隧道传输网络的一体化路由模型分析范文

1相关研究

隧道传输技术被广泛应用于各种新型互联网模型中，如面向下一代IPv6互联网过渡的隧道传输网络模型、面向互联网路由可扩展问题的标识空间分离网络模型、虚拟网络模型等等．文献［3，7］是IETF工作组提出的软线式网状架构：Softwire，它利用地址映射解决IPv4与IPv6之间的过渡问题，IPv4报文封装在IPv6报文里传输．每个IPv4／IPv6网关AFBR（AddressFamilyBorderRouter）存储全网的映射信息，映射信息通过扩展的BGP协议［8］进行通告．源端系统将IPv4报文发送到所属的AFBR进行封装，并经IPv6网络发送到目的端AFBR，由AFBR进行解封装，将载荷（原始的IPv4报文）还原出来，根据其目的IPv4地址继续向目的端转发．Softwire技术实现了面向大规模IPv4／IPv6过渡的无状态自动隧道技术，通过扩展互联网核心协议MP－BGP［8］，提供了跨越IPv4／IPv6异构网络的路由寻址方法．文献［9］还基于IPv6隧道实现了现有IPv4NAT终端用户的IPv6地址分配及用户到IPv6网络的访问．隧道传输技术也用于解决互联网可扩展路由问题，主要实施在地址空间分离解决方案中．该方案将用户位置标识和路由标识分离，基于隧道技术完成端到端数据包在核心网的传输．通常，称用户位置标识为“边缘网地址”，用户路由标识为“核心网地址”，代表技术有LISP［4］、APT［5］等．LISP协议将Internet地址分离为终点标识符（EID）和路由定位符（RLOC），通过隧道封装及地址映射的方式将核心网络和边缘网络分离来实现位置分离．为了完成从EID到RLOC的标识映射，LISP利用LISP＋ALT通过层叠网来完成映射服务［10］．

LISP＋ALT使用树形结构提供映射服务，叶子节点存储实际的映射信息，通过BGP和GRE隧道建立了一个可完成数据探针包、映射请求包和映射应答包传递的逻辑拓扑．文献［5］提出了一种能真正在互联网部署的地址空间分离模型APT（APracticalTunnelingArchitecture）．该技术的信息传递是通过将不可被全局路由的地址封装在可全局路由的地址中，由入口隧道路由器进行封装，出口隧道路由器进行解封装来实现的．APT定义了默认映射器DM来存储全部映射信息，APT模型的映射信息获取是一种PULL／PUSH混合模式，DM之间通过DM－BGP交换映射信息，边缘路由器通过cache存储映射信息．然而，cache的维护非常麻烦，易受攻击，默认映射器DM也需要很高的性能来支持报文快速转发和映射关系的交互及维护工作．隧道技术还广泛应用于各种虚拟网络技术中．文献［11］设计了VegaNet（VirtualGigabitNetwork），它是一种为网络研究提供真实实验环境以及对核心网络进行模拟分析的高性能虚拟网络．VegaNet中各种功能特性的实现基础，就是异构网络间的隧道封装技术．多宿主（Multihoming）技术是当前各机构或终端设备接入互联网的常用方法，文献［12］对现有的多宿主连接方法进行了分类与比较，总结了其在网络可靠性、负载均衡等方面的重要意义，学者还通过数学方法分析出最有效的多径部署方法［13］．Shim6工作组提出了基于IPv6的站点Multi－homing的解决方案［14－15］．它能够使得Multi－homing主机使用的IP在一个IP地址前缀的集合中切换，而不影响传输层和应用层．Shim6架构不仅支持站点的多宿主连接，还通过身份／位置分离技术解决了互联网路由可扩展问题．多径连接环境下，移动终端所面临的传输问题广为学者关注，文献［16］通过对发送端分组调度来提高多径传输效率，文献［17］希望基于位置ID和节点ID的概念来解决复杂环境下的多径通信问题．RFC6182［18］针对互联网主要的传输层协议TCP，设计多径传输架构来提高用户网络体验．LISA－Recovery［19］针对站点多宿主环境，根据路径状态监测，控制数据在多个传输路径间的选择和切换，提高了网络容错能力．此外，多宿主路由控制技术也在商业设备中应用多年，但是路径切换功能却存在导致路由振荡的可能，Liu等人［20］针对此问题提出了用户最优路由来规避路由振荡并提高路由性能．当前互联网几种典型的路由协议都有各自的路由度量方法．RIP［21］协议是一种经典路由协议，它工作简单，常被应用于小型域内路由体系中．RIP协议以路由跳数为路由度量参数．

OSPF［22］是目前应用最广泛的域内路由协议，它根据SPF算法进行路径选择．OSPF协议以链路cost值作为其路由度量参数．然而，链路cost值是一个抽象的度量参数，管理员可根据具体情况确定不同的设定依据，如链路带宽、链路距离、链路可靠性等等．BGP协议［23］是互联网普遍使用的唯一的域间路由协议，它利用多个BGP属性完成路由决策和控制，其中BGP属性包括路由信息来源（Origin）、AS路径（AutonomousSystemPath）、下一跳IP地址（Next－hop）等等．现有路由体系及其路由度量方法，只为单一标识网络服务，并不面向隧道传输这种异构网络提供一体化度量方法及一体化路由机制．上述各种隧道传输网络及路由体系的研究分析，表明当前的隧道传输模型存在着一些共性问题：隧道传输涉及的异构网络度量信息不关联，在状态变化时的互不感知，无法提供端到端传输的快速收敛；大部分模型不支持多宿主异构网络连接，无法提供灵活、可靠的异构网络连接；不支持跨异构网络的一体化路由传输体系，无法实现跨异构网络的最优传输路径决策机制．

2隧道传输网络的路由分析

首先给出隧道传输网络的主要符号定义．除了前文已定义的支撑网络SNET和边缘网络ENET，定义支撑网节点标识为S＿ID，边缘网节点标识为E＿ID．另外，定义边缘网和支撑网的路由连接设备为异构网关H＿GW（HeterogeneousGateWay）．隧道传输的基本过程如图2所示．源端系统发出原始报文，经边缘网到达源端异构网关；源端异构网络根据原始报文的边缘网目的标识查询对应的支撑网标识，并将报文封装发送至目的端异构网关．目的端异构网关解封装得到原始报文，并根据目的端边缘网路由发送到最终的目的端系统．隧道传输总是与标识映射密切关联，传统标识映射关系中，某个边缘网络标识只会被1个支撑网络标识所代表．本文提出的多宿主连接结构，1个边缘网络标识将对应1个或多个支撑网络标识．标识映射关系也可理解为一种代表关系，即1个边缘网络标识被1个或多个支撑网络标识所代表．如图3所示，边缘网通过多个通道接入支撑网络（多宿主连接），这将提高边缘网到支撑网的连通可靠性及连接带宽．此时，跨异构网络的端到端传输路径也变得多样化，图3中主机H1到H2的通信有多种可能的传输路径．由于主机到末端路由器ER（EndRouter）的一跳传输路径是确定的，所以本文只分析路由设备间的传输路径．H1到H2有4条传输路径：｛ER1，H＿GW1，H＿GW3，ER2｝，｛ER1，H＿GW1，H＿GW4，ER2｝，｛ER1，H＿GW2，H＿GW3，ER2｝，｛ER1，H＿GW2，H＿GW4，ER2｝．所以，需要为异构网络传输寻找最为合适的传输路径．同时，由于多条传输路径的存在，应该支持网络状态变化时的异构网络传输路径的快速切换．当然，异构网络一体化路由的前提是各个异构网络的路由度量能相互传递并实现一体化评价，即统一异构网络的路由度量所以，多宿主连接环境下隧道传输网络的一体化路由模型面临3个主要问题：（1）如何统一隧道传输网络中不同路由体系的度量标准，并实现路由度量在异构网络间的传递；（2）基于统一的路由度量，如何实现跨异构网络的端到端一体化最优路径决策；（3）面向一体化路由模型的异构网关设备设计．本文工作正是围绕上述问题展开．

3一体化路由模型

令图3中末端路由器ER1～2的所辖边缘网标识段为E＿ID1～2，H1和H2主机标识分别属于标识段E＿ID1和E＿ID2，异构网关H＿GW1～4的支撑网标识分别为S＿ID1～4．隧道传输网络中，异构网络都有各自的路由体系，并根据不同的网络状态设置路由度量．然而，跨异构网络的一体化路由必须将不同的路由度量相互关联，本文通过参考度量实现这一目标．定义1．参考度量．针对异构网络中不同路由体系路由优劣的统一数值化表示，记作RM（Refer－encedMetric）．参考度量可以表示跨异构网络路径的优劣．假设异构网络中有两条传输路径PATH1和PATH2，它们对应的参考度量分别为RM1和RM2，若RM1＜RM2，则称PATH1优于PATH2．同时，将传统路由度量定义为CM（ConventionalMetric）．考虑对现有网络的兼容性，参考度量只是用作传统路由度量在异构网络传递的载体，单个网络中的路由方法仍然按照各自的传统路由度量实施．所以，一体化路由模型需要实现参考度量与传统度量的互转，以及参考度量的传递．定义2．

标识映射．定义标识映射为边缘网标识E＿ID到支撑网标识S＿ID的映射，表示为〈E＿ID，S＿ID，RM〉．映射项中的参考度量RM是专门为异构网络一体化路由而设计的，现有隧道网络中的映射项并无此参数．由于边缘网以多宿主方式接入支撑网，一个边缘网标识可能对应多个支撑网标识，并有各自的参考度量．标识映射的产生、存储及传播过程都与参考度量密切关联．异构网关生成新的标识映射时，将异构网关到边缘网标识的路由度量转换为参考度量，存储于标识映射中．标识映射携带参考度量在支撑网络中传播，但最终会将参考度量转换成传统度量，为路由决策提供依据．图4描述了3个转换函数的使用方法以及它们之间的关系．其中，网络状态参数以及标识映射／引入策略的配置与一体化路由模型的具体实施密切相关．本文后续描述中，度量转换主要根据传统路由度量完成，以最直接的路由跳数作为传统路由度量的唯一参数，并与参考度量实施等值转换．度量转换、参考度量存储及参考度量传递等事件，都是在隧道传输网络标识映射的生成和传递过程中发生．以图3中ER1所辖标识段E＿ID1为例，分析其映射项及路由度量在异构网络中的传播过程．假设双向路由度量等值，即网络中任意一条路径的往、返路由度量总是相等．主要步骤如下．

4性能分析

便于分析，有表2所示符号定义．

4.1映射项存储多宿主连接环境中，一个边缘网通过多个异构网关接入支撑网，每个异构网关都会针对所辖边缘互联网路由设备中，路由引擎通过路由协议学习各种路由信息，并针对每个目的前缀选择一条最优路由存储到数据转发层．由于报文高速处理时主要在数据层完成，数据层的表项容量直接影响着转发速度以及昂贵的硬件资源，现有研究主要关注数据转发层的表项存储．面对多宿主连接网络，异构网关可能会学习到针对同一边缘网前缀的多个标识映射项，但只会选择一条参考度量最优的映射项存储于数据转发层．而且，异构网关的数据层无需存储自身产生的映射项．

4.2路由存储支撑网络中的普通路由器（非异构网关），只需实施普通的支撑网路由转发，不关心边缘网的多宿主连接，这些路由器的控制层路由项和数据层转发项也不受影响．单点连接环境中，每个边缘网路由器只需存储所在边缘网的路由，对于目的端在其他边缘网报文，可简单通过默认路由到达异构网关．所以，边缘网ENETk中路由器的路由表容量为（Rk＋1），数据层的转发项数量也为（Rk＋1）．取平均值分析，则边缘网路由器控制层路由表容量REs和数据层转发项数量FEs满足式（5）．

4.3隧道连接带宽及可靠性边缘网单点连接环境中，每个边缘网到支撑网的连接带宽为Ba．而且，单点连接还导致隧道传输的可靠性较低，对于任意两个不同边缘网的端系统间的隧道传输路径数量都为1．

4.4综合分析两种模型的性能分析比较如表3所述．与现有IRM模型相比，URM模型对支撑网普通路由设备没有任何影响．然而，它会使异构网关存储更多的地址映射信息，以及边缘网路由设备存储更多的路由项／转发项．针对同一目的前缀的多个映射项或路由项的合并存储，可确保两种模型的表项存储链接结构完全一致，这也使得路由系统控制层计算复杂度基本一样．作者的前期工作还针对异构网关映射项存储进行了优化研究［24］．当然，URM模型带来的优势非常明显，在实现端到端一体化最优路由选择的同时，增加了隧道传输可选路径数量，提高了隧道传输的可靠性．

5异构网关设计

4over6过渡技术，是典型的隧道传输网络应用，已在我国CERNET2网络中的百所高校部署．本文以4over6为例，研究多宿主连接隧道网络中异构网关的功能设计，称该设备为“过渡网关”，该设计也可为其他类型的隧道网络提供参考．4over6网络中的映射信息描述为〈PFX4，ADDR6，RM〉，分别对应了IPv4前缀、IPv6地址和参考度量．过渡网关基于IPv4／v6双栈路由器设计，支持多宿主连接环境的一体化路由机制及报文转发．过渡网关主要涉及图6所示的3个功能层次．图6面向4over6隧道的异构网关功能结构（1）路由协议及配置层IPv4路由协议功能模块没有任何变化，完成IPv4路由的学习及．IPv6路由协议中，根据RFC2858［8］进行BGP协议的扩展，实现“IPv4地址前缀IPv6地址”映射信息的及学习．而且，针对一体化路由模型，每条映射信息的都需配置相应的参考度量值．扩展BGP协议向外的地址映射信息，由下层的地址映射管理模块生成．相应的，过渡网关通过BGP协议学习获得的地址映射信息，也通告地址映射管理模块完成后续处理．此外，地址映射配置模块用于实现管理员对地址映射信息的静态配置，如有需要可根据网络运营需要直接配置指定映射信息的参考度量．（2）路由管理及地址映射管理层该层为了实现4over6隧道传输，在现有双栈路由管理基础上引入了地址映射管理模块，包括如下子模块．映射表维护．实现映射信息的增加和删除．一方面，从IPv4路由管理获得本边缘网的IPv4前缀，它们都与过渡网关的IPv6地址对应，产生本地映射信息“IPv4地址前缀IPv6地址”．

该映射信息将通过BGP协议向外．度量转换．根据前文所述的度量转换函数F1～3进行实施．当本地产生映射信息时，将IPv4路由度量转换为参考度量（即F1），该度量随地址映射向外．当从上层BGP学得远端地址映射信息〈PFX4，ADDR6，RM〉时，根据ADDR6查询本地IPv6路由表，获得对应的IPv6路由度量，并将该传统度量转换为参考度量RM′（即F2）．最后，该映射项对应的参考度量为（RM＋RM′）．IPv4路由转换．过渡网关通过BGP协议从远端学得映射信息后，根据映射信息中的IPv4前缀生成IPv4路由通告给IPv4路由管理．需要强调，过渡网关可能学到多条针对同一IPv4前缀的映射项，过渡网关只会生成一条IPv4路由，并选择最优的参考度量转换为IPv4传统度量（即F3），随IPv4路由项向边缘网．IPv4／IPv6路由及度量监测．监测IPv4路由表项的增删，并对本地产生的地址映射项实施增删．如果IPv4路由度量发生变化，也需更新地址映射项的参考度量并向外．另外，对于学习到的远端映射项，需要监测映射项IPv6地址对应IPv6路由项的路由度量，它们的变化将导致映射项参考度量的重新计算．（3）数据转发层IPv4转发引擎．IPv4／IPv6地址映射信息将与IPv4转发表融合存储，即某个转发项可能用于传统IPv4转发，也可能用于IPv6隧道封装．针对同一IPv4前缀的多条映射项，只会选择参考度量最优的映射项存储，同时存储映射项的IPv6地址用于报文封装．对于接收的IPv4报文，取其目的IP地址进行IPv4最长前缀匹配．匹配结果可能是普通IPv4转发，也可能是IPv6封装处理．IPv6转发引擎．除了传统的IPv6转发，还需对目的IPv6地址为本机的封装报文提交至“封装／解封装”模块实施解封装处理．封装／解封装处理．对于IPv4转发引擎转交而来的报文，根据匹配结果进行“IPv4inIPv6”封装，并交至IPv6转发引擎实施IPv6转发．对于IPv6转发引擎转交而来的报文，进行解封装并交至IPv4转发引擎实施IPv4转发．

6实验分析

首先分析URM一体化路由模型的端到端路由选择能力．实验针对的目标网络如图7所示，两个边缘网络ENET1和ENET2分别通过i个异构网关接入支撑网络，令URM及IRM两种路由模型都基于路由跳数最短进行路由选择．实验中，随机生成末端路由器ER1～2到各自边缘网不同异构网关的路由跳数，并随机生成ENET1任一异构网关到ENET2每个异构网关的支撑网路由跳数，假设上述每段路径的路由跳数取值范围为1～10．实验针对单个边缘网异构网关数量i的不同取值进行，实验结果如图所示．当i＝1时，即各边缘网都是单点连接支撑网络，此时URM与IRM的路由选择完全一样，并无优势．但当i＝2时，URM模型明显优于IRM模型，多数情况下URM选择的路由跳数会优于IRM模型．当i＝3或4时，URM模型的优势更为明显．本文基于Bit－EngineNetwire4600系列过渡设备，按照第6节完成了异构网关的原型系统设计，它可支持IPv4／IPv6异构网络的一体化路由．首先对异构网关的隧道转发性能进行测试．将IXIA测试仪的两个千兆接口分别连接异构网关的两个千兆接口，分别测试普通IPv4报文转发性能及4over6封装转发性能．实验针对不同大小报文进行转发性能测试，最小报文为64字节，最大报文为1478字节（由于4over6封装需增加40字节的IPv6头部），实验结果如图9所示．对于普通IPv4报文转发，64字节报文转发能力将近900Mbps，长度超过200字节的报文都能达到千兆线速转发．

对于4over6转发，64字节报文转发性能为520Mbps，随着报文长度增加转发性能提升，长度超过700字节的报文转发性能稳定在900Mbps左右．由于4over6转发过程中，异构网关会增加40字节的IPv6头，而实验中转发性能统计是针对入接口IPv4流量进行，所以可认为4over6转发也基本达到了线速处理．利用IXIA测试仪，实施异构网关的报文转发时延测试，实验结果如图10所示．URM模型中4over6处理的设备转发时延，相对于普通4over6转发模型相差无几．这是因为URM模型在异构网关的数据处理过程，相对于普通4over6转发，没有增加任何额外处理步骤．利用异构网关搭建隧道传输网络，测试URM模型的整体路由收敛能力，网络拓扑如图11所示．其中，R2、R3、R6、R9是根据本文思想设计的异构网关，其他路由器为普通的IPv4路由器或IPv6路由器．为了描述方便，定义图11下部路径（R1－R2－R3－R4－R5）为PATH1，上部路径（R1－R9－R8－R7－R6－R5）为PATH2．两端是IPv4边缘网，分别运行各自的OSPFv2路由协议，各条链路cost值全部设置为1，异构网关将边缘网路径cost值设为参考度量随IPv4－IPv6地址映射信息传递．中间是IPv6支撑网，运行OSPFv3协议，也将链路cost值设置为1．另外，支撑网中R2－R3、R9－R6间建立iBGP连接，运行扩展的iBGP路由协议．上述机制使得整个隧道传输网络将以物理跳数作为基本度量，选择端到端最优转发路径．通过主机H1和H2之间的端到端通信，测试异构网络隧道传输体系的一体化路由机制．为了突出实验效果，实验中在R6－R7－R8－R9路径上注入100Mbps的背景流量．实验1．利用hrPING（一个高精度的PING工具）测试H1到H2的RTT值，以及网络状态变化对RTT的影响．待各路由协议稳定运行后，开始测试RTT值，第30秒断开链路link1，第60秒link1恢复正常连接．实验结果如图12（a）所示．网络初始稳定时，hrPING显示转发跳数为5跳且RTT为图12（a）第1段连线，此时传输路径为PATH1．

当第30秒link1断开后，图12（a）显示发生了明显的丢包，之后其RTT值有了明显的增加且hrPING显示转发跳数为6跳，显然传输路径切换为PATH2．第60秒恢复link1连接后，从图12（a）可以看出传输路径在第170多秒才开始切换回PATH1传输路径，这是因为端到端传输路径经历了两次OSPFv2收敛（中间支撑网的OSPFv3并不受影响）及一次BGP收敛．实验2．利用Iperf工具测试H1到H2的TCP传输带宽．实验过程的网络状态变化和实验1相同，实验结果为图12（b）．TCP带宽也在第30秒后出现短暂几秒的0值，之后因为路径切换导致带宽较低并在第170多秒恢复高带宽传输．为了更清楚地分析网络状态变化对单向传输路径的变化影响，继续利用Iperf工具测试H1和H2间的单向UDP传输带宽．实验3．基于链路link1的断连及恢复过程，分析H1→H2的单向传输路径及UDP带宽，实验过程和实验1相同，实验结果为图12（c）．可以看出，H1→H2的单向UDP带宽的变化，和实验1、实验2基本类似．然而，接下来的实验4却有与前3次实验不一样的结果．实验4．基于链路link2的断连及恢复，分析H2→H1（注意实验4与前3次实验的数据传输方向不同）的单向传输路径及带宽．实验过程和实验1类似，只是将针对链路link1的操作，替换为针对链路link2的操作．实验结果为图12（d），与前3次实验不同的是，link2断连并恢复正常后导致的路径切换发生在第120多秒，而不是前3次实验的第170多秒．分析可以发现，link2的状态变化在H2→H1的单向传输路径中，只会对H2所属的IPv4边缘网选路产生影响．也就是说，link2恢复连接时，只需经过一次OSPFv2收敛即可促成H2→H1的单向传输路径切换。继续分析异构网关及边缘网路由系统的存储代价．在R4中配置不同数量的IPv4静态路由，并重定向至边缘网OSPF协议中，这些路由将转化为映射项或路由项在全网传播．IRM模型实验拓扑如图13所示，两个边缘网分别只配置一个异构网关：R6和R9．URM模型的实验仍在图11拓扑中完成．分析异构网关R9和边缘网R1路由器的控制层存储和数据层硬件转发存储差异，如图14所示．针对同一IPv4前缀，URM模型下的异构网关R9要存储2份去往不同异构网关的的映射信息．但通过同一IPv4前缀映射信息合并存储，URM模型较IRM模型会耗用略多的控制层内存，如图14（a）．对于数据层核心转发资源三元内容可寻址存储器TCAM（TernaryContentAddressableMemory），总是以72bits为一个单元分配使用．两种模型下异构网关对TCAM资源的耗用没有差异，如图14（b），都只存储最好的一条转发项．此外，边缘网路由器R1在URM模型中要耗用更多的控制层和数据层存储资源，如图14（c）和图14（d）．IRM模型因为只有一个异构网关，边缘网可通过一条默认路由／转发项实现到边缘网外部的访问．然而，URM模型要针对每个外部目的前缀明确指定异构网关，这也是多出口网络模型必须面对的存储代价．综合上述实验及分析，证明本文提出的异构网络一体化路由模型能与现有OSPF、BGP等路由协议友好兼容，并具有良好的异构网络端到端一体化路由收敛能力，完全符合路由协议收敛原理．而且，一体化路由模型在控制层和数据层的计算复杂度都基本没有增加．它的主要代价包括边缘网路由系统控制层／数据层的存储有较明显的增加、异构网关的控制层存储略有增加．

7总结

现有隧道传输机制只考虑基本的单点可连通性，没能对端到端跨越异构网络的传输路径进行一体化考虑，是一种分段实施路由选择的孤立路由模型．本文针对边缘网到支撑网的多宿主连接环境，提出了一种跨异构网络的一体化路由模型———URM．URM模型通过参考度量对异构网络的路由优劣进行统一描述，并设计了参考度量与传统度量的转换方法，从而实现隧道传输网络的端到端一体化路由选择机制．URM模型实施简单，通过BGP扩展协议实现参考度量的传递，最终的一体化路由机制也是透明地通过现有路由体系完成．URM模型的实施只需对异构网关进行简单改造即可完成，影响范围较小．论文对URM／IRM两种模型的路由性能进行了分析比较．相对现有IRM模型，URM模型会使异构网关存储更多的地址映射项，边缘网路由设备存储更多的路由项／转发项，但对支撑网普通路由设备没有任何影响，作者的相关工作还针对这些问题进行了优化研究［24］．然而，URM模型带来的优势却非常明显，在实现端到端一体化最优路由选择的同时，增加了隧道传输路径数量并提高了隧道传输的可靠性．实验验证了在边缘网到支撑网的多宿主连接环境中，URM相对于IRM能选择出更好的跨异构网络端到端传输路径．此外，本文基于Bit－EngineNetwire4600过渡设备设计了异构网关原型系统，并对异构网关进行了隧道传输的性能测试，验证了该设备较高的数据转发带宽．继而，基于异构网关原型系统，完成了真实设备组网实验．实验再次验证了URM模型的一体化路由机制对端到端最优路径的选择能力．并且，还验证了URM模型在网络状态变化情况下的跨异构网络一体化路由收敛能力．本文工作可给未来隧道传输网络的研究及实施提供参考。

作者：陈文龙肖融徐明伟徐恪单位：都师范大学信息工程学院北京师范大学信息科学与技术学院清华大学计算机科学与技术系