CN1322722C - 用于配置多个网络节点之间的连接的方法和网络*** - Google Patents

Abstract

本发明提出一种用于配置多个网络节点(TP0至TP5)之间连接的方法，其中，每对网络节点经由虚拟直接连接来连接，该方法包括步骤：进行每对网络节点之间虚拟直接连接的质量测量(S4)；以及基于质量测量的结果，判定虚拟直接连接是否将被用于传送数据(S7至S10)；其中，质量测量的结果被传输到进行该判定步骤的网络配置控制单元。本发明还提出相应的网络***。

Description

用于配置多个网络节点之间的连接的方法和网络***

技术领域

本发明涉及用于配置多个网络节点之间连接的方法和网络***。

背景技术

现在已有多个不同类型的网络，即具有不同协议(比如IPv4(因特网协议版本4)和IPv6(因特网协议版本6))的网络。这些网络的一些被广泛使用，从而覆盖了大的范围(例如IPv4因特网)。其他网络则仅被应用于孤立场所(例如IPv6，其当前仅被用于孤立场所)。期望将相同类型的这些孤立网络连接起来。对于该连接，已经提出“隧道(tunnel)”概念。

隧道是两个网络节点之间的虚拟链路。也就是，通过将第一网络的协议封装于第二网络所传递的分组中来进行隧道连接(tunnelling)。在IPv6和IPv4的情况下，这意味着IPv6协议被嵌入于IPv4分组内。

另一实例是虚拟专用网络(VPN)。在该情况下，使各类组织能够利用因特网在VPN上传输数据。这是通过将VPN网络协议嵌入于因特网所传递的TCP/IP分组中来进行的。

因此，这样的隧道在虚拟网间互连中扮演重要角色。迄今为止，隧道的配置是手工进行的，十分麻烦并且需要大量工作。为了克服此类手工隧道配置的低效率，一些自动隧道连接方式(比如隧道代理(Tunnel Broker))(TB)(例如参见A.Durand，P.Fasano，D.Lento，“IPv6 Tunnel Broker”，RFC 3053，2001年1月)、6to4隐式无状态隧道(例如参见B.Carpenter，K.Moore，“Connection of IPv6 Domainsvia IPv4 Clouds”，RFC 3056，2001年2月)已经在IPv6联网中被开发和部署起来。在VPN(虚拟专用网络)技术中，隧道将散布于地理位置不同的地点中间的所有节点组合成统一的逻辑网络。

6to4(经由上述IPv4网络云的IPv6域的连接机制)是借助指定的IPv6地址格式，用于自动隧道连接IPv4“海洋”所分离的IPv6“岛”的无状态解决方案。从逻辑上说，6to4中的每对对等站点在虚拟网络意义上被直接连接，即在对等方之间无任何IPv6中继，虚拟网络(VN)形成了全网状拓扑。由于IPv6分组仅经由IPv4路由器从每个对等方被发送到另一对等方，所以IPv6会话的性能与对应节点之间IPv4端对端路径上的会话性能相同。

在隧道代理方式下，有状态(stateful)代理服务使得寻址变得灵活。然而，在隧道代理***中，提供了用于一组隧道客户端的中继中心的隧道服务器(TS)。每个隧道客户端(TC)具有经由隧道服务器到达IPv6世界的其它部分的缺省路由，每对隧道客户端必须明确地经由隧道服务器的中继来通信，即使直接隧道连接这两个隧道客户端可能要好得多。两个隧道客户端之间的IPv6会话性能取决于隧道服务器到这二者的端对端表现。

上述两种方法未提供按照虚拟链路(隧道)性能表现来进行动态隧道变化的能力。

然而至今为止，现有的隧道技术都未考虑到性能问题，也就是使虚拟联网过程与IPv4体系结构上的性能及其变化相匹配的问题。

发明内容

本发明的基本目的在于提供一种方法和***，通过该方法和***，能够可靠和有效地配置网络节点之间的虚拟连接。

该目的是通过一种用于配置多个网络节点之间的连接的方法来实现的，其中每对网络节点经由虚拟直接连接来连接，该方法包括步骤：

进行每对网络节点之间虚拟直接连接的质量测量；以及

基于质量测量的结果，判定该虚拟直接连接是否将被用于传送数据；

其中，质量测量的结果被传输到进行该判定步骤的网络配置控制单元。

可选地，上述目的是通过一种包括多个网络节点和网络配置控制单元的网络***来解决的，其中每对网络节点经由虚拟直接连接来连接，其中

这些网络节点适于执行虚拟直接连接的质量测量，将质量测量的结果发送到该网络配置控制单元；以及

该网络配置控制单元适于基于质量测量的结果，判定该虚拟直接连接是否将被用于传送数据。

由此，能够监视两个网络节点之间的虚拟直接连接(例如隧道)的质量。

特别地，能够按照第一网络(即基本网络)的当前端对端性能排除最坏的逻辑链路。

由于多个虚拟直接连接(例如隧道)被设置于网络节点之间，存在高的冗余度，使得网络节点之间的连接也可经由其他网络来建立。

在判定步骤中，在判定两个网络节点之间没有虚拟直接连接可用时，可基于质量测量的结果来确定经过至少一个其他网络节点的在这两个网络节点之间的路由。

在该方式下，所谓的“下一转发段(next hop)”可被容易地确定，通过该下一转发段，可建立安全和快速的连接。

网络节点可以是隧道端点(tunnel-end-point)，每对网络节点之间的虚拟直接连接可以是隧道，这些隧道通过将第一类型网络协议封装于第二类型网络所传递的数据内，提供节点之间的虚拟连接。

可由每个网络节点针对到其他网络节点的虚拟直接连接进行质量测量。由此，能够获得所涉及的全部隧道的结果，以获得准确的判定。

质量测量可包括两个网络节点之间的虚拟直接连接上延迟时间的测量。

可设置最大允许延迟时间的阈值，使得当虚拟直接连接上的延迟时间超过该阈值时，该连接被确定为不可用的。

由此，可设定最大的允许延迟时间。因此，无论虚拟直接连接在其他方面(例如在数据损失率方面)是否表现出良好质量，该虚拟直接连接都可被视为不可用的。

而且，质量测量可包括两个网络节点上的虚拟直接连接上数据损失率的测量。这里，数据损失率例如在分组交换网络情况下可以是分组损失率。

可设置最大允许数据损失率的阈值，使得当虚拟直接连接上的数据损失率超过该阈值时，该虚拟直接连接被确定为不可用的。

由此，可设定最大的数据损失率(例如分组损失率)。因此，无论虚拟直接连接在其他方面(例如在延迟时间方面)是否表现出良好质量，该虚拟直接连接都可被视为不可用的。

质量测量可包括上述延迟时间测量和数据损失率测量。于是，延迟时间测量的结果和数据损失率测量的结果可被组合成单个的质量测量结果。

在该方式下，可容易地处理测量结果，因为只有组合的测量结果而不是两个单独数值需要被进一步处理。

在组合延迟时间测量的结果和数据损失率测量的结果时，可对这两个结果分别加权。由此，网络操作者可判定延迟时间或数据损失率中的哪一个对于他更为重要，并且对其进行自由设定。

在组合时，延迟时间测量结果和分组数据损失率测量结果可被分别正规化。由此，两个结果均被转换成无量纲值，可容易地将该此值与其他虚拟直接连接的其他结果相比较。

单个的质量测量结果可被转换成整数值。在该方式下，网络中的通信量可有所降低，因为浮点数需要更多的数据。

可以预定间隔执行虚拟直接连接的测量和判定。在网络配置发生某些变化时，也可执行虚拟直接连接的测量和判定。这也减少了通信量和计算负担，因为在该方式下，测量和判定并不连续进行。该间隔可被自由设定，使得能够使其依赖于网络的一般条件、通信量等。

判定的结果可被发送到网络节点，这些网络节点可相应地更新路由表。由此，与虚拟直接连接的判定有关的信息可在网络节点的路由表中被转换。

附图说明

参照附图，本发明将更易于理解，在附图中：

图1(a)和(b)示出了隧道代理概念和按照本发明实施例的隧道对等方概念之间的差异；

图2示出了按照实施例的动态隧道对等化体系结构；

图3示出了按照实施例的基本工作过程流的流程图；

图4(a)至(d)示出了按照实施例的性能参数正规化、组合和量化；

图5(a)和(b)示出了按照实施例的RTT(往返时间)延迟和分组损失率的端对端性能测量结果的实例；

图6示出了加权完全图的实例；以及

图7示出了按照本实施例的优化子图。

具体实施方式

在下文中，参照附图，更具体地描述本发明的优选实施例。

按照本实施例的方法被提出为具有性能优化的“IPv6-over-IPv4”自动隧道连接的解决方案。在本说明书中，该过程被称为具有基于端对端测量的性能优化的动态隧道对等化(dynamic tunnel peering)，简写为“DTP-POEM”。而且，术语“虚拟网络/基础网络”在第一实施例的整个描述中等效于IPv6/IPv4。然而应注意，本发明也可应用于其他类型的网络(例如VPN)，而不限于IPv6/IPv4因特网。

具体来说，本实施例提供了经由具有动态性能优化的隧道通过IPv4网络连接IPv6站点的方案。所谓的对等方(或隧道对等方)充当IPv6-IPv4隧道的端点和充当IPv6虚拟网络中的路由器。隧道对等方在IPv4网络中是否扮演路由器角色并非本发明所关心的。对等方也被称为网络节点。

按照本实施例的该过程一般是用于具有性能优化的自动和动态隧道连接的域内方案。

按照本实施例的过程可应用于如下环境：

1)上述对等方被地理分布于异构体系结构上，它们之间的端对端路径在性能上各异。而且，端对端性能受到基本网络上的通信量负荷波动的显著影响。

2)在虚拟网络中扮演转发节点角色的对等方在基本网络中通常是终端***，因而它们的计算资源并非为隧道连接或路由专门设计的。

专用服务器(其也被称为网络配置控制单元)，名为隧道仲裁器(TA)，被定义为体系结构的核心部件，其进行隧道连接和路由决策，使得对等方中的拥塞(或表现不佳的)路径将从逻辑链路集中排除。所有隧道端点具有对等关系，即没有服务器-客户端差别。

隧道的一般结构在图1中被示出，其中还图示了与隧道代理概念的差异。图1(a)示出了隧道代理概念。存在多个隧道客户端(TC)，它们都被连接于中央隧道服务器(TS)。在TC之间没有虚拟链路，而是只在每个TC和隧道服务器之间有隧道。

另一方面，参照图1(b)，在按照本实施例的动态隧道对等化模型中，没有用于连接的中央点，隧道对等方(TP)自动地按需建立隧道，如下文中具体所述。

按照本发明，隧道对等方(TP)可从隧道仲裁器上的对等方注册数据库(PRD)中获得其他对等方的列表。然后，对等方测量彼此之间端对端路径的性能参数，将量化和正规化的值发送到隧道仲裁器，该隧道仲裁器计算优化的拓扑。周期性地进行随同该计算一起变更隧道虚拟路径。

按照本实施例，基于端对端性能测量，通过动态隧道对等化体系结构，可实现如下效果：

1)引入动态隧道建立和删除机制，以适应IPv4基本网络上的性能分布；

2)端对端性能被量化为无量纲(dimensionless)整数值，使得状态是有限的，拓扑对于轻微扰动不会过于敏感。

3)隧道决策还含有路由信息，其中在虚拟链路性能方面，由所有成对最短路径(APSP)标准确定这些决策。

在概念上，在DTP-POEM体系结构中存在两个网络平面。这在图2中被示出。在图的底部是基本网络，按照该实施例，该基本网络是IPv4因特网。基本网络提供与已部署的物理基础设施的全局连通性。每个隧道对等方(在图中由标号TP标示)被投影到基本网络中的节点上。这些节点与上述隧道仲裁器(TA)进行纯IPv4通信。

在上层中，存在虚拟网络平面，其中所有链路是逻辑的。这些逻辑链路将由隧道仲裁器控制，并在基本网络平面发生性能状态变化时被更新。如图2所示，所有隧道对等方具有到全局IPv6因特网的连接。每个隧道对等方可连接于单独的孤立IPv6站点，或者两个或更多隧道对等方可连接于这样的单独IPv6站点。在这样的孤立IPv6站点内，可提供更多IPv6内路由器，用于中继数据分组。此外，上述隧道对等方可扮演其他对等方的中继站的角色。

请注意，隧道对等方(TP)是IPv6中的路由器，但是在IPv4中并非一定如此。如上所述，在图2中存在两个平面，其分别代表IPv6虚拟网络层和IPv4网络层。隧道对等方在虚拟网络层中扮演路由器角色(如椭圆所示)，同时在IPv4网络中可能是普通主机(如方框所示)。在这些“方框”(即与IPv6中的TP相对应的IPv4中的节点)之间转交分组的IPv4在图2中未示出，因为它们并非本发明所关心的。

在下文中，按照本实施例的过程将通过参照***的过程流、端对端测量方法、隧道命令交付等来具体描述。

1.基本过程流

通过参照图3中所示流程图，描述按照本实施例基于端对端性能测量(DTP-POEM)的动态隧道对等化的基本工作过程流。

a)在步骤S1中，具有双栈的节点向TA提交注册信息，以获得TP标识符。具有双栈的节点是具有两个协议栈的节点，能够为基本网络和虚拟网络服务。也就是，按照本实施例，这样的节点具有用于IPv4因特网和IPv6因特网的协议栈。

作为注册的结果，该节点被指定为隧道对等方(TP)，获得了将它唯一标识为隧道对等方的TP标识符。

用于每个TP的注册项至少包括：a)唯一标识符(即TP标识符)；b)TP的IPv4地址；c)TP的IPv6地址；d)TP所持有的IPv6地址前缀；等等。IPv6地址前缀(或地址块)是邻接IPv6地址的集合。这样的地址前缀的实例是3ffe:3211::/32。

b)在步骤S2中，TA在专用数据库中维护TP的所有注册信息。该注册至少含有TP在基本网络(BN)上的地址，即TP的IPv4地址。

c)在步骤S3中，每个TP从TA获得其他TP的IPv4地址。依次地，然后每个TP在步骤S4中进行端对端测量。其结果在步骤S5中被正规化和量化。随后，量化结果在步骤S6中被发送到TA。

d)在步骤S7中，TA按照所有TP发送的测量结果，产生以所有TP作为顶点的加权完全图。然后在步骤S8中，采用APSP(所有成对最短路径)算法以获得优化的虚拟拓扑。

e)在步骤S9中，TA将与优化虚拟拓扑相对应的信息发送到TP。也就是，TA将隧道仲裁器命令发送到TP，使得它们自动调节其间的隧道链路，同时TP中的路由表在步骤S10中被相应更新。

请注意，TP的IPv6路由表被更新。隧道仲裁器不提供任何信息给IPv4路由器。也就是，只有虚拟连接被优化，IPv4网络之内的IPv4路由器性能并非本发明所关心的。

f)该***周期性地，或在某些触发条件(比如添加新节点到网络)下重复步骤S2至S10(处理b)-e))。合理的更新周期的实例是30分钟。也就是，在步骤S11中，该处理等待这样的预定期间，并返回到步骤S2。

在下面四个分段中描述与测量和测量的处理等有关的***细节。

2.端对端性能测量

TP可向TA发送针对所有对等方的列表的请求，然后进行端对端性能测量。

端对端性能测量方法在本申请的范围以外。具体实施者例如可遵循1998年5月V.Paxson等人的文献“Framework for IP PerformanceMetrics”(RFC 2330)。可选地，还可使用其他测量方法。参数选择有赖于网络设计标准。对于一般用途，考虑到测量运算的简易性，接受往返时间延迟。这样的往返时间延迟在1999年9月G.Almes、S.Kalindini、M.Zekauskas的“A Round-Trip Delay Metrics forIPPM”(RFC 2681)(IPPM代表IP(网际协议)性能度量)中有描述。P型往返时间延迟测量可通过具有专用分组长度的ICMP回送请求/应答来测量。这可利用公知的“Ping”过程来进行。优选地，定制的“Ping”处理应当在TP程序集内编码，而不是利用操作***提供的“Ping”工具，以便具有与实际进行的性能测量的最优兼容性。

在该实例中，利用UDP协议(用户数据报协议)将端对端测量的结果发送到TA。

3.参数正规化、组合和量化

***必须考虑到简易性和效果之间的平衡。也就是，应当避免为了获得所需效果而产生巨大支出。因此，按照本实施例，优选地，TP以简单的方式(例如数次“Ping”)获得参数值，并以该方式测量平均RTT和分组损失率。然后，正规化函数将延迟和分组损失率值改造为无量纲值，使得它们的附加运算(即延迟和分组损失率的适当组合)根据定义明确的加权函数而符合物理事实。

显然，用于RTT延迟的正规化函数应当是线性的。该发明建议为正规化函数定义一截止阈值，例如3000ms(或其他适当值)，这意味着：如果虚拟链路上的RTT延迟超过该阈值，则***将发现该虚拟链路是不可到达的。这在图4(a)中被图示，其中RTT延迟RTT在横坐标上表示，RTT延迟性能值d在纵坐标上表示。然后得到：

$d\left(\mathrm{RTT}\right)=\left\{\begin{array}{cc}\mathrm{RTT}/M& \&ForAll;0<\mathrm{RTT}\&le;M\\ 1& \&ForAll;\mathrm{RTT}>M\end{array}\right.$

其中M是针对“不可到达”的阈值。

1该情况对于分组损失率(定义为损失分组的数量/所有传输分组的数量，通常给定为百分比)是不同的。例如，假定有三个隧道对等方TP1、TP2和TP3。如果从TP1到TP2的分组损失率PLR是x，同时从TP2到TP3的分组损失率是y，则经由TP2从TP1到TP3的分组损失率是1-(1-x)(1-y)。然后，按照本实施例，用于分组损失率正规化的函数r(PLR)如下所示：

$r\left(\mathrm{PLR}\right)=\left\{\begin{array}{cc}{\log }_{1-p}(1-\mathrm{PLR})& \&ForAll;0\&le;\mathrm{PLR}<P\\ 1& \&ForAll;p\&le;\mathrm{PRL}<1\end{array}\right.$

其中p(0＜p＜1)是针对“不可到达”的分组损失率阈值。这在图4(b)中示出，其中分组损失率PLR在横坐标上表示，分组损失率性能值r在纵坐标上表示。

然后，组合函数提供适配权重，以使延迟和分组损失率值成为单个值。如果延迟或分组损失率值之一是零，则要求组合的值与其中的另一个值成线性关系。而且，组合函数应仍然保持“不可到达性”。因此，本发明采用如下函数起组合作用，即：

其中常数0＜q＜1是延迟对于分组损失率的相对重要性。一般取q＝1/2(图4(c))。

最后，参数值将优选地被量化成小的整数，使得TA和TP之间的传输管理开销将尽可能少。同时，整数加权完全图上的APSP计算将比浮点加权完全图上的APSP计算快得多。更为重要地，量化可防止动态性能状态信息的频繁更新。特别是，“不可到达”被量化为表示“无穷”权重的饱和值。这在图4(d)中和在如下公式中示出，其中整数值v是由组合的性能值u产生的。

$v=\left\{\begin{array}{cc}1& \&ForAll;0\&le;u<0.1\\ 2& \&ForAll;0.1\&le;u<0.2\\ 3& \&ForAll;0.2\&le;u<0.3\\ \&CenterDot;\&CenterDot;\&CenterDot;& \\ 10& \&ForAll;0.9\&le;u<1\\ 255& \&ForAll;u=1\end{array}\right.$

这里应注意，数值1至10与分级的u的浮点值相关联，而对于“不可到达”或不可用，则与255相关联。

4.求解APSP问题

通过利用以上述方式确定的量化和正规化性能值v，加权完全图可由TA建立。这些值还可用来产生对应的加权邻接矩阵。在这样的加权邻接矩阵中，元素a(i，j)定义隧道点TPi和隧道点TPj之间的性能值v，其中性能值也以这种方式来定向，即从TPi到TPj。在该矩阵中，值i标识矩阵的列，j标识行，i和j是整数。

只要TA建立了加权完全图，任何APSP算法可被应用于计算优化子图。原始产生的完全图是有向的。以往返方式进行测量，因此用于该图的加权邻接矩阵应当关于其对角线是对称的。然而有时候，由于每对的两端之间的测量误差和非对称动态条件，矩阵在实践中可能是非对称的。也就是，a(i，j)可能不等于a(j，i)。因此，假设A是原始测量的邻接矩阵，则可将新的邻接矩阵W定义为使得

w(i，j)＝w(j，i)＝a(i，j)+a(j，i)

矩阵W明确为对称的，并且计算将针对W而非A来进行。

可利用Floyd-Warshall APSP算法通过上面的矩阵来求解APSP问题。Floyd-Warshall算法在E.Minieka的“Optimization Algorithmsfor Networks and Graphs”，Marcel Dekke，Inc.1978年，ISBN0-8247-6642-3中有描述。该算法可用C语言编码如下：

算法1：Floyd-Warshall APSP算法

N：顶点数量

W：加权完全图的邻接矩阵，以权重来初始化

P：用于优化子图的前趋矩阵，将所有元素初始化为-1

＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝

void FloydWarshall(intN，int*W，int*P)

{

    int i，j，k；

    for(k＝0；k＜N；k++)

    for(i＝0；i＜N；i++)

         for(j＝0；j＜N；j++){

            if(W[i*N+j]＞W[i*N+k]+W[k*N+j]){

               W[i*N+j]＝W[i*N+k]+W[k*N+j]；

               P[i*N+j]＝k；

           }

       /*由于矩阵W是对称的，j的初值可被设为i。*/

}/*FloydWarshall*/

＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝

请注意，W和P被视为一维数组域，使得对应矩阵的所有N(顶点数量)行被重写入一行中。

在执行该算法之后，前趋矩阵P对于为每个顶点确定下一转发段路由是足够的，因此TA可将路由信息连同隧道命令一起提供给TP。计算从任一源到目标的下一转发段的简单算法被本发明设计如下。如果TA维护有关关联于每个TP的虚拟网络块的信息，则下文中所述的下一转发段方法可被应用于动态建立路由表。

算法2：利用P矩阵来建立路由表

N：顶点数量

P：用于优化子图的前趋矩阵

u，v：源和目标的标识符

＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝

int NextHop(int N，int*p，int u，int v)

{

   int k，r；

   k＝P[u*N+v]；r＝u；

   while(k！＝-1){

        r＝k；

        k＝P[u*N+k]；

    }

   return r；

}/*NextHop*/

＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝＝

显然，用于某个源节点的NextHop方法不涉及用于其他对等方的行。因此，该算法可在每个TP处被单独执行。

5.进行隧道决策

APSP问题的求解可导致优化的前趋矩阵P。按照该矩阵，通过去除其在矩阵P中的对应值为正的那些虚拟链路，TA可容易地获得虚拟网络拓扑。也就是，不变值-1代表虚拟网络的隧道链路，同时任一正值表示转发中继。该矩阵可被看作全局隧道决策，P的第k行是用于第k个TP的决策。然后，TA将决策分别发送到TP。一项决策含有隧道和路由信息。利用上述NextHop处理，可将后者编码到路由表中。

通过参照图3、5至7，在下文中给出实例。

假设有六个IPv6站点，它们将按照本实施例经由DTP-POEM来连接。

a)注册

每个站点的端点将其注册发送到隧道仲裁器，获得它自己的隧道对等方ID和所有对等方的列表(图3中的步骤S1至S3)。

b)测量

每个TP对端对端性能进行测量(图3中的步骤S4)，在考虑所有TP的测量时，得到了在边缘上具有性能参数的完全图。该结果在图5(a)中(关于RTT延迟)和在图5(b)中(关于分组损失率(PLR))示出。

c)正规化和量化

每个TP在将其发送到TA之前，将这些性能值正规化，组合延迟和分组损失率，然后将无量纲值量化成小的整数(图3中的步骤S5和S6)。结果，TA构造一加权完全图(图3中的步骤S7)。

该结果在图6中示出，其中加权完全图的邻接矩阵如下所示：

W	0	1	2	3	4	5
							012345	01362551	103151	33025511	61255013	25551107	111370

例如，TP0和TP4之间的隧道表示3950ms的RTT延迟时间。由此，它高于3000ms的阈值M。因而，该隧道被确定为不可用，即TP4经由直接隧道对于TP0是不可到达的。因此，上述邻接矩阵中的对应项是255(w(0，4))。

作为另一实例，TP2和TP3之间的分组损失率PLR是29％。由此，它高于可设定为20％的阈值P。因而，该隧道也被确定为不可用，因此上述邻接矩阵中的对应项是255(w(2，3))。

d)计算

TA计算APSP问题，以获得优化。该结果以前趋矩阵来代表(如上所述)，该矩阵中的每行是用于对应TP的决策。前趋矩阵如下所示：

e)执行

从TA获得隧道和路由决策，TP更新其隧道接口配置，然后利用算法2(即前述的NextHop例程)修改路由表。前趋矩阵中突出显示的项(即前趋矩阵中的第一行)是指用于TP0的隧道和路由决策。该决策被转换到TP0的路由表中，如下所示：

	隧道决策
							对等方隧道连接？	0	1	2	3	4	5
-	Y	N	N	N	Y

	TP0的路由表
							目标下一转发段	0	1	2	3	4	5
0	1	5	1	1	5

对应的优化子图在图7中示出。在该实例中，直接连接(即隧道)仅在TP0和TP1、TP0和TP5、TP5和TP1、TP1和TP3、TP2和TP5、TP4和TP2之间、以及在TP3和TP4之间提供。

由此，当考虑TP0(第一项，即上述前趋矩阵中的第一行或第一列)时，仅对TP1和TP5进行直接隧道连接。隧道连接于TP2是经由作为下一转发段的TP5(对应于TP2的第2列中的前趋矩阵中的项)来进行的。隧道连接于TP3是经由作为下一转发段的TP1来进行的。隧道连接于TP4是经由TP3来进行的，也就是下一转发段是TP1、然后是TP3。

当新周期即将到来时，TP检查对等方列表，开始新一轮的测量活动。

为了实施本发明，应当预先协商上述许多参数和方法。优选地，协议文件应被编辑，从而定义TA和所有TP应当遵循的数据格式和公共规则。

对于计算的复杂度，尽可能多地避免浮点计算是有利的。按照本实施例，性能值作为整数来传输。此外，表扫描方法可应用于计算对数值，以便进一步降低计算负荷。

而且，为了减少管理开销通信量，按照本实施例，利用“保持活跃(keep-alive)”方式。也就是，如果针对特定TP的决策无需被改变，则替代了整个决策，仅将“保持活跃”消息发送到TP。用以最小化性能值通信量的又一举措是周期性地更新/“保持活跃”机制。也就是，按照本实施例，在两次决策之间等待预定时间段。如上所述，例如该预定时间段可以是30分钟。

TP是异构的，并在对等模式下工作。然而作为替代，为了可靠性，引入可信隧道服务器，可增强整个***的稳健性。优选地，隧道服务器从隧道对等方中选择，而不是由隧道仲裁器永久地担当。无论怎样，计算的稳定和高性能、全局连接的高速和始终在线的TP是优选的。

TA是专用服务器。优选地，关系数据库***被用来维护TP注册和隧道状态。同时，TA可运行HTTP(超文本传送协议)守护程序，使得任何用户可容易地注册到DTP-POEM***中，运行拓扑及其整体***水平被可视化。

因此，按照本发明，隧道概念不仅呈现了连通性的方式，而且呈现了建立动态虚拟拓扑以及对应路由表的方式，其比传统的“尽力而为(best-effort)”提供了更好的服务，操纵虚拟网络清除IPv4因特网上最为拥挤的路径。

如上所述，本发明为具有性能优化的自动隧道连接提供了域内解决方案。当尚未部署全局IPv6基础设施时，IPv6网络站点应当经由隧道虚拟链路来连接。

早期的技术方案，比如6to4和隧道代理，仅提供虚拟网络连通性，而不考虑性能。本发明提供了以更佳方式来实现虚拟拓扑的方式，使得最为拥挤或最坏延迟的端对端路径将不被挑选到虚拟链路集中。而且，该解决方案是动态自适应的，即适应基本网络上的性能变化，并随时提供最佳的虚拟拓扑。以量化的端对端表现性能为基础的拓扑优化是特别有利的。

因此，按照本发明，隧道仲裁器(TA，网络配置控制单元的实例)获得关于端对端性能的数据，并决定在某一对隧道对等方之间是否应当建立隧道，以及每个隧道对等方如何设定其路由表(即IPv6路由表)。

本发明所实现的优点如下：

按照基本网络上的当前端对端性能，排除用于虚拟联网的最坏逻辑链路。

提供了对等方相互连通性的冗余度，而无隧道代理体系结构中那样的隧道服务器上的脆弱中央点。而且，只要不止一个对等方已被到处连接，就为对等方到全局IPv6因特网的连通性提供相同的冗余。

尽管隧道对等方可相互隧道连接，但是它们仅在必要时才这样做，也就是，“按需进行隧道连接”。如果现有的虚拟链路已为两个节点提供了路径，并且该路径的整体性能比它们之间的直接虚拟链路(如果有的话)的整体性能更佳，则直接虚拟链路将不包含于虚拟拓扑中。

隧道仲裁器部件所进行的集中式计算实现了实时的全局优化，从而将拓扑即时调节以符合基本网络性能变化。

无需像6to4体系结构中那样具有为该方式而定义的专用地址空间。

在最坏情况下，本发明所呈现的体系结构能够建立具有充分连通性的拓扑。

上面的描述和附图仅通过实例说明了本发明。因此，实施例可在所附权利要求的范围之内变化。

例如，按照上述实施例，该方法可经由IPv4因特网而应用于IPv6。然而，本发明还可用于其他虚拟链路网络中，比如VPN(虚拟专用网络)、IP RAN(因特网协议无线接入网)、全IP等。

而且，对于APSP问题，按照本实施例可利用Floyd-Warshall算法，因为它简单易行和最为通俗易懂。然而可选地，也可使用其他算法，例如如U.Zwick的“All Pairs Shortest Paths Using Bridging Setsand Rectangular Matrix Multiplication”(2000年8月)。

此外，按照本实施例，隧道仲裁器(TA，网络配置控制单元)是分离的网络单元。然而，隧道仲裁器可被嵌入于其他网络单元中。

而且，为了在隧道改变期间避免或最小化分组损失，可应用无缝切换技术，并且量化保持拓扑稳定和稳健。

而且，请注意上述实施例是在考虑两个不同网络类型(即IPv6和IPv4)的情况下来描述的。然而，还能够在相同网络类型(例如IPv4网络上的IPv4)中提供虚拟直接连接(隧道)。

Claims (29)

1.一种用于配置多个网络节点之间的连接的方法，其中，每对所述网络节点经由虚拟直接连接来连接，所述网络节点是隧道端点，每对所述网络节点之间的虚拟直接连接是隧道，所述隧道通过将第一类型网络协议封装于第二类型网络所传递的数据内，提供所述节点之间的虚拟连接，该方法包括步骤：

进行每对所述网络节点之间虚拟直接连接的质量测量；以及

基于所述质量测量的结果，判定该虚拟直接连接是否将被用于传送数据；

其中，所述质量测量的结果被传输到进行该判定步骤的网络配置控制单元。

2.如权利要求1所述的方法，其中在该判定步骤中，在判定两个网络节点之间没有虚拟直接连接可用时，基于所述质量测量的结果确定经由至少一个其他网络节点的在这两个网络节点之间的路径。

3.如权利要求1所述的方法，其中，由每个网络节点针对到其他网络节点的虚拟直接连接进行所述质量测量。

4.如权利要求1所述的方法，其中，所述质量测量包括两个网络节点之间的虚拟直接连接上延迟时间的测量。

5.如权利要求4所述的方法，其中，设置最大允许延迟时间的阈值M，当虚拟直接连接上的延迟时间超过该阈值时，该连接被确定为不可用的。

6.如权利要求1所述的方法，其中，所述质量测量包括两个网络节点之间的虚拟直接连接上数据损失率的测量。

7.如权利要求6所述的方法，其中，设置最大允许数据损失率p的阈值，当虚拟直接连接上的数据损失率超过该阈值时，该虚拟连接被确定为不可用的。

8.如权利要求6所述的方法，其中，所述质量测量还包括所述两个网络节点之间的虚拟直接连接上延迟时间的测量，该延迟时间测量的结果和该数据损失率测量的结果被组合为单个的质量测量结果。

9.如权利要求8所述的方法，其中，在组合该延迟时间测量的结果和该数据损失率测量的结果时对这两个结果分别加权。

10.如权利要求8所述的方法，其中在组合时，该延迟时间测量结果和该分组数据损失率测量结果分别被正规化。

11.如权利要求8所述的方法，其中，设置最大允许延迟时间的阈值M，当连接上的延迟时间超过该阈值时，该连接被确定为不可用的。

12.如权利要求8所述的方法，其中，该单个的质量测量结果被转换成整数值。

13.如权利要求1所述的方法，其中，以预定间隔执行该测量步骤和该判定步骤。

14.如权利要求1所述的方法，其中，在所述网络的操作者触发时或在改变该网络配置时执行该测量步骤和该判定步骤。

15.如权利要求1所述的方法，其中，该判定步骤的结果被分别发送到所述网络节点，所述网络节点相应更新路由表。

16.一种网络***，包括多个网络节点和网络配置控制单元，其中每对所述网络节点经由虚拟直接连接来连接，每对所述网络节点之间的虚拟直接连接是隧道，所述隧道通过将第一类型网络协议封装于第二类型网络所传递的数据之内，提供所述节点之间的虚拟连接，其中

所述网络节点适于执行所述虚拟直接连接的质量测量，将所述质量测量的结果发送到该网络配置控制单元；以及

该网络配置控制单元适于基于所述质量测量的结果，判定该虚拟直接连接是否被用于传送数据。

17.如权利要求16所述的网络***，其中该网络配置单元适于在它已判定在两个网络节点之间没有虚拟直接连接可用时，基于所述质量测量的结果，确定经由至少一个其他网络节点的在这两个网络节点之间的路径。

18.如权利要求16所述的网络***，其中，所述质量测量包括两个网络节点之间的虚拟直接连接上延迟时间的测量。

19.如权利要求18所述的***，其中，设置最大允许延迟时间的阈值M，该网络配置控制单元和/或每个网络节点适于在虚拟直接连接上的延迟时间超过该阈值时，确定该虚拟直接连接不可用。

20.如权利要求16所述的***，其中，所述质量测量包括两个网络节点之间的虚拟直接连接上数据损失率的测量。

21.如权利要求20所述的***，其中，设置最大允许数据损失率p的阈值，该网络配置控制单元和/或每个网络节点适于在虚拟直接连接上的数据损失率超过该阈值时，确定该虚拟直接连接不可用。

22.如权利要求20所述的***，其中，所述质量测量还包括所述两个网络节点之间的隧道上时间延迟的测量，每个网络节点适于将该延迟时间测量的结果和该数据损失率测量的结果组合为单个的质量测量结果。

23.如权利要求22所述的***，其中，每个网络节点适于在组合该延迟时间测量的结果和该数据损失率测量的结果时分别对这两个结果加权。

24.如权利要求22所述的***，其中，每个网络节点适于分别将该延迟时间测量结果和该分组数据损失率测量结果正规化。

25.如权利要求22所述的***，其中，设置最大允许延迟时间的阈值M，该网络配置控制单元和/或每个网络节点适于在连接上的延迟时间超过该阈值时，将该虚拟直接连接确定为不可用的。

26.如权利要求22所述的***，其中，该网络节点适于将该单个的质量测量结果转换成整数值。

27.如权利要求16所述的***，其中，该网络配置控制单元适于在每个预定间隔处请求该质量测量，以及执行该判定。

28.如权利要求16所述的***，其中，该网络配置控制单元适于在所述网络的操作者触发时或在改变该网络配置时请求该质量测量，以及执行该判定。

29.如权利要求16所述的***，其中，该网络配置控制单元适于将该判定的结果发送到所述网络节点，所述网络节点适于相应地更新路由表。

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