5. 网络层——控制平面

本章目标：

理解网络层控制平面的工作原理
- 传统路由选择算法
- SDN控制器
- ICMP:Internet Control Message Protocol
- 网络管理（略）
以及它们在互联网上的实例和实现：
- OSPF, BGP, OpenFlow, ODL 和ONOS控制器, ICMP, SNMP

5.1 导论

路由(route)：按照某种指标（传输延迟，所经过的站点数目等）找到一条从源节点到目标节点的较好路径
- 较好路径：按照某种指标较小的路径
- 指标：站数，延迟，费用，队列长度等，或者是一些单纯指标的加权平均
- 采用什么样的指标，表示网络使用者希望网络在什么方面表现突出，什么指标网络使用者比较重视
以网络为单位（子网到子网）进行路由（路由信息通告+路由计算），而非主机到主机（主机到主机的路由规模比子网到子网大2-3个数量级）
- 网络为单位进行路由，路由信息传输、计算和匹配的代价低
- 前提条件是：一个网络所有节点地址前缀相同，且物理上聚集
- 路由就是：计算网络到其他网络如何走的问题
网络到网络的路由 = 路由器-路由器之间路由
- 网络对应的路由器到其他网络对应的路由器的路由
- 在一个网络中：路由器-主机之间的通信，链路层解决
- 到了这个路由器就是到了这个网络
路由选择算法(routing algorithm)：网络层软件的一部分，完成路由功能

网络的图抽象

注：图抽象在其他网络场景中也十分有用，例如在P2P中，N是peer节点，E是TCP的连接

图抽象：边和路径的代价

c(x, x') = 链路的代价 (x, x')
- e.g., c(w, z) = 5
代价可能总为１
或是链路带宽的倒数
或是拥塞情况的倒数

$$ \text{Cost of path } (x_1, x_2, x_3, ... , x_p) = c(x_1, x_2) + c(x_2, x_3) + ... + c(x_{p-1}, x_p) $$

最优化原则(optimality principle)

汇集树(sink tree)
- 此节点到所有其它节点的最优路径形成的树
- 路由选择算法就是为所有路由器找到并使用汇集树

路由选择算法的原则

正确性(correctness)：算法必须是正确的和完整的，使分组一站一站接力，正确发向目标站；完整：目标所有的站地址，在路由表中都能找到相应的表项；没有处理不了的目标站地址；
简单性(simplicity)：算法在计算机上应简单：最优但复杂的算法，时间上延迟很大，不实用，不应为了获取路由信息增加很多的通信量；
健壮性(robustness)：算法应能适应通信量和网络拓扑的变化：通信量变化，网络拓扑的变化算法能很快适应；不向很拥挤的链路发数据，不向断了的链路发送数据；
稳定性(stability)：产生的路由不应该摇摆
公平性(fairness)：对每一个站点都公平
最优性(optimality)：某一个指标的最优，时间上，费用上，等指标，或综合指标；实际上，获取最优的结果代价较高，可以是次优的

路由算法分类

全局或者局部路由信息？
- 全局：
  - 所有的路由器拥有完整的拓扑和边的代价的信息（上帝视角）
  - “link state”算法
- 分布式:
  - 路由器只知道与它有物理连接关系的邻居路由器，和到相应邻居路由器的代价值
  - 叠代地与邻居交换路由信息、计算路由信息
  - “distance vector”算法
静态或者动态的？
- 静态：
  - 路由随时间变化缓慢
- 动态：
  - 路由变化很快
  - 周期性更新
  - 根据链路代价的变化而变化
- 静态-->非自适应算法(non-adaptive algorithm)：不能适应网络拓扑和通信量的变化，路由表是事先计算好的
- 动态-->自适应路由选择(adaptive algorithm)：能适应网络拓扑和通信量的变化

5.2 路由选择算法

5.2.1 link state 链路状态算法

LS路由的工作过程

配置LS路由选择算法的路由工作过程
- 各点通过各种渠道（如泛洪等）获得整个网络拓扑，网络中所有链路代价等信息（这部分和算法没关系，属于协议和实现）
- 使用LS路由算法计算本站点到其它站点的最优路径（汇集树），得到路由表
- 按照此路由表转发分组（datagram方式）
  - 严格意义上说不是路由的一个步骤
  - 分发到输入端口的网络层

graph LR

A[获得网络拓扑和链路代价信息]
B[使用最短路由算法得到路由表]
C[使用此路由表]

A-->B
B-->C

链路状态路由选择(link state routing)

LS路由的基本工作过程
1. 发现相邻节点，获知对方网络地址
  - 一个路由器上电之后，向所有线路发送HELLO分组
  - 其它路由器收到HELLO分组，回送应答，在应答分组中，告知自己的名字（全局唯一）
  - 在LAN中，通过广播HELLO分组，获得其它路由器的信息，可以认为引入一个人工节点
2. 测量到相邻节点的代价（延迟，开销）
  - 实测法，发送一个分组要求对方立即响应
  - 回送一个ECHO分组
  - 通过测量时间可以估算出延迟情况
3. 组装一个LS分组，描述它到相邻节点的代价情况
  - 发送者名称
  - 序号，年龄
  - 列表：给出它相邻节点，和它到相邻节点的延迟
4. 将分组通过扩散的方法（泛洪）发到所有其它路由器（以上4步让每个路由器获得拓扑和边代价）
  - 顺序号：用于控制无穷的扩散，每个路由器都记录（源路由器，顺序号），发现重复的或老的就不扩散
    - 具体问题1：循环使用问题
    - 具体问题2：路由器崩溃之后序号从0开始
    - 具体问题3：序号出现错误
  - 解决问题的办法：年龄字段(age)
    - 生成一个分组时，年龄字段不为0
    - 每个一个时间段，AGE字段减1
    - AGE字段为0的分组将被抛弃
  - 关于扩散分组的数据结构
    - Source：从哪个节点收到LS分组
    - Seq.，Age：序号，年龄
    - Send flags：发送标记，必须向指定的哪些相邻站点转发LS分组
    - ACK flags：本站点必须向哪些相邻站点发送应答
    - DATA：来自source站点的LS分组
    - 如：节点B的数据结构
5. 通过Dijkstra算法找出最短路径（这才是路由算法）
  - 每个节点独立算出来到其他节点（路由器=网络）的最短路径
  - 迭代算法：第k步能够知道本节点到k个其他节点的最短路径
  1. 路由器获得各站点LS分组和整个网络的拓扑
  2. 通过Dijkstra算法计算出到其它各路由器的最短路径（汇集树：该源节点的路由表）
  3. 将计算结果安装到路由表中
LS的应用情况
- OSPF协议是一种LS协议，被用于Internet上
- IS-IS(intermediate system-intermediate system)：被用于Internet主干中，Netware
符号标记：
- c(i, j)：从节点i到j的链路代价（初始状态下非相邻节点之间的链路代价为 $\infty$ ）
- D(v)：从源节点到节点V的当前路径代价（节点的代价）
- p(v)：从源到节点V的路径前序节点
- N'：当前已经知道最优路径的的节点集合（永久节点的集合）
LS路由选择算法的工作原理
- 节点标记：每一个节点使用(D(v), p(v)) 如：(3, B)标记
  - D(v)从源节点由已知最优路径到达本节点的距离
  - P(v)前序节点来标注
- 2类节点
  - 临时节点(tentative node)：还没有找到从源节点到此节点的最优路径的节点
  - 永久节点(permanent node) N'：已经找到了从源节点到此节点的最优路径的节点
Dijkstra算法的框架
1. 初始化
  - 除了源节点外，所有节点都为临时节点
  - 节点代价除了与源节点代价相邻的节点外,都为 $\infty$
2. 从所有临时节点中找到一个节点代价最小的临时节点，将之变成永久节点（当前节点）W
3. 对此节点的所有在临时节点集合中的邻节点(V)
  - 如果 D(v) > D(w) + C(w, v)，则重新标注此点为 (D(v) + C(w, v), W)
  - 否则，不重新标注
4. 开始一个新的循环（第2步）
5. 最终搜索得源节点到所有节点的最优路径，算法终止
- 例子
Dijkstra算法的讨论
- 算法复杂度：考虑 $n$ 节点的情况
  - 每一次迭代：需要检查所有不在永久集合N中的节点
  - $n(n+1)/2$ 次比较： $O(n^2)$
  - 有很有效的实现： $O(n\log{n})$ 最小堆 or 斐波那契堆
- 可能的震荡：
  - e.g., 链路代价 = 链路承载的流量：切换路径过快

5.2.2 distance vector 距离矢量算法

距离矢量路由选择(distance vector routing)：迭代式算法

动态路由算法之一
DV算法历史及应用情况
- 1957 Bellman, 1962 Ford Fulkerson
- 用于ARPANET, Internet(RIP) DECnet, Novell, ApplTalk
距离矢量路由选择的基本思想
- 各路由器维护一张路由表，结构如图（其它代价）
- 各路由器与相邻路由器交换路由表
- 根据获得的路由信息，更新路由表
代价及相邻节点间代价的获得
- 跳数(hops)，延迟(delay)，队列长度
- 相邻节点间代价的获得：通过实测
路由信息的更新（定期测量它到相邻节点的代价，定期与相邻节点交换路由表(DV)，这里的距离矢量(DV)实际上为约定次序的往各个目标节点的代价向量：(目标, 代价)列表）
- 根据实测得到本节点A到相邻站点的代价（如：延迟）
- 根据各相邻站点声称它们到目标站点B的代价
- 计算出本站点A经过各相邻站点到目标站点B的代价
- 找到一个最小的代价，和相应的下一个节点Z，到达节点B经过此节点Z，并且代价为A-Z-B的代价
- 其它所有的目标节点一个计算法

例子：

以当前节点J为例，相邻节点A, I, H, K

J测得到A, I, H, K的延迟为8ms, 10ms, 12ms, 6ms

通过交换DV，从A, I, H, K获得到它们到G的延迟为18ms, 31ms, 6ms, 31ms

因此从J经过A, I, H, K到G的延迟为26ms, 41ms, 18ms, 37ms

将到G的路由表项更新为18ms, 下一跳为：H

其它目标一样，除了本节点J

距离矢量算法（Bellman-Ford）

Bellman-Ford方程（动态规划） 递归风车
- 设 $d_x(y)$ 为从 $x$ 到 $y$ 的最小路径代价，那么 $$d_x(y) = \min_v(c(x, v) + d_v(y))$$
- 其中 $c(x, v)$ 为 $x$ 到邻居 $v$ 的代价， $d_v(y)$ 为从邻居 $v$ 到目标 $y$ 的代价， $\min_v$ 为取所有 $x$ 的邻居取最小的 $v$
Bellman-Ford例子
- 明显的： $d_v(z) = 5$ , $d_x(z) = 3$ , $d_w(z) = 3$
- 由B-F方程得到：
  $$d_u(z) = \min(c(u,v) + d_v(z), c(u,x) + d_x(z), c(u,w) + d_w(z)) = \min(2+5, 1+3, 5+3) = 4 $$
- 那个能够达到目标 $z$ 最小代价的节点 $x$ ，就在到目标节点的下一条路径上，在转发表中使用
$D_x(y)$ 为节点 $x$ 到 $y$ 代价最小值的估计
- $x$ 节点维护距离矢量 $D_x = [D_x(y): y \in N]$
节点 $x$ ：
- 知道到所有邻居 $v$ 的代价记为 $c(x,v)$
- 收到并维护一个它邻居的距离矢量集
- 对于每个邻居， $x$ 维护 $D_v = [D_v(y): y \in N]$
核心思路：
- 每个节点都将自己的距离矢量估计值传送给邻居，定时或者DV有变化时，让对方去算
- 当 $x$ 从邻居收到DV时，自己运算，更新它自己的距离矢量
  - 采用B-F equation：
    $$D_x(y) \leftarrow \min_v{c(x,v) + D_v(y)}, \qquad \text{for every $y \in N$ } $$ 其中 $D_x(y)$ 为 $x$ 往 $y$ 的代价， $c(x,v)$ 为 $x$ 到邻居 $v$ 代价， $D_v(y)$ 为 $v$ 声称到 $y$ 的代价
- $D_x(y)$ 估计值最终收敛于实际的最小代价值 $d_x(y)$
  - 分布式、迭代算法
    - 异步式，迭代：每次本地迭代被以下事件触发：
      - 本地链路代价变化了
      - 从邻居来了DV的更新消息
    - 分布式：
      - 每个节点只是在自己的DV改变之后向邻居通告
      - 然后邻居们在有必要的时候通知他们的邻居
    - 每个节点：
      graph TD A[等待本地链路代价变化或者从邻居传送新的DV报文] B[重新计算各目标代价估计值] C[如果到任何目标的DV发生变化则通告邻居] A-->B B-->C C-->A
      
      Loading

DV的无穷计算问题

DV的特点
- 好消息传的快，坏消息传的慢
好消息的传播以每一个交换周期前进一个路由器的速度进行
- 好消息：某个路由器接入或有更短的路径（链路由断变为通，链路代价由大变小），举例：
- 坏消息的传播速度非常慢（无穷计算问题）
  - 例子：第一次交换之后，B从C处获得信息，C可以到达A（C-A，要经过B本身），但是路径是2，因此B变成3，从C处走；第二次交换，C从B处获得消息，B可以到达A，路径为3，因此，C到A从B走，代价为3；无限此之后，到A的距离变成INF，不可达

通过水平分裂(split horizon)算法减少上面所说的坏消息的环路的情况

一种对无穷计算问题的解决办法
- C知道要经过B才能到达A，所以C向B报告它到A的距离为INF；C 告诉D它到A的真实距离
- D告诉E，它到A的距离，但D告诉C它通向A的距离为INF
- 第一次交换：B通过测试发现到A的路径为INF，而C也告诉B到A的距离为INF，因此，B到A的距离为INF
- 第二次交换：C从B和D那里获知，到A的距离为INF，因此将它到A的距离为INF
- ……坏消息以一次交换一个节点的速度传播
水平分裂的问题：在某些拓扑形式下会失败（存在环路）
- 例子：
  - A,B到D的距离为2，C到D的距离为1
  - 如果C-D路径失败
  - C获知到D为INF，从A，B获知到D的距离为INF，因此C认为D不可达
  - A从C获知D的距离为INF，但从B处获知它到D的距离为2。因此A到B的距离为3，从B走
  - B也有类似的问题
  - 经过无限次之后，A和B都知道到D的距离为INF

DV完整例子：

LS 和 DV 算法的比较 2种路由选择算法都有其优缺点，而且在互联网上都有应用

消息复杂度（DV胜出）
- LS：有n节点，E条链路，发送报文O(nE)个
  - 局部的路由信息；全局传播
- DV：只和邻居交换信息
  - 全局的路由信息；局部传播
收敛时间（LS胜出）
- LS： $O(n^2)$ 算法
  - 有可能震荡
- DV：收敛较慢
  - 可能存在路由环路
  - count-to-infinity 问题
健壮性：路由器故障会发生什么（LS胜出）
- LS：
  - 节点会通告不正确的链路代价
  - 每个节点只计算自己的路由表
  - 错误信息影响较小，局部，路由较健壮
- DV：
  - DV节点可能通告对全网所有节点的不正确路径代价
    - 距离矢量
  - 每一个节点的路由表可能被其它节点使用
    - 错误可以扩散到全网

5.3 因特网中自治系统内部的路由选择（内部网关协议）

互联网中的内部网关协议有两种常见协议：RIP 和 OSPF

5.3.1 RIP

RIP(Routing Information Protocol)

在1982年发布的BSD-UNIX中实现
基于 Distance vector 算法
- 距离矢量：每条链路cost=1，# of hops (max = 15 hops) 跳数（跳数为16表示目标不可达）
- DV每隔30秒和邻居交换DV，通告(AD)
- 每个通告包括：最多25个目标子网

RIP 通告(advertisements)

DV：在邻居之间每30秒交换通告报文
- 定期，而且在改变路由的时候发送通告报文
- 在对方的请求下可以发送通告报文
每一个通告：至多AS内部的25个目标网络的DV（用于小型网，代价小，简单）
- 目标网络 + 跳数

例子：

RIP：链路失效和恢复

如果180秒没有收到通告信息-->邻居或者链路失效
- 发现经过这个邻居的路由已失效
- 新的通告报文会传递给邻居
- 邻居因此发出新的通告（如果路由变化的话）
- 链路失效快速（？）地在整网中传输
- 使用毒性逆转(poison reverse)阻止ping-pong回路（不可达的距离：跳数无限 = 16 段）

RIP进程处理

RIP以应用进程的方式实现：route-d (daemon)
通告报文通过UDP报文传送，周期性重复
网络层的协议使用了传输层的服务，以应用层实体的方式实现

5.3.2 OSPF

OSPF(Open Shortest Path First) 开放最短路径优先协议

“open”：标准可公开获得
使用LS算法
- LS分组在网络中（一个AS内部）分发
- 全局网络拓扑、代价在每一个节点中都保持
- 路由计算采用Dijkstra算法
OSPF通告信息中携带：每一个邻居路由器一个表项
通告信息会传遍AS全部（通过泛洪）
- 在IP数据报上直接传送OSPF报文（而不是通过UDP和TCP）
IS-IS路由协议：几乎和OSPF一样

OSPF“高级”特性（在RIP中的没有的）

安全：所有的OSPF报文都是经过认证的（防止恶意的攻击）
允许有多个代价相同的路径存在（在RIP协议中只有一个），可以在多条路径之上做负载均衡
对于每一个链路，对于不同的TOS有多重代价矩阵
- 例如：卫星链路代价对于尽力而为的服务代价设置比较低，对实时服务代价设置的比较高
- 支持按照不同的代价计算最优路径，如：按照时间和延迟分别计算最优路径
对单播和多播的集成支持:
- Multicast OSPF (MOSPF) 使用相同的拓扑数据库，就像在OSPF中一样
在大型网络中支持层次性OSPF

层次化的OSPF路由

2个级别的层次性：本地区域，骨干区域
- 链路状态通告仅仅在本地区域Area范围内进行
- 每一个节点拥有本地区域的拓扑信息；
  - 关于其他区域，知道去它的方向，通过区域边界路由器（最短路径）传到其他区域
区域边界路由器：“汇总（聚集）”到自己区域内网络的距离，向其它区域边界路由器通告（区域边界路由器参与多个区域的计算）
骨干路由器：仅仅在骨干区域内，运行OSPF路由
边界路由器：连接其它的AS’s
层次性的好处：每个链路状态分组仅仅在一个区域内进行泛洪

5.4 ISP之间的路由选择（外部网关协议）：BGP（边界网关协议）

平面路由

一个平面的路由
- 一个网络中的所有路由器的地位一样
- 通过LS，DV，或者其他路由算法，所有路由器都要知道其他所有路由器（子网）如何走
- 所有路由器在一个平面
平面路由的问题
- 规模巨大的网络中，路由信息的存储、传输和计算代价巨大
  - DV：距离矢量很大，且不能够收敛
  - LS：几百万个节点的LS分组的泛洪传输，存储以及最短路径算法的计算
- 管理问题：
  - 不同的网络所有者希望按照自己的方式管理网络
  - 希望对外隐藏自己网络的细节
  - 当然，还希望和其它网络互联
所以需要层次化路由！

层次路由

层次路由：将互联网分成一个个AS（路由器区域）
- 某个区域内的路由器集合，自治系统“autonomous systems”(AS)
- 一个AS用AS Number(ASN)唯一标示
- 一个ISP可能包括1个或者多个AS
路由变成了：2个层次路由：自治区域内+自治区域间
- AS内部路由：在同一个AS内路由器运行相同的路由协议
  - “intra-AS” routing protocol：内部网关协议
  - 不同的AS可能运行着不同的内部网关协议（私有）
  - 能够解决规模和管理问题
  - 如：RIP, OSPF, IGRP
  - 网关路由器：AS边缘路由器，可以连接到其他AS
- AS间运行AS间路由协议（每个自治区域只表现为一个点）
  - “inter-AS” routing protocol：外部网关协议
  - 解决AS之间的路由问题，完成AS之间的互联互通

层次路由的优点

解决了规模问题
- 内部网关协议解决：AS内部数量有限的路由器相互到达的问题，AS内部规模可控
  - 如AS节点太多，可分割AS，使得AS内部的节点数量有限
- AS之间的路由的规模问题
  - 增加一个AS，对于AS之间的路由从总体上来说，只是增加了一个节点=子网（每个AS可以用一个点来表示）
  - 对于其他AS来说只是增加了一个表项，就是这个新增的AS如何走的问题
  - 扩展性强：规模增大，性能不会减得太多
解决了管理问题
- 各个AS可以运行不同的内部网关协议（私有）
- 可以使自己网络的细节不向外透露（安全）

互联网AS间路由：BGP

BGP (Border Gateway Protocol)：自治区域间路由协议“事实上的”标准（非某机构制定，而是大家约定俗成）
- “将互联网各个AS粘在一起的胶水”
BGP 提供给每个AS以以下方法：
- eBGP：从相邻的ASes那里获得子网可达信息
- iBGP：将获得的子网可达信息传遍到AS内部的所有路由器
- 根据子网可达信息和策略来决定到达子网的“好”路径
- 注：eBGP, iBGP 连接
允许子网向互联网其他网络通告“我在这里”
基于改进后的距离矢量算法（路径矢量）
- 不仅仅是距离矢量，还包括到达各个目标网络的详细路径（AS序号的列表）能够避免简单DV算法的路由环路问题和无穷式的计算迭代

BGP基础

BGP会话：2个BGP路由器(“peers”)在一个半永久的TCP连接上交换BGP报文：
- 通告向不同目标子网前缀的“路径”（BGP是一个“路径矢量”协议）
当AS3网关路由器3a向AS2的网关路由器2c通告路径：AS3,X
- 3a参与AS内路由运算，知道本AS所有子网X信息
- 语义上：AS3向AS2承诺，它可以向子网X转发数据报
- 3a是2c关于X的下一跳(next hop)

路径的属性 & BGP路由

当通告一个子网前缀时，通告包括 BGP 属性
- prefix + attributes = “route”
2个重要的属性：
- AS-PATH：前缀的通告所经过的AS列表: AS 67 AS 17
  - 检测环路；多路径选择
  - 在向其它AS转发时，需要将自己的AS号加在路径上
- NEXT-HOP：从当前AS到下一跳AS有多个链路，在NETX-HOP属性中，告诉对方通过那个I转发。
- 其它属性：路由偏好指标，如何被插入的属性
基于策略的路由：
- 当一个网关路由器接收到了一个路由通告，使用输入策略来接受或过滤(accept/decline)
  - 过滤原因例1：不想经过某个AS，转发某些前缀的分组
  - 过滤原因例2：已经有了一条往某前缀的偏好路径
- 策略也决定了是否向它别的邻居通告收到的这个路由信息

BGP 路径通告例子：

路由器AS2.2c从AS3.3a接收到的AS3,X路由通告（通过eBGP）

基于AS2的输入策略，AS2.2c决定接收AS3,X的通告，而且通过iBGP）向AS2的所有路由器进行通告

基于AS2的策略，AS2路由器2a通过eBGP向AS1.1c路由器通告AS2,AS3,X 路由信息

路径上加上了AS2自己作为AS序列的一跳

- 网关路由器可能获取有关一个子网X的多条路径，从多个eBGP会话上： - AS1网关路由器1c从2a学习到路径：AS2,AS3,X - AS1网关路由器1c从3a处学习到路径AS3,X - 基于策略（对路径进行打分，考虑政治上、经济上等），AS1路由器1c选择了路径：AS3,X，而且通过iBGP告诉所有AS1内部的路由器

BGP报文

使用TCP协议交换BGP报文。
BGP 报文：
- OPEN：打开TCP连接，认证发送方
- UPDATE：通告新路径（或者撤销原路径）
- KEEPALIVE：在没有更新时保持连接，也用于对OPEN 请求确认NOTIFICATION：报告以前消息的错误，也用来关闭连接

关于其他自治区域的可达信息，是由内部网关运算和外部网关运算协议的结果共同决定的。首先由外部网关协议规划到目标子网的路径，然后信息传输进入各子网内部后由内部网关协议决定出入口如何走

BGP 路径选择

路由器可能获得一个网络前缀的多个路径，路由器必须进行路径的选择，路由选择可以基于：
- 本地偏好值属性：偏好策略决定
- 最短AS-PATH：AS的跳数
- 最近的NEXT-HOP路由器：热土豆路由
- 附加的判据：使用BGP标示
一个前缀对应着多种路径，采用消除规则直到留下一条路径

热土豆路由

假设2d通过iBGP获知，它可以通过2a或者2c到达X
热土豆策略（“赶紧甩掉烫手的山芋”）：选择具备最小内部区域代价的网关作为往X的出口（如：2d选择2a，即使往X可能有比较多的AS跳数）：不要操心域间的代价！

为什么内部网关协议和外部网关协议如此不同？（内部网关协议更关注性能，外部网关协议更关注策略）

策略：
- Inter-AS：管理员需要控制通信路径，谁在使用它的网络进行数据传输；
- Intra-AS：一个管理者，所以无需策略；
  - AS内部的各子网的主机尽可能地利用资源进行快速路由
规模：
- AS间路由必须考虑规模问题，以便支持全网的数据转发
- AS内部路由规模不是一个大的问题
  - 如果AS太大，可将此AS分成小的AS；规模可控
  - AS之间只不过多了一个点而已
  - 或者AS内部路由支持层次性，层次性路由节约了表空间，降低了更新的数据流量
性能：
- Intra-AS：关注性能
- Inter-AS：策略可能比性能更重要

5.5 SDN控制平面

前面关注了控制平面的传统方式，现在聚焦于SDN方式。

OpenFlow：控制器<-->交换机报文

一些关键的控制器到交换机的报文
- 特性：控制器查询交换机特性，交换机应答
- 配置：交换机查询/设置交换机的配置参数
- 修改状态：增加删除修改OpenFlow表中的流表
- packet-out：控制器可以将分组通过特定的端口发出
一些关键的交换机到控制器的报文
- 分组进入：将分组（和它的控制）传给控制器，见来自控制器的packet-out报文
- 流移除：在交换机上删除流表项
- 端口状态：通告控制器端口的变化

幸运的是，网络管理员不需要直接通过创建/发送流表来编程交换机，而是采用在控制器上的app自动运算和配置

OpenDaylight (ODL) 控制器

ODL Lithium 控制器
网络应用可以在SDN控制内或者外面
服务抽象层SAL：和内部以及外部的应用以及服务进行交互

ONOS 控制器

控制应用和控制器分离（应用app在控制器外部）
意图框架：服务的高级规范：描述什么而不是如何
相当多的重点聚焦在分布式核心上，以提高服务的可靠性，性能的可扩展性

SDN：面临的挑战

强化控制平面：可信、可靠、性能可扩展性、安全的分布式系统
- 对于失效的鲁棒性：利用为控制平面可靠分布式系统的强大理论
- 可信任，安全：从开始就进行铸造
网络、协议满足特殊任务的需求
- e.g., 实时性，超高可靠性、超高安全性
互联网络范围内的扩展性
- 而不是仅仅在一个AS的内部部署，全网部署

5.6 总结

网络层控制平面的方法
- 每个路由器控制（传统方法）
- 逻辑上集中的控制(software defined networking)
传统路由选择算法
- 在互联网上的实现：RIP, OSPF, BGP
SDN控制器
- 实际中的实现：ODL, ONOS
Internet Control Message Protocol
网络管理和SNMP协议

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