具有确定性主机学习以及本地化集成的路由和桥接的主机路由覆盖

摘要

用于在网络计算环境中改进路由操作的系统、方法和装置。该系统包括虚拟客户边缘路由器以及包括多个主机虚拟机的主机路由覆盖。该系统包括从虚拟客户边缘路由器到多个叶节点中的一个或多个的路由上行链路。该系统使得虚拟客户边缘路由器被配置成为主机路由覆盖的多个主机虚拟机提供本地化集成的路由和桥接(IRB)服务。

说明书

相关申请的交叉引用

本申请要求于2018年8月23日提交的序列号为62/722,003、名称为“数据库系统方法和装置(DATABASE SYSTEMS METHODS AND DEVICES)”的美国临时专利申请的优先权，该临时专利申请通过引用整体并入本文，包括但不限于在下文中具体出现的那些部分，除以下情况外通过引用并入：在上述所引用的申请的任何部分与本申请不一致的情况下，本申请替代上述所引用的申请。

技术领域

本公开涉及计算网络，并且特别地，涉及网络路由协议。

背景技术

网络计算是使多个计算机或节点一起工作并通过网络彼此通信的一种方式。存在广域网(WAN)和局域网(LAN)。广域网和局域网两者都允许计算机之间的互连。局域网通常用于较小的、更本地化的网络，这些网络可用于家庭、企业、学校等的。广域网覆盖较大的区域，诸如城市，甚至可以允许不同国家的计算机连接。局域网通常比广域网更快、更安全，但是广域网能够实现广泛的连接。局域网通常由部署它们的组织在内部拥有、控制和管理，而广域网通常需要两个或更多个局域网通过公用因特网或者由电信提供商建立的专用连接进行连接来构成。

局域网和广域网使计算机能够彼此连接，并且传输数据和其它信息。对于局域网和广域网两者而言，必须存在一种方法来确定将数据从一个计算实例传递到另一个计算实例的路径。这被称为路由。路由是为一个网络中或多个网络之间或跨多个网络的流量选择路径的过程。路由过程通常基于路由表来指导转发，该路由表保持到各个网络目的地的路由记录。路由表可以由管理员指定，通过观察网络流量来学习，或者借助路由协议来构建。

一个网络架构是多租户数据中心。多租户数据中心定义适用于基于公用或私有云模型中的服务部署的端对端系统(end-end system)。多租户数据中心可以包括广域网、多个提供商数据中心和租户资源。多租户数据中心可以包括多层的层次网络模型。多层的层次结构可以包括核心层、汇聚层和接入层。多个层可以包括具有第2层(L2)/第3层(L3)边界的第2层覆盖和第3层覆盖。

一个数据中心覆盖路由架构是集中式网关架构。另一数据中心覆盖路由架构是分布式任播网关架构。这些架构具有许多缺点，这将在本文中进一步讨论。鉴于前述内容，本文公开了用于改进路由架构的系统、方法和装置。

附图说明

参照以下附图描述了本公开的非限制性和非穷举性的实施方案，其中除非另外指明，否则，相似的附图标记在各个视图中指代相似的部件。关于以下描述和附图，将更好地理解本公开的优点，其中：

图1是通过因特网进行通信的联网装置的系统的示意图；

图2是现有技术中已知的具有集中式网关数据中心覆盖路由架构的叶-脊网络拓扑的示意图；

图3是现有技术中已知的具有分布式任播网关数据中心覆盖路由架构的叶-脊网络拓扑的示意图；

图4是其中在L2-L3边界处的覆盖路由被推送到裸机(bare metal)服务器上的虚拟客户边缘(CE)路由器网关的数据中心组织架构的示意图；

图5是其中在L2-L3边界处的覆盖路由被推送到裸机服务器上的虚拟客户边缘(CE)路由器网关的数据中心组织架构的示意图，其示出启动时的主机学习；

图6是其中在L2-L3边界处的覆盖路由被推送到裸机服务器上的虚拟客户边缘(CE)路由器网关的数据中心组织架构的示意图，其示出本地转发状态；

图7是其中在L2-L3边界处的覆盖路由推送到裸机服务器上的虚拟客户边缘(CE)路由器网关的数据中心组织架构的示意图，其示出远程转发状态；

图8A是其中在L2-L3边界处的覆盖路由推送到裸机服务器上的虚拟客户边缘(CE)路由器网关的数据中心组织架构的示意图，其示出子网内服务器本地流量；

图8B是其中在L2-L3边界处的覆盖路由被推送到的裸机服务器上的虚拟客户边缘(CE)路由器网关的数据中心组织架构的示意图，其示出子网间服务器本地流量；

图9A是其中在L2-L3边界处的覆盖路由推送到裸机服务器上的虚拟客户边缘(CE)路由器网关的数据中心组织架构的示意图，其示出从地址12.1.1.4至12.1.1.2的子网内覆盖流量；

图9B是其中在L2-L3边界处的覆盖路由推送到裸机服务器上的虚拟客户边缘(CE)路由器网关的数据中心组织架构的示意图，其示出从地址12.1.1.4至10.1.1.2的子网间覆盖流量；

图10是其中在L2-L3边界处的覆盖路由推送到裸机服务器上的虚拟客户边缘(CE)路由器网关的数据中心组织架构的示意图，其示出服务器链路故障；以及

图11是示出示例性计算装置的组件的示意图。

具体实施方式

本文公开了在主机上使用本地化集成的路由和桥接(IRB)的因特网协议(IP)子网扩展的路由覆盖解决方案的系统、方法和装置。本文公开的系统、方法和装置提供裸机服务器上的虚拟客户边缘(CE)路由器上的虚拟第一跳网关。虚拟CE路由器为本地主机提供本地化的东西向集成的路由和桥接(IRB)服务。在实施例中，默认路由的等价多路径(ECMP)从虚拟CE路由器向上传输到叶节点，以南北向与东西向连接。

本文公开的系统、方法和装置能够实现许多网络连接的益处。该系统不需要基于地址解析协议(ARP)的路由学习，就能够进行确定性主机学习。本文所讨论的改进系统消除了老化、探测和同步，并且不需要叶节点上的媒体访问控制(MAC)条目。另外，改进的系统消除了叶节点处的复杂多机架链路汇聚(MLAG)桥接功能。另外，本文所讨论的虚拟CE路由器存储本地因特网协议(IP)和媒体访问控制(MAC)地址以及到叶节点的默认ECMP路由。进一步地，本文所讨论的改进的系统在叶节点处为扩展子网提供主机路由，并且能够实现主机移动性。

在启用以太网虚拟专用网络(EVPN)的多租户数据中心覆盖中，在叶节点上具有分布式任意广播第3层(L3)网关的架构为工作负载提供第一跳网关功能。这将服务层L2-L3边界(第2层到第3层边界)下推送到叶节点。换句话说，来自工作负载主机虚拟机的所有子网间虚拟专用网络(VPN)流量都在叶节点上进行路由。通过扩展第2层覆盖横跨路由的网络结构，可以实现虚拟机的移动性和灵活的工作负载布局。跨扩展的第2层域的子网内流量在叶节点上进行覆盖桥接。叶节点为直接连接的主机虚拟机提供EVPN-IRB服务。这将路由所有覆盖子网间VPN流量，并且跨路由的结构底层桥接所有覆盖子网内VPN流量。

本文讨论的实施例消除了对在叶节点上支持的覆盖桥接功能的需要。另外，本文讨论的实施例消除了对叶节点与主机之间的第2层MLAG连接和相关复杂过程的需要。进一步地，本文讨论的实施例消除了对叶节点上的数据平面和基于ARP的主机学习的需要。这些益处通过本文公开的实施例实现，同时提供IP单播子网间和子网内VPN连接、虚拟机移动性以及跨扩展IP子网的灵活工作负载布局。

本公开的实施例将本地第2层交换和IRB功能与叶节点分离，并且将它们本地化到裸机服务器上的小型虚拟CE路由器中。这是通过在裸机服务器上运行小型虚拟路由器VM来实现的，该小型虚拟路由器VM现在用作主机虚拟机的第一跳网关，并且在裸机服务器本地的虚拟机之间提供本地IRB交换。该虚拟路由器用作传统的CE路由器，其可以通过叶节点上的第3层路由接口多宿主到多个叶节点，结构功能中的叶节点作为纯粹的第3层VPN PE路由器，而没有任何的第2层桥接和IRB功能。为了允许在DC覆盖上实现第3层端点的灵活布局和移动性，同时提供最佳路由，流量可以在叶节点上进行主机路由，而不是子网路由。EVPN-IRB也是这种情况。

本文所讨论的改进路由架构(参照图4至图10)可以提供完全路由的网络结构的益处。然而，EVPN覆盖仍必须在叶节点上同时提供路由和桥接功能。叶节点到主机的连接是通过第2层端口实现的，并且叶节点必须提供本地第2层交换。叶节点必须支持专有的MLAG或EVPN-LAG功能，以跨越两个或更多叶节点的多宿主主机。进一步地，ARP请求必须首先在整个覆盖范围内泛洪，以自我启动(bootstrap)主机学习。

基于多机架链路汇聚(MLAG)和以太网虚拟专用网络链路汇聚(EVPN-LAG)的多宿主导致需要在叶节点上支持复杂的第2层功能。主机MAC仍然必须在任何一个叶节点上的数据平面中学习，并且在所有冗余叶节点之间进行同步。主机ARP绑定仍然必须通过在任何一个叶节点上的ARP泛洪来学习，并且在所有冗余叶节点之间进行同步。进一步地，必须通过跨越冗余叶节点的水平分隔过滤机制来防止由MLAG拓扑而导致的广播、未知单播(BUM)流量的物理环路。进一步地，必须在叶节点上支持指定的转发器选择机制，以防止将重复的BUM数据包转发到多宿主主机。虽然已经为上述中的每一个指定了EVPN程序，但基于EVPN-IRB的解决方案的整体实施方案和操作复杂性可能并不适合所有用例。

为了进一步理解本公开的目的，将为多个联网计算装置和协议提供一些解释。

在计算机网络环境中，诸如交换机或路由器的联网装置可以用于将信息从一个目的地传输到最终目的地。在实施例中，数据包和消息可以在诸如个人家庭内的计算机的第一位置处生成。数据包和消息可以从该人与Web浏览器交互并向可通过因特网访问的远程服务器请求信息或向其提供信息来生成。在示例中，数据包和消息可以是该人输入到可在连接到因特网的网页上访问的表格中的信息。数据包和消息可能需要传输到远程服务器，该服务器可能在地理位置上远离该个人的计算机。该人家里的路由器与远程服务器之间可能没有直接通信。因此，数据包和消息必须“跳”到不同的联网装置，直到到达远程服务器的最终目的地。该人家里的路由器必须确定用于通过连接到因特网的多个不同装置传输数据包和消息，直到数据包和消息到达远程服务器的最终目的地的路由。

交换机(可选地，可以称为交换集线器、桥接集线器或MAC桥)创建网络。大多数内部网络使用交换机来连接建筑物或校园中的计算机、打印机、电话、摄像机、灯和服务器。交换机用作控制器，使联网装置能够高效地彼此通信。交换机通过使用数据包交换来接收、处理数据并将数据转发到目标装置，从而连接计算机网络上的装置。网络交换机是一种多端口网桥，其使用硬件地址在开放系统互连(OSI)模型的数据链路层(第2层)处理和转发数据。一些交换机还可以通过另外并入路由功能在网络层(第3层)处理数据。这种交换机通常被称为第三层交换机或多层交换机。

路由器连接网络。交换机和路由器执行类似的功能，但是每一个都有其自己的独特功能以在网络上执行。路由器是在计算机网络之间转发数据包的联网装置。路由器在因特网上执行流量定向功能。通过因特网发送的数据(例如，网页、电子邮件或其它形式的信息)以数据包的形式发送。数据包通常通过构成内部连接网络(例如，因特网)从一个路由器转发到另一路由器，直到包到达其目标节点为止。路由器连接到来自不同网络的两条或更多条数据线。当数据包进入线路中的一条时，路由器读取该包中的网络地址信息，以确定最终目的地。然后，路由器使用路由器的路由表或路由策略中的信息，将包定向到其行程中的下一个网络。BGP扬声器是启用边界网关协议(BGP)的路由器。

客户边缘路由器(CE路由器)是位于客户房屋内的路由器，其在客户的LAN和提供商的核心网络之间提供接口。CE路由器、提供商路由器和提供商边缘路由器是多协议标签交换架构中的组件。提供商路由器位于提供商或运营商网络的核心。提供商边缘路由器位于网络的边缘。客户边缘路由器连接到提供商边缘路由器，并且提供商边缘路由器通过提供商路由器连接到其它提供商边缘路由器。

路由表或路由信息库(RIB)是存储在路由器或联网计算机中的数据表，其列出到特定网络目的地的路由。在一些情况下，路由表包括路由的度量，例如距离、重量等。路由表包括关于紧邻存储该路由表的路由器的网络拓扑的信息。路由表的构建是路由协议的主要目标。静态路由是通过非自动方式在路由表中创建的条目，这些条目是固定的，而不是某些网络拓扑发现过程的结果。路由表可以包括至少三个信息字段，包括网络ID、度量和下一跳的字段。网络ID是目的地子网。度量是要发送数据包所通过的路径的路由度量。路由将朝度量最低的网关的方向行进。下一跳是包在到达其最终目的地的途中待发送到的下一站的地址。路由表可以进一步包括与路由相关联的服务质量、到与路由相关联的过滤标准列表的链路、以太网卡的接口等。

对于逐跳路由，每个路由表都会对所有可到达的目的地，列出沿到该目的地的路径的下一装置的地址，即下一跳。假设路由表是一致的，则将包中继到它们目的地的下一跳的算法就足以在网络中的任何地方传递数据。逐跳是IP因特网络层和开放系统互连(OSI)模型的特性。

一些网络通信系统是具有数千个处理节点的大型企业级网络。数千个处理节点共享来自多个因特网服务提供商(ISP)的带宽，并且可以处理大量的因特网流量。这种系统可能非常复杂，并且必须正确配置才能获得可接受的因特网性能。如果未正确配置系统以实现最佳数据传输，则因特网访问的速度可能会降低，并且系统可能会消耗大量的带宽和流量。为了解决该问题，可以实施一组服务来消除或减少这些问题。这组服务可以被称为路由控制。

路由控制机制的实施例由硬件和软件组成。路由控制机制通过与因特网服务提供商(ISP)的连接来监控所有发出的流量。路由控制机制有助于选择最佳路径以进行有效的数据传输。路由控制机制可以计算所有ISP的性能和效率，并且仅选择那些已经在可适用区域中表现最佳的ISP。可以根据与成本、性能和带宽有关的定义参数来配置路由控制装置。

等价多路径(ECMP)路由是一种路由策略，其中转发到单个目的地的下一跳包可以通过多个“最佳路径”进行。基于路由度量计算，多个最佳路径是等效的。多路径路由可以与许多路由协议结合使用，因为路由是限于单个路由器的逐跳决策。多路径路由可以通过使多个路径上的流量负载均衡来显著增加带宽。然而，在实际部署策略时，ECMP路由存在许多已知的问题。本文公开了用于改进ECMP路由的系统、方法和装置。

为了促进对根据本公开的原理的理解，现在将参照附图中示出的实施例，并且将使用特定的语言来描述这些实施例。然而，将理解的是，本公开的范围不会由此而受限制。对于相关领域的技术人员和拥有本公开的人而言将正常想到的，对本文示出的发明性特征的任何改变和进一步修改以及对如本文所示出的本公开的原理的任何附加应用应被视为本公开所要求的范围内。

在公开和描述用于跟踪网络计算环境中对象的生命周期的结构、系统和方法之前，理解的是，本公开不限于本文公开的特定结构、配置、工艺步骤和材料，如这些结构、配置、工艺步骤和材料可以有所不同。还理解的是，因为本公开的范围将仅由所附权利要求书及其等同方案限制，所以本文采用的术语仅用于描述特定实施例，并不旨在进行限制。

在描述和要求保护本公开的主题时，将根据以下阐述的定义使用以下术语。

必须注意的是，除非上下文另有明确规定，否则如本说明书和所附权利要求书所使用的，单数形式“一”、“一个”和“该”包括复数形式。

如本文所使用的，术语“包括”、“包含”、“特征在于”及其语法等同形式是包括性或开放性的术语，其不排除附加的、未叙述的元素或方法步骤。

如本文所使用的，短语“由...组成”及其语法等同形式排除了权利要求中未指定的任何要素或步骤。

如本文所使用的，短语“基本上由...组成”及其语法等同形式将权利要求书的范围限制为指定的材料或步骤以及实质上不影响所要求保护的公开内容的基本和新颖特性的材料或步骤。

现在参照附图，图1示出了用于将装置连接到因特网的系统100的示意图。系统100被呈现为用于示出本文所讨论的某些概念的背景信息。系统100包括通过交换机106连接的多个局域网160。多个局域网160中的每一个可以经由路由器162通过公用因特网彼此连接。在图1所示的示例性系统100中，存在两个局域网160。然而，应理解的是，可能存在通过公用因特网彼此连接的许多局域网160。每个局域网160包括通过交换机106彼此连接的多个计算装置108。例如，多个计算装置108可以包括台式计算机、膝上型计算机、打印机、服务器等。局域网160可以经由路由器162通过公用因特网与其它网络通信。路由器162将多个网络彼此连接。路由器162连接到因特网服务提供商102。因特网服务提供商102连接到一个或多个网络服务提供商104。如图1所示，网络服务提供商104与其它本地网络服务提供商104通信。

交换机106通过使用包交换来连接局域网160中的装置，以接收、处理并将数据转发到目的地装置。例如，交换机106可以被配置成从目的地为打印机的计算机接收数据。交换机106可以接收数据、处理数据，并将数据发送到打印机。交换机106可以是第1层交换机、第2层交换机、第3层交换机、第4层交换机、第7层交换机等。第1层网络装置传输数据，但不管理通过它的任何流量。第1层网络装置的示例是以太网集线器。第2层网络装置是使用硬件地址在数据链路层(第2层)处理和转发数据的多端口装置。第三层交换机可以执行路由器通常执行的部分或全部功能。然而，一些网络交换机限于支持单一类型的物理网络，通常是以太网，而路由器可以在不同的端口上支持不同种类的物理网络。

路由器162是在计算机网络之间转发数据包的联网装置。在图1所示的示例性系统100中，路由器162在局域网160之间转发数据包。然而，路由器162不一定用于在局域网160之间转发数据包，而是可以用于在广域网之间转发数据包等。路由器162对因特网执行流量定向功能。路由器162可以具有用于不同类型的物理层连接的接口，诸如铜电缆、光纤或无线传输。路由器162可以支持不同的网络层传输标准。每个网络接口用于使数据包能够从一个传输系统转发到另一个传输系统。路由器162也可以用于连接两个或更多个计算机装置的逻辑组(称为子网)，每个子网具有不同的网络前缀。如图1所示，路由器162可以提供企业内部、企业与因特网之间或因特网服务提供商的网络之间的连接。一些路由器162被配置成互连各种因特网服务提供商，或者可以在大型企业网络中使用。较小的路由器162通常为家庭和办公室网络提供到因特网的连接。图1所示的路由器162可以代表用于网络传输的任何合适的路由器，例如边缘路由器、用户边缘路由器、提供商间边界路由器、核心路由器、因特网骨干网、端口转发、语音/数据/传真/视频处理路由器等。

因特网服务提供商(ISP)102是提供用于访问、使用或参与因特网的服务的组织。ISP 102可以以各种形式组织，例如商业的、社区拥有的、非营利的或私有的。ISP 102通常提供的因特网服务包括因特网访问、因特网传输、域名注册、网站托管、Usenet服务和主机托管。图1所示的ISP 102可以代表任何合适的ISP，例如，托管ISP、转接ISP、虚拟ISP、免费ISP、无线ISP等。

网络服务提供商(NSP)104是通过向因特网服务提供商提供直接的因特网骨干网接入来提供带宽或网络访问的组织。网络服务提供商可以提供对网络接入点(NAP)的访问。网络服务提供商104有时被称为骨干提供商或因特网提供商。网络服务提供商104可以包括提供高速因特网访问的电信公司、数据运营商、无线通信提供商、因特网服务提供商和有线电视运营商。网络服务提供商104也可以包括信息技术公司。

应理解的是，图1所示的系统100仅是示例性的，并且可以创建用于在网络和计算装置之间传输数据的许多不同的配置和系统。因为在网络形成中存在大量可定制性，所以需要在确定用于在计算机之间或在网络之间传输数据的最佳路径时创建更大的可定制性。鉴于前述内容，本文公开了在确定非常适合于特定的计算机组或特定的企业的最佳路径算法时将最佳路径计算卸载到外部装置以使得能够实现更大的可定制性的系统、方法和装置。

图2是如现有技术中已知的具有集中式网关的架构200的示意图。架构200包括叶-脊网络拓扑中的脊节点和叶节点。对脊节点或汇聚层执行子网间路由。叶节点连接到多个虚拟机。集中式网关架构200可以包括脊层、叶层和接入层。汇聚层可能存在L2-L3边界，并且核心层可能存在数据中心周边。在图2所示的架构中，包括脊节点S1和脊节点S2的脊层可以用作核心层。在叶(汇聚)层上存在通过以太网虚拟专用网(EVPN)的第2层扩展。

集中式网关架构200存在许多缺点。脊层上可能存在L3-L3边界，这会导致规模瓶颈。这进一步导致架构200中的单点故障。进一步地，在集中式网关架构200中的叶节点处存在许多操作复杂性。一种复杂性是架构200必须处理MAC和ARP老化(age-outs)、探测、静默主机和移动的不可预测的性质。进一步地，架构200必须被配置成泛洪(flood)覆盖ARP并填充跨覆盖桥接器的所有主机的IP和MAC转发条目。另外，架构200必须配置为同步MLAG的MAC地址和ARP，并且为MLAG执行过滤和选择。

图3是如现有技术中已知的在分布式任播路由器上具有分布式任播L3网关的架构300的示意图。架构300为工作负载提供第一跳网关功能。因此，叶节点上的分布式任播路由器为L2-L3边界上的服务层提供服务。换句话说，来自工作负载主机虚拟机的所有子网间VPN信息流量在分布式任播路由器路由。通过在路由的网络结构上扩展第二层覆盖，可以实现虚拟机的移动性和灵活的工作负载布局。跨扩展的第2层域的子网内流量被覆盖桥接到叶节点上桥接的覆盖。分布式任播路由器可以为直接连接的主机虚拟机提供EVPN-IRB服务，路由所有覆盖子网间VPN流量，并且跨路由的结构底层桥接所有覆盖子网内VPN流量。

架构300进一步示出了用于提供完全路由的网络结构的示例性架构。然而，图2所示的架构300存在某些缺点。例如，EVPN覆盖仍必须在分布式任播路由器上同时提供路由和桥接功能。进一步地，通过第2层端口实现从分布式任播路由器到主机的连接，并且叶节点必须提供本地第2层交换。叶节点必须支持专有的MLAG或EVPN-LAG功能，才能跨两个或更多个分布式任播路由器多宿主到主机。ARP请求必须首先在整个覆盖范围内泛洪，以自我启动(bootstrap)主机学习。

特别地，基于MLAG或EVPN-LAG的多宿主导致需要在分布式任播路由器上支持复杂的第2层功能。例如，主机MAC仍然必须在任何一个叶节点上的数据平面中学习，并且在所有冗余的分布式任播路由器之间进行同步。同样，主机ARP绑定仍然必须通过任一分布式任播路由器上的ARP泛洪来学习，并且在所有冗余的分布式任播路由器之间进行同步。必须通过跨越冗余分布式任播路由器的水平分隔过滤机制来防止由MLAG拓扑而导致的BUM流量的物理环路。进一步地，必须在分布式任播路由器上支持指定的转发器选择机制，以防止将重复的BUM数据包转发到多宿主主机。

虽然已经为上述中的每一个指定了EVPN程序，但基于EVPN-IRB的解决方案的整体实施方案和操作复杂性可能并不适合所有用例。因此，本文提供并讨论了替代解决方案。例如，消除了对在分布式任播路由器上支持覆盖桥接功能的需要。同样，该架构消除了对分布式任播路由器与主机之间的第2层MLAG连接和相关复杂过程的需要，还消除了对分布式任播路由器上基于数据平面和ARP的主机学习的需求，同时提供IP单播子网间和子网内VPN连接、VM移动性以及跨扩展IP子网的灵活工作负载布局。

图4是主机路由覆盖的架构400的示意图，该主机路由覆盖具有确定性主机学习以及主机上的本地化集成的路由和桥接。架构400包括具有用作第3层接口的叶节点链路的虚拟客户边缘(CE)路由器。没有第2层PE-CE。虚拟CE路由器上的叶节点第3层子网地址在本地范围内，并且从不在边界网关协议(BGP)路由中重新分布。如图所示，虚拟CE路由器位于裸机服务器上，并且与也位于裸机服务器上的一个或多个虚拟机通信。在实施例中，虚拟CE路由器以及一个或多个虚拟机位于同一物理裸机服务器上。虚拟CE路由器与位于同一裸机服务器上的一个或多个虚拟机通信。虚拟CE路由器与叶-脊网络拓扑中的一个或多个叶节点通信。如图4至图10所示，与虚拟CE路由器通信的每个叶节点具有到虚拟CE路由器的专用通信线。第2层至第3层边界(L2/L3边界)存在于虚拟CE路由器处。

在图4所示的示例中，两个裸机服务器中的每一个上都有一个虚拟CE路由器。裸机服务器进一步包括多个虚拟机。一个虚拟CE路由器具有两个子网，包括任播网关MAC(AGM)10.1.1.1/24和12.1.1.1/24。任播网关MAC(AGM)框在虚拟CE路由器内部。可以在Linux系统管理程序中创建虚拟CE路由器与裸机服务器上的一个或多个虚拟机之间的接口。虚拟CE路由器包括到叶节点的物理连接。在图4所示的示例中，一个虚拟CE路由器包括到叶节点L1和L2的物理连接。地址为15.1.1.1的叶节点L1与地址为15.1.1.2的虚拟CE路由器之间的物理连接说明了这一点。地址为14.1.1.1的叶节点L2与地址为14.1.1.2的虚拟CE路由器之间的物理连接进一步说明了这一点。地址为15.1.1.1的叶节点L3与地址为15.1.1.2的虚拟CE路由器之间的物理连接进一步说明了这一点。地址为14.1.1.1的叶节点L4与地址为14.1.1.2的虚拟CE路由器之间的物理连接进一步说明了这一点。

图4至图10所示的架构相对于现有技术中已知的架构(包括图2和图3所示的架构)实现了许多优点。传统上，在服务器和叶节点之间创建第2层链路。该第2层链路在现有技术中已知的架构中导致许多问题。图4至图10所示的架构将L2-L3边界移至虚拟CE路由器，并且消除图2和图3所示的架构存在的许多已知问题。例如，同一服务器盒上的虚拟CE路由器和虚拟机本地化功能，并且消除如现有技术中已知的从服务器到叶节点的第2层链路。图4至图10所示的架构引入了从裸机服务器到多个叶节点中的每一个的第3层路由器链路。这简化了叶节点的功能，使得在无需在叶节点中的每一个上进行第2层终止的情况下实现相同的功能。

架构400包括与叶节点L1、L2、L3和L4通信的脊节点S1和S2。叶节点L1的地址是15.1.1.1，叶节点L2的地址是14.1.1.1，叶节点L3的地址是15.1.1.1，并且叶节点L4的地址是14.1.1.1。节点L1和L2与虚拟客户边缘(CE)路由器通信。虚拟CE路由器与虚拟机一起位于裸机服务器上。节点L3和L4与虚拟客户边缘(CE)路由器通信。L2-L3边界存在于虚拟CE路由器级别。如图所示，虚拟CE路由器与多个虚拟机(包括VM-a、VM-b、VM-c、VM-d、VM-e、VM-f、VM-g和VM-h)通信。

传统上，通过ARP在第一跳网关上学习主机虚拟机IP-MAC绑定。然而，在扩展子网的情景下，基于ARP的学习导致需要在覆盖上泛洪ARP请求，以自我启动在本地虚拟CE路由器上的主机学习。这需要第2层重叠式泛洪域。为了避免跨越叶节点的第2层覆盖以及依赖于基于ARP的主机学习，主机虚拟机IP和MAC绑定被配置在虚拟机外部接口上，并且必须通过其暴露给管理程序由服务器上的L3DL被动学习。这样确保始终预先知道直接连接的主机虚拟机绑定。这进一步避免了对收集处理和泛洪的任何需求。本地VM IP主机路由(覆盖主机路由)通过L3DL从管理程序中继到叶节点。

架构400在服务器上引入小型虚拟CE路由器，该小型虚拟CE路由器从主机终止第2层。虚拟CE路由器为本地主机虚拟机提供IRB服务。虚拟CE路由器通过默认路由将所有流量通过ECMP第3层链路路由到外部主机虚拟机，再到叶节点。虚拟CE路由器在主机启动时学习主机虚拟机接口IP地址和MAC地址。本地VM IP主机路由(覆盖主机路由)通过L3DL从管理程序中继到叶节点。叶节点通过边界网关协议(BGP)将本地主机路由通知到远程叶节点。

在实施例中，通过在叶节点处的子网内和子网间流两者的主机路由来启用子网扩展。虚拟CE路由器被配置成代理ARP，以通过叶节点托管路由子网内流。可以在任意地方为虚拟CE路由器配置相同任播网关IP地址和MAC地址。架构400提供在叶节点处应用的EVPN主机移动性过程。架构400使得具有灵活的工作负载布局和跨越扩展子网的虚拟机移动性成为可能。

在架构400中，在启动时设置了端到端主机路由。子网间和子网内流量均通过端到端主机路由流经启用的扩展子网。不依赖于不确定的数据平面和基于ARP的学习。

架构400通过L3DL将本地主机学习提供到虚拟客户边缘(虚拟CE路由器)路由器。跨越覆盖执行EVPN主机路由。EVPN具有第3层主机移动性和第3层大量撤回(masswithdraw)。架构400提供永不重新分布到边界网关协议(BGP)中的私有子网。在架构400中，第一跳任播网关提供本地IRB服务。

可以将虚拟CE路由器配置为所有直接连接的主机虚拟机的ARP代理，子网间和子网内流量可以路由到该主机虚拟机。可以使用默认路由来配置虚拟CE路由器，该默认路由指向虚拟CE路由器多宿主的一组上游叶节点。可以在所有裸机服务器上为虚拟CE路由器配置相同的任播网关MAC，以实现主机虚拟机在DC结构上的移动性。虚拟CE路由器可能不会将面向服务器的连接子网重新分配到DC侧路由协议中，以避免服务器链路上的IP寻址开销。虚拟CE路由器可以驻留在管理程序中，该管理程序被配置成VLAN中主机虚拟机的默认网关。虚拟CE路由器可以是单独的路由器虚拟机，使得将路由器虚拟机设置为VLAN中的主机虚拟机的默认网关。

在实施例中，叶节点必须在EVPN覆盖上通知从本地连接的虚拟CE路由器学习到的主机路由作通知为EVPN RT-5。EVPN移动性过程可以扩展到EVPN RT-5，以实现主机虚拟机移动性。EVPN大量撤回过程可以扩展到EVPN RT-5，以实现更快的收敛。

本文所讨论的实施例消除了对在叶节点上支持的覆盖桥接功能的需要。另外，本文所讨论的实施例消除了对叶节点与主机之间的第2层MLAG连接和相关复杂过程的需要。进一步地，本文所讨论的实施例消除了对叶节点上的数据平面和基于ARP的主机学习的需要。这些益处通过本文公开的实施例实现，同时提供IP单播子网间和子网内VPN连接、虚拟机移动性以及跨扩展IP子网的灵活工作负载布局。

本公开的实施例将本地第2层交换和IRB功能与叶节点分离，并且将它们本地化到裸机服务器上的小型虚拟CE路由器中。这是通过在裸机服务器上运行小型虚拟路由器VM来实现的，该VM现在用作主机虚拟机的第一跳网关，并且在裸机服务器本地的虚拟机之间提供本地IRB交换。该虚拟路由器用作传统的CE路由器，其可以通过叶节点上的第3层路由接口多宿主到多个叶节点，结构功能中的叶节点作为纯粹的第3层VPN PE路由器，其没有任何的第2层桥接和IRB功能。为了允许在DC覆盖上实现第3层端点的灵活布局和移动性，同时提供最佳路由选择，流量可以在叶节点上进行主机路由，而不是子网路由。EVPN-IRB是这种情况。

图5是示出启动时的主机学习的架构400的示意图。通过L3DL学习的主机虚拟机路由安装在FIB中，并且指向虚拟CE路由器作为下一跳。在没有多租户(没有VPN)的情况下，主机虚拟机路由经由BGP全局路由通知到远程叶节点。在多租户的情况下，主机虚拟机路由通过具有诸如VXLAN或MPLS的VPN封装的BGP-EVPN RT-5通知到远程叶节点。这样，任何其它路由协议也可以被部署为覆盖路由协议。

在实施例中，通过在虚拟CE路由器处然后在叶节点处路由子网内流量来启用跨覆盖的子网扩展。为了在虚拟CE路由器处终止第2层，必须将虚拟CE路由器配置为主机虚拟机子网的ARP代理，从而可以在虚拟CE路由器处然后在叶节点处路由子网内和子网间流量。

在实施例中，用于到服务器的第3层链路的IP子网必须在本地范围内，以避免IP寻址开销。换句话说，面向服务器的连接子网不应重新分配到北向路由协议中。

在实施例中，为了实现多租户，虚拟CE路由器第一跳网关上的覆盖第3层VLAN/IRB接口必须附接到租户VRF。进一步地，在虚拟CE路由器和叶节点之间使用路由VXLAN/VNI封装来分离多个租户流量。另外，为了使发送到叶节点的L3DL覆盖主机路由安装在叶节点上的正确VPN/VRF表中，L3DL覆盖主机还必须包括第3层VNI ID。然后，在叶节点处使用该VNIID来标识路由并将其安装在正确的VRF中。

图6示出了PE分布式任播路由器的协议600。图6进一步示出了叶节点L1和L2的转发表。在协议600中，通过L3DL学习的主机虚拟机路由安装在FIB中，其指向在结果FIB状态中虚拟CE路由器的下一跳。在没有多租户(没有VPN)的情况下，主机虚拟机路由通过BGP全局路由通知到远程分布式任播路由器。在多租户的情况下，主机虚拟机路由通过具有诸如VXLAN或MPLS的VPN封装的BGP-EVPN RT-5通知到远程分布式任播路由器。

图7是虚拟CE路由器作为ARP代理的协议700的示意图。在协议700中，通过在虚拟CE路由器处然后在叶节点处路由子网内流量来启用跨覆盖的子网扩展。为了在管理程序虚拟CE路由器处终止第2层，必须将虚拟CE路由器配置为主机虚拟机子网的ARP代理，使得子网内和子网间流量都可以在虚拟CE路由器处路由，然后在分布式任播路由器处路由。

图8A和图8B示出了用于服务器本地流量的协议。图8A示出了用于子网内流量的协议，并且图8B示出了用于子网间流量的协议。使用默认路由来配置虚拟CE路由器，该默认路由指向多宿主朝向的一组上游叶节点。

在图8A所示的协议中，主机对主机的流量被本地化到裸机服务器协议中，一旦虚拟CE路由器学习所有主机虚拟机的邻接关系并被配置成ARP代理，则跨裸机服务器本地的主机VM的子网间和子网内的流量都是第2层，其终止在虚拟CE路由器处，并且路由到本地目标主机VM。在图8A中，通过任播网关(AGW)向12.1.1.1传输对象的默认网关(GW)是通过12.1.1.2→veth2的任播网关媒体访问控制(AGW_MAC)。

在图8B所示的子网间协议中，主机到主机的流量被本地化到裸机服务器协议中，一旦虚拟CE路由器学习所有主机虚拟机的邻接关系并被配置成ARP代理，则跨裸机服务器本地的主机VM的子网间和子网内流量都是第2层，其终止在虚拟CE路由器处，并且路由到本地目标主机VM。

图9A和图9B示出了用于覆盖流量的协议。图9A示出了用于从12.1.1.4到12.1.1.2的子网内覆盖流量的协议。图9B示出了用于从12.1.1.4到10.1.1.2的子网间覆盖流量的协议。

在图9B所示的协议中，主机到主机覆盖子网间的流量跨越叶节点。在该协议中，使用默认路由来配置虚拟CE路由器，该默认路由指向其被多宿主到的一组上游分布式任播路由器。如图9A和图9B所示，该虚拟CE路由器现在将来自主机VM的所有出站子网间和子网内流量跨越L3 ECMP链路路由到上游叶节点，而不是跨第2层LAG进行哈希。叶节点用作纯第3层路由器，其完全没有任何第2层桥接或IRB功能。连接到相同叶节点的服务器之间的东西向流量由叶节点本地路由到目标虚拟CE下一跳。

图9A和图9B所示的协议可以包括跨叶节点的主机到主机覆盖流量。在该协议中，连接到不同分布式任播路由器的服务器之间的东西向流(子网间和子网内)通过默认路由从虚拟CE路由器路由到本地叶节点，然后基于通过EVPN RT-5学习的主机路由，在叶节点处跨路由覆盖路由到目的地/下一跳叶节点。仅当子网未扩展跨越覆盖时，叶节点到叶节点的路由才可以基于汇总路由或子网路由，而不是主机路由。南-北向流(到DC外部的目的地)可以通过叶节点上的每个VRF默认路由朝向边界叶/DCI GW路由。

图10所示的另一种协议识别叶节点服务器链路故障。该协议可以被部署为替代冗余机制。路由备份链路被配置在叶节点之间，并且被预编程为面向服务器的覆盖主机路由的备份故障路径。对于与同一VLAN(VNI)封装相关联的给定VRF，在叶节点服务器链路故障上以前缀独立的方式激活备份路径。

在图10所示的协议中，在链路故障后，由于虚拟CE路由器从默认路由ECMP路径集中删除了故障路径，因此来自主机VM的输出流量将会聚(converge)。由于L3DL学习的主机路由被删除，并且从受影响的叶节点撤回，因此来自DC覆盖的输入流量将会聚。然而，这种会聚将取决于主机路由的规模。EVPN大量撤回机制将需要扩展到IP主机路由，以实现前缀无关的会聚。ESI构造与冗余组内来自分布式任播路由器的第3层组相关联。通过每个ESIEAD RT-1将本地ESI可达性通知给远程分布式任播路由器。如图10所示，通过该路由在远程分布式任播路由器处建立转发间接，以实现在ESI故障之后从本地分布式任播路由器撤回的单个RT-1上快速会聚。

图10所示的协议可以在服务器链路故障的情况下实施。在链路故障后，由于虚拟CE路由器从默认路由ECMP路径集中删除了故障路径，因此来自主机虚拟机的输出流量将会聚。由于L3DL学习的主机路由被删除，并且从受影响的叶节点撤回，因此来自DC覆盖的输入流量将会聚。然而，这种会聚将取决于主机路由的规模。EVPN大量撤回机制将需要扩展到IP主机路由，以实现前缀无关的会聚。ESI构造与冗余组内来自叶节点的第3层组链路相关联。通过每个ESI EAD RT-1将本地ESI可达性通知给远程叶节点。通过该路由在远程叶节点处建立转发间接，以实现在ESI故障之后从本地叶节点撤回的单个RT-1上快速会聚。

该虚拟CE路由器现在将来自主机虚拟机的所有出站子网间和子网内流量跨第3层ECMP链路路由到上游叶节点，而不是跨第2层LAG进行哈希。叶节点用作纯第3层路由器，其完全没有任何第2层桥接或IRB功能。连接到相同叶节点的服务器之间的东西向流由叶节点本地路由到目标虚拟CE路由器下一跳。

连接到不同叶节点的服务器之间的东西向流(子网间和子网内)由虚拟CE路由器通过默认路由被路由到本地叶节点，然后在叶节点处跨路由覆盖到目的地。下一跳叶节点基于通过EVPN RT-5学习的主机路由。仅当子网未扩展跨越覆盖时，叶节点到叶节点的路由才可以基于汇总路由或子网路由，而不是主机路由。

到DC外部的目的地的南北流可以通过叶节点上的每个VRF默认路由朝向边界叶路由。

另一种协议提供了一种简单和可缩放的实施例。在该实施例中，响应于位于虚拟CE上的第一跳GW，叶节点不再安装任何主机MAC路由，从而节省分布式任播路由器上的转发资源。进一步地，在叶节点上使用默认路由时，虚拟CE仅维护每个裸机服务器本地的主机VM的邻接关系。所有桥接和MLAG功能均已从叶节点中完全删除，从而简化操作并提高可靠性。通过在虚拟CE和分布式任播路由器之间使用基于确定性协议的主机路由学习(deterministic protocol-based host route learning)，在分布式任播路由器上不再需要EVPN混叠(EVPN aliasing)过程，并且虚拟CE和叶节点之间利用基于确定性协议的主机路由学习，跨覆盖永远不需要ARP泛洪。进一步地，在虚拟CE和分布式任播路由器之间使用基于确定性协议的主机路由学习，永远不需要未知的单播泛洪。最后，利用虚拟CE和叶节点之间的第3层ECMP链路，不再需要EVPN DF选择和水平分隔过滤过程。

现在参照图11，示出了示例性计算装置1100的框图。计算装置1100可以用于执行各种过程，诸如本文所讨论的那些过程。在一个实施例中，计算装置1100可以起到执行异步对象管理器的功能的作用，并且可以运行一个或多个应用程序。计算装置1100可以是诸如以下的多种计算装置中的任意一种：台式计算机、仪表板计算机、车辆控制系统、笔记本计算机、服务器计算机、手持计算机、平板计算机等。

计算装置1100包括全部联接到总线1112的一个或多个处理器1102、一个或多个存储器装置1104、一个或多个接口1106、一个或多个大容量存储装置1108、一个或多个输入/输出(I/O)装置1102和显示装置1130。处理器1102包括一个或多个处理器或运行存储器装置1104和/或大容量存储装置1108中存储的指令的控制器。处理器1102还可以包括各种类型的计算机可读介质，例如高速缓存。

存储器装置1104包括各种计算机可读介质，例如易失性存储器(例如，随机存取存储器(RAM)1114)和/或非易失性存储器(例如，只读存储器(ROM)1116)。存储器装置1104还可以包括可重新写入ROM，例如闪速存储器。

大容量存储装置1108包括各种计算机可读介质，例如磁带、磁盘、光盘、固态存储器(例如，闪速存储器)等。如图11所示，特定的大容量存储装置是硬盘驱动器1124。大容量存储装置1108中还可包括各种驱动器，以使得能够从各种计算机可读介质读取和/或写入各种计算机可读介质。大容量存储装置1108包括可移除介质1126和/或不可移除介质。

输入/输出(I/O)装置1102包括允许将数据和/或其它信息输入到计算装置1100或从计算装置1100检索的各种装置。示例性I/O装置1102包括光标控制装置、键盘、小键盘、麦克风、监视器或其它显示装置、扬声器、打印机、网络接口卡、调制解调器等。

显示装置1130包括能够向计算装置1100的一个或多个用户显示信息的任何类型的装置。显示装置1130的示例包括监视器、显示终端、视频投影装置等。

接口1106包括允许计算装置1100与其它系统、装置或计算环境交互的各种接口。示例性接口1106可以包括任意数量的不同网络接口1120，例如到局域网(LAN)、广域网(WAN)、无线网络和因特网的接口。其它接口包括用户接口1118和外围装置接口1122。接口1106还可以包括一个或多个用户接口元件1118。接口1106还可以包括一个或多个外围接口，例如打印机、指向装置(鼠标、触控板或本领域普通技术人员现在已知或以后发现的任何合适的用户界面)、键盘等的接口。

总线1112允许处理器1102、存储器装置1104、接口1106、大容量存储装置1108和I/O装置1102彼此通信，以及与联接到总线1112的其它装置或组件通信。总线1112代表几种类型的总线结构中的一种或多种，例如系统总线、PCI总线、IEEE总线、USB总线等。

虽然理解程序和组件可以在不同时间驻留在计算装置1100的不同存储组件中并且由处理器1102运行，但是为了说明的目的，本文中将这些程序和其它可运行程序组件示为分离的块。可选地，本文描述的系统和过程可以以硬件或硬件、软件和/或固件的组合来实施。例如，可以对一个或多个专用集成电路(ASIC)进行编程以执行本文所述的系统或过程中的一个或多个。

已经出于说明和描述的目的给出了前述描述。并不旨在穷举或将本公开限制为所公开的精确形式。鉴于以上教导，可以进行许多修改和改变。进一步地，应注意的是，可以以期望的任何组合使用任何或所有上述替代实施方案以形成本公开的附加混合实施方案。

进一步地，虽然已经描述和示出了本公开的特定实施方案，但是本公开不限于如此描述和示出的部分的特定形式或布置。本公开的范围将由所附的权利要求书(如果存在)、此处以及在不同申请中提交的任何将来的权利要求书及其等同形式来定义。

示例

以下示例涉及另外的实施例。

示例1是系统。该系统包括虚拟客户边缘路由器、一个服务器以及包括多个主机虚拟机的主机路由覆盖。该系统包括从虚拟客户边缘路由器到多个叶节点中的一个或多个的路由上行链路。该系统使得虚拟客户边缘路由器被配置成为主机路由覆盖的多个主机虚拟机提供本地化集成的路由和桥接(IRB)服务。

示例2是如示例1所述的系统，其中主机路由覆盖是以太网虚拟专用网(EVPN)主机。

示例3是如示例1-2中的任意一项所述的系统，其中主机路由覆盖包括EVPN第3层移动性。

示例4是如示例1-3中的任意一项所述的系统，其中虚拟客户边缘路由器是多个叶节点中的一个或多个的第一跳任播网关。

示例5是如示例1-4中的任意一项所述的系统，其中虚拟客户边缘路由器通过到叶节点的等价多路径(ECMP)路由链路将流量路由到外部叶节点。

示例6是如示例1-5中的任意一项所述的系统，其中虚拟客户边缘路由器被配置成代理地址解析协议(ARP)，以在主机路由覆盖中托管路由子网内流量。

示例7是如示例1-6中的任意一项所述的系统，其中从虚拟客户边缘路由器到多个叶节点中的一个或多个的路由上行链路是第3层接口。

示例8是如示例1-7中的任意一项所述的系统，其中虚拟客户边缘路由器在本地存储地址，并且不在边界网关协议(BGP)路由中重新分配地址。

示例9是如示例1-8中的任意一项所述的系统，其中虚拟客户边缘路由器包括存储以下一项或多项的存储器：主机路由覆盖的本地因特网协议(IP)条目、主机路由覆盖的媒体访问控制(MAC)条目或到主机路由覆盖的默认ECMP路由。

示例10是如示例1-9中的任意一项所述的系统，其中主机路由覆盖被配置成执行扩展子网的主机路由。

示例11是如示例1-10中的任意一项所述的系统，其中虚拟客户边缘路由器位于单个租户物理服务器上。

示例12是如示例1-11中的任意一项所述的系统，其中虚拟客户边缘路由器是在单个租户物理服务器上运行的虚拟路由器虚拟机，并且被配置成用作多个叶节点中的一个或多个的第一跳网关。

示例13是如示例1-12中的任意一项所述的系统，其中多个主机虚拟机位于单个租户物理服务器上。

示例14是如示例1-13中的任意一项所述的系统，其中虚拟客户边缘路由器通过分布式任播路由器上的第3层路由接口被多宿主到多个分布式任播路由器。

示例15是如示例1-14中的任意一项所述的系统，其中虚拟客户边缘路由器被配置成学习本地主机虚拟机路由，而无需依赖收集处理(glean processing)和基于ARP的学习。

示例16是如示例1-15中的任意一项所述的系统，其中虚拟客户边缘路由器进一步被配置成将本地主机虚拟机路由通知给直接连接的分布式任播路由器。

示例17是如示例1-16中的任意一项所述的系统，其中虚拟客户边缘路由器被配置成通过以太网上的链路状态(LSoE)来学习多个主机虚拟机中的一个或多个的IP绑定和MAC绑定。

示例18是如示例1-17中的任意一项所述的系统，其中虚拟客户边缘路由器包括存储器，并且被配置成将虚拟客户边缘路由器所在的同一裸机服务器上本地的主机虚拟机中的一个或多个的邻接关系存储在存储器中。

示例19是如示例1-18中的任意一项所述的系统，进一步包括分布式任播路由器，并且其中虚拟客户边缘路由器被配置成在虚拟客户边缘路由器与分布式任播路由器之间实施基于确定性协议的主机路由学习。

示例20是如示例1-19中的任意一项所述的系统，其中从虚拟客户边缘路由器到多个主机中的一个或多个的路由上行链路是第3层等价多路径(ECMP)路由链路。

示例21是如示例1-20中的任意一项所述的系统，其中多个叶节点中的一个或多个包括虚拟专用网络-虚拟路由和转发(VPI-VRF)表。

示例22是如示例1-21中的任意一项所述的系统，其中多个叶节点中的一个或多个进一步包括在多个叶节点中的一个或多个处使用的第3层虚拟网络标识符(VNI)，以将路由安装在正确的虚拟路由和转发表中。

将理解的是，上述布置、示例和实施例的任何特征可以在单个实施例中进行组合，该单个实施例包括取自任何公开的布置、示例和实施例的特征的组合。

将理解的是，本文公开的各种特征提供了本领域的显著优点和进步。以下权利要求书是这些特征中的一些特征的示例。

在本公开的前述详细描述中，出于简化本公开的目的，在单个实施例中将本公开的各种特征组合在一起。本公开的方法不应被解释为反映所要求的公开需要比每个权利要求中明确记载的特征更多的特征的意图。相反，发明方面在于少于单个前述公开的实施例的所有特征。

将理解的是，上述布置仅是本公开原理的应用的说明。在不脱离本公开的精神和范围的情况下，本领域的技术人员可以设计出许多修改和替代布置，并且所附的权利要求书旨在涵盖这些修改和布置。

因此，虽然已经在附图中示出并通过以上细节描述了本公开，但对于本领域的普通技术人员显而易见的是，在不脱离本文所阐述的原则和概念的情况下，可以做出许多修改，包括但不限于尺寸、材料、形状、形式、功能以及操作、装配和使用方式的变化。

此外，在适当的情况下，本文描述的功能可以在以下一项或多项中执行：硬件、软件、固件、数字组件或模拟组件。例如，可以对一个或多个专用集成电路(ASIC)或现场可编程门阵列(FPGA)进行编程，以执行本文所述的系统或过程中的一个或多个。在整个以下描述和权利要求书中，使用某些术语来指代特定系统组件。如本领域技术人员将理解的，可以用不同的名称来指代组件。本文档无意区分名称不同但功能相同的组件。

已经出于说明和描述的目的给出了前述描述。并不旨在穷举或将本公开限制为所公开的精确形式。鉴于以上教导，可以进行许多修改和改变。进一步地，应注意的是，可以以期望的任何组合使用任何或所有上述替代实施方案以形成本公开的附加混合实施方案。

进一步地，虽然已经描述和示出了本公开的特定实施方案，但是本公开不限于如此描述和示出的部分的特定形式或布置。本公开的范围将由所附的权利要求书、此处以及在不同申请中提交的任何将来的权利要求书及其等同形式来定义。