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电子科技大学 硕士学位论文 基于多协议标记交换技术的ip组播研究与实现 姓名：张敏 申请学位级别：硕士 专业：计算机系统结构 指导教师：唐雪飞 20041220 摘要 p 组援是当懿支持点一多点或多点一多点应趱主要技术手段，但是传绫我! p 缓撂 在可靠性、组播成员的安全管理、异构网络的支持上存在许多不足，因此传统的t p 组 撵瞧较蓑。然露，渡监爨认羹霆鲞今数攥爨终镁蠛麦最有蕊途瓣网络簿决方案之一熬 m p l s 技术，有效地结合了网络第2 层交换和第3 层路由功能，使l p 网络具有面向连接 戆瞧质，撬极大遗疆毫圈络瓣传输毪链。鞫诧囊精, 赫p l s 支持i p 组摇，是蠢蓠l p 组 播研究的一个新思路。然丽m p l s 在i p 组播路由支持上也存在很多不足，獒主要源于第 三麓缀螽褥与第二层标记交换路径l s p 滴豹袭瓣。 本文在i p 组播的研究成果基础上，羹点研究了具有缎播能力的l s p 建立机制或方 案卵组播树标记分发协议，其中包括：对当前基于控制消毖流驱动的标记分配机制的改 进研究，掇出了基于汇聚的m p l s 缀播标记分发机制，能增强m p l s 对组播的支持；讨论 了在链路失效与链路恢复时，m p l s 组播树的维护方法，研究了组播标记交换路径的动 态处理机制；扶增强维播树的可靠性、以及提高在缀播l s p 维护中淤息通偿能力的翅度， 给出了在l i n u x 环境下m p l s 组播树标记分发协议m - l d p 的实现；搭建相应的测试寰验 强壤，对实现豹m p l s 缰攒遴行主要蛙分罄亍。最蜃利用已实残m p l s 缀撂平台，遴行了 q o s 保障的扩展研究，提出个合理o o s 保障算法，并用前面的实验环境避行仿真分析。 【荧键词】组播，i v l p l s ，标记分发协议，组播树 a b s t r a c t c u r r e n t l y , i pm u l t i c a s th a sb e e nr e g a r d e da sap o p u l a rt e c h n o l o g yt os u p p o r tp o i n t - t o - p o i n ta n dm a n y p o i n t s 姆m a n yp o i n t sa p p l i c a t i o n s i t o w e v e r , t h ec l a s s i c a li pm u l t i c a s th a sm a n yd r a w b a c k sw h i c hr e s u l t s i n p o o rp e r f o r m a n c e ，s u c ha st h et r a n s m i s s i o nr e l i a b i l i t yo fm u l t i c a s tp a c k e t s ，t h es e c u r i t yo fm e m b e r m a n a g e m e n to fm n l t i c a s tg r o u p , t h ea b i l i t yt os u p p o r th e t e r o g e n e o u sn e t w o r k s ，a n de t c ，a sat h em o s t p r o m i s i n gs w i t c h i n gt e c h n o l o g y i nd a t a p a c k e tn e t w o r k s ，m p l s ( m u l t i * p r o t o c o ll a b e ls w i t c h i n g ) e f f i c i e n t l yi n t e g r a t e st h es w i t c h i n gf u n c t i o n so f2 n dl a y e rw i t ht h er o u t i n gf u n c t i o n so f3 r dl a y e r w h i c h m a k ei pn e t w o r k sh a v i n gt h ec o n n e c t i o n - o r i e n t e dc h a r a c t e r , a n d g r e a t l yi m p r o v et h et r a n s m i s s i o n p e r f o r m a n c ef o ri pp a c k e t s 、t h e r e f o r e , t oe n h a n c e i pm u l t i c a s tb ym p l sb e c o m e so n eo fm o s t i m p o r t a n t r e s e a r c hi d e a si nt h ef i e l do f l pm u l t i c a s t h o w e v e r , o r i g i n a l l ym p l si s n o td e s i g n e d 胁i pm u l t i c a s t 。a n ds ot h e r ea r em a n yd i f f i c u l t i e st o s u p p o r ti pm u t t i c a s t ，w h i c hr o o ti nt h em a p p i n g o f3 r dl a y e rm u l t i c a s tt r e ei n t o2 n dl a y e rl a b e ls w i t c h i n g p a t h ( l s p ) 。a sk n o w n ，t h el a b e la s s i g n m e n ta n d d i s t r i b u t i o ni sd r i v e nb yt h ec o n t r o lm e s s a g ei nt h ec u l t e n t v e r s i o no f l a b e ld i s t r i b u t i o np r o t o c o j ( l d p ) t h i sw i l lb ee r i e c f i v et oi pu n i c a s t ，n o tt oi pm n l t i c a s t b a s e do nt h ec u r r e n tr e s e a r c hr e s u l t si nt h ef i e l d so ft pm u l t i c a s ta n dm p l s ，t h et h e s i sm a i n l y s t u d i e dt h em u l t i c a s t w a r el s pe s t a b l i s h m e n tm e t h o d s ， e ，m a l t i c a s t w a r el a b e ld i s t r i b u t i o np r o t o c o l ( m l d p ) ，w h i c hc o n s i s t so f t h ef o l l o w i n gt h r e ep a r t s ： i ) t o d i s c u s s e sh o w i m p r o v et h e l a b e la s s i g n m e n ta n dd i s t r i b u t i o nd r i v e nb yc o n t r o lm e s s a g e ，a n d p u tf o r w a r d t h el a b e ld i s t r i b u t i o nm e c h a n i s mb a s e do nl a b e la g g r e g a t i o n 2 ) t o s t u d yt h em p l s m u l t i c a s tt r e e ( m l s p ) d y n a m i cm a i n t a i nm e c h a n i s mu n d e rt h el i n kf a i l u r e a n d r e c o v e r y 3 1强r e s e a r c ht h e i m p l e m e n t a t i o nd e t a i lo f 躲l d p nt h ee n v i r o n m e n to fl i n u xf r o m 建e r e l i a b i l i t yr e q u i r e m e n t a n dt h em a i n t a i nm e s s a g ec o m m u n i c a t i o n a b i l i t y t h e nt h et h e s i s p r e s e n t s s e v e r a l e x p e r i m e n t s i nt h et e s t - b e dt o a n a l y z e t h e p e r f o r m a n c e o ft h e i m p l e m e n t a t i o nm p l s m u l f i c a s ti nt e r m so ft h r o u g h o u t ，t h el i n kf a i l u r ea n dr e c o v e r yd e t e c t i o nt i m e ，a n d t h en o t i f i c a t i o nt i m e 。f i n n y , t h et h e s i ss t u d i e sa r le x t e n d i n gi s s u eo f t pm n l t i c a s t , i e 。，q o sg u a r a n t e e , a n d p r o p o s e s a l le f f i c i e n tq o s a l g o r i t h mb a s e d o nn o n l i n e a rd i s t a n c ea n dl o a d - b a l a n c e ，a n d p r o v i d e sc o m p u t e r s i m u l a t i o nt oe v a l u a t et h ea l g o r i t h mb a s e do nt h et e s t b e d ， 【k e y w o d s m u l t i c a s t ，m p l s ，l d p ，m u l t i c a s t t r e e i l 独创性声明 本人声明所呈交的学位论文是本人在导师指导下进行的研究工 作及取得的研究成果。据我所知，除了文中特别加以标注和致谢的地 方外，论文中不包含其他人已经发表或撰写过的研究成果，也不包含 为获褥毫子科技大学或其它教弯壤构数学位或证书两使爰过躲材料。 与我一同工作的慝志对本磺究所做的任何贡献均已在论文中作了明 确的 兑明并表示谢意。 签名： 基鏊。匿麓：秘呼年 玉簿2 6 磊 关于论文使用授权的说明 本学位论文作者完全了解电子科技大学有关保留、使用学位论文 的规定，有权保留并向圈家有关部门或机构送交论文的复印件和磁 盘，允诲论文被查阕和偌阕。本人授权瞧予科技大学可以将学位论文 的全鄙或部分内容编入有关数据库进行检索，可以采用影印、缩印或 扫描等复制手段保存、汇编学位论文。 ( 保密的学位论文在解密霜应遵守此规定) 签名：盎数导师签名： 日期：w 叶 旦型技大学硕士论文：基于多协议标记交换技术的i p 组播研究与实现 第一章概述 近年来，随着网络技术的发展，网络视频会议( 可视化i p 电话会议系统) 、 网络音频视频广播、多媒体远程教育、远程会诊等新兴的网络多媒体应用越来 越普及，其中不少是高带宽的、一点对多点或者多点对多点的。然而传统i p 网 络最初是为“点一点”通信模式的数据传输而设计的，所用的网络协议也通常 是“点一点”的协议。若仍用“点一点”通信模式来支持这些网络应用，则必 定会带来了带宽的急剧消耗和网络拥挤问题。为了缓解网络瓶颈，更好地支持 这些网络多媒体应用，人们提出了许多方案，其中i p 组播( m u l t i c a s t ) 技术获 得了更多的关注，因为它能有效地解决“点对多点”、“多点对多点”的问题， 从而实现i p 网络中点到多点的高效数据传送，以达到有效地节约网络带宽、降 低网络负载的目的。 作为一种新兴的路由交换技术，m p l s ( m u l t i p r o t o c a ll a b e ls w i t c h i n g 一多 协议标记交换) 结合二层交换和三层路由，它不仅支持网络层的多种协议，还 可以兼容第二层上的多种链路层技术，并能完成涉及多层网络集成控制与管理。 采用m p l s 技术的网络相对简化了网络层复杂度，兼容现有的主流网络技术， 降低了网络升级的成本，解决了传统i p 分组交换的局限性。此外，m p l s 还能 提供v p n 服务，实现负载均衡的网络流量工程。因此，它在业界受到了广泛的 重视。 由于m p l s 目前已被i e t f 标准化，而且已经在一些网络中实践部署了， 例如在我国网通、铁通的全国骨干网就大量采用了m p l s ：而i p 组播又是当前 支持点一多点或多点一多点应用主要技术手段，因此可考虑将l p 组播和m p l s 技术结合起来，充分利用m p l s 技术来提供组播服务，一方面增强i p 组播的性 能；另一方面扩大m p l s 技术在实际网络中的应用。因此研究在m p l s 网络中 的l p 组播实现具有一定的实际意义。 1 1f p 组播技术基础 i p 组播的基本思想是源i p 主机只发送一份数据，一个或多个接收者可接 一1 第一章概述 收相同数据的拷贝。即允许源i p 主机向网上所有i p 主机的一部分( 子集) 发送 i p 分组，只有该子集内的主机( 目的主机) 可以接收该分组，而网络中其它i p 主 机不能收到该分组。实现i p 组播传输，则组播源和接收者以及两者之问的下层 网络都必须支持组播。目前网络硬件、软件产品均支持i p 组播，比如，新生产 的以太网卡几乎都支持组播；c i s c o 的路由器不仅支持d v m r p 、p i m 路由协议、 i g m p 组管理协议，而且支持c i s c o 专有c i s c o 组管理协议c g m p ，再如微软的 w i n d o w s9 5 支持i p 组播和i g m p v l ，而w i n d o w s9 8 还支持i g m p v 2 。在地址 方案中，i p v 4 专门为组播划出一个地址范围( 即：d 类地址) ：即2 2 4 0 0 0 2 3 9 2 5 5 2 5 5 2 5 5 。 1 1 1组播树 在传统i p 单播网络中，分组通过网络沿着单一路径从源主机向目标主机传 递，但在组播模型中，组播源向某一组地址传递分组，而这一地址却代表一个 主机组。为了向所有接收者传递数据，一般采用组播树描述l p 组播在网络里经 过的路径，它有以下基本类型：泛洪法( f l o o d i n g ) 、有源树、共享树( 包括： 有核树( c b t c o r e b a s e dt r e e ) 年1 s t e i n e r 树) 。 1 1 1 1泛洪法 这是最简单的组播路由算法，它并不构造所谓的组播树，其基本原理如下： 当组播路由器收到发往某个组播地址的分组后，首先判断是否是首次收到该分 组，如果是首次收到，那么将其转发到所有接口上，以确保其最终能到达所有 接收者；如果不是首次收到，则丢弃该分组。 泛洪法的实现关键是“首次收到”的检测。这需要维护一个最近通过的分 组列表，但无需维护路由表。它适合于对组播需求比较高的场合，并且能做到 即使传输出现错误，只要还存在一条到接收者的链路，则所有接收者都能接收 到组播分组。然而，泛洪法不适合用于规模较大的网络，如i n t e r n e t ，因为一方 面它不考虑链路状态，并产生大量的拷贝分组；另一方面对于高速网络而言， “首次收到”列表将会很长，占用相当大的内存。尽管它能保证不对相同的分 组进行二次转发，但不能保证对相同分组只接收一次。 一2 一 电子科技大学硕士论文：基于多协议标记交换技术的i p 组播研究与实现 1 1 12 有源树 有源树也称为基于信源的树或最短路径树( s h o r t e s tp a t ht r e e ：s p t ) 。它 是以组播源为根构造的从根到所有接收者路径都最短的组播树。如果组中有多 个组播源，则必须为每个组播源构造一棵组播树。由于不同组播源发出的分组 被分散到各自分离的组播树上，因此采用s p t 有利于网络中数据流量的均衡。 同时，因为从组播源到每个接收者的路径最短，所以端到端( e n d t o e n d ) 的 时延性能较好，有利于流量大、时延性能要求较高的实时媒体应用。s p t 的缺 点是：要为每个组播源构造各自的分布树，当数据流量不大时，构造s p t 的开 销相对较大。 1 1 13共享树 共享树( s h a r et r e e ) 也称r p 树( r p t r e n d e n z v o u sp o i n tt r e e ) 指为每个组 播组选定一个共用根( 汇合点：r p 或核心) ，以r p 为根建立的组播树。同一 组播组的组播源将所要组播的数据单播到r p ，再由r p 向其它成员转发。共享 树在所需维护的状态数和组播树总代价两个方面具有较好的性能。但是，当组 的规模较大，而每个成员的数据发送率较低时，则使用共享树比较适合；然而 当通信量大时，使用共享树将导致流量集中及根( r p ) 附近的瓶颈。目前，讨 论最多同时也是最具代表性的两种共享树是s t e i n e r 树和有核树( c b t ) 。 1 1 2 组播组成员的管理一一i g m p 协议 主机使用i g m p ( i n t e r n e tg r o u pm a n a g e m e n tp r o t o c 0 1 ) 通知子网的组播路 由器，希望加入组播组；路由器使用i g m p 查询本地子网中是否有属于某个组 播组的主机。当某个主机加入某一个组播组时，它通过“成员资格报告”消息 通知它所在的i p 子网的组播路由器，同时将自己的i p 模块做好相应的准备， 以便开始接收来自该组播组传来的数据。如果这台主机是它所在的i p 子网巾第 一台加入该组播组的主机，通过路由信息的交换，组播路由器加入组播分布树。 当主机离开某一个组播组时，它将自行退出。组播路由器每隔一定时间( 例如： 1 2 0 秒) 使用“成员资格查询”消息向i p 子网中的所有主机的组地址( 2 2 4 0 0 1 ) 查询，如果某一组播组在1 p 子网中已经没有任何成员，那么组播路由器在确认 这一事件后，将不再在子网中转发该组播组的数据。与此同时，通过路由信息 3 一 第一章概述 交换，从特定的组播组分布树中删除相应的组播路由器。 1 1 3 i p 组播分组的转发技术 在i p 单播中，路由器通过网络，沿着单一路径从源主机向目的主机转发信 息，目的主机的i p 地址出现在i p 分组的目的地址字段。沿途的各个路由器， 使用分组的目的1 p 进行1 p 路由表查找，依据查找结果作出转发决定：即通过 指定接口向下一跳转发分组。 在i p 组播中，i p 分组目的地址段内填充的不是某个特定的目的主机的地 址，而是i p 组播地址，即源主机向由该i p 组播地址所表示的一组主机传送信 息。与在i p 单播中使用目的地址作为决定转发的依据相反，i p 组播路由器不 能把转发决定建立在分组中目的地址的基础上，而改为以源主机的i p 地址作为 转发的依据。组播路由与单播路由相反，i p 单播路由关注的是：分组将发往何 处? i p 组播路由关注的是：分组从何处来? 所有的i p 组播路由协议都利用逆向路径转发r p f ( r e v e r s ep a t h f o r w a r d i n g ) 作出决定：是否转发和丢弃从某个接口上接收到的组播分组? 当 组播分组到达路由器时，路由器对分组进行r p f 检查：如果r p f 检查成功了， 分组被转发；否则，它被丢弃。如图l ，1 所示，如果数据从错误的入接口到达， 则认为r p f 检查错误，并忽略该数据分组。 图1 1 逆向路径转发r p f 检查 组播路由器如何确定收到组播分组的接口是在可返回到源站点的逆向路 径上，则取决于所使用的路由协议。在一些组播网络中，组播路由协议为自身 4 鱼子科瑾大学硕士论文：基于多协议标记交换技术的l p 组播研究与实现 维护了一个单独的组播路由表，并使用这张表进行r p f 检查，例如：d v m r p ( d i s t a n c ev e c t o r m u l t i c a s t r o u t i n gp r o t o c o l 一距离向量组播协议) 。在其他组播 协议中，一般使用现有的i p 单播路由表来确定源i p 地址指定的接口，例如： p i m ( p r o t o c o l i n d e p e n d e n tm u l t i c a s t 一协议无关组播协议) 。 1 1 4 组播路由协议 要想在一个实际网络中实现组播分组的转发，必须在各个互连设备上运行 可互操作的组播路由协议，它可分为以下三类：密集模式协议( 如：d v m r p 、 p 1 m d m ) 、稀疏模式协议( 如：p i m s m 、c b t ) 、链路状态协议( 如：m o s p f ) 。 1 ) 距离向量组播路由协议( d i s t a n c ev e c t o rm u l t i c a s tr o u t i n gp r o t o c o l ： d v m r p ) d v m r p 是由单播路由协议r i p 扩展而来，两者都使用距离向量算法得到 网络的拓扑信息，不同之处在于r i p 根据路由表前向转发数据，而d v m r p 则 是基于r p f 。为了使新加入的组播成员能及时收到组播数据，d v m p r 采用定 时发送分组给所有的l a n 的方法，然而这种方法导致大量路由控制分组的扩 散，这部分开销限制了网络规模的扩大。另一方面，d v m r p 使用跳数作为度 量，其上限为3 2 跳，这对网络规模也是一个限制。目前提出了分层d v m r p ， 即对组播网络划分区域，在区域内的组播可以按照任何协议进行，而对于跨区 域的组播则由边界路由器在d v m r p 协议下进行，这样可大大减少路由开销。 2 1 开放式组播最短路径优先协议( m u l t i c a s to p e ns h o r t e s tp a t hf i r s t ： m o s p f ) m o s p f 是一种基于链路状态的路由协议，是对单播o s p f 协议的扩展。同 o s p f 类似，m o s p f 定义了三种级别的路由： o s p f 区域内组播路由：用于了解各网段中的组播成员，构造( 源 网络s ，组g ) 对的s p t ： m o s p f 区域间组播路由：用于汇总区域内成员关系，并在自治系统 ( a s ) 主干网( 区域0 ) 上发布组成员关系记录通告，实现区域间 组播分组的转发； 5 篇一章概述 o s p f a s 间组播路由：用于跨a s 的组播分组转发。 3 ) 漭议无关组撩( p r o t o c o li n d e p e n d e n tm u l t i e a s t ：p i m ) p i m 不依赖于某一特定单播路由协议，它可利用各葺申单播路由协议建立的 单播路由表完成r p f 检查功能，而不是维护一个分离的缀播路囱表实珑组播转 发。由于p i m 无霞收发组搔路由更毅，所以与其它组播协议相比，p i m 开销降 低了许多。p i m 的设计出发点是在i n t e r n e t 范围肉同时支持s p t 和共事树，并 使鼯者之闻灵活转换，困两榘中了它们的优点提懿了组攘效率。p i m 意义了鼹 种模式：密集模式( d e n s e m o d e ) 和稀疏模式( s p a r s e m o d e ) 。 2m p l s 静基本原理 1 2 m p l s 的网络构残 m p l s 引入了基于标记的机制，由标记来规定一个分组通过网络的路径， 将面向非连接的i p 业务移檬到面淘连接的标记交换业务之上，实现了路由选榉 鄱数据转发的分离。m p l s 网络由核心部分的撂记交换路由器( l s r ：l a b e l s w i t c h i n gr o u t e r ) 、边缘部分的标记边缘路由器( l e r ：l a b e le d g e r o u t e r ) 组 残，热霪1 2 腰示。 图1 ，2 标记交换的工作过程示意图 在m p l s 霹终戆入l s r 娃，按照不嗣转发要滚蝰分缀划分戏不同爨发等侩 类( f e c ：f o r w a r d i n ge q u i v a l e n c ec l a s s ) ，并将每个特定f e c 映射到下跳。每 一特定f e c 鄱棱编褐为一个短两定长静德，帮稼记，如强t - 3 耩示。 ，6 一 电子科技大学硕士论文：基于多协议标记交换技术的i p 组播研究与贸现 l 数据链路层h 佃l ss h i m 口头分组净荷 i帧热头部 ，。? 、 标记c o s s 生存时间 ( 2 驰a ) ( 3 b i t )( 1 b i t )( 8 b 稿 图1 3m p l ss h i m 头标记辖式 在l s r 走，m p l s 控制模块以i p 功能为中心，转发模块基予标记交换算 法，并通过标记分配协议( l d p ：l a b e ld i s t r i b u t i o np r o t o c 0 1 ) 在节点间完成标记 馈怠以及媚关售令的发送。僮褥注意熬是，l d p 德令以及标记缵定信息只在 m p l s 相邻节点间传递。l s r 之间或l s r 与l e r 之间依然需要遂行标准的路 出凌议，劳叁魏获褥撼羚售患。透过这些信惑l s r 可班明礁选取搬文豹下一跳 并可最终建立特定的标记交换路径( l s p ) 。m p l s 使用控制驱动模型，即基于 掇羚驱动方式对褥予建立l s p 麓轹记绑定整患的分琵及转茨遂行秘始亿。l s p 属于单向传输路径，因而全双工业务需要两条l s p ，每条l s p 负责一个方向上 的韭务。 1 2 。2标记栈操作舞标记交换 m p l s 分组上存在着系列按照“厢进先出”方式组织起来的标记，该结构 称作标记筏，扶棱顶_ 歼始建瑾标记。藩一个分组豁棒记筏深疫为m ，羽位子棱 底的标记为l 级标记，位于栈顶的标记为m 级标记。来打标记的分组可看作标记 栈为空( 即标记棱深度为零) 的分蕴。标记分组到达l s r 通常先执行标记栈顶 的出栈( p o p ) 操作，然后将一个或多个特定的新标记压入( p u s h ) 标记栈顶。 如果分组的下一跳为菜个l s r 自身，则该l s r 将栈顶标记弹出并将由此褥至4 的 分组“转发”绘基己。此后，如果标记弹出蜃标记栈不空，则l s r 根据标记栈 保留信息做出后续转发决定；如果标记弹出艏标记栈为空，则l s r 根据i p 分组 头潞由转发该分维。 m p l s 功能的本质是将分组业务划分为f e c ，相同f e c 的业务流在标记交换 路径( l s p ) 上交捩。一觳来滋，由爹游节点两上游节熹努发蠡记，连袋一事 的标记和路由器序列就构成了l s p 。 一7 - 第一章概述 一个完整的标记交换的过程，可概括为以下3 个步骤，如图1 2 所示： 蠹l d p ( 标记分布秘议) 黧传统潞壶淹汉( o s p f 、i s i s 等 一起，在 l s r 中建立路由表和标记戡射表； l e r 接收l p 分组，宛成第三层功能，并给i p 分组加上标记；在m p l s 出口鲍l e r 上，将分组中的标记去掉后继续进行转发； l s r 对分组不再进行任何第三层处理，只怒依据分组上的标记通过交换 单元怼茭进行转发。 1 2 3 m p l s 的核，0 一一信令方式 m p l s 通过简单的核心协议，即信令，来提供丰富的标记分配及相关处理 功能。镌成m p l s 协议框絮的主要元素煮售令协议、器记映射凌( l i b ) 和转 发信息库( f i b ) ，其中l i b 和f i b 分别为存储标记绑定信息和相应的标记转发 信患熬数据露。嚣囊誊m p l s 实现信令貔方装哥分为嚣类： 类是l d p c r l d p ，源于a t m 网络的思想，提供了一套桥准的倍令机制 用于旮效遣实现标记的分配与转发功髓。l d p 基于原有的网络菇路由秘议拇建 标记信息库，并根据网络拓扑结构，在m p l s 域边缘节点( 即入节点与出节点) 之闯建立l s p 。l d p 信令位于t c p u d p 之上，它通过t c p 层保证信令消惠可 靠传输，同时基于u d p 传送发现消息。l d p 信令传输使用的t c p 和u d p 知名 端口号均为6 4 6 。相邻的l s r 之闯必须建立一条非m p l s 连接镳路作为信令通 道，用于传送l d p 信令摄文。 另一类遐r s v p ，它基于传统的i p 路豳协议。r s v p 和l d p c r l d p 是两 静不弱茨巍议，它爨在蛰议特洼土存在不瓣，套不圈豹瀵惑集弱藩令安塾耀趣翟。 从协议可靠性上来看，l d p c r l d p 是基于t c p 的，当发生传输丢包时，利用 t c p 褥议提供麓荤瓣镣诿攒示，实溪浃遮穗应稻滚复。蕊r s v p 只蔗糖送l p 分组。由于缺乏可靠的传输机制，r s v p 无法保证快速的失败通知。从网络可 扩震後上看，l d p 较r s v p 更有优势，一般电信缀网络中茏其怒a t mn 络中， 应采用m p l s l d p 。i t u t 倾向于在骨干网中采用c r l d p 。目前所有支持 m p l s 功能的路由设麓都同时支持c r l d p 和r s v p 两种m p l s 的信令协议。 8 电子科技大学硕士论文：基于多协议标记交换技术的i p 组播研究与实现 1 3 本论文的主要工作及要解决问题 1 3 1 i p 组播存在的问题 i p 组播分组典型使用用户数据报协议( u d p ) ，而u d p 是一种“尽力而为” ( b e s t e f f o r t ) 协议。因此，i p 组播应用必定会遇到分组丢失和乱序问题。 一般地，在安全较高的i p 组播中，常要求只有注册的源主机才可以向组播 组发送数据：而且也只有注册的接收者才可以接收组播数据。然而i p 组播很难 保证这一点。首先，i p 组播使用u d p ，任何主机都可以向某个组播地址发送 u d p 包，并且低层组播机构将传送这些u d p 包到所有组成员。其次，i n t e r n e t 缺少对于网络层的访问控制。第三，组成员可以随时加入退出组播组。这儿点 使组播安全性问题同组播的可靠性问题一样难以解决。 i n t e r n e t 是一个异构网络，这些异构导致在实现i p 组播网络中的复杂性。 比如：网络中不同部分的带宽不同、接收者的处理要求和处理能力不同，而所 有接收者都要与同一组播源交互，这就要求采取某些方法使得每一个接收者接 收到与其接收能力和从组播源到接收者之间带宽相适合的数据流( 即公平性) 。 再比如：a t m 面向连接的特点在i p 组播传输中带来了新的问题，这使l p 组播 与a t m 组播具有不同特点。所以，在设计i p 组播网络时，必须充分考虑到网 络的异构性。 1 3 2当前在支持i p 组播上m p l s 存在的问题 虽然m p l s 可提供灵活的分组快速转发，然而它在i p 组播路由支持上略显 不足。这问题主要源于第三层组播树与第二层标记交换路径l s p 间的映射。由 此产生了一系列的问题，比如：泛洪与修剪、源共享树、单向双向树、封装 式组播。 i p 组播树需要建立点一多点或多点一多点的l s p 。在当前的m p l s 体系结 构中，仅讨论了点一点的l s p 。虽然m p l s 没有排斥其他类型的l s p ，但目前 在这方面仍没有一个标准化的机制。事实上，据我所知，目前仅在文献中有多 点一点的l s p 的研究，而且它的研究目的仅在于节省标记空间。另外，l s p 也 具有很大的易变性。它的必然结果就是信令开销较大，标记消耗太多。 一9 一 第一章概述 i e t f 当前版本的标签分配协议( l d p ) 对单播有很好的支持，但缺乏对i p 组 播的有效支持。在现有的l d p 协议中，标签分配是基于控制消息流驱动的。这 种标签分配机制在m p l s 支持单播的情况下是适用的。但在支持组播情况下， 考虑到网络的动态性和可扩展性，这种机制就不适用。 1 3 3 本论文的主要工作 为了适应未来新业务的需求，如v i d e o a u d i oc o n f e r e n c i n g 、分布式计算， 以及其他组播业务，m p l s 必须对i p 组播有更好的支持，同时组播标签的分配 机制必须是基于数据流驱动的。 鉴于此，本论文拟主要解决以下问题： 1 ) 在目前i p 组播的研究成果基础上，研究具有组播能力的l s p 建立机制 或方案即组播树标记分发协议，这包括： 改进当前基于控制消息流驱动的标记分配机制，增强m p l s 对组播 的支持； m p l s 组播树的维护方法，主要考虑链路失效与链路恢复时，组播 标记交换路径的动态处理机制； m p l s 组播树标记分发协议m l d p 的实现，同时考虑如何增强组播 树的可靠性、以及在组播l s p 维护中消息通信能力； 2 ) 基于前面的结果，研究在l i n u x 环境下m p l s 组播的具体实现。 3 1 此m p l s 组播的l i n u x 实现的基础上，搭建相应的测试实验环境，对其 进行主要性能分析。 4 ) 在前面的基础上，对m p l s 组播进行q o s 保障的扩展研究，提出一个 合理q o s 保障算法，并用前面的实验环境中进行仿真分析。 一1 0 一 电子科技大学硕士论文：基于多协议标记交换技术的i p 组播研究与实现 第二章m p l s 组播标记分配机制 2 1 目前m p l s 组播存在问题 2 1 1 m p l s 组播实现例子一基于p i m 协议的m p l s 组播 基于m p l s 的组播则要依靠由d v m r p 、m o s p f 、p i m 等组播路由协议构 造组播树来实现。这里，以p i m 协议构造组播树为例，来具体描述m p l s 是如 何支持组播的。组播对m p l s 的以下两个要求：一是要求接入同一个共享介质 网络的两个l s r 不能为不同的组播树分配相同的标记；二是要求组播树的所有 成员l s r 都同意使用一个公用的标记来标识该组播树。 为了满足第一个要求，m p l s 采用如下方法：将标记分为多个域，每个l s r 各分配一个标记域。每个l s r 通过p i m 的h e l l o 消息通知其他l s r 它所使用 的标记域。当接入共享介质网络的l s r 启动时，它首先监听从其接入共享介质 网络的接口接入的p i m h e l l o 消息，检查其中携带的其他l s r 的标记域是否与 自己将使用的标记域重叠：如果重叠，则需要选用其他的标记域。标记域的使 用只与接入共享介质网络的接口有关，与l s r 的其他接口无关。所以，如果 l f l b ( 标记转发信息库) 采用按接口的配置方式，标记域的协商则会有较高的 效率。 为了满足第二个要求，需要从组播树的成员中选出一个l s r 作为组播树的 根，由它负责向所有成员发布标记捆绑信息。和传统路由器的组播协议一样， 当一个成员l s r 要加入组播树时，首先向组播树的根( 在p i m 协议中称为r p ) 发送一个p i mj o i n 消息。在这个消息中，l s r 将它从将要发送该消息的接口 的空闲标记库中选取的入标记放入。当上游l s r ( 以从根到叶的方向为流的方 向) 收到这个p i mj o i n 消息时，会更新接收消息的接口的l f i b ，用消息中的 标记替换该组播树所对应的f i b 条目中的出标记。 上面描述的组播树的形成过程对于点到点的网络而言没有任何问题，但对 于共享介质的网络则不然。假定一个连接在共享介质网络上的l s r 要加入组播 树，当它向组播树的根发送p i mj o i n 消息时，所有连接在同一共享介质网络 第二章m p l s 缀播标记分配机制 上的组播组成员l s r 都会收到该消息( 因为该消息的目的地址是组播组地址) 。 熟票该l s r 熬这个缀獾篷中第一个在共享分矮网络中发布p i mj o i n 滔惠毂裁 员，则由它选择一个入标记，共享介质网络上的所有其他成员在收到该消息后 避录这个入标记。当遽些英魏或受中的一个毽要翻入疆播耱对，必须筏愆这个 记录下的标记作为入标记。该p i mj o i n 消息会周期性地重复发送。若共享介 质溺络上的缝播成虽l s r 没有记录入标记信息，可以采翔在p i mj o i n 消怠中 包含标记为0 的方式询问其他l s r 。其他l s r 在收到这个标记为0 的询问后， 用携带入标记信息豹p 1 mj o i n 消怠应答。因为标记交换中组播所使用的l f l b 时按接口配置的。所以上述的过程无需其他接口的配合。 ab 戴b 豳2 一l 基于p l m 协议的m p l s 组播实现示慧图 下面我们用一个实例来说明m p l s 是如何支持组播的。在图2 - 1 中三个l s r ( 即c 、d 彝e ) 连接在一个共辜分覆网终中( 妇e t h e r n e t ) ，蕊其缝连接均为 点到点连接。我们假定a 为组播树的根，组播树拥有a 相c 两个成员。 鲞b 要魏入这个缝播褥对，它必须蠢a 发送一个p i mj o i n 漕惑e 当然这 个消息需要从b 的接口e t h 0 发出，所以b 从e t h 0 接口的空闲标记库中选取一 个标记作为该组播信意条西静入标记，著在p i mj o i n 铸患中惫古这个标记。 该p i mj o i n 消息通过接口e t h 0 发送给c 。因为c 已经加入了这个组播树，所 以它散够从它豹l f i b 中技弱对应该组播树的信惑条弱。c 将p i mj o i n 消惑中 的标记和接收该消息的端口号( e t h i ) 填入这个信息条目的出标记和出口号分 项中。这样，b 就加入了这个组播树。 。1 2 皇王型垫盔堂堡主堡壅；薹王墨垫垫堡望窒垫垫查盟堡塑塑堕塞量窒塑 如果e 要加入这个组播树，情况则大不相同。首先让我们观察一下e 所接 入的e t h e r n e t ，相对于d 和e 而言，c 是上游节点。也就是说，这个共享介质 的网络中还没有组播树的成员。所以e 在向c 发送p i mj o i n 消息时，自行选 择入标记。当这个携带入标记信息的p 1 mj o i n 消息通过e 的接v ie t h 0 发送出 去时，c 、d 和e 都会收到。因为该消息的目的地址是组播地址，并且c 、d 和e 被设定为该组播组的成员，所以m a c 层和i p 层都无法将其过滤出去。当 c 收到这个消息时，它从它的l f i b 中找到该组播树所对应的条目，并将标记 信息和接口信息填入相应项中，这时，在c 的l f i b 中，该组播树便拥有了两 个出口信息( e t h l 和e t h 2 ) 。 假定d 而后也要加入这个组播树，这时d 应已从l s re 发送的p i mj o i n 消息中获得了入标记与该组播树的映射消息。所以它就可以直接将入标记放入 该组播树所对应的l f i b 条目中。 紧密模式的组播组p i m 协议不要求路由器发送j o i n 消息，而稀疏模式的 p i m 协议要求路由器发送j o i n 消息。为了兼容两种协议，标记交换修改了紧 密模式的p i m 规程，它要求l s r 在生成一个组播路由后就立即向该组播组发 送一个p i mj o i n 消息，而不管该组播组时紧密模式还是稀疏模式。 2 1 2 前面m p l s 组播实现中存在的问题 很显然，上面介绍的组播标记的发布采用的是在路由协议上携带的方式， 而不是专用的标记发布协议，采用这种方式是否无法兼容其他组播路由协议， 如m o s p f 、d v m r p 等? 因此，为了兼容其他组播路由协议，还需一个专用的 标记发布协议( l d p ) 支持组播标记的发布，以实现组播树到“点到多点”或 “多点到多点”l s p ( 组播l s p ) 的映射，即一个入标记与多个出标记的对应。 从m p l s 本身来说，它在进行标记映射时存在着三个主要的局限性： 1 1 有限的标记空间：不管是标准规定还是具体实现中的标记的数目都可能 很小，限制了可产生的l s p 的数目； 2 】合并：一些二层技术不支持多点到点和多点到多点的连接，阻碍了l s p 的合并； 一1 3 一 蔓三至! 竺坚塑塑堑! i 坌墼垫型 3 ) t t l 值的递减：二层技术不支持t t l 递减的功能。 这些局限在组播的情况下更加突出，影响了组播在m p l s 中的实现