤63)。当该分组到达解封装器时，更新隧道的拥塞估计(步骤64)，对分组进行解 封装，更新分组的拥塞字段(步骤65)并且将该分组转发至目的地。当到同一目的地IP地址的后来的分组到达封装器时，无论它是否与到该目的地 的第一个分组来自同一源，针对该IP地址的相关解封装器的IP地址已经出现在隧道的查 找表中，并且封装器可以经过相关隧道发送分组(步骤66)而无需再次探测解封装器。当 分组到达解封装器时，执行与第一个分组相同的操作更新隧道的拥塞估计(步骤67)，对分组进行解封装，并且在转发分组之前更新分组的拥塞字段(步骤68)。下面的介绍涉及EWMA参数的设置(权重a、拥塞水平估计C的种子值(seeding value))。根据优选实施方式，权重“a”优选地设置为与最小的预期拥塞水平相同量级的值， 以防止估计在标记之间过快地降至零。同时，拥塞水平估计的种子值最好设置为最高预期 拥塞水平量级的值。获得拥塞水平估计的另选的机制是根据后来的标记之间接收的分组的数量来维 护EWMA，其将表征拥塞水平的倒数。该实施方式的优点是允许网络操作员通过不是路径上的各节点而是仅有其网关 对信号有贡献来支持多比特拥塞信令。否则，网络操作员仅能够支持单比特拥塞信令，该信 令是远不够精确的。如果Pe是在端到端路径上的拥塞水平，Pt是沿着隧道路径的拥塞水平， 并且η是流中最近分组的数量，则端到端拥塞信号(如其期望的变化所示)的精确度是pe. (l-pe)如果单比特网络不实施本技术pt · (l-pt)/n如果单比特网络实施本技术
另一个潜在的优点是可以通过在隧道中所有流的分组上而不是单独针对各个流 建立拥塞水平的估计，来进一步提高信号的精确度。这进一步将变化减至pt · (l-pt)/ Σ fnf其中 是来自流f = 1.. F的最近分组的数量。该效果对于穿过许多量大的流所 使用的隧道的量小的流尤其有益。实际定位隧道端点和创建隧道可以采用现有技术。在另一配置中，单比特域的网络操作员可以发送探测以得到拥塞水平的准确值。
权利要求
一种用于向穿越经过网络的路径的多个数据单元中的一个数据单元分配表示网络特征的信息的方法，所述数据单元已与表示所述网络特征的值相关联，所述路径具有通过低性能区域的至少一个部分及通过高性能区域的至少一个部分，所述低性能区域是表示所述网络特征的信息可以由具有第一分辨率的值表示的区域，并且所述高性能区域是表示所述网络特征的信息可以由具有第二分辨率的值表示的区域，所述第二分辨率大于所述第一分辨率，所述一个数据单元是进入所述高性能区域的数据单元，所述方法包括以下步骤监测数据单元的步骤，监测穿越所述路径并从低性能区域穿越到高性能区域的多个数据单元；建立相应值的步骤，从所述多个数据单元中的各数据单元建立表示所述网络特征的相应值，所述值各具有所述第一分辨率；确定组值的步骤，根据多个所述相应值中的每一个值确定组值；分配新值的步骤，向进入所述高性能区域的所述一个数据单元分配具有所述第二分辨率的新值，所述新值取决于所述组值。
2.根据权利要求1所述的方法，其中，所述网络特征是动态网络特征。
3.根据权利要求1或2所述的方法，其中，所述网络特征是端到端网络特征。
4.根据权利要求1、2或3所述的方法，其中，所述网络特征涉及所述路径上的网络拥O
5.根据权利要求4所述的方法，其中，所述网络特征是数据单元所经历的拥塞。
6.根据任一前述权利要求所述的方法，其中，所述网络特征涉及数据单元穿越所述路 径所花费的时间的测度值。
7.根据任一前述权利要求所述的方法，其中，所述低性能区域是允许所述网络特征由 η比特值表示的区域，并且所述高性能区域是允许所述网络特征由具有多于η个比特的值 表示的区域，其中η是整数。
8.根据权利要求7所述的方法，其中，η是1。
9.根据任一前述权利要求所述的方法，其中，所述低性能区域是允许所述网络特征由 Cl个可能的码点中的一个码点表示的区域，其中Q是整数，并且所述高性能区域是允许所 述网络特征由Ch个可能的码点中的一个码点表示的区域，其中Ch是大于Q的整数。
10.根据权利要求9所述的方法，其中，Q是2。
11.根据任一前述权利要求所述的方法，其中，确定所述组值包括确定所述多个相应值 的加权平均值。
12.根据任一前述权利要求所述的方法，其中，确定所述组值包括确定所述多个相应值 的指数加权移动平均值。
13.根据任一前述权利要求所述的方法，其中，确定所述组值包括确定所述多个相应值 中的最大值或最小值。
14.根据任一前述权利要求所述的方法，该方法用于向穿越经过网络的路径并从低性 能区域传到高性能区域的数据单元分配表示网络特征的新值，所述一个数据单元之前已从 高性能区域传到所述低性能区域并已与表示在所述一个数据单元通过所述低性能区域之 前的所述网络特征的值相关联，所述新值取决于表示在所述一个数据单元通过所述低性能 区域之前的所述网络特征的所述值，也取决于所述组值。
15.根据任一前述权利要求所述的方法，其中，所述网络包含从一个或更多个高性能区 域到所述低性能区域的多个入口节点。
16.根据权利要求15所述的方法，其中，所述多个数据单元各具有表示该数据单元进 入所述低性能区域所经由的入口节点的关联入口指示。
17.根据任一前述权利要求所述的方法，其中，所述一个数据单元是从所述低性能区域 的第一入口节点穿越通过所述低性能区域的第一路径的第一多个数据单元中的一个数据 单元。
18.根据权利要求17所述的方法，其中，所述方法还包括识别从所述第一入口节点穿 越通过所述低性能区域的所述第一路径的一组数据单元，并且所述确定组值的步骤包括根 据从识别为在所述一组数据单元中的数据单元而建立的相应值来确定所述组值。
19.根据任一前述权利要求所述的方法，其中，所述方法还包括识别各具有业务等级指 示符的一组数据单元，该业务等级指示符表示数据单元处于特定的业务等级，并且所述确 定组值的步骤包括根据从识别为在所述一组数据单元中的数据单元建立的相应值来确定 所述组值。
20.一种用于向穿越经过网络的路径的多个数据单元中的一个数据单元分配表示网络 特征的信息的装置，所述数据单元已与表示所述网络特征的值相关联，所述路径具有通过 低性能区域的至少一个部分及通过高性能区域的至少一个部分，所述低性能区域是表示所 述网络特征的信息可以由具有第一分辨率的值表示的区域，并且所述高性能区域是表示所 述网络特征的信息可以由具有第二分辨率的值表示的区域，所述第二分辨率大于所述第一 分辨率，所述一个数据单元是进入所述高性能区域的数据单元，所述装置包括数据单元监测器，其被配置为监测穿越所述路径并从低性能区域穿越到高性能区域 的多个数据单元，并且从所述多个数据单元中的各数据单元建立表示所述网络特征的相应 值，所述值各具有所述第一分辨率；组值确定单元，其被配置为根据多个所述相应值中的每一个值确定组值；值分配单元，其被配置为向进入所述高性能区域的所述一个数据单元分配具有所述第 二分辨率的新值，所述新值取决于所述组值。
全文摘要
用于向多个穿越经过网络的路径的多个数据单元中的一个数据单元分配表示网络特征的信息的方法和系统，所述数据单元已与表示所述网络特征的值，所述路径具有通过低性能区域的至少一个部分及通过高性能区域的至少一个部分，所述低性能区域是表示所述网络特征的信息可以由具有第一分辨率的值表示的区域，所述高性能区域是表示所述网络特征的信息可以由具有第二分辨率的值表示的区域，所述第二分辨率大于所述第一分辨率，所述一个数据单元是进入所述高性能区域的数据单元。
文档编号H04L12/56GK101971580SQ200980108555
公开日2011年2月9日 申请日期2009年1月14日 优先权日2008年1月14日
发明者亚历山德罗·萨尔瓦托里, 托比亚斯·蒙卡斯特, 罗伯特·约翰·布里斯科, 阿诺·雅凯 申请人:英国电讯有限公司