《计算机网络 》课件第8章

第8章组播技术8.1引言

8.2IP组播技术

8.3应用层组播技术

8.1引

言

在计算机网络中，主要采用一对一的通信模式，在发送节点与接收节点之间建立单独的连接，发送节点发送的报文只能由指定的接收节点接收，这种通信模式称为单播(Unicast)。图8.1(a)为单播通信模型。然而，很多的网络应用(如视频会议等)需要采用一对多通信模式，一个节点发送的报文要由多个节点同时接收。如果采用单播技术来实现这种通信模式，则需要分别与多个接收节点建立连接，分成多次将同一报文发送给这些接收节点。当接收节点增多时，容易产生网络瓶颈，造成网络拥塞和传输延迟等问题。

为了解决这个问题，人们提出了组播或多播(Multicast)技术，将参加组播的用户组成组播组，对于发给组成员的报文，发送节点(组播源)只需发送一次，由网络交换节点将报文转发给其他组成员，从而避免了在网络上产生重复数据报文，节省了网络带宽。图8.1(b)为组播通信模型。目前，组播技术在网络音频/视频广播、视频点播(VOD)、网络视频会议、多媒体远程教育、信息推送(如股票行情等)、网络游戏等方面得到了广泛应用。

图8.1网络通信模型(a)单播；(b)组播

8.2IP组

播

技

术

8.2.1IP组播的基本概念

1．IP组播地址和组播组

IP组播通信依赖于IP组播地址。在IPv4中，IP组播地址是D类IP地址，地址范围为224.0.0.0～239.255.255.255，并被划分为局部链接组播地址、预留组播地址和管理权限组播地址等三种。

(1)局部链接组播地址：地址范围为224.0.0.0～224.0.0.255，这是为路由协议和其他用途保留的地址，路由器并不转发属于此范围的报文。

(2)预留组播地址：地址范围为224.0.1.0～238.255.255.255，可用于全局网络(如Internet)。

(3)管理权限组播地址：地址范围为239.0.0.0～239.255.255.255，供组织内部使用，类似于私有IP地址，不能用于Internet，可限制组播范围。使用同一个IP组播地址接收组播报文的所有主机构成了一个组播组。一个组播组的成员是动态变化的，一台主机可以随时加入或离开组播组。组播组成员的数目和所在的地理位置也不受限制，一台主机也可以属于几个组播组。此外，不属于某一个组播组的主机也可以向该组播组发送报文。

2．组播分布树

(1)有源树以组播源作为有源树的根，有源树的分支构成通过网络到达接收主机的分布树。因为有源树将以最短的路径穿越网络，因此也称为最短路径树(SPT)。

(2)共享树以多个可选择的组播路由中的一个作为共享树的公共根，这个根称为汇合点或集中点(RendezvousPoint，RP)。共享树又可分为单向共享树和双向共享树。单向共享树是指组播数据流必须从根经过共享树发送到接收节点；双向共享树是指组播数据流可以不经过共享树。

3．反向路径转发

反向路径转发(Reverse-PathForward,RPF)是组播路由协议中转发组播报文的基础。当组播报文通过有源树时，组播路由器检查到达的组播报文的组播源地址，以确定该组播报文所经过的网络接口是否在有源的分支上，如果在，则RPF检查成功，转发该组播报文；如果RPF检查失败，则丢弃该组播报文。

4．Internet组播主干网(MBONE)

Internet组播主干网(MBONE)是由一系列相互连接的支持IP组播的路由器和子网主机组成的，可以看做是一个架构在Internet上的虚拟网。在MBONE中，组播源发出的组播报文可直接在支持IP组播的路由器组之间传输，而在组播路由器组和非组播路由器组之间需要通过点对点隧道技术进行传输。

5．IP组播隧道传输机制如果组播源端和远端之间的中间网络不支持组播功能，则可利用隧道传输技术来穿越中间网络。所谓组播隧道传输，是指将组播报文封装成一个IP报头，在不支持组播的中间网络(如Internet)中进行传输。典型的组播隧道传输就是MBONE。组播源端在隧道的入口处进行组播报文封装，在隧道的出口处则进行解封，然后再利用本地支持组播的路由器实现组播。

8.2.2IP组播组管理协议

IP组播是一个开放模型，一个特定组播组可通过一个D类IP地址来标识，组关系是动态变化的，为保证数据传输的原子性，必须对组进行管理。IP组播组管理机制包括两部分：局域网(LAN)内跟踪组成员关系并准确传输组播信息的局部机制和广域环境下路由报文的全局机制。

IGMP(InternetGroupManagementProtocol)是LAN内的组管理协议，用于向本地组播路由器报告组成员关系。IGMP处于IPv4的第三层，消息封装在IP报文中进行传输。IGMP协议的发展已经历了三个版本。

IGMPv.1包括主机成员关系查询和报告两种消息，组播路由器定期向LAN中的所有主机发送查询消息，以获取本地网络中的组信息。为避免并发消息产生信息风暴，主机在收到消息后将等待一个随机延迟(小于查询间隔)，若在该延迟内未收到来自相同组成员的报告，则向组播路由器及LAN中同组成员发送反馈报告。在IGMPv.1中，主机可主动请求加入组播组，但未提供显式的离组操作。因此，当LAN内的最后一个主机离开组后，路由器仍继续向该LAN转发报文，直到组关系查询超时为止。离开延迟(LeaveLatency)浪费了网络带宽。

IGMPv.2重新定义了消息格式，扩充了消息类型，以降低离开延迟。IGMPv.2将IGMPv.1中的Version和Type字段合并成8位长的Type字段，用原unused字段定义查询消息中的发送回复，报告所允许的最大延迟。IGMPv.2的查询消息分成普通查询(GeneralQuery)和组特定查询(GroupSpecificQuery)，同时增加了离组消息。IGMPv.2要求每个组成员都必须维护组状态信息，以便在作为最后一个组成员离开组时，向组播路由器发送离开消息。为确保准确性，组播路由器必须发送组特定查询消息来探测组成员状况，并在多次查询无反馈后认为组空缺。IGMPv.2虽减少了离开延迟，但没有从根本上消除这个问题。

IGMPv.3增加了源过滤(Per-sourceFiltering)功能，使得系统能接收指定源发送的数据报文和排除特定的源地址，同时可限制报文发送到特定组。IGMPv.3为支持源过滤操作提供了一个系统级编程接口(API)——IPMulticastListen(socket，interface，multicast-address，filter-mode，source-list)，其中：●interface可以是物理的或逻辑的，对每个接口必须执行该调用；●

multicast-address是接收方的组播地址；

●filter-mode是关于INCLUDE和EXCLUDE的集合运算，通过在同一个接口或socket上多次调用该API，可定义是否接收从指定源单播地址发送的数据；●source-list定义了源地址，可以是0个或多个单播地址。

IGMP协议解决了LAN环境中的组管理和关系维护问题，而Internet中的组管理和报文转发需要通过组播路由技术来完成。

8.2.3IP组播路由协议组播路由就是在组播组成员之间构造一个组播分布树。这个分布树连接了该组播组中的所有主机，在一个特定的“发送源—目的组”对上的IP组播流量都是通过这个分布树从发送源传输到接收者的。不同的IP组播路由协议使用不同的技术来构造这些组播分布树，一旦这个树构造完成，所有的组播流量都将通过它来传播。

根据网络中组播组成员的分布，IP组播路由协议可以分为两种基本类型。第一种组播路由协议称为密集模式组播路由协议，它假设组播组成员密集地分布在网络中，也就是说，网络中大多数子网都至少包含一个组播组成员，而且网络带宽足够大，这种组播路由协议依赖于广播技术将数据“推”向网络中所有的路由器。密集模式组播路由协议主要有DVMRP(DistanceVectorMulticastRoutingProtocol)、MOSPF(MulticastOpenShortestPathFirst)和PIM-DM(Protocol-IndependentMulticast-DenseMode)等。

1．DVMRP

DVMRP是由单播协议—距离矢量路由协议(DVRP)扩展而成的。DVMRP是密集模式组播路由协议，也是第一个支持组播功能的路由协议，被广泛应用于组播主干网(MBONE)上。

DVMRP为每个发送源和目的主机组构建不同的分布树。每个分布树都是一个以组播发送源作为根，以组播接收目的主机作为叶子的最小分布树。这个分布树为发送源和组中每个接收者之间提供了一个最短路径，DVMRP的最短路径是以“跳步数”为单位来量度的。当一个发送源要向组播组中发送报文时，路由器将根据这个请求来建立一个分布树，并且使用“广播和修剪”算法来维持这个分布树。

分布树的构建过程如下：当一个路由器接收到一个组播报文后，首先检查它的单播路由表来查找组播组发送源的最短路径的接口。如果这个接口就是该组播报文到达的接口，那么路由器就将这个组播组信息记录到它的内部路由表(指明该组数据报文应该发送的接口)中，并且将这个组播报文向其他邻近路由器转发。如果这个组播报文的到达接口不是该路由器到发送源的最短路径的接口，那么将丢弃这个报文。这种机制称为反向路径广播(Reverse-PathBroadcasting)机制，它能保证所构建的分布树中不会出现环路，并且从发送源到所有接收者都是最短路径。

2．MOSPF

MOSPF协议是由开放最短路径优先(OSPF)协议扩展而成的。OSPF是一种单播路由协议，通过选择最小开销路径来转发数据报文。这里的路径开销除了包括路径中的跳步数外，还有其他的网络性能参数，如负载状况、应用程序的服务质量(QoS)要求等。

MOSPF也是密集模式组播路由协议，它以OSPF协议为基础。在一个OSPF/MOSPF网络中，每个路由器都要维持一个最新的全网络拓扑结构图，并通过“链路状态”信息来构建组播分布树。

每个MOSPF路由器都通过IGMP协议周期性收集组播组成员关系信息，这些信息和链路状态信息将发送给其路由域中的其他所有路由器。路由器将根据从邻近路由器接收到的这些信息更新其内部连接状态信息。由于每个路由器都清楚整个网络的拓扑结构，因而就能够独立地计算出一个最小开销分布树，将组播发送源和组播组成员分别作为树的根和叶子，利用这个分布树将组播数据流从发送源发送到组播组成员。

3．PIM-DM

协议独立组播(PIM)协议是一种标准的组播路由协议，能够在Internet上提供可扩展的域间组播路由，而不依赖于任何单播协议。PIM有两种运行模式：一种是密集分布组播组模式，另一种是稀疏分布组播组模式。前者称为PIM-DM，后者称为PIM-SM。

PIM-DM与DVMRP有些类似，都使用反向路径组播机制来构建分布树。它们之间的主要不同是PIM完全不依赖于网络中的单播路由协议，而DVMRP依赖于DVRP单播路由协议，并且PIM-DM比DVMRP简单。

与所有的密集模式组播路由协议相同，PIM-DM协议也是由数据驱动的。由于PIM-DM不依赖于任何单播路由协议，路由器从某个接口接收到的组播报文被发送到所有下行接口，直到从树中的分枝被修剪掉。DVMRP在构建分布树阶段，使用单播协议所提供的拓扑信息有选择性地向下行接口发送报文。PIM-DM更加倾向于简单性和独立性，甚至不惜增加报文复制所引起的额外开销。

4．CBT在组播组在网络中集中分布或者网络提供足够大带宽的情况下，密集模式组播路由协议是比较有效的。当组播组成员在广泛区域内稀疏分布时，就需要采用稀疏模式组播路由协议将组播流量控制在连接组播组成员的链路路径上，而不会转发到不相关的链路路径上，这样既保证了数据传输的安全，又能有效地控制网络流量和路由器负载。

CBT是一种稀疏模式组播路由协议，与密集模式不同的是，它不是为每个“发送源—目的组”对构建最短路径树，而是只构建一个树给组中所有成员共享，这个树也称为共享树。整个组播组的组播通信量都利用这个共享树进行收发，而不论发送源有多少或者处于什么位置。使用这种共享树能够大大减少路由器中的组播状态信息。

CBT共享树采用一个核心路由器来构建这个树。当一个路由器需要加入时，便发送加入请求报文给核心路由器，核心路由器接收到加入请求后，返回一个确认报文，这样就构成了共享树的一个分支。

为了提高效率，并不是每个加入请求报文都要传送给核心路由器。如果一个加入请求报文在到达核心路由器之前先到达共享树上的某个路由器，则该路由器便可响应这个请求，返回确认报文，将请求加入的路由器连接到共享树，而不再继续向前转发加入请求报文。

CBT将组播流量集中在最少数量的链路上，而不是集中在一个基于发送源的共享树上，有利于实现核心路由器的流量负载平衡。

5．PIM-SM

PIM-SM也将组播限制在需要收发的路由器上。PIM-SM围绕一个处于汇合点(RP)的路由器来构建组播分布树。这个RP的作用与CBT核心路由器基本相同，接收者在RP能查找到新的发送源。但是PIM-SM比CBT更灵活，CBT的树通常是组播组共享树，PIM-SM中的独立接收者可以选择是构建组共享树还是最短路径树。

PIM-SM最初先为组播组构建一个组共享树，这个树由连接到RP的发送者和接收者共同构建，就像CBT协议围绕着核心路由器来构建共享树一样。当这个共享树建立后，一个接收者(实际上是邻近这个接收者的路由器)可以选择通过最短路径树来改变到发送源的连接。这个过程是通过向发送源发送一个PIM加入请求报文完成的。一旦从发送源到接收者的最短路径建立起来，即可通过RP修剪掉外部分支。

6．域间路由协议现有组播路由协议很难跨越非组播路由器提供域间(Inter-Domain)路由功能，虽然PIM-SM协议利用单播路由协议构建组播树并且加入消息也能到达非组播路由器，但在域间使用PIM-SM还存在以下问题：不同域的实体之间一般不存在信任关系，因此很难交换路由信息。针对这个问题的一个过渡解决方案是结合使用MBGP(Multi-protocolextensionsforBGP)、MSDP(MulticastSourceDiscoveryProtocol)协议和PIM-SM。

MBGP协议允许为不同协议维护多个路由表，使得路由器能分别为单播路由器和组播路由器构造路由表。通过MBGP和PIM-SM可绕过单播路由器发送加入消息。

MSDP协议解决了ISP间的独立性问题，为每个域建立组共享树，不同域间的RP通过MSDP实现互连。该方案由于要求域中的每个RP都要维持所有发送源信息，因此伸缩性较差。

BGMP(BorderGatewayMulticastProtocol)的目标是提供一个解决域间组播的长期方案，草案的基本思想是使用一个根节点在域间建立双向共享树，并允许接收域根据需要建立特定源域间分支，BGMP的基本设想是域间的依赖性可以通过严格的地址分配方案来消除。

8.2.4IPv6组播技术

IPv6保留了组播通信，而取消了广播通信，并且为了更好地使用和管理组播应用，

IPv6对组播作了进一步的增强，主要表现在组播地址和MLD协议方面。

1．组播地址在6.3.3节中详细介绍了IPv6的组播地址格式。从组播地址格式可以看出，IPv6的组播功能要优于IPv4的，主要表现为：

(1)地址空间大。IPv4定义的组播地址空间只相当于16个A类地址，这对于全球的组播应用来说是远远不够的。而IPv6定义的组播地址空间最大可达到2120个。

(2)范围字段的应用。组播地址不同于单播地址，它不专属于某一个主机或应用，除了少数为协议实现而预留的地址外，其他地址都是根据需求动态地分布给组播用户的。这样可能会出现一个组播地址同时被多个组播应用所使用的情况，这就需要保证它们之间的传播范围不能重叠。IPv4虽然使用了TTL(报文存活期)来控制组播报文传送的范围，但是TTL不够精确，还可能存在不同应用间报文范围重叠的情况。IPv6在地址格式中规定了范围字段，这样就可以很方便地划分组播域，根据组播域来控制组播应用的传播范围。

每个组播域有自己的组播地址空间，该地址空间的组播报文只在本组播域中转发，域的边界路由器不向域外转发该地址空间的组播报文。这样可以划分范围从小到大、依次包含的多层次组播域，即多个处于相同层次的范围较小的组播域组成一个更高层次、范围较大的组播域。不同层次的组播域的组播地址空间不相互重叠，相同层次的组播域可以有相同的组播地址空间，其优点在于用户可以根据自己的要求选择使用适当组播域的组播地址，使组播报文在期望范围内转发，以保证组播应用的有序运行。

2．MLD协议

MLD协议是从IGMPv2协议中派生出来的，专门用于IPv6组播组管理，其主要功能为：路由器利用MLD协议发现直接相连的链路上是否有组播组成员，以及相邻的路由器有哪些组播地址正在监听。IPv6路由器上运行的组播路由协议根据这些信息将组播报文正确地发送给接收者。

8.3应用层组播技术

8.3.1应用层组播的基本概念应用层组播的基本思想是将组成员组织成一个覆盖网络，通过组成员之间的协作实现高效、可靠的数据传输服务。应用层组播将组播功能由路由器实现迁移至端主机应用层实现，即组成员主机在接收报文的同时，还将报文复制并传递给其他组成员主机，实现了应用层的数据组播(而报文在网络层实际是用单播机制传送的)。图8.2给出了应用层组播模型，其中，图8.2(a)是一个实际网络的物理拓扑；图8.2(b)是由组成员主机组成的覆盖网络以及利用覆盖网络进行应用层组播；图8.2(c)是应用层组播在实际网络的网络层所产生的流量。

图8.2应用层组播模型(a)物理拓扑；(b)覆盖网络组播；(c)网络层流量

应用层组播与IP组播的主要差别有：

(1)报文转发位置。应用层组播数据转发节点是覆盖网络中的终端主机，而IP组播的报文转发必须由核心路由器来处理。

(2)网络拓扑的创建方法。应用层组播的覆盖网络是由节点间直连而成的一个逻辑网络，完全隐藏了底层的物理网络拓扑。这种覆盖网络拓扑是完全可控的，且可以利用一些特定的技术对网络拓扑进行优化。而在IP组播中，路由器是预先部署的，因此网络拓扑难以控制和改变。

(3)组成员关系维护。IP组播的组成员关系信息分布于组播路由器，而应用层组播的成员关系由系统中的汇合点(RP)集中控制或完全分散于各个节点。

8.3.2应用层组播协议与IP组播协议不同，应用层组播协议不仅要提供有效的数据组播分发树，还要针对节点的动态特性提供可靠的组管理算法，有效避免覆盖网络的割裂。通常，应用层组播协议将组播组成员组织成两种拓扑结构：控制拓扑(ControlTopology)和数据拓扑(DataTopology)。

1．网优先协议在这种协议中，首先将组成员组织成一个连通的网状拓扑，即控制拓扑，任意两个节点之间存在多条通路；然后通过路由算法在网状拓扑上建立一个指定源的组播分发树(Source-SpecificTree)。该方法的特点是网状拓扑显式生成，而组播树的建立依赖于具体的路由算法和网状拓扑，因此网状拓扑质量将直接影响组播树的性能。基于网优先算法的组播协议有Narada、Scattercast等。

1)控制拓扑当一个新成员加入时，该成员将从某一个汇合点(RP)上获得所有已加入的组成员列表，RP保存有所有已加入成员的信息，然后随机选择部分成员作为自己的邻接点。当至少有一个成员成为这个新成员的邻接点时，该新成员便加入到这个组播组。加入成功后，该新成员开始和它的所有邻接点交换状态信息。在Narada中，每个成员都会保留所有组其他成员的信息，当组成员发生改变时，改变信息将会通过控制拓扑传输给所有成员，从而提高了整个系统的健壮性。每个成员也会周期性地产生一个状态更新消息来发布自己所保留的所有成员状态信息，因此也增加了网络负载。

2)数据拓扑

Narada的数据拓扑实际上是控制拓扑的生成树，它使用了距离矢量路由选择(DVR)协议来使每个成员得到整个网络的路由信息：成员间定时地交换路由信息，其中包括到每个其他成员的路由开销和相应的路由，并且只和相邻成员交换这种信息。Narada的数据拓扑是采用类似于DVMRP的反向路径转发算法在每个接收者和源点间通过计算得到的。

3)控制拓扑的优化由于数据传输路径直接是从网状拓扑得到的，因此网状拓扑中的连接质量会直接影响最后得到的数据传输路径。又由于成员的加入和离开、网络环境的变化等都会影响到拓扑的质量，因此Narada将周期性地对控制拓扑进行优化：每个成员会定期与随机选出的多个成员进行传输延迟测量，根据这些测量结果，利用最佳化算法来保持叠加网络成员间路径的最佳化。

2．树优先协议与网优先协议不同的是，树优先协议首先根据各节点的局部信息建立一个共享树，之后各个组成员从覆盖树中寻找非邻接节点，并建立和维护到这些节点的控制链路。这些额外的控制链路和共享树中的连接链路共同构成控制拓扑。典型的树优先协议有Yoid、ALMI、HMTP等。下面以Yoid协议为例进行介绍。

1)数据拓扑所有基于数据拓扑优先方法的组播协议都会创建一个共享的数据传输拓扑树，每个成员的任务就是找到适合于自己的父节点。Yoid协议直接建立数据传输树，为了使组播达到更好的性能，它将对树的结构给出直接的限制，如每个成员节点的度、邻接点的选择等。当有新成员需要加入时，它会查询RP得到的已加入成员的信息，然后新成员通过这些信息找到合适的父节点。如果一个节点要成为这个新成员的合适的父节点，则必须满足两个条件：一是作为新成员的父节点，在数据拓扑上不能出现循环；二是新成员所连接的子节点数量不能过多。如果新成员找到了多个合适的父节点，那么它将根据实际的量度来找出最合适的一个父节点。由于每个成员都会选择一定数量的子节点，因此有可能加长树的深度，出现较长的数据传输路径。

2)控制拓扑为了防止由于某个非叶节点的意外断开而使得整个数据传输树被分割，Yoid协议中的每个成员会在数据传输拓扑上随机选取一些非父节点来填加到各自的连接中，这样便组成了控制拓扑。

3．隐式协议隐式协议在定义控制拓扑和数据拓扑时没有严格的先后次序。隐式协议创建具备某些特殊属性的控制拓扑，这些特殊属性隐含地定义了数据传递的规则，从而隐含地确定了组播路径。可以看出，隐含协议同时定义了网格和树，因而不需要通过组成员之间的交互来从控制拓扑中产生数据拓扑，或者将数据拓扑扩充为控制拓扑。典型的隐式协议有NICE、Scribe和CAN-multicast等。

隐式协议将把所有的成员节点组织到一个层次拓扑结构中，参见图8.3。所有的成员节点都以簇的形式组织到第0层(L0)中。每个簇包含一组互相距离最近的节点，距离的量度可以是带宽、延时等。每一个簇都会有一个中心，这个中心到簇内其他节点的距离最近，使新加入的成员能够通过尽可能少的查询找到适合自己的簇。每个簇选出中心后，使这些中心组成第1层(L1)。在图8.3中，L0层的簇是｛A，B，C，D｝、｛E，F，H，G｝、｛J，L，M，K｝，其中C、F、M分别为这3个簇的中心，由它们组成了L1层。L1层只包括一个簇｛C，F，M｝，其中F又是这个簇的中心，于是出现了第2层(L2)。以此类推，最高层只有一个成员。

图8.3隐式协议的层次拓扑结构

综上所述，隐式协议的基本特性如下：

(1)一个成员在每一层只能属于一个簇。

(2)如果某个成员出现在第Li层，那么它也一定出现在Li－1，…，L0层，并且是这些层所在簇的中心点。

(3)如果某成员没有出现在第Li层，那么它也不会出现在第Lj层，其中j＞i。

(4)每个簇的大小都限制在(k，3k-1)，k为常数。其中心就是簇的中心点。

(5)整个层次结构最多有logN层，且最高层只有一个成员。

1)控制拓扑可以使用层次拓扑图来定义控制拓扑和数据拓扑。在控制拓扑中，每个簇中的每个成员都保留有所属簇中其他成员的状态信息，并且相互周期地交换这些状态信息，以确保所有成员都能快速地对成员变化做出反应，并能够快速地修复被损坏的拓扑结构。当一个新成员加入到这个组中时，它会被分配到L0中离它最近的簇中。首先，新成员询问RP，RP返回最高层的