面向多樣化服務定制的多態路由機制研究

胡宇翔，董芳，王鵬，蘭巨龍

（國家數字交換系統工程技術研究中心，河南 鄭州 450002）

1 引言

隨著 IP網絡業務形態的不斷豐富，業務對網絡的需求越來越多樣和多變，而 IP網絡的路由服務能力卻是有限的和確定的，這就導致了業務需求與網絡固有路由能力之間的差距日益擴大，從而使網絡難以支持多樣化的業務。與此同時，信息網絡所依賴的尋址和路由結構過于簡單且長期不變。大量實踐證明，現有信息基礎網絡路由結構或者基于其進行的各種修修補補都難以滿足多樣化業務對泛在、互聯、質量、融合、異構等信息網絡的高等級需求。

信息通信網絡的尋址和路由結構決定了其所有的特征以及所能提供的路由服務能力。從網絡路由結構與運行機制的角度來看，依據“結構決定功能”的物理法則，面對這些高等級需求，重新設計網絡路由體系結構、模型與協議，直接增強網絡基礎尋址和路由能力便成為解決上述問題的一個關鍵切入點和突破口[1]。國內外關于新型路由技術的研究方興未艾，但整體上來看這些研究仍處于百家爭鳴的初級階段，尤其是對于支持多樣化業務的新型路由理論研究還是初步的。現有研究思路多從不同側面對支持多樣化業務的新型路由結構進行了積極的研究和探索，如基于身份和位置分離的路由機制[2,3]、基于內容的路由機制[4,5]、面向服務提供的路由機制[6]等著力解決現有互聯網的異構、安全性、服務提供、可擴縮性、移動性等諸多問題，并取得了豐富的研究成果。

在國外的相關研究中，美國加州大學在 2002年首先提出了互聯網間接訪問基礎架構(I3)[7]。在此基礎上，麻省理工學院的 H. Balakrishnan[8]提出了互聯網分層命名結構（LNAI）。同時，思科系統網絡技術有限公司在互聯網研究任務組路由工作組提出了位置與標識分離協議（LISP）[9]，解決了路由的可擴縮性問題并最大限度地考慮了網絡的演進性。愛立信公司不斷完善主機標識協議HIP[10]相關技術體系，并在IETF和IRTF分別成立HIP工作組及研究組進行HIP相關的研究和標準化工作。在2010年美國的未來互聯網體系結構國家項目 FIA計劃中，NDN項目[11]旨在開發一個“名字數據網絡”的架構，建立以用戶和應用所關心的具體內容為中心的內容創建、分發和傳遞的體系模型；XIA項目[12]旨在建立一個更安全的表達性互聯網架構；MobilityFirst項目[13]將節點移動作為節點的常態行為處理，使用通用的容延網絡技術（GDTN）增強網絡的頑健性和可信性；NEBULA項目[14]通過由高速、高可靠和安全的骨干網絡連接數據中心來提供面向云計算的數據倉庫和計算資源。國內的相關研究主要集中在真實源地址驗證和標識與地址分離等方面。清華大學提出了面向互聯網的源地址驗證模型與架構SAVA[15]，通過接入層、域內和域間不同的方法與機制來保證源地址的真實性；北京交通大學提出了標識與地址分離為核心思想的一體化路由與交換理論[16]。在路由交換的基礎理論研究方面，香港中文大學和北京大學在代數編碼理論應用于交換結構與多播路由方面開拓了一個新型研究方向，并取得了突破性進展，針對未來視頻業務所占比重越來越大的新型網絡提供了一種多播路由[17]的理論依據。從目前的研究趨勢看，地址與身份分離尋址結構以及內容路由是未來的發展趨勢，前者可徹底解耦地址前綴對應關系，從機理上徹底解決移動性以及域間路由地址前綴劫持等安全問題；而后者可有效匹配未來網絡以內容為中心的主流業務模式，為多播和多路徑路由提供重要支撐。

上述研究分別從不同面對支持多樣化業務的新型路由結構進行了積極的研究和探索。然而，如何基于網絡有限的、確定的路由服務能力來支持多樣網絡體系共存時網絡業務形態的不斷豐富及其需求的多樣化和多變性已成為新型路由結構研究亟待解決的問題。解決該問題需要從信息網絡路由結構方面探索網絡按照業務需求動態進行路由結構重組、功能重構的機理與方法[18]，通過網絡路由結構的自組織、功能的自調節和業務的自適配來最大程度地彌合網絡路由服務能力與業務需求之間的時變鴻溝[19]，支持多種網絡體制并存的網絡尋址及路由，使網絡能有效適配多變的業務需求。

在此背景下，本文從提升網絡路由服務能力的角度出發，針對IP網絡的網絡層路由功能單一問題，同時為了支持后續仍然不斷出現的新應用，使網絡具有動態調整適應多樣化業務的路由服務功能，提出一種支持多樣網絡體系和尋址方式共存情形下的新型路由模型——“多態路由模型”。該模型包括基態層和多態層結構，基態層定義了網絡尋址路由功能的“微內核”，是網絡多樣化尋址路由的基本要素和功能能力集合。多態層則通過個性化定制呈現出功能特定、安全特定和服務質量特定等多模態特性，是滿足具體應用各種約束屬性的路由服務實例。模型通過參數化定義配置網絡基態層基本“微內核”，實現到個性化定制的多態尋址路由派生與重載，從而使網絡基礎互聯傳輸能力和路由服務能力得以動態增強，并且支持網絡尋址與路由的多模多態共存。

2 基態與多態路由建模

鑒于信息網絡應用服務需求的多樣性，本文對現實應用中多樣、多變的路由服務進行抽象歸納，對路由尋址過程進行功能分解，將其分解為功能相對獨立、接口清晰明確的基本單元，具體包括：尋址結構、認證方式、加密算法、通信主體標識、鏈路狀態參數計算、路由算法等。通過對上述基本元素和能力集合的組合優化，繼而形成具有針對特定業務的滿足具體業務服務質量和網絡動態行為特征等要求的路由協議。

基于這種考慮，本文將信息網絡路由結構分為基態和多態兩層，如圖1所示。基態層實現基本路由功能，是具備滿足所有功能、安全、服務質量等需求的路由單元的集合。從滿足業務要求角度看，要求基態層呈現出功能特定、安全特定、服務質量特定等多模態特性即為多態。對于具體路由機制，具有同類功能或者性能（或安全、多播等）要求的一組業務流，通過確保其性能要求的特定路由形態予以承載，稱其為功能或者性能（或安全、多播等）特定的多態路由。這樣，多態層就包含了各種模態的多態路由機制。具體來說，多態路由（PR, polymorphic routing）是基于多樣化應用的業務特征要求和網絡動態行為驅動構建的，基于基態路由（BR, base state routing）模型進行實例特化以滿足具體應用所需的各種約束屬性服務路徑的路由機制。

圖1 基態與多態路由建模

上述過程中，路由計算過程由網絡認知功能得到的網絡視圖和應用要求決定，其中網絡視圖不僅包含網絡的穩態拓撲信息，還包含網絡資源的瞬態能力，比如鏈路利用率多少、節點處理能力大小等；應用要求主要是由用戶（或業務）提出端到端的具體傳送指標，如時延、分組丟失率或者安全要求。多態路由計算結果為滿足應用要求的服務路徑。服務路徑建立后，路徑傳送能力繼續受認知功能的監測。若不能滿足應用需求或達到路由調整的約束條件，則執行新一輪多態路由計算。

在此，定義BR中多樣化尋址路由的基本要素和功能能力集合如下

其中，y、z分別為BR的類別參數和特征參數。BR矩陣中任意元素具有唯一性和不可替代性，是功能相對獨立、接口清晰明確的基本路由單元。那么由基態到多態的個性化定制呈現出功能特定、安全特定、服務質量特定等過程即可描述為

其中，A為類別選擇參數向量，B為特征選擇參數向量，A和B可分別表示為

定義所有可行的多態實例集合為{xi,x2, …,xn}，即有

綜上，上述過程可以描述為對Y維線性空間V中基底進行線性組合的過程。基于基態路由空間中基本元素和能力集合的完備性及線性無關性考慮，BR是線性空間V的Y維向量空間的一組基。考慮到矩陣基的線性無關性，BR具有以下性質。

性質1設α1,α2,L ,αy是Y維線性空間V的一個基底，則對于任意α∈V，可以唯一表示為α1,α2,L ,αy的線性組合。

證明由定義知

因為α1,α2,L ,αy具有線性無關性，則式(9)不能成立，因此不存在式(8)，于是式(7)具有唯一性，得證。

由上述性質可以得到如下推論。

推論1由基態路由BR可以派生出任何線性空間內的多態路由PR實例。

推論1從矩陣論中基的線性無關性角度證明了由基態路由派生出任何線性空間內多態路由PR實例的可行性。

在此，為了對應用需求進行表征，本文引入路由服務描述（RSD, routing service description）概念。路由服務描述是在路由服務需求命名基礎上對路由服務的進一步描述，分為安全描述、性能描述和功能描述。對于RSD，安全描述信息包括安全等級dSL和安全種類dC；性能信息包括優先級要求dQ、帶寬要求dB、時延要求dD和分組丟失要求dL；功能描述包括通信模式dM、路由類型dT、路由標識dI和通信主體dH。

于是每個xi的屬性用向量表述為

3 多態派生機制

多態派生是業務在請求路由服務時提出的具體路由服務描述，并由網絡根據路由服務描述動態地生成相應多態路由協議的過程。因此，在多態派生過程需要考慮兩點：1) 路由服務規格描述的完備性和準確性；2) 給定服務請求時路由服務組合的正確性。

針對以上兩點考慮，多態派生機制工作原理如圖2所示，其中虛箭頭為控制信令流程，實箭頭為數據流傳輸流程。業務在生成具體路由服務描述后，將其服務規格請求發送至多態派生引擎，由該引擎完成相應的服務規格驗證以及相應的語義映射，并將該業務的RSD分別依據其具體屬性要求映射為滿足需求的服務列表。在此，路由服務列表的選取是基于本地資源感知與管理的基礎上完成的。之后，多態派生引擎對服務列表進行滿足具體語義要求的選擇并按照基本規則進行服務組合，從而生成具體的多態路由協議。

圖2 多態派生機制工作原理

多態路由模型的功能結構采用“管理面—控制面—數據面”結構。其中，管理面負責多態路由的決策，控制面負責多態路由的建立，數據面負責實現具體的數據轉發功能。三平面相互之間通過信息交互協同實現多態路由的功能。

管理面功能主要由控制服務器實現。管理面功能一方面負責感知、維護和更新整個網絡狀態，收集節點信息，作為多態尋址和路由的依據；另一方面實現標識的分配與管理，包括位置標識、主機標識、服務標識和內容標識，并據此實現對特定通信主體的認知，即確定通信對端的標識類型，從而作為控制層標識判斷的依據。管理面是多態路由結構中的核心層與管理中樞，對整個網絡路由狀態進行智能監視與管理。

控制面是網絡路由結構功能的執行者，負責管理面多態路由命令與通告的各種具體措施和動作。一方面，控制面通過感知面獲取的網絡狀態信息計算節點路由表項，并依據網絡狀態的變化更新維護路由表項，為數據傳輸提供路徑指導。另一方面，控制面還依據管理面的通信主體認知結果，執行多態路由協議來對標識類型進行判別，實現多態路由決策的具體方法與步驟。

數據面主要負責數據的路由轉發，基于多樣化的尋址方式完成按需動態資源配置，實現多態路由與尋址形態的靈活配置。該層面具體實現了多態路由功能，在數據傳輸過程中具備分組分類器、分組處理單元等功能，針對具備特定標識的流進行相應的處理，以達到保障數據流傳輸需求的目的。

4 多態路由協議體系

4.1 多態路由協議體系框架

隨著網絡應用的多樣化發展，網絡的通信主體亦呈現多樣化趨勢。為了支持多樣化通信主體，本節在此討論基于基態/多態派生模型的多態路由協議（PRP, polymorphic routing protocol）體系。多樣化業務特征要求和網絡動態行為驅動的多態路由協議主要解決多種網絡體制并存的網絡尋址及路由問題，其詳細結構如圖3所示。

圖3 基態及多態協議體系

多態路由協議是基于基態協議生成的具有多種運行形態的協議，既可表示為通過基態協議特化的不同協議體系，也可以表示為一種協議體系的多個運行態。在該體系下，基態協議重點考慮IPv4/IPv6、NDN等多態體系協議的路由兼容和特化。在傳統 TCP/IP網絡中，IP地址既用于位置標識又用作端點的身份標識，這種雙重身份不僅限制了網絡移動性，也帶來一些安全問題，基態協議的設計應集成內嵌的標識與地址分離解決方案。此外，隨著業務需求逐漸由關注通信轉變為關注數據內容和服務，新的基態協議必須能夠有效支持面向數據內容、應用服務以及其他新型網絡結構的尋址與路由。

多態路由協議體系運行的具體過程如下：路由器節點根據網絡狀態和資源認知獲取網絡拓撲連接關系和業務傳輸要求，以網絡當前的資源狀態和業務的路由服務描述作為約束條件，運行多態路由算法并在路由器節點上建立轉發信息表。多個相鄰的路由節點通過轉發信息表的下一跳節點連接形成一條滿足特定需求的全網服務路徑，圖4給出了多態路由協議體系下一條受安全約束的路由和一條受服務質量約束的路由建立實例。

在上述多態協議體系下，通過由基態到多態的派生可將網絡功能和行為根據用戶需求進行動態改變，或根據要求在不同協議體系間或相同協議體系不同運行形態間進行切換。通過由基態到多態的派生機制可為不同協議體系形成針對多種服務的傳輸服務網絡，為多樣化服務共存情形下的隔離及資源調配提供基礎。

圖4 多態路由協議體系運行原理

4.2 多態路由協議的標識結構

多態路由是基于統一化標識結構定義的特定尋址方式，多態路由協議體系支持的多樣化尋址方式包括基于位置的路由、基于身份的路由、基于內容的路由和基于服務的路由共4種常態尋址方式，并支持新型尋址方式的快速定義。

1) 位置標識（LID），用于以位置為中心的尋址，對應于傳統IP體系下的尋址。

2) 主機標識（HID），用于以主機為中心的尋址。將主機作為網絡通信的主體，與主機交互、獲取內容或服務都是通過HID來達到通信目的，只是獲取內容或者服務的最終目的都隱藏在以主機為瘦腰結構的分組數據負荷中，只有到達主機后，將分組內容交付上層應用進程，才能獲取通信的真正意向。

3) 服務標識（SID），用于以服務為中心的尋址，是一種直接表達通信意向的手段，消除了從服務名稱到網絡層地址的轉換冗余，直接以服務標識作為網絡尋址的依據。在該方式下，SID作為基本的通信主體。

4) 內容標識（CID），用于以內容為中心的尋址，主要應用為內容獲取類。將內容作為網絡通信的主體，在路由節點引入緩存功能，通過CID來達到通信目的，滿足面向數據內容的尋址。

多態尋址（polymorphic addressing）是對統一網絡分組格式進行特化，進而生成具有多種運行形態的尋址方案，即由統一分組格式派生出4種尋址標識下的特定分組格式，生成可用于數據傳輸的 4種具體的分組頭部。基態與多態地址派生機制的詳細過程如圖5所示。

圖5 基態及多態地址派生機制

標識結構定義借鑒IPv6地址采用結構化方式，定義統一格式的基態尋址方式，包括類型前綴（type）和標識數值（value）兩部分，并依據統一格式可特化出包括位置、主機、服務和內容在內的4種標識。多態路由體系的標識空間128 bit的分配方法參考IPv6的地址格式，分為類型前綴和標識的其他部分，其中類型前綴給出了標識的類型，剩余部分給出具體的標識值。為實現與IPv6的兼容性，HID、SID和CID幾種標識使用了IPv6中預留的字段，類型前綴分別為 010、011、100，其他類型前綴的標識空間都作為LID，如表1所示。IPv6的其他保留空間仍可支持新標識類型的擴展，如00000001。

表1 標識空間分配方案

4種標識的具體格式如圖6所示。

圖6 4種標識的具體格式

5 多態路由協議體系運行原理

5.1 通信主體發布與路由通告

多態路由協議體系結構仍具有域內和域間2種基本形式，分別在域內和域間網絡運行域內多態路由協議和域間多態路由協議，動態地為各種業務和應用建立滿足其路由服務描述RSD的服務路徑。

對于多態路由協議體系中通信主體的發布，當主機或服務器新加入網絡時，首先向其接入路由器通告本身的節點屬性和標識名字。若作為通信主機，則將預先向域內的標識分配與管理服務器申請的HID發布給網絡；若作為服務提供者，則將預先申請的SID發布；若作為內容提供者，則發布自身的CID。然后接入路由器將收到的通告消息轉發給其他鄰居節點，建立域內統一的拓撲狀態。最后所有路由器節點根據域內或域間路由算法計算到達新加入節點的最優路徑，在對應的路由表中建立針對新加入節點的條目。

域內路由節點負責域內各種標識路由的計算和通告。LID、HID、SID和CID的路由計算和通告過程相同，但是各種標識的路由計算和通告基于的全網拓撲結構可能不同。在路由通告分組的頭部中采用不同的路由標識字段來區分不同標識的路由通告信息。因此，域內路由的計算和通告與傳統路由相比更加復雜和頻繁。在進行域內路由計算時，不僅要考慮最短路徑優先的原則，還要根據服務要求和安全等級構建路由。在進行路由通告時，可重構路由器不僅要通告自身的鏈路狀態信息，還要通告自身所能提供的服務能力和安全等級，便于動態地為不同服務類別和安全等級的業務和應用建立滿足其要求的服務路徑。

域間路由節點負責交換和維護域間路由信息。域間協議交換路由信息的節點數量級是自治域系統數的量級，這要比自治域內的網絡數少很多。要在自治域之間尋找一條滿足服務要求和安全等級的服務路徑，就是尋找滿足要求的域間路由器。若2個鄰居域間路由器分屬2個不同的自治域，而其中一個域間路由器和另一個域間路由器定期地交換路由信息和服務屬性，需要一個協商的過程。一開始進行協商時，首先發送打開分組，如果對方接受，就激活分組進行響應。這樣，2個域間路由器的鄰居關系就建立起來了。為了維持鄰居關系，雙方還需要周期性地交換保活分組。域間路由器更新路由時，必須向鄰居發送更新分組，更新分組內容不僅包括網絡狀態信息還包括本身所能提供的服務能力和安全級別，用于其他的域間路由器建立不同服務種類和安全等級的域間服務路徑。

5.2 路由節點表項維護

為支持現有網絡通信中的多種尋址方式共存，路由器節點需要維護 4種轉發信息表（FIB, forwarding information base）。該轉發信息表具有可擴縮性，當有新的通信主體出現時，需要添加新的對應表項，4種FIB如下。

1) 位置轉發信息表（LFIB）。記錄到達特定位置（IP地址）的轉發信息，LFIB等同于傳統網絡的轉發信息表。

2) 主機轉發信息表（HFIB）。記錄到達特定主機 HID的轉發信息，該表規模由網絡中的主機數確定。

3) 服務轉發信息表（SFIB）。記錄到達特定服務SID的轉發信息，該表規模由網絡中提供的服務數確定。

4) 內容轉發信息表（CFIB）。記錄到達特定內容CID的轉發信息，該表規模由網絡中發布的內容條目確定。

節點內轉發信息表結構定義如圖7所示。路由節點內部轉發信息表維護操作為：在收到待轉發的數據分組后，在頭部信息中查找目的標識類型，查找對應的轉發信息表。根據具體標識，在轉發信息表中執行查表操作。若有匹配表項時，按照下一跳端口輸出；若匹配失敗，則基于網絡默認配置策略執行相應操作，如啟動路徑搜索、直接丟棄等。

圖7 節點內轉發信息表

5.3 多態路由協議的運行實例

面向多樣化服務的多態路由協議基于統一的尋址格式，可演化出滿足多種業務類通信主體的尋址與路由模式，如表2所示。內容通信類業務和位置通信類業務的多態路由協議與現有網絡體系下的內容尋址路由方式和IP尋址路由方式一致，本文在此不再描述。下面分別圍繞服務通信類業務和主機通信類業務，對多態路由協議的運行實例進行說明。

表2 尋址與路由模式

1) 服務通信類業務

服務通信類業務主要指的是服務需求者向服務提供者發送服務請求，獲取服務提供者服務后將數據反饋給服務需求者。通信過程是雙向的，如圖8所示。

網絡主機以SID1作為目的標識，本機標識HID1作為源標識，向網絡中發送服務請求數據分組；路由器RR1根據標識Type值進行ID判別，查找服務轉發信息表SFIB，在對應表項中匹配SID1的value值，對應下一跳端口為2，則將數據分組交付到轉發平面進行轉發；中間節點執行相應的ID判別和查表操作，將數據分組交付到目的服務器SID1。

服務器提供者收到服務請求后，對請求數據進行對應操作，如內容搜索或者數據壓縮等，產生響應數據分組。以HID1作為目的標識，服務標識SID1作為源標識，向網絡中發送服務響應數據分組；路由器R5根據標識type值進行ID判別，查找主機轉發信息表HFIB，在對應表項中匹配HID1的value值，對應下一跳端口為1，則將數據分組交付到轉發平面進行轉發；中間節點執行相應的ID判別和查表操作，將數據分組交付到目的主機HID1，通信終止。

2) 主機通信類業務

主機通信類業務主要指的是Host to Host的通信方式，通信主體關注的是特定主機，源節點主動向接收者發送數據。通信過程是單向的，以數據成功接收為通信目的。工作原理如圖9所示。

圖8 服務通信類業務路由運行實例

圖9 主機通信類業務路由運行實例

網絡主機以HID1作為目的標識，本機標識作為源標識，向網絡中發送主機通信數據分組；路由器R1根據標識type值進行ID判別，查找主機轉發信息表HFIB，在對應表項中匹配HID1的value值，對應下一跳端口為1，則將數據分組交付到轉發平面進行轉發；中間節點執行相應的ID判別和查表操作，將數據分組交付到目的主機HID1。通信終止。

6 仿真實驗

為了驗證多態路由機制的有效性和可行性，本節從支持內容高效傳輸、服務遷移和移動性3個方面對多態路由機制進行評估，并對其可擴縮性進行分析。實驗環境采用具有14個節點共21條鏈路的美國科學基金骨干網絡（NSFNET）作為網絡拓撲結構，如圖 10所示。拓撲中每條邊上的數字代表相鄰節點實際的物理距離。仿真時，鏈路帶寬設置為100 Mbit/s，鏈路時延為10 ms，路由根據節點之間的距離計算最優路徑。

圖10 美國科學基金骨干網絡拓撲結構

通過多態路由派生機制實現對多種網絡體系結構和多樣業務需求的支持，可以提升業務性能和方便業務部署。雖然定量地衡量多態路由機制對各種業務的支持是比較困難的，但是通過性能評估證明了多態路由機制在保持當前網絡優良特性的同時也具有其他新型網絡體系結構的優點[20～22]。同時，多態路由機制支持多種通信主體的靈活尋址和路由，能夠簡化網絡應用的設計，支持網絡演進和提升網絡應用的性能。

6.1 內容傳輸仿真實驗

為了驗證多態路由機制的內容傳輸和分發性能，本文采用如圖10所示的網絡拓撲中節點1作為客戶端進行內容請求，節點 14作為內容服務器負責提供內容，然后分別對采用OSPF協議的傳統網絡路由機制和多態路由機制進行單次內容傳輸時延和網絡平均傳輸時延的實驗驗證。

圖 11給出了傳統網絡和多態路由機制單次內容傳輸時延性能的對比情況。在傳統網絡中，客戶端請求內容時首先要請求提供內容的Web服務，得到Web服務的響應以后再通過Web服務獲取所請求的內容，從圖 11中左半部分可以看出，這一過程耗時125 ms。而多態路由機制支持直接以內容名稱作為通信主體的尋址和路由機制，客戶端可以不通過Web服務直接進行內容請求，大大縮短了內容請求的時延，但在內容請求的過程中需要進行標識與位置之間的轉換，標識與位置之間的轉換采用基于chord的映射解析機制，內容標識的數量為1 000個。因此，多態路由機制中單次內容請求的時延相比于左半部分當前網絡62.5 ms的服務請求時延略有增加，達到95.8 ms。

圖11 單次內容傳輸時延性能示意

圖 12給出了相同網絡拓撲結構下傳統網絡和多態路由機制的平均網絡傳輸時延性能的對比情況。仿真采用如圖10所示的網絡拓撲結構，節點14作為內容服務節點，其他13個節點作為普通的內容請求節點，內容請求節點的請求分組滿足泊松到達特性，平均發送速率為每秒10個分組，內容服務節點共有1 000個內容，用戶請求的內容（chunk）序號為1～1 000，每個chunk為1 024 byte，內容請求行為服從Zipf分布，即80%的內容請求與20%的內容相關，仿真時間為30 s。多態路由機制節點內嵌緩存功能，支持內容副本的緩存，仿真時節點最多能緩存 100個內容，緩存替換策略為 LRU(1east recently used)替換。從圖12中可以看出，由于傳統網絡節點不具有內容緩存功能，在大量相同內容請求和傳輸的情況下，網絡的平均傳輸時延一直保持在43.5 ms左右，沒有明顯降低。而多態路由機制由于內嵌了內容緩存功能，在大量相同內容請求和傳輸的情況下，網絡的平均傳輸時延明顯下降并一直保持在34 ms左右，網絡的平均傳輸時延性能相比于傳統網絡提升了25%左右。

圖12 平均網絡傳輸時延性能對比

6.2 服務遷移性能仿真實驗

為了評估多態路由機制對服務遷移的支持性能，本文在如圖10所示的網絡拓撲結構中以節點1作為服務請求者，節點 14作為服務提供者。從某一時刻起，該服務開始從節點14遷移到節點12，在此過程中評估多態路由機制的服務遷移支持性能。圖13給出了服務遷移過程的不同時間點記錄。從圖中可以看出，服務客戶端一直持續請求服務，服務提供者響應服務請求。服務遷移開始時，節點14正常響應服務請求，同時底層的遷移機制開始將部分狀態遷移到節點12。當大部分狀態已遷移到節點12時，需要凍結該服務以完成最后的狀態遷移。如圖13所示，從100 ms開始進入服務凍結期，一直持續到392 ms處時完成整個服務遷移，這段時間服務請求無法得到響應，需要緩存請求數據分組等到遷移完成以后重定向到新的服務提供節點。服務遷移到新的節點以后，可以響應緩存的請求數據分組，但無法收到新的服務請求。這是因為服務遷移以后需要更新服務轉發信息表，而響應服務使用的是主機轉發信息表。這段時間的服務請求可以通過多態路由模型的回退尋址機制回退到主機尋址機制完成服務請求。服務轉發信息表更新完成以后，服務請求者和響應者基于更新后的服務轉發信息表進行服務請求和響應。

圖13 服務遷移性能分析

6.3 移動性仿真實驗

圖14 移動切換過程

多態路由模型另外一個重要的優點是支持移動性并且移動切換時延較低。本節從分域內移動切換時延和域間移動切換時延2種情況進行評估。如圖14(a)所示，域內移動切換過程由3個步驟組成：1) 新的 TR (tunnel router)節點檢測到移動節點MN，檢測時延為Tr；2) TR1向域內標識管理與分配服務器MS1發送標識與位置映射信息更新消息，傳輸時延為Tu；3) MS1返回更新完成消息，傳輸時延為Tu。所以，整個域內移動切換時延可以表示為

如圖14(b)所示，域間移動切換過程由6個步驟組成：1) 新的TR節點檢測到移動節點MN，檢測時延為Tr；2) TR2向域內標識管理與分配服務器MS2發送標識與位置映射信息更新消息，傳輸時延為Tu；3) MS2向映射系統發送標識與服務器之間的更新消息，傳輸時延為Tu；4) 映射系統向 MS1和MS2分別發送更新響應消息，傳輸時延為Tu；5) MS1向MS2發送標識與位置映射更新響應消息，傳輸時延為Tx；6) MS1向TR2發送更新完成消息，傳輸時延為Tu。所以，整個域間移動切換時延可以表示為

圖15給出了當Tr=30 ms和Tx=120 ms時的域內和域間移動切換時延隨Tu變化的過程。因為TR檢測移動節點的時間間隔很小，MN節點移動到新的TR以后，可以很快地被檢測到，因此，Tr設置為30 ms。Tx作為域間服務器之間的傳輸時延，完成信息交互可能要跨越多個路由節點，因此，Tx設置為120 ms。從圖15中可以看出，Tu在1～100 ms之間變化時，域內移動切換的時延保持在30～200 ms之間，切換時延相當小；而域間移動切換也能在200～600 ms之間完成，切換時延也相對較小。

圖15 移動切換時延性能

7 結束語

本文從提升網絡路由服務能力的角度出發，提出一種新型路由模型——“多態路由模型”，該模型通過定義網絡路由的基本“微內核”構建基態模型，基于基態模型實現到個性化定制的多態尋址路由機制以構建多態模型，從而使網絡路由服務能力得以動態增強，并且支持網絡的多模多態共存，使網絡路由服務能力得以動態增強，從而為構建一個支持目前業務和未來新業務的不同服務質量需求，功能靈活擴展，滿足泛在互聯、融合異構、可信可管可擴需求，支持現有網絡兼容演進和適于規模應用的新型路由方案提供一種解決途徑。

然而，由于資源的隨機共享普遍存在于網絡運行過程中，要實現時變網絡的資源提供與基于眾多隨機因素實現應用要求的“一致匹配”，就使客觀意義上的隨機性、全局性和主觀意義的確定性相互交織，這種復雜性對于明確多態路由模型的內涵和運行機理帶來了巨大挑戰。在此，本文對路由結構多態特性內涵的討論和認識仍是初步的，模型中的重要理論和關鍵機制如多態路由算法和協議交互流程設計仍需要進一步深入研究并開展相關的實驗驗證，這也是作者下一步的工作。

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