軟件定義網(wǎng)絡分布式控制信道構建協(xié)議

彭 鑫，劉志鵬，李 文，申巧巧，黃 鑫

1(湖南理工學院 信息與通信工程學院，湖南 岳陽 414000) 2(湖南理工學院 復雜工業(yè)物流系統(tǒng)智能控制與優(yōu)化湖南省重點實驗室，湖南 岳陽 414000) 3(湖南大學 嵌入式與網(wǎng)絡計算湖南省重點實驗室，長沙 410082) E-mail：peng-xin@foxmail.com

1 引 言

現(xiàn)有的互聯(lián)網(wǎng)由1969年美國國防部遠景研究規(guī)劃局提出的ARPANET(Advanced Research Project Agency Networks)[1]演化而來.互聯(lián)網(wǎng)以其TCP/IP[2]層次化結構體現(xiàn)出良好的開放性，在全世界范圍內迅速普及.但是隨著互聯(lián)網(wǎng)規(guī)模的發(fā)展，網(wǎng)絡負載不斷增加，網(wǎng)絡設備封裝的協(xié)議日益復雜，導致TCP/IP協(xié)議棧面臨諸多問題，從而增加了服務提供商優(yōu)化維護網(wǎng)絡的難度[3].而且，各廠商網(wǎng)絡設備的封閉性也讓科研人員不能在真實網(wǎng)絡環(huán)境中實時部署新的協(xié)議.

針對這一問題，學術界和工業(yè)界已經(jīng)開展對未來互聯(lián)網(wǎng)體系架構的相關研究[4]，具有代表性的有美國全球網(wǎng)絡創(chuàng)新環(huán)境 (GENI：Global Environment for Network Innovations)[5]、歐洲未來互聯(lián)網(wǎng)研究實驗(FIRE：Future Internet Research and Experimentation)[6]和中國下一代互聯(lián)網(wǎng)示范工程(CNGI：China′s Next Generation Internet)[7].在未來網(wǎng)絡體系架構研究過程中，可編程網(wǎng)絡是重要的發(fā)展方向.軟件定義網(wǎng)絡(SDN：Software Definednetwork，SDN)[8]則是可編程網(wǎng)絡的典型方案.

軟件定義網(wǎng)絡將傳統(tǒng)互聯(lián)網(wǎng)的控制任務從網(wǎng)絡節(jié)點中分離，由控制器承擔，并對網(wǎng)絡中分散的控制器進行邏輯上的集中管理，通過控制器對不同的應用實施不同的服務規(guī)則.SDN能通過網(wǎng)絡虛擬化技術與現(xiàn)有網(wǎng)絡無縫銜接，具有良好的演進能力.由于網(wǎng)絡應用的不斷發(fā)展，SDN控制器應具有較好擴展性才能滿足網(wǎng)絡服務的多樣性需求.控制器與網(wǎng)絡節(jié)點的時延和管理拓撲結構是影響控制器擴展性的重要因素[9，10].現(xiàn)有的研究工作中，控制器都使用鏈路層發(fā)現(xiàn)協(xié)議來發(fā)現(xiàn)控制信道從而形成網(wǎng)絡管理拓撲[11].但是鏈路層發(fā)現(xiàn)協(xié)議不能進行控制器的負載分配，只能實現(xiàn)網(wǎng)絡狀態(tài)的更新.而網(wǎng)絡的物理拓撲結構是控制器對網(wǎng)絡進行有效管理的重要基礎.所以，要構建能夠在控制層發(fā)現(xiàn)物理網(wǎng)絡信息并實施管理的通用平臺，其核心是控制器的控制信道構建策略[12].文獻[13]提出了一種有效的分布式控制信道構建協(xié)議SDN-RDP，協(xié)議采用異步模式進行控制信道的發(fā)現(xiàn)，形成樹形的控制拓撲，完成控制層的創(chuàng)建，但是，協(xié)議沒有考慮網(wǎng)絡鏈路的改變對創(chuàng)建過程的影響和控制拓撲的冗余度.

本文提出了一種軟件定義網(wǎng)絡控制拓撲發(fā)現(xiàn)協(xié)議.第2節(jié)給出網(wǎng)絡模型；第3節(jié)詳細闡述提出的SDN資源發(fā)現(xiàn)協(xié)議；第4節(jié)對提出的協(xié)議進行仿真分析；最后是結論.

2 網(wǎng)絡模型描述

令G(V，E)表示軟件定義網(wǎng)絡，其中E為網(wǎng)絡鏈路集合，V表示網(wǎng)絡節(jié)點集合.V包含控制器和數(shù)據(jù)節(jié)點，即V=C∪S，C={Ci|i=1，2，…}表示網(wǎng)絡控制器集合，S={si|i=1，2，…}為數(shù)據(jù)節(jié)點集合.Na表示網(wǎng)絡節(jié)點a的鄰居集.LCi=(SCi,εCi)表示由控制器Ci形成的控制層，其中SCi?S表示受控于Ci的節(jié)點集，εCi?E表示LCi的控制信道.LC={LC1，LC2，…，LCnC}表示由nC個控制器構成的網(wǎng)絡全局控制層.協(xié)議由某控制器Ci發(fā)起，在網(wǎng)絡G(V，E)的拓撲結構上，構建控制層LC.在構建控制拓撲之前，控制器Ci并不知道數(shù)據(jù)節(jié)點的分布情況，數(shù)據(jù)節(jié)點si也無法知道受哪個控制器管理，因此本協(xié)議中節(jié)點的消息只能發(fā)給自己的鄰居，而不能在網(wǎng)絡中路由.

協(xié)議執(zhí)行過程由控制器Ci在某時刻t1發(fā)起.協(xié)議在時間τ內執(zhí)行完畢，協(xié)議結果反饋時間t2滿足t1≤t2≤t1+τ.令I=(t1，t2)表示協(xié)議的運行時長.協(xié)議發(fā)現(xiàn)的網(wǎng)絡拓撲數(shù)據(jù)P(i，j)表示網(wǎng)絡存在鏈路.考慮到協(xié)議執(zhí)行過程中，可能出現(xiàn)網(wǎng)絡環(huán)境改變或節(jié)點故障等情況，協(xié)議發(fā)現(xiàn)的網(wǎng)絡拓撲數(shù)據(jù)P不能保證與當前網(wǎng)絡狀態(tài)完全一致.為此，對反饋的拓撲數(shù)據(jù)P作如下限制.令sender(·)表示協(xié)議消息的發(fā)送方，dest(·)表示接收方，st(·)表示消息發(fā)送時間，rt(·)表示接收時間，parent(·，·)表示節(jié)點的某一父節(jié)點.如果消息接收失敗，則rt(·)→∞.協(xié)議為消息的確認時間設定一個閾值假定節(jié)點i向節(jié)點j發(fā)送消息m.如果消息m的確認時間超過閾值δ，即rt(m)>δ，則認為消息發(fā)送失敗.linkable(i，j，I)表示節(jié)點i和j在時間間隔I內的可達性，如果用B表示網(wǎng)絡路徑，則linkable()可定義為：

(1)

如果協(xié)議發(fā)現(xiàn)的拓撲信息TP中存在鏈路TP(i，j)，表示在協(xié)議執(zhí)行時間內，至少有1個控制消息經(jīng)鏈路發(fā)送，且i和j之間為父子關系，即：

(2)

(3)

協(xié)議返回的網(wǎng)絡控制結構應當屬于網(wǎng)絡穩(wěn)定條件下的鏈路集合，不會向控制器返回不存在的控制鏈路，因而返回的控制結構應滿足公式(2)和公式(3).

3 控制信道發(fā)現(xiàn)協(xié)議

控制層的建立可以分為兩個階段，分別是前向階段和后向階段.在前向階段控制器公告自身存在信息，從而發(fā)現(xiàn)能夠進行控制信道創(chuàng)建過程的節(jié)點；在后向階段，創(chuàng)建控制信道的節(jié)點選擇受控制器管理的子節(jié)點，從而形成控制結構.協(xié)議總體流程圖如圖1所示.

圖1 協(xié)議流程圖Fig.1 Protocol flow chart

每個節(jié)點在本地維護的表單結構如表1所示.

表1 節(jié)點維護的表單結構Table 1 Form architecture of data nodes

協(xié)議使用的控制消息類型主要有如下幾種：

1)前向請求消息(FWReq：Forward Request Message)：控制器通過FWReq消息向網(wǎng)絡發(fā)布其存在性消息.數(shù)據(jù)節(jié)點對收到的FWReq消息進行轉發(fā).消息結構如表2所示.

2)后向響應消息(BWResp：Backward Response Message)：這類消息直接用于創(chuàng)建控制信道.節(jié)點通過BWResp消息請求成為某節(jié)點的子節(jié)點，并發(fā)送BWLeave消息告知鄰居，已受其他節(jié)點管理，消息字段如表3所示.

表2 FWReq消息字段說明Table 2 Segments of FWReq message

表3 BWResp消息字段說明Table 3 Segments of BWResp message

3)更新消息(BWUpdate)：節(jié)點通過該消息通知鄰居已發(fā)現(xiàn)離控制器更近的父節(jié)點.消息字段如表4所示.

表4 BWUpdate消息字段說明Table 4 Segments of BWUpdate message

3.1 前向階段

前向階段由控制器發(fā)起，為資源發(fā)現(xiàn)請求過程.前向階段主要有兩方面作用.首先，節(jié)點可以生成本地父節(jié)點列表L；其次，為生成以控制器為根的網(wǎng)絡控制結構提供基礎.控制器通過廣播FWReq消息，告知鄰居節(jié)點其存在信息.通常設備接入網(wǎng)絡后，可以通過交換消息發(fā)現(xiàn)相鄰節(jié)點及相關鏈路的傳輸時延.為保證協(xié)議的可靠性，每個節(jié)點可以記錄H個FWReq消息的發(fā)送方作為父節(jié)點，H的取值由控制器決定.節(jié)點廣播的FWReq消息包含控制器ID，發(fā)送節(jié)點的ID以及到控制器的時延.接收到FWReq消息后，節(jié)點首先判斷，是否為收到的第一個FWReq消息.如果為收到的第一個FWReq消息，則記錄到控制器的時延，并將發(fā)送方作為父節(jié)點；如果收到的不是第一個FWReq，當節(jié)點的父節(jié)點少于H個，消息的ParentID字段不在本地父節(jié)點列表中，且消息的Mdelay時延字段值小于或等于本地Ndelay字段值，節(jié)點才能將發(fā)送方添加到本地的Parents列表，并記錄其到控制器的時延.然后節(jié)點將自己的ID寫入消息的SenderID字段，并將消息的Mdelay字段增加當前鏈路時延后重新廣播.如果收到的數(shù)據(jù)包Parent字段就是接收節(jié)點本身則不廣播該消息，而是將發(fā)送方加入Children列表.每個節(jié)點重復執(zhí)行這一過程，直至將FWReq消息廣播到全網(wǎng).采用這種傳播機制，發(fā)送節(jié)點會收到來自下游節(jié)點的廣播包，由于每轉發(fā)一次，節(jié)點都會更新消息的父節(jié)點字段，所以通過返回的消息，節(jié)點不僅可以獲知自己的子節(jié)點，而且事實上完成對已發(fā)送消息的確認.如果節(jié)點的父節(jié)點列表已滿，或已經(jīng)接收到H個FWReq消息，則不再廣播該消息，并成為已知(State=known)節(jié)點.節(jié)點可以通過父節(jié)點到控制器的時延信息發(fā)現(xiàn)到控制器的最佳路徑，同時可以通過BWUpdate消息告知其他鄰節(jié)點，自己找到到達控制器的更好路徑.其鄰居節(jié)點收到BWUpdate消息后，也相應修正自己到控制器的時延，從而引起B(yǎng)WUpdate消息在網(wǎng)絡中的逐跳轉發(fā)，直至到達無法更新與控制器時延的節(jié)點為止.由于本協(xié)議并不要求全網(wǎng)同步，網(wǎng)絡控制器不能保證同步發(fā)起協(xié)議，如果控制器收到來自其他控制器的FWReq消息，則繼續(xù)協(xié)議的執(zhí)行.這樣可以確保網(wǎng)絡的管理任務分配到各個控制節(jié)點.協(xié)議前向階段算法步驟如下：

算法1.前向階段

1.Controller initialize and broadcast FWreq message mf；

2.For nodeni;

4.SetHops=Hopcount;

5.SetNdelay=Mdelay;

6.Else If(|Parents|

7. addSenderIDtoParents;

8.Hopcount=Hopcount+1;

9.Ndelay=Mdelay+st(mf)-rt(mj);

10.Mdelay=Ndelay;

11. setParentID=SenderID;

12. setSenderID=ni;

13. Broadcastni;

14. End If

15. If(ni=ParentID)

顧盼選的是警，槍法很準，阮小棉總是剛露個頭就被他爆掉。他最后點了支煙笑說，這兩下子都沒有，就不要當賊。

16. addSenderIDtoChildren;

17. End If

18. If(|Parents|=h||Fsenders=L),Then

19.State=known;

20. End If

21.End If

為保留網(wǎng)絡節(jié)點的鄰接信息，節(jié)點會將收到的所有FWReq消息的發(fā)送方添加到本地鄰居列表L，并在后向階段匯聚到控制器.

3.2 后向階段

算法2.后向階段

1.Leaf nodes initialize and send BWresp messagembrBWLeave messagemw;

2.For known nodeI1

4. SetI1.Parents=I1.Parents-mb.SenderID;

5.End If

6.IfParents=?

7.I1.State=isolated;

8.mb.isolated=1;

9. broadcastmb;

10.End If

12.I1.Descendent=I1.DescendentUmb.Controinfo;

13. Setmb.Controinfo=I1.Desendents;

14. Ifp1.Ndelay=min?pn∈Parents(l1)pn.Ndelay,Then

15. Sendmbtop1;

16. SendmwtoL-p1;

17. End If

18.End If

19.If ?,mfwas deadlocked,Then

20. Ift(p1,I1)+p1.Ndelay≥t(pn,ln)+pn.Ndelay+t(I1,In);Then

21. Sendmbtopn;

22. End If

23.End If

3.3 異常處理

控制結構構建過程中有兩種情況會影響協(xié)議的正常執(zhí)行，分別是轉發(fā)沖突和鏈路失效.下面對兩種情況分別進行分析.

3.3.1 轉發(fā)沖突

協(xié)議在前向階段某些節(jié)點收到FWReq消息后，可能通過同一鏈路向對方轉發(fā)該消息，這時可能導致節(jié)點處于等待來自對方響應的死鎖狀態(tài).針對這一問題，協(xié)議在后向階段進行如下判斷.對于節(jié)點i和j，可通過同一鏈路轉發(fā)或接收FWReq消息.不失一般性，令Cm,Cl∈C為控制器，pi和pj分別表示節(jié)點i和j的父節(jié)點，t(·,·)表示鏈路時延.對于節(jié)點i，如果有t(pi,Cm)+t(i,pi)≤t(pj,Cl)+t(j,pj)+t(i,j)，則表示i經(jīng)過父節(jié)點pi到達控制器Cm的時延比經(jīng)過j到達控制器Cl的時延更短，無需通過j到達控制器.如果當時節(jié)點j向i發(fā)送的FWReq消息失敗，對節(jié)點i和j之間的關系無任何影響.如果節(jié)點i發(fā)現(xiàn)t(pi,Cm)+t(i,pi)>t(pj,Cl)+t(i,j)，則意味著通過j到達控制器Cl的時延比到達Cm的時延要小.此時，i直接將j加入自己Parents列表，并繼續(xù)執(zhí)行后向階段.如果節(jié)點i發(fā)現(xiàn)t(pj,Cl)+t(j,pj)≥t(pi,Cm)+t(i,pi)+t(i,j)，說明節(jié)點j通過i到達控制器Cm的時延較小，因而在后向階段，節(jié)點i會等待來自j的加入請求；如果超時，節(jié)點i會認為j找到了更短的控制路徑，因而不會等待來自j的消息.

通過上述判定準則，節(jié)點可以發(fā)現(xiàn)經(jīng)過哪個鄰居到達控制器的時延較小.無需額外的通信過程即可避免鏈路沖突造成的死鎖.

3.3.2 鏈路失效

網(wǎng)絡節(jié)點故障或線路中斷都會造成鏈路失效的情況.鏈路失效可能導致上層節(jié)點無法接收下層節(jié)點的消息.本協(xié)議中對節(jié)點Parents字段長度的限制，實際上對網(wǎng)絡的冗余度給出了約束.對于冗余度k較小的網(wǎng)絡，鏈路失效將嚴重影響控制信道的建立.而冗余度k較大的網(wǎng)絡，則對鏈路失效表現(xiàn)出更好的健壯性.為避免這種情況，節(jié)點收到來自子節(jié)點第一個響應消息后便激活一個計時器，計時器到期后便繼續(xù)向上層節(jié)點匯聚網(wǎng)絡控制結構信息，而不會無限制等待失效鏈路的消息.計時器的時長需要合理選擇，等待時間過短可能來不及匯總全部子節(jié)點的消息，時間過長又影響協(xié)議的收斂時間.令二元組P(j，i)表示節(jié)點j的第i個父節(jié)點，并且到控制器的跳數(shù)為HopsP(j，i).則j經(jīng)過P(j，i)到達控制器的跳數(shù)為HopsP(j，i)+1.maxh表示控制器與最遠節(jié)點的跳數(shù)，maxt表示與最遠節(jié)點的時延.maxh和maxt可以由控制器通過FWreq消息的Maxdist和Mdelay字段確定.則計時器時長

(4)

如果失效的鏈路過多，節(jié)點無法向父節(jié)點反饋消息，則進入isolated狀態(tài).進入isolated狀態(tài)的父節(jié)點向鄰居廣播將BWresp消息的Isolated字段置1并向鄰居廣播，收到該消息的鄰居會將進入isolated模式的節(jié)點從自己的Parents列表中刪除.如果節(jié)點i是j的父節(jié)點.當i進入isolated狀態(tài)，j將i從其Parents列表中刪除，如果刪除后Parents列表為空，則j也進入isolated模式.

4 協(xié)議分析

對于協(xié)議的正確性，本文要求協(xié)議返回的控制拓撲結構不能包含任何不存在的通信鏈路和故障節(jié)點，即返回的控制結構所包含的鏈路在協(xié)議執(zhí)行周期內，均保證至少有一個消息通過.據(jù)此要求，給出如下定理：

定理1.協(xié)議返回的網(wǎng)絡控制拓撲結構滿足公式(2)和公式(3)的要求.

證明：利用反證法.首先考慮節(jié)點處于非isolated模式.如果網(wǎng)絡物理狀態(tài)穩(wěn)定，節(jié)點鏈路要么存在(連通)，要么不存在(中斷).本協(xié)議的前向和后向過程通過FWreq消息和BWresp消息建立節(jié)點間的父子關系和控制結構，確保所有節(jié)點對控制器來說都是可達的.如果不滿足公式(2)，就表示存在穩(wěn)定鏈路且為父子關系的不包含在拓撲信息中，根據(jù)公式(3)可知，節(jié)點i和j是不可達的或不是父子節(jié)點關系，顯然矛盾.

當節(jié)點處于isolated狀態(tài).如果鏈路穩(wěn)定，且i為控制器可達，則i可以收到j的消息.當j的父節(jié)點失去響應，進入isolated模式，則j通過鏈路將拓撲信息擴散給i，而i是控制器可達的，并成為j的父節(jié)點，所以j也可達.TP(i，j)仍然是控制拓撲的一部分，符合公式(2)要求.證畢.

5 仿真實驗

本節(jié)通過OMNET++*www.omnetpp.org對提出的協(xié)議進行仿真分析，并與文獻[13]協(xié)議進行了對比.在15*15km的區(qū)域內隨機生成不同規(guī)模的網(wǎng)絡.網(wǎng)絡鏈路容量為100-1000 Mbps.

首先使用4個控制器的個數(shù)，在50到400個節(jié)點規(guī)模的網(wǎng)絡上，選擇不同的連通度水平，比較節(jié)點平均消息個數(shù)，結果如圖2所示.從圖中不難看出，在連通度不變的情況下，網(wǎng)絡規(guī)模越大平均每個節(jié)點處理的控制消息數(shù)量也基本保持不變，當連通度增加時，節(jié)點消息開銷顯著增加.這是由于當連通度一定時，前向階段的節(jié)點發(fā)現(xiàn)過程消息開銷主要取決于鄰節(jié)點數(shù)目，也就是由連通度決定.在后向階段，節(jié)點選擇父節(jié)點，并告知鄰節(jié)點自身的選擇消息，該過程同樣受連通度的制約.圖3顯示在相同條件下協(xié)議的計算時間開銷.從圖中不難看出，隨著網(wǎng)絡連通度的增加，協(xié)議的時間開銷有逐漸降低的趨勢.此外，網(wǎng)絡規(guī)模越大，協(xié)議的時間開銷也越大.這是因為協(xié)議產(chǎn)生的控制結構以控制器為根，當網(wǎng)絡中連通度水平增加時，網(wǎng)絡平均路徑長度在減小，協(xié)議消息可以快速收斂于控制器，從而縮短協(xié)議的執(zhí)行時延.而當網(wǎng)絡規(guī)模增大時，雖然平均每個節(jié)點處理的控制消息個數(shù)相同，但是由于網(wǎng)絡規(guī)模擴大，消息路徑增加，協(xié)議總的時間開銷也會增大.

圖2 不同網(wǎng)絡規(guī)模條件下的平均消息開銷Fig.2 Messageoverheadinvariousnetworkscale圖3 不同網(wǎng)絡規(guī)模條件下的協(xié)議時間開銷Fig.3 Timeoverheadinvariousnetworkscale

在200個節(jié)點規(guī)模條件下，改變網(wǎng)絡的連通度水平，比較了協(xié)議在不同控制器個數(shù)下的消息和時間開銷.軟件定義網(wǎng)絡控制器通常是一對多的控制形式，為了確保網(wǎng)絡配置的實時性，往往根據(jù)網(wǎng)絡規(guī)模選擇不同的控制器個數(shù)，所以，本實驗分別使用1到6個控制器，進行性能對比.圖4顯示在網(wǎng)絡規(guī)模和連通度水平不變的情況下，隨著控制器個數(shù)增加，節(jié)點的平均消息開銷保持一致.當連通度增加時，節(jié)點的平均消息開銷則相應增加.這是由于在前向階段和后向階段協(xié)議的處理機制均受鄰節(jié)點的影響，連通度增加時處理的消息個數(shù)也相應增加.圖5顯示相同條件下的協(xié)議時間開銷.從圖中不難看出，隨著控制器的增多協(xié)議的時間開銷有降低的趨勢，但是當連通度降低時，時間開銷相應增大.因為當控制器增多時，節(jié)點可以選擇距離較近的控制加入，降低了時延，而當連通度降低，雖然節(jié)點的平均消息開銷降低，但是消息向控制器的收斂速度變慢，所以協(xié)議時間開銷也相應增大.

圖4 不同控制器個數(shù)條件下的平均開銷Fig.4 Messageoverheadindifferentcontrollernumber圖5 不同控制器條件下的協(xié)議時間開銷Fig.5 Timeoverheadindifferentcontrollernumber

為評價協(xié)議在鏈路出現(xiàn)故障條件下的性能，在400個節(jié)點的網(wǎng)絡中，確定連通度，在不同的鏈路中斷概率條件下與SDN-RDP協(xié)議對比了控制拓撲的平均節(jié)點距離，結果如圖6議的平均節(jié)點距離均增加，但是本文協(xié)議表現(xiàn)要優(yōu)于SDN-RDP協(xié)議.這是由于隨著節(jié)點故障率的增加，協(xié)議只能尋求次優(yōu)路徑作為控制信道，因而導致控制拓撲平均距離的增大，當鏈路出現(xiàn)中斷時，本文協(xié)議會改變節(jié)點狀態(tài)，并將狀態(tài)信息向子節(jié)點反饋，使其尋找更佳控制信道，而SDN-RDP協(xié)議在鏈路中斷條件下，由當前結點繼續(xù)發(fā)現(xiàn)次優(yōu)控制信道.

圖6 在不同鏈路中斷率條件下的協(xié)議性能對比Fig.6 Average path length in various link terminate rate

6 結 論

本文提出了一種軟件定義網(wǎng)絡分布式控制拓撲構造協(xié)議.控制拓撲的構建分為兩個階段，首先由控制器發(fā)起網(wǎng)絡拓撲發(fā)現(xiàn)過程，并將節(jié)點的時延和鄰接關系保存在本地節(jié)點中，然后，從葉子節(jié)點開始，根據(jù)發(fā)現(xiàn)的局部網(wǎng)絡拓撲創(chuàng)建以控制器為根，具有最小延遲的樹形控制拓撲，進而形成控制層.協(xié)議采用異步工作方式，無需進行網(wǎng)絡全局初始化，也無需全局網(wǎng)絡信息.此外，考慮到協(xié)議執(zhí)行過程中的鏈路故障問題，協(xié)議采用了故障處理機制，盡量保證控制拓撲的完整性.仿真結果顯示，提出的協(xié)議能夠有效地完成軟件定義網(wǎng)絡的控制拓撲創(chuàng)建過程.

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