本發(fā)明屬于網(wǎng)絡通信技術領域，尤其涉及一種基于虛擬網(wǎng)映射的服務路徑構(gòu)造方法。

背景技術：

計算機網(wǎng)絡通常由大量的路由器、交換機和功能各異的網(wǎng)絡中間件組成。為了有效管理網(wǎng)絡，管理員根據(jù)當前網(wǎng)絡所承載的業(yè)務(如：視頻、語言、web等)來制定各種策略，由于缺少可用工具，管理員需要將這些高級策略手動地轉(zhuǎn)化為可被網(wǎng)絡設備識別的低級配置命令，這項工作富有挑戰(zhàn)性且極易出錯。

對網(wǎng)絡從業(yè)和研究人員而言，另一個幾乎不能被克服的困難就是互聯(lián)網(wǎng)的“僵化”問題?；ヂ?lián)網(wǎng)的龐大部署規(guī)模，使得其成為社會中的關鍵基礎設施，部署規(guī)模的不斷擴張，隨之而來的是互聯(lián)網(wǎng)自身的演進和變革越來越困難，幾十年前為解決基礎互聯(lián)問題而設計的互聯(lián)網(wǎng)面對當前日新月異的各種顯得越來越力不從心。

上述背景下，以ietfforces(forwardingandcontrolseperation，forces)為代表的可編程網(wǎng)絡作為一種促進網(wǎng)絡演化的手段被提出。而軟件定義網(wǎng)絡(softwaredefinednetwork，sdn)是可編程網(wǎng)絡的新形式，提供了一種新型的網(wǎng)絡架構(gòu)。sdn通過分離網(wǎng)絡中的轉(zhuǎn)發(fā)平面和控制平面，旨在簡化網(wǎng)絡管理、支持網(wǎng)絡創(chuàng)新和演進，有望從根本上解決互聯(lián)網(wǎng)的“僵化”問題。

根據(jù)服務部署的基本概念，sdn控制器收到服務鏈請求(以下簡稱為“服務請求”)后，首先確定其所需的服務組件和組合方式，而后構(gòu)建虛擬網(wǎng)并在虛擬網(wǎng)中為服務請求分配合適的路徑進行服務部署。虛擬網(wǎng)是底層物理網(wǎng)在sdn控制器中的映射，具體的映射關系由轉(zhuǎn)移矩陣確定。

虛擬網(wǎng)針對特定類型的服務而被構(gòu)建，它并不是底層物理網(wǎng)的簡單投影，底層物理網(wǎng)由具備服務提供能力的服務節(jié)點(sn)和提供路由傳輸?shù)钠胀ü?jié)點(ri)組成，而虛擬網(wǎng)只包含那些具有服務提供能力的節(jié)點sn，虛擬網(wǎng)中節(jié)點之間的鏈路不與底層物理網(wǎng)一一對應而只是一種邏輯上的連通。

虛擬網(wǎng)因服務請求而構(gòu)建，多個相似的服務請求共用一個虛擬網(wǎng)。針對服務請求，為其提供服務路徑是虛擬網(wǎng)的根本目的。服務請求的到來無法預測，虛擬網(wǎng)總是盡力滿足它們的要求，理論上，虛擬網(wǎng)的拓撲越接近真實的物理網(wǎng)絡，其滿足服務請求的能力也越強。然而，實際的情況是，虛擬網(wǎng)的構(gòu)建過程中，sdn控制器為減少物理節(jié)點和鏈路的查詢次數(shù)，在滿足已有服務請求的前提下，總是希望所構(gòu)建的虛擬網(wǎng)越簡單越好。因此，對于服務路徑發(fā)現(xiàn)而言，一方面，如何在已有虛擬網(wǎng)的基礎上，通過合理的路徑查找算法，找到更多的服務路徑以滿足服務請求，另一方面，在路徑查找算法無法找到更多路徑的情況下，以最小的代價調(diào)整虛擬網(wǎng)，增加虛擬網(wǎng)中的可用路徑數(shù)量，進一步滿足更多的服務請求，是兩個必須面對、且需要解決的問題。

技術實現(xiàn)要素：

本發(fā)明的目的是克服現(xiàn)有技術的不足，提出一種基于虛擬網(wǎng)映射的服務路徑構(gòu)造方法。

本發(fā)明解決其技術問題所采用的技術方案包含如下步驟：

步驟(1)服務鏈(記作sc)由節(jié)點(記作vsn)和連線組成且不包含環(huán)路；

每一個節(jié)點是一個服務組件，每一個服務組件代表虛擬網(wǎng)中服務節(jié)點(記作sn)對數(shù)據(jù)包的一個處理單元，vsn能力(記作vcap)代表sn為該處理單元運行分配的資源數(shù)量，sn能力是sn中當前可用的資源數(shù)量；每一個sn對應一個或多個vsn，vsn和sn之間存在映射關系(記作m)；

所述連線是兩個vsn之間的帶寬要求(記作b)。

步驟(2)選取一種可行的m(記作mk)，計算所有sn的能力度量(記作fc(mk))，具體包括如下步驟：

2-1選取虛擬網(wǎng)上的一個sn(記作sni)；

2-2計算當前sni上所有vsn的vcap之和(記作sumvcap(i))；

2-3計算sumvcap(i)與sni能力的比值a(記作a(i))；

2-4判斷虛擬網(wǎng)上是否還存在未執(zhí)行過a計算的sn，如果存在則進入步驟2-1；如果不存在則進入步驟2-5；

2-5比較所有的a，fc(mk)為a最大值；

步驟(3)針對步驟(2)所述的mk，計算sn之間的帶寬度量(記作fb(mk))，具體包括如下步驟：

3-1選取sc上的一段連線，該連線的起點為vsnj、終點為vsnj+1，獲取連線上的b值(記作bj)；

3-2根據(jù)mk，在虛擬網(wǎng)查找vsnj所對應的sn(記作snj)和vsnj+1所對應的sn(記作snj+1)，獲取snj和snj+1之間的鏈路帶寬(記作bwj)，如果snj和snj+1是同一個節(jié)點，那么snj+1等于無窮大；否則bwj等于snj和snj+1之間的實際鏈路帶寬；

3-3計算bj與bwj的比值b(記作b(j))；

3-4判斷sc上是否還存在未執(zhí)行過b計算的連線，如果存在則進入步驟3-1；如果不存在則進入步驟3-5；

3-5比較所有的b，fb(mk)為b最大值；

步驟(4)針對步驟(2)和步驟(3)所述的mk，獲得虛擬網(wǎng)映射到物理網(wǎng)過程中所包含的普通節(jié)點數(shù)量(記作h(mk))，所述普通節(jié)點是物理網(wǎng)中不包含vsn的物理節(jié)點；

步驟(5)將fb(mk)與h(mk)相乘，所得結(jié)果與fc(mk)相加，最終結(jié)果記作f(mk)；

步驟(6)判讀是否還存在其他的m，如果存在進入步驟(2)；否則進入步驟(7)；

步驟(7)比較所有的f(mk)，選定使得f(mk)值最小的mk為最終m。

本發(fā)明有益效果如下：本發(fā)明提出了一種基于虛擬網(wǎng)映射的服務路徑構(gòu)造方法，該方法本質(zhì)是一個基于“f(.)最小”的路徑查找算法，該算法以“最小f(.)最短”作為服務部署中的路徑查找依據(jù)，在已知的虛擬網(wǎng)中運行該算法，相較于傳統(tǒng)“最寬最短”的路徑選擇方法，能確保每一條所找到的路徑“f(.)最小”且整體的路徑數(shù)量最多。

附圖說明

圖1服務路徑、虛擬網(wǎng)和物理網(wǎng)；

圖2具有不同跳數(shù)的兩條服務路徑；

圖3“最小f()”和“最短最寬”的比較；

圖4映射重要性的說明。

具體實施方式

下面結(jié)合附圖和實施例對本發(fā)明作進一步說明。

本發(fā)明提出的一種基于虛擬網(wǎng)映射的服務路徑構(gòu)造方法，包括如下步驟：

步驟(1)服務鏈(記作sc)由節(jié)點(記作vsn)和連線組成且不包含環(huán)路；

每一個節(jié)點是一個服務組件，每一個服務組件代表虛擬網(wǎng)中服務節(jié)點(記作sn)對數(shù)據(jù)包的一個處理單元，vsn能力(記作vcap)代表sn為該處理單元運行分配的資源數(shù)量，sn能力是sn中當前可用的資源數(shù)量；每一個sn對應一個或多個vsn，vsn和sn之間存在映射關系(記作m)；

所述連線是兩個vsn之間的帶寬要求(記作b)。

步驟(2)選取一種可行的m(記作mk)，計算所有sn的能力度量(記作fc(mk))，具體包括如下步驟：

2-1選取虛擬網(wǎng)上的一個sn(記作sni)；

2-2計算當前sni上所有vsn的vcap之和(記作sumvcap(i))；

2-3計算sumvcap(i)與sni能力的比值a(記作a(i))；

2-4判斷虛擬網(wǎng)上是否還存在未執(zhí)行過a計算的sn，如果存在則進入步驟2-1；如果不存在則進入步驟2-5；

2-5比較所有的a，fc(mk)為a最大值；

步驟(3)針對步驟(2)所述的mk，計算sn之間的帶寬度量(記作fb(mk))，具體包括如下步驟：

3-1選取sc上的一段連線，該連線的起點為vsnj、終點為vsnj+1，獲取連線上的b值(記作bj)；

3-2根據(jù)mk，在虛擬網(wǎng)查找vsnj所對應的sn(記作snj)和vsnj+1所對應的sn(記作snj+1)，獲取snj和snj+1之間的鏈路帶寬(記作bwj)，如果snj和snj+1是同一個節(jié)點，那么snj+1等于無窮大；否則bwj等于snj和snj+1之間的實際鏈路帶寬；

3-3計算bj與bwj的比值b(記作b(j))；

3-4判斷sc上是否還存在未執(zhí)行過b計算的連線，如果存在則進入步驟3-1；如果不存在則進入步驟3-5；

3-5比較所有的b，fb(mk)為b最大值；

步驟(4)針對步驟(2)和步驟(3)所述的mk，獲得虛擬網(wǎng)映射到物理網(wǎng)過程中所包含的普通節(jié)點數(shù)量(記作h(mk))，所述普通節(jié)點是物理網(wǎng)中不包含vsn的物理節(jié)點；

步驟(5)將fb(mk)與h(mk)相乘，所得結(jié)果與fc(mk)相加，最終結(jié)果記作f(mk)；

步驟(6)判讀是否還存在其他的m，如果存在進入步驟(2)；否則進入步驟(7)；

步驟(7)比較所有的f(mk)，選定使得f(mk)值最小的mk為最終m。

實施例

為了便于本領域一般技術人員理解和實現(xiàn)本發(fā)明，現(xiàn)結(jié)合附圖進一步說明本發(fā)明的技術方案，給出一種本發(fā)明的具體實施方式。

通常，所述服務鏈以服務請求的形式出現(xiàn)，因此在本實施例后續(xù)敘述中，服務請求等同于服務鏈。

1、資源安全函數(shù)f(.)定義

圖1中，ps、pa和pd分別是虛擬網(wǎng)中的3個服務節(jié)點sn，其中ps和pd是源終端和目的終端在虛擬網(wǎng)中的接入點，將從ps到pd的服務路徑表示成p，p由sn組成，用pi(1≤i≤|p|，|p|是路徑p中sn的數(shù)量)表示路徑p上的sn，其中p1＝ps，p|p|＝pd。

k表示服務請求所包含的服務組件數(shù)量，每個服務組件用虛擬服務節(jié)點vsn來表示，那么k個vsn就構(gòu)成一個虛擬的服務路徑。vsn必須存在于sn之上，vsn與sn之間的對應關系用映射m來表示。

用vpk(1≤k≤k)表示一個vsn，k值的大小代表了它們在服務路徑中的出現(xiàn)次序。為了方便起見，將源和目的終端用vp0和vpk+1來表示，但是vp0和vpk+1并不是真正的sn。vpi和vpj(1≤i≤j≤k)可以被映射到不同的sn，px和py(1≤x≤y≤|p|)，也可以被映射到同一個sn。

c(vpk)代表vpk(1≤k≤k)所需的包處理能力，b(vpk，vpk+1)為vpk和vpk+1(1≤k≤k)之間的鏈路帶寬。

路徑發(fā)現(xiàn)算法需要完成兩項任務：1)在虛擬網(wǎng)中查找非環(huán)路徑p；2)沿著路徑p和m將vpk映射到sn。算法的目標就是要找到一組p和m，滿足f(p，m)的最小化。f是資源安全函數(shù)，定義如下：

f(p,m)＝max(fc(p,m),fb(p,m)*h(p))

1)fc(p,m)是sn能力的資源安全函數(shù)，對于p上的每個pi，我們首先計算α(pi)，其中α(pi)為服務路徑p所請求的能力和pi可用能力的比值，有：

fc反映了p和m的安全程度：fc(p,m)值越大，服務請求失敗的可能性越高，因為無法提供足夠的sn能力。

2)類似，fb(p,m)是一個關于sn之間帶寬資源的安全函數(shù)。對于路徑p上的每條鏈路(pi，pi+1)而言，假設帶寬請求為b(vpj(i)，vpj(i)+1),其中j(i)由m決定，那么：

需要注意的是，如果有兩個以上的vsn被映射到同一個sn，那么這些vsn之間的帶寬將被fb忽略，因為通常認為一個sn內(nèi)的帶寬無窮大。函數(shù)fb反映了p和m的安全程度：fb(p,m)的值越大，服務鏈失敗的可能性越高，說明虛擬網(wǎng)無法提供足夠的vsn間帶寬。

3)h(p)是底層物理網(wǎng)絡中路徑p所穿過的普通節(jié)點(ri)數(shù)量。為了說明h(p)在函數(shù)f()中的作用，我們以圖2為例進行說明。有兩個服務路徑p＝(ps→pa→pd)和p′＝(ps→pb→pd)，假設它們具有相同的fb()和fc()，優(yōu)先選擇p，因為前者在底層物理網(wǎng)中包含較少的ri，即h(p)<h(p′)。具體解釋如下：底層物理網(wǎng)中構(gòu)成路徑p所需的實際路徑為ps→r1→r2→pa→r2→r4→pd，ri的數(shù)量為4；路徑p′所需的實際路徑為ps→r1→r2→r3→pb→r3→r2→r4→pd，ri的數(shù)量為6，顯然路徑p優(yōu)于p′。

2、“最小f(.)最短”的路徑評價方法

服務路徑發(fā)現(xiàn)過程不同于網(wǎng)絡層的qos路由，這是因為，服務鏈中的不同區(qū)段需要不同的帶寬。圖3中的兩個服務鏈都包含了相同的ps和pd，其中ps和pd的能力提供為0，說明ps和pd只提供傳輸帶寬而不提供服務能力。

根據(jù)qos路由的“最寬最短”原則為請求1分配路徑，首先比較路徑(ps→pa→pd)和(ps→pb→pd)的帶寬，由于路徑帶寬取決于帶寬最小的鏈路，因此路徑(ps→pa→pd)的帶寬為min{b(ps，pa)，b(pa，pd)}＝10，同理路徑(ps→pb→pd)的帶寬為4。兩者比較，帶寬較寬者優(yōu)先，故為請求1選擇路徑(ps→pa→pd)。而后，請求2到達時，虛擬網(wǎng)再也無法找一個路徑滿足其要求，因為僅有的路徑(ps→pb→pd)，其上鏈路(pb，pd)無法滿足請求2中vp1到vp2的帶寬請求，因此請求2將被拒絕。

另一方面，如果遵循“最小f(.)”的原則并設定兩條路徑的fc(·)和h(·)相等，那么根據(jù)資源安全函數(shù)f(.)的定義，f(.)只取決于fb(·)，即服務路徑上所有中的最大者。

對于請求1而言，路徑(ps→pa→pd)的路徑(ps→pb→pd)的因而根據(jù)“最小f(.)”原則，為請求1優(yōu)先選擇路徑(ps→pb→pd)。

而后，請求2到達時，剩余的路徑(ps→pa→pd)顯然也可以滿足其要求。

3、vsn→sn映射的重要性

服務路徑查找和qos路由的第二不同點在于前者包含了vsn→sn映射。圖4中兩個服務鏈都包含了相同的ps和pd。以下說明不同映射m情形下，f(.)的計算過程。圖4中可能的m有：

對請求1而言：

1)若m為m(vp1)＝m(vp2)＝ps，即vp1和vp2被映射到同一個節(jié)點ps，b(vp1，vp2)的帶寬請求被忽略，f(.)將只取決于fc，有：

2)若m1(vp1)＝m1(vp2)＝pd，同理可得：

3)若m(vp1)＝ps，m(vp2)＝pd，有：

此種映射情形下，b(vp1，vp2)的帶寬請求不能被忽略，則：

(2)、(3)和(6)相比取其小，最終請求1采用的m為：m1(vp1)＝m1(vp2)＝ps。同理可得請求2的m為：m2(vp1)＝m2(vp2)＝pd。

綜上分析，容易看出，如果請求1的映射如果不是m1，那么請求2將被拒絕。因此，vsn→sn映射是服務路徑發(fā)現(xiàn)中的不可分割的一個組成部分。