用于多个区域和多个自主系统的中继cspf计算的制作方法

专利名称：用于多个区域和多个自主系统的中继cspf计算的制作方法
技术领域：
本发明的实施例涉及连网领域；并且更具体地说，用于计算跨多个区域和/或多个自主系统的基于约束的标签交换路径(LSP)。
背景技术：
对计算跨多个区域或多个自主系统的标签交换路径(LPS)的能力的需求已从学术讨论演化成运营商网络的特征请求。已存在已被提议用于计算跨多个区域或多个自主系统的基于约束的LSP的几个解决方案。在一个提议的解决方案中，使用了全局TE (业务工程)数据库。虽然全局TE数据库是用于计算跨多个区域或多个AS的LSP的简单解决方案，但由于全局TE数据库可太大并且因此否定了具有多个区域或多个AS的目的，因此，它是受禁止的，并且它违反了信息隐藏和机密性要求，这是因特网服务提供商(ISP)不可接受的。另一提议的解决方案使用遇忙返回(crankback)方法。遇忙返回方法比全局TE数据库解决方案更可行，这是因为它是基于详尽搜索的机制，并且在LSP存在时将找到LSP。然而，遇忙返回方法也带有明显的缺陷。一个缺陷是遇忙返回方法可扩展性差，这是因为它经常要求并因此浪费多于一次试用以查找合格的LSP ;并且它是基于RSVP (资源预留协议)信令，本身在扩展性方面差。另一缺陷是在遇忙返回方法中使用的额外信令消息增加了现有网络上的负担。另一缺陷是不保证找到的路径是最佳的。另一缺陷是遇忙返回方法是劳动密集型，表现在它要求许多手动配置以指定边界路由器。最后，另一缺陷是遇忙返回方法要求在协议和操作两个方面大量的RSVP更改。另一提议的解决方案在RFC (请求评论)5441 “计算最短约束型域间业务工程标签交换路径的基于后向递归PCE的计算(BRPC)过程”(〃A Backward-Recursive PCE-BasedComputation (BRPC) Procedure to Compute Shortest Constrained Inter-DomainTraffic Engineering Label Switched Paths, 〃 April 2009)中描述。RFC 5441 中提议的解决方案假设目的地在特定域和区域中已知；然而，此假设不是始终成立。另外，目的地可以是多归属(意味着可通过不同区域和域到达)，RFC 5441方法对此不能进行处理。此外，RFC 5441中描述的方法强制执行理解虚拟最短路径树(VSPT)的PCEP(路径计算单元协议)扩展，这进一步使方法变得复杂。另外，VSPT方案一次只针对一个目的地。

发明内容
本文描述了一种在路由器中用于参与计算跨多个区域到达目的地的基于约束的标签交换路径(LSP)的方法，其中，该路由器位于多个区域的第一区域中。在一个实施例中，该路由器计算满足一个或多个约束的集合的、到第一区域的至少一个边界路由器的路径段。至少一个边界路由器位于到达目的地必需的路径中。该路由器将路径计算请求消息传送到在区域的第二区域中的路径计算单元。路径计算请求消息包括用于每个计算的路径段的一个或多个属性的集合，这些属性由路径计算单元用于计算朝向基于约束的LSP的目的地的一个或多个路径段。该路由器从路径计算单元接收路径计算回复消息，路径计算回复消息指定满足约束的集合的并且由路由器下游的一个或多个路径计算单元计算的一个或多个计算的路径段的集合。路由器将路径计算回复消息中指定的计算的路径段的集合的至少一个路径段和由路由器计算的路径段缝合以形成基于约束的LSP的至少一部分。在另一实施例中，驻留在多个区域的第一区域中的路由器参与计算跨多个区域的基于约束的LSP。目的地也在第一区域中。该路由器接收来自驻留在区域的第二区域中的路由器的路径计算请求消息。路径计算请求消息包括用于由第二区域中路由器计算的到一个或多个边界路由器的集合的一个或多个路径段的集合的每个路径段的一个或多个属性的集合。该路由器使用用于由驻留在第二区域中路由器计算的路径段的集合的每个路径段的属性的集合，计算到目的地的一个或多个路径段的集合。该路由器将路径计算回复消息传送到驻留在第二区域中的路由器。路径计算回复消息指定到目的地的计算的路径段的集合和用于到目的地的每个计算的路径段的一个或多个属性的集合。


通过参照下面的描述和用于示出本发明实施例的附图，可最好地理解本发明。在图中:
图1是示出根据一个实施例、计算跨多个区域的基于约束的LSP的数据流程 图2示出根据一个实施例、用于将路径段计算的种子信息编码的PCEP (PCE通信协议)的示范扩展；
图3示出根据一个实施例、可通过多个区域到达尾端路由器T的网络；
图4示出根据一个实施例的SPF (最短路径优先)堆(heap)的最短路径树(SPT)等效属性；
图5示出根据一个实施例的SPF堆的种子保存定时属性；
图6示出根据一个实施例的SPF堆的种子集缩减属性；
图7示出根据一个实施例的中继计时器逻辑的示范伪代码；
图8示出根据一个实施例、基于约束的LSP跨在多个自主系统中的多个区域的示范网
络；
图9是示出根据一个实施例、用于计算跨多个区域的基于约束的LSP的示范操作的数据流程图；以及
图10是示出根据一个实施例、由在目的地区域中的PCE为计算跨多个区域的基于约束的LSP而执行的示范操作的流程图。
具体实施例方式在下面的描述中，陈述了许多特定细节。然而，要理解的是，实践本发明的实施例可无需这些特定细节。在其它情况下，众所周知的电路、结构和技术未详细显示以免影响对此描述的理解。通过包括的描述，本领域普通技术人员将能够在不进行不当实验的情况下实现适当的功能性。说明书中对“ 一个实施例”、“一实施例”、“ 一示例实施例”等的引用指示所述实施例可包括特定特征、结构或特性，但每个实施例可不一定包括特定特征、结构或特性。另外，此类短语不一定指同一实施例。此外，在结合一实施例描述某个特定特征、结构或特性时，认为结合无论是否明确描述的其它实施例来实现此类特征、结构或特性是在本领域技术人员的认知之内。在下面的描述和权利要求中，可使用术语“耦合”和“连接”及其衍生词。应理解，这些术语无意作为彼此的同义词。“耦合”用于指示可相互直接物理或电接触或不直接物理或电接触的两个或更多个单元相互协作或交互。本文描述了用于计算跨多个区域或多个自主系统的基于约束的标签交换路径(LSP)的方法和设备。在一个实施例中，对于要跨多个区域或多个自主系统的LSP，多个区域或多个自主系统中的路径计算单元(PCE)协作确定路径(如果路径存在)。不能为其域外LSP的末端执行路径计算的上游PCE提供其计算的历史到其下游PCE，下游PCE随后承担计算工作。下游PCE也可将其历史发送到另一下游PCE，直至路径完全计算出。图1是示出根据一个实施例、计算跨多个区域的基于约束的LSP的数据流程图。图1所示示范拓扑包括由虚线分割的西部区域140和东部区域145。虽然只示出两个区域，但由于存在LSP跨越的多于两个区域，因此，本发明不限于仅两个区域。路由器H 110和路由器B 115位于西部区域140内。路由器H 110是LSP的头端。路由器T 145位于西部区域145内。路由器T 145是LSP的尾端。路由器A 130和路由器C 120是边界路由器。因此，LSP是从头端路由器H 120计算到尾端路由器T 125。西部区域140包括PCE 150，并且东部区域包括PCE 155。PCE 150能够包括在路由器H 110、路由器B 115、路由器A 130、路由器C 120内，或者在西部区域140内的另一网络装置中。PCE 155能够包括在路由器A 130、路由器C 120、路由器T 125内，或者在西部区域145内的另一网络装置中。PCE 150仅具有西部区域140 (头端区域)的TE数据库中信息的访问权。因此，并且由于IGP (内部网关协议)(例如，OSPF (开放最短路径优先)、IS-1S (中间系统到中间系统))的性质原因，东部区域145中的尾端路由器T 125对西部区域140中的PCE 150是不可见的。路由器A 130和路由器C 120是区域边界路由器(有时在本文中称为边界节点(BN))。区域边界路由器位于到下一区域或更远区域中的目的地的必需路径中(但是，应理解的是，虽然区域边界可位于到目的地的路径中，但如果存在更佳路由，则此路径可以不是最终选择的路径)。如图1所示，路由器A 130和路由器C 120位于从路由器H 110到达路由器T 125的路径中。具体而言，存在从路由器H 110到路由器A 130到路由器T 125的路径，以及从路由器H 110到路由器B 115到路由器C 120到路由器T 115的另一路径。为计算跨西部区域140和145的基于约束的LSP，PCE 150通过计算从头端路由器H 110到边界路由器A 130和边界路由器C 120的路径(假设这些路径满足基于约束的LSP的约束)来执行部分计算。这些计算的路径在本文中称为路径段，这是因为它们是到尾端路由器125的完整路径的一段。PCE 150随后提供该计算的结果到PCE 155。PCE 155使用该信息结束到尾端路由器T 125的路径计算。因此，路径计算作为中继CSPF (约束的最短路径优先)作业继续，一个在西部区域140中，以及另一个在东部区域145中。如本文中所述，PCE具有生成和发送路径计算请求(PCReq)消息，接收和处理PCReq消息，生成和发送路径计算回复(PCRep)消息，以及接收和处理PCRep消息的能力。由于路由器A 130和路由器C 120是到东部区域145的边界路由器，因此，它们被选择成为用于CSPF计算的初始种子集的选择。PCE 150包括为其提供区域的每个边界路由器的信息(其能够通过IGP协议及其TE扩展提供)。CSPF或更普遍而言的SPF (最短路径优先)是基于种子的算法，并且用于西部区域140的SPT (最短路径树)在这些种子之上建立。在操作1.1，PCE 150计算从头端路由器H 110到路由器A 130、满足用于LSP的约束的集合的路径段，并且计算从头端路由器H 110到路由器C 120、满足用于LSP的约束的集合的路径段。在操作1.2，PCE 150将路径计算请求(PCReq)消息发送到PCE 155，消息带有关于到路由器A 130和路由器C 120的路径段的其计算的信息，允许PCE 155继续到尾端路由器T 125的路径计算。此信息包括路径请求信息(例如，约束的集合)及到路由器A 130和路由器C 120的计算的段的路径属性，如成本、带宽、管理群组、跳计数等。使用此信息，PCE 155计算朝向尾端路由器T 125、满足约束的集合的路径。虽然图1示出东部区域145中的单个PCE 155，但在某些情况下，东部区域145中可存在多个PCE。在此类情况下，仅需要向PCE之一发送PCReq消息以避免计算资源的浪费和争用。在一个实施例中，PCE 150执行选择机制以选择适合PCE之一。选择的PCE能够是任何路由器，或者能够是专用PCE (它不必是转接路由器)。在一个实施例中，任何平局打破器算法能够用于执行选择(例如，选择带有最高或最低路由器ID的路由器)。图2示出根据一个实施例、在RFC 5440 “路径计算单元(PCE)通信协议(PCEP)，，(〃Path Computation Element (PCE) Communication Protocol (PCEP)〃，March2009)中描述的用于将路径段计算的种子信息编码的PCEP(PCE通信协议)的示范扩展。如图2所示，中继内容扩展格式210是处于TLV (类型长度值)格式。类型字段215是指示此消息是用于中继CSPF计算的一字节值。长度字段220是提供扩展的实际长度的一字节值。节点id字段225是提供边界路由器的节点标识符的四字节值。中继内容扩展210中还包括有将段信息编码的一个或多个子TLV。每个子TLV包括:子类型字段230，它是将指示子TLV包括段信息的值编码的一字节字段；子长度字段235，它是将子TLV的长度值(例如，长度为6)编码的一字节字段；段标识符字段240，它是提供用于段的标识符的一字节字段(由于边界路由器能够具有到它的多个段路径，因此，此段标识符允许区分每个段，并且在适应加性约束时使用)；成本字段245，它提供段的成本；以及跳字段250，它提供段上跳的数量。在一个实施例中，管理群组和带宽信息由于能够从标准路径请求信息字段中了解到，因此，它们未在中继内容扩展210中携带。再参照图1，在接收PCReq消息160后的某个时间，在操作1.3，在计算到尾端路由器T的路径时，东部区域145的PCE 155使用PCReq消息160中到路由器A 130和路由器C120的路径信息。例如，PCE 155保存路径信息到其SPF堆，并且执行到尾端路由器T 125的路径计算。在执行路径计算时，PCE 155可利用与SPF堆相关联的一个或多个属性。SPF堆的一个属性是带有初始种子的堆等效于在用于尚未到达的目的地的任何SPF阶段中带有多个中间种子的堆(称为最短路径树(SPF)等效)。在普通SPF周期期间，堆将更改，并且路径树将增长。在任何特定SPF周期，路径树记录到某些目的地的可达性，其对于诸如IGP路由选择协议(例如，OSPF, IS-1S)等一般SPF应用是重要的。在IGP中，所有目的地必须包括在内，而无论它们从堆中出来得早还是晚，并且这些目的地均不能被忽略。然而，在CSPF中，由于只有目标目的地是重要的，因此，非相关记录能够在计算期间被丢弃。因此，能够忽视不重要的早期路径树记录。因此，对于选择的目的地，带有多个种子的扩展堆与在初始阶段的堆等效。图4示出此概念。通过普通SPF计算，头端节点路由器H 410用作SPF堆的初始种子。最终SPT提供到路由器A 415、路由器B 420及到尾端路由器T 425的可达性。如果计算使用路由器A 415和路由器B 420作为保存种子，则计算将产生带有用于尾端路由器T 425的相同可达性的SPT。两个SPT之间的差别是从头端路由器H 410到路由器A415和路由器B 420的可达性。SPF堆的另一属性是如果种子携带诸如成本和下一跳等正确的属性，则种子的保存时间对尚未到达的目的地不敏感(称为种子保存定时属性)。此属性意味着种子保存时间不更改用于尚未到达的目的地的其SPT贡献。图5示出此概念。图5中的示范网络包括头端路由器510、路由器A 515、路由器B 520、路由器C 525及尾端路由器T 530。头端路由器510直接与路由器A 515和路由器B 520耦合。路由器B 520也直接与路由器C 525耦合，而路由器C 525本身直接与尾端路由器T 530耦合。路由器A 515也直接与尾端路由器T 530耦合。由于此属性的原因，计算到尾端路由器T 530的路径时，在使用路由器A 515和路由器B 520的种子集合时，或者在使用路由器A 515和路由器C 525的种子集合时提供相同的结果。SPF堆的另一属性是SPT等效属性中的多个种子能够进一步缩减成构成节点的集合的那些种子，除这些节点外，目的地不是可行的(称为种子集合缩减属性)。这允许移除将对路径无贡献的那些种子。图6示出此概念。图6中的示范网络包括头端路由器610、路由器A 615、路由器B 620、路由器C 625、路由器D 635、路由器E 640及尾端路由器T 630。头端路由器H 610直接与路由器A 615和路由器B 620耦合。路由器B 620也直接与路由器C 625耦合。路由器C 625也直接与路由器D 635和尾端路由器T 630耦合。路由器D635也直接与路由器E 640耦合，并且路由器A 615也直接与尾端路由器T 630耦合。对于到尾端路由器T 630的可达性，头端路由器H 610的初始种子能够根据SPT等效属性而替代为路由器A 615和路由器B 620。这两个种子能够根据种子保存定时属性而进一步替代为路由器A 615、路由器C 625和路由器D 635。由于D将对到尾端路由器T 630的路径无贡献，因此，种子集合能够进一步缩减成路由器A 615和路由器C 625的种子集合。在发现完成到尾端路由器T 125的计算后的某一时间，在操作1.4，PCE 155将路径计算回复(PCR印)消息165发送回PCE 150。PCRep消息165包括用于到尾端路由器T125的计算的路径的其路径段信息。随后，在操作1.5，PCE 150使用在PCRep消息165中的信息，将路径段映射到路由器A 130和路由器C 120之一，并且将该段缝合到西部区域140中的段以形成到尾端路由器T 125的完整路径。例如，假设PCRep消息165包括从路由器A130到尾端路由器T 125的路径段信息，则PCE 150将该段映射到路由器A 130，并且将段缝合在一起，使得完整的路径是从头端路由器H 110到路由器A 130到尾端路由器T 125。应理解的是，虽然图1所示示例是针对两个区域，但目的地可在比东部区域145更东的区域中。在此类情况下，PCE 155将中继PCReq到下游更远的PCE，该PCE将发现目标目的地或继续中继作业。缝合以类似的方式但以反向顺序继续。图1示出在单个区域中的目的地。然而，在一些情况下，目的地可能是多归属，并且通过多个区域可行。图3示出通过多个区域(区域B 315和区域C 320)可到达尾端路由器T 355的网络。区域A 310包括头端路由器H 330和PCE 332。区域B 315包括PCE334。区域C包括PCE 336。区域D包括尾端路由器T 355和PCE 338。区域A 310通过边界路由器AB 335与区域B 315连接，并且通过边界路由器AC 340与区域C连接。区域B315通过边界路由器BD 345与区域D 325连接。区域C 320通过边界路由器⑶350与区域D 325连接。来自路由器H 330的路径的计算以如参照图1所述的类似方式执行，然而，为最大化路径可用性和最优性，在一个实施例中，路径计算请求消息被发送到每个相邻区域和每个区域的PCE推选。因此，PCE 332将PCReq消息360发送到PCE 334，并且将PCReq消息362发送到PCE 336。这两个PCReq消息不同。发送到PCE 334的PCReq消息360将在头端路由器H 330与路由器AB 335之间的路由器的种子编码，并且发送到PCE 336的PCReq消息362将在头端路由器H 330与路由器AC 340之间的路由器的种子编码。PCE 334和PCE 336分别基于在PCReq消息360和362中的信息，执行到尾端路由器T 355的其计算。PCE 334随后将PCReq消息364发送到PCE 338，并且PCE 336将PCReq消息366发送到PCE338。PCE 338分开处理收到的PCReq消息，并且分开计算到尾端路由器T 355的路径。随后，PCE 338将PCRep消息370传送到PCE 334，并且将PCRep消息372传送到PCE 336。PCE334将PCRep消息374传送到PCE 332，并且PCE 336将PCR印消息376传送到PCE 332。应理解的是，多个PCReq消息的发送不限于在头端的区域中的PCE。换而言之，中间区域中的PCE如果具有到多个区域的多个边界路由器，则它们能够发送多个PCReq消息。在一个实施例中，由于PCE 332可接收将到尾端路由器T 355的路径编码的多个响应，因此，PCE 332实现计时器以允许合理的等待时间来收集所有可能的PCReq消息，来适应用于到目的地的多个路径的竞争条件的可能性。无论是否发现路径，接收PCReq消息的PCE都将发送PCR印回到请求方。然而，PCR印消息可花费生成时间，并且它可在转接期间丢失。因此，在一些实施例中，请求PCE启动中继计时器，使得如果PCReq消息永远不会到达，则它将不无限期地等待。图7示出根据一个实施例的计时器逻辑的样本伪代码。如图7所示，伪代码被分成三个部分:发送PCReq消息，接收PCReq消息，以及中继计时器截止。发送PCReq消息时，请求PCE为每个边界区域的每个PCE推选将PCReq消息发送到该PCE推选，并且包括路径请求信息(例如，约束的集合)和边界路由器的种子。请求PCE随后将该PCE推选添加到PCReq未决列表，并且如果中继计时器尚未存在，则创建中继计时器。在接收PCR印消息时，请求PCE查找PCR印的源地址，并且确定在PCR印消息中编码的路径。随后，该PCE确定该路径是否比它已收到的到目的地的以前路径更佳(并且将更佳路径设置为最佳路径)。该PCE从PCReq未决列表移除发送了 PCRep消息的PCE。如果这使得PCReq未决列表为空，则中继计时器被取消，并且如果请求PCE是头端(或者在头端区域中)，则过程终止，否则，请求PCE将带有最佳路径的PCRep发送到上游PCE。在中继计时器截止时，请求PCE清空PCReq未决列表。例如，请求PCE删除请求PCE还在等待PCRep消息所针对的那些条目。如果PCReq未决列表为空，则中继计时器被取消，并且如果请求PCE是头端(或者在头端区域中)，则过程终止，否则，请求PCE将带有最佳路径的PCR印发送到上游PCE。虽然图1描述了跨相同自主系统中多个区域的LSPJM LSP也能够跨多个自主系统。跨多个自主系统的LSP的计算类似于跨相同自主系统中多个区域的LSP的计算，除了一些差别。差别之一是在PCE将PCRep发送到不同自主系统中的请求PCE时，它不发送显式逐跳ERO (显式路由对象)。相反,它发送带有诸如成本度量等路径级别字符的松散ER0。这确保向不同自主系统隐藏信息，同时端对端LSP还能够被建立。另一差别是PCE推选概念跨自主系统不适用。换而言之，如果PCE在不同自主系统中，则请求PCE不执行PCE推选过程。另外，无需将自主系统号码携带到TE数据库中。在一个实施例中，PCReq消息和对应种子被发送到每个可行的自主系统对等节点。另一差别是不同于边界路由器处在两个区域内的多区域拓扑，两个自主系统边界路由器需要转接链路将它们连接在一起。自主系统边界路由器(ASBR)要将PCReq消息发送到其对待ASBR时，需要为自主系统边界路由器(ASBR)考虑转接链路。也必须为种子值考虑诸如度量、跳计数、带宽等转接链路的特性。例如，图8示出基于约束的LSP跨在多个自主系统中的多个区域的网络。如图8所示，自主系统810的西部区域815包括头端路由器850、路由器A 815、路由器C 830及PCE 850，并且自主系统820的东部区域825包括路由器D 840、尾端路由器T 845及PCE 855。路由器C 830和路由器D 840是自主系统边界路由器并且通过转接链路835连接。PCE 850将PCReq消息860传送到考虑转接链路835的特性的PCE 855。PCE 855在计算到尾端路由器T 845的路径时考虑转接链路835，并且通过至Ij PCE 850的PCRep消息865做出响应。图9是示出根据一个实施例、用于计算跨多个区域的基于约束的LSP的示范操作的数据流程图。在操作910，PCE计算到一个或多个区域的一个或多个边界路由器、满足约束的集合的路径段。PCE可以是在头端区域中，并且可启动计算。PCE也可以是在中间区域中或者在尾端区域中。如果在中间区域或尾端区域中，则PCE可响应从可在不同自主系统中的不同区域中的不同PCE接收路径计算请求消息而计算路径段。路径计算请求消息包括用于由请求PCE计算的一个或多个路径段并且由PCE在计算到其边界路由器的路径段时使用的一个或多个路径段属性。流程从操作910转到操作915。在可选的操作915，PCE确定在每个区域中是否有多于一个PCE。如果没有，则流程转到操作925。如果有，则流程转到操作920，并且对于具有多于一个PCE的每个区域，请求PCE推选PCE之一(例如，选择具有最高或最低路由器ID的路由器内的PCE)。流程从操作920转到操作925。如果区域在不同自主系统中，则在一个实施例中，不执行操作915和920。在操作925，请求PCE将路径计算请求消息发送到每个区域中的PCE。路径计算请求消息包括用于该区域的每个计算的路径段计算的路径段的属性。路径计算请求消息也包括路径请求信息(例如，用于LSP的约束的集合)。在一个实施例中，路径计算请求消息包括图210中所示PCReq中继内容扩展以将用于计算的路径段的属性编码。流程转到操作935。在操作935，请求PCE接收响应传送的路径计算请求消息的路径计算回复消息。路径计算回复消息包括由下游PCE计算的路径段信息。流程随后转到操作940。
在一个实施例中，如果路径计算回复消息从在相同自主系统中的下游PCE收到，则路径计算回复消息包括显式ER0;然而，如果路径计算回复消息从在不同自主系统中的下游PCE收到，则路径计算回复消息包括松散ER0。如果路径计算回复包括松散ER0，则请求PCE恢复松散ERO表示的路径段。在一个实施例中，边界路由器存储路径段的记录(预计算的ER0)。在预留请求(例如，RSVP请求)到达边界路由器时，它已经包括在本地存储的ER0。此方案迅速起作用，但要求RSVP实现更改。在另一实施例中，边界路由器不存储显式路径段；相反，它是无状态的。在被请求时，边界路由器将查询其自己的PCE以确定ER0。假设拓扑未更改，这将产生与预计算的ERO方案相同的ER0。在操作940，请求PCE将路径段映射到边界路由器之一，并且将在路径计算回复消息中识别的段和到该边界路由器的路径段缝合。如果请求PCE在头端区域中，则缝合的路径将是从头端到尾端的完整路径。如果请求PCE在中间区域中，则缝合的路径将是完整路径的一段，并且PCE将生成带有路径段信息的路径计算回复消息以发送到其请求PCE。图10是示出根据一个实施例、由在目的地区域中的PCE为计算跨多个区域的基于约束的LSP而执行的示范操作的流程图。在操作1010，PCE接收包括路径计算请求消息，消息包括用于由上游路由器上不同PCE计算的一个或多个路径段的属性。在一个实施例中，路径计算请求消息包括图210中所示PCReq中继内容扩展以将用于计算的路径段的属性编码。流程随后转到操作1015，在该操作中，PCE使用在路径计算请求消息中的信息计算到目的地的路径段。流程随后转到操作1020，并且PCE发送包括用于计算的路径段的路径段信息的PCE回复消息。在一个实施例中，备份LSP、旁路LSP或通道重新优化或要求现有LSP的知识的任何其它路径计算具有与PCReq消息及其路径段信息包括在一起的该LSP的信息。如果LSP跨多个自主系统，则上游路由器对下游路由器隐藏路径段细节。在一个实施例中，共享风险链路群组(SRLG)处理与单自主系统单区域路径计算的处理相同。因此，如果SRLG信息可用(例如，通过GMPLS (通用多协议标签交换))，则每个中继的PCE能够计算正确的PCE段，并且端对端路径应满足SRLG要求。如本文中所述，操作可指诸如配置成执行某些操作或者具有预确定的功能性的专用集成电路(ASIC)等硬件的特定配置或在非暂时性计算机可读介质中实施的存储器中存储的软件指令。因此，图中所示技术能够使用在一个或多个电子装置(例如，路由器)上存储和执行的代码和数据来实现。此类计算装置使用计算机可读媒体存储和传递(在内部和/或通过网络与其它电子装置)代码和数据，如非暂时性计算机可读存储媒体(例如，磁盘、光盘、随机存取存储器、只读存储器、闪存装置、相变存储器)和暂时性计算机可读通信媒体(例如，电、光、声或其它形式传播信号一如载波、红外信号、数字信号)。另外，此类电子装置一般情况下包括耦合到诸如一个或多个存储装置(非暂时性机器可读存储媒体)、用户输入/输出装置(例如，键盘、触摸屏和/或显示器)和网络连接等一个或多个其它组件的一个或多个处理器的集合。处理器的集合与其它组件的耦合一般情况下是通过一个或多个总线和桥接器(也称为总线控制器)。因此，给定电子装置的存储装置一般情况下存储代码和/或数据以便在该电子装置的一个或多个处理器的集合上执行。当然，本发明的实施例的一个或多个部分可使用软件、固件和/或硬件的不同组合来实现。虽然图中的流程图示出本发明的某些实施例执行的操作的特定顺序，但应理解，此类顺序是示范(例如，备选实施例可以不同的顺序执行操作，组合某些操作，重叠某些操作等)。虽然已根据几个实施例描述本发明，但本领域的技术人员将认识到本发明不限于所述实施例，通过在随附权利要求的精神和范围内的修改和变化，能够实践本发明。描述因此要视为是说明性的而不是限制。
权利要求
1.一种在路由器中用于参与计算跨多个区域到达目的地的基于约束的标签交换路径(LSP)的方法，所述路由器包括在所述多个区域的第一区域内，所述方法包括以下步骤: 计算满足一个或多个约束的集合的、到所述第一区域的至少一个边界路由器的路径段，其中所述至少一个边界路由器位于到达所述目的地必需的路径中； 将路径计算请求消息传送到在所述多个区域的第二区域中的路径计算单元，其中所述路径计算请求消息包括用于每个计算的路径段的一个或多个属性的集合，这些属性由所述路径计算单元用于计算朝向所述基于约束的LSP的目的地的一个或多个路径段； 从所述路径计算单元接收路径计算回复消息，所述路径计算回复消息指定满足约束的所述集合的并且由所述路由器下游的一个或多个路径计算单元计算的一个或多个计算的路径段的集合；以及 将所述路径计算回复消息中指定的计算的路径段的集合的至少一个路径段和由所述路由器计算的路径段缝合以形成所述基于约束的LSP的至少一部分。
2.如权利要求1所述的方法，其中计算满足约束的所述集合的、到所述第一区域的至少一个边界路由器的路径段的所述步骤是响应从不同路由器接收路径计算请求消息，所述路径计算请求消息包括用于由所述不同路由器计算的一个或多个路径段的集合的一个或多个路径段属性的集合。
3.如权利要求2所述的方法，其中传送到所述第二区域中的路径计算单元的路径计算请求消息包括用于由所述不同路由器计算的路径段的所述集合的路径段属性的所述集合。
4.如权利要求1所述的方法，其中路径段属性的所述集合包括成本和跳计数。
5.如权利要求4所述的方法，其中路径段属性的所述集合还包括带宽和管理群组。
6.如权利要求1所述的方法，还包括以下步骤: 启动用于接收响应所述传送的路径计算请求消息的路径计算回复消息的计时器。
7.如权利要求1所述的方法，其中所述第二区域是在与所述第一区域不同的自主系统中。
8.—种在路由器中用于参与计算跨多个区域到达目的地的基于约束的标签交换路径(LSP)的方法，其中所述路由器位于所述多个区域的第一区域中，并且所述目的地在所述第一区域中，所述方法包括以下步骤: 接收来自驻留在所述区域的第二区域中的路由器的路径计算请求消息，所述路径计算请求消息包括用于由所述第二区域中的路由器计算的到一个或多个边界路由器的集合的一个或多个路径段的集合的每个路径段的一个或多个属性的集合； 使用用于由驻留在所述第二区域中的路由器计算的路径段的所述集合的每个路径段的属性的所述集合，计算到所述目的地的一个或多个路径段的集合；以及 传送路径计算回复消息到驻留在所述第二区域中的路由器，所述路径计算回复消息指定到所述目的地的计算的路径段的所述集合和用于到所述目的地的每个计算的路径段的一个或多个属性的集合。
9.如权利要求8所述的方法，其中在所述路径计算请求消息中包括的属性的所述集合包括用于由所述第二区域中的路由器计算的路径段的所述集合的每个路径段的成本和跳计数，以及其中在所述路径计算回复消息中包括的属性的所述集合包括用于由在所述第一区域中的路由器计算的到所述目的 地的路径段的所述集合的每个路径段的成本和跳计数。
10.如权利要求8所述的方法，其中驻留在所述第二区域中的路由器与驻留在所述第一区域中的路由器是在相同的自主系统中。
11.如权利要求8所述的方法，其中驻留在所述第二区域中的路由器与驻留在所述第一区域中的路由器是在不同的自主系统中，以及其中一个或多个边界路由器的所述集合是自主系统边界路由器(ASBR)，以及其中驻留在所述第一区域中的路由器是ASBR。
12.如权利要求11所述的方法，其中计算到所述目的地的一个或多个路径段的所述集合的所述步骤也考虑在每个边界路由器与驻留在所述第一区域中的路由器之间链路的一个或多个特性的集合。
13.一种参与计算跨多个区域到达目的地的基于约束的标签交换路径(LSP)的设备，所述设备包括: 路由器，配置成执行以下操作: 计算满足一个或多个约束的集合的、到所述第一区域的至少一个边界路由器的路径段，其中所述至少一个边界路由器位于到达所述目的地必需的路径中； 将路径计算请求消息传送到在所述多个区域的第二区域中的路径计算单元，其中所述路径计算请求消息包括用于每个计算的路径段的一个或多个属性的集合，这些属性由所述路径计算单元用于计算朝向所述基于约束的LSP的目的地的一个或多个路径段；从所述路径计算单元接收路径计算回复消息，所述路径计算回复消息指定满足约束的所述集合的并且由所述路由器下游的一个或多个路径计算单元计算的一个或多个计算的路径段的集合；以及 将所述路径计算回复消息中指定的计算的路径段的集合的至少一个路径段和由所述路由器计算的路径段缝合以形成所述基于约束的LSP的至少一部分。
14.如权利要求13所述的设备，其中响应从不同路由器接收路径计算请求消息，所述路由器要计算满足约束的所述集合的、到所述第一区域的至少一个边界路由器的所述路径段，所述路径计算请求消息包括用于由所述不同路由器计算的一个或多个路径段的集合的一个或多个路径段属性的集合。
15.如权利要求14所述的设备，其中要传送到所述第二区域中的路径计算单元的路径计算请求消息要包括用于由所述不同路由器计算的路径段的所述集合的路径段属性的所述集合。
16.如权利要求13所述的设备，其中路径段属性的所述集合包括成本和跳计数。
17.如权利要求16所述的设备，其中路径段属性的所述集合还包括带宽和管理群组。
18.如权利要求13所述的设备，其中所述路由器还配置成启动用于接收响应要传送的所述路径计算请求消息的路径计算回复消息的计时器。
19.如权利要求13所述的设备，其中所述第二区域是在与所述第一区域不同的自主系统中。
20.一种参与计算跨多个区域到达目的地的基于约束的标签交换路径(LSP)的设备，所述设备包括: 路由器，配置成执行以下操作: 接收来自驻留在所述区域的第二区域中的路由器的路径计算请求消息，所述路径计算请求消息要包括用于由所述第二区域中的路由器计算的到一个或多个边界路由器的集合的一个或多个路径段的集合的每个路径段的一个或多个属性的集合； 使用用于由驻留在所述第二区域中的路由器计算的路径段的所述集合的每个路径段的属性的所述集合，计算到所述目的地的一个或多个路径段的集合；以及 传送路径计算回复消息到驻留在所述第二区域中的路由器，所述路径计算回复消息要指定到所述目的地的计算的路径段的所述集合和用于到所述目的地的每个计算的路径段的一个或多个属性的集合。
21.如权利要求20所述的设备，其中在所述路径计算请求消息中包括的属性的所述集合要包括用于由所述第二区域中的路由器计算的路径段的所述集合的每个路径段的成本和跳计数，以及其中在所述路径计算回复消息中包括的属性的所述集合要包括用于由在所述第一区域中的路由器计算的到所述目的地的路径段的所述集合的每个路径段的成本和跳计数。
22.如权利要求20所述的设备，其中驻留在所述第二区域中的路由器与驻留在所述第一区域中的路由器要在相同的自主系统中。
23.如权利要求20所述的设备，其中驻留在所述第二区域中的路由器与驻留在所述第一区域中的路由器要在不同的自主系统中，以及其中一个或多个边界路由器的所述集合是自主系统边界路由器(ASBR)，以及其中驻留在所述第一区域中的路由器是ASBR。
24.如权利要求 23所述的设备，其中所述路由器要考虑在每个边界路由器与驻留在所述第一区域中的路由器之间链路的一个或多个特性的集合以计算到所述目的地的一个或多个路径段的所述集合。
全文摘要
本文描述了计算跨多个区域的基于约束的标签交换路径(LSP)。在一个实施例中，多个区域的第一区域中的路由器计算满足一个或多个约束的集合的、到位于到达目的地必需的路径中的第一区域的至少一个边界路由器的路径段。该路由器传送路径计算请求消息到多个区域的第二个区域中的路径计算单元(PCE)，消息包括用于每个计算的路径段的一个或多个属性的集合，这些属性由PCE用于计算朝向基于约束的LSP的目的地的一个或多个路径段。该路由器从PCE接收路径计算回复消息，消息指定满足约束的集合并且由路由器下游的一个或多个PCE计算的一个或多个计算的路径段的集合。路由器将路径计算回复消息中指定的计算的路径段的集合的至少一个路径段和由路由器计算的路径段缝合以形成基于约束的LSP的至少一部分。
文档编号H04L12/723GK103168451SQ201180045513
公开日2013年6月19日 申请日期2011年9月16日 优先权日2010年9月21日
发明者陆文虎, S.基尼, S.纳拉亚南 申请人:瑞典爱立信有限公司