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北京交通大学硕士学位论文v x w o r k s 下b g p 4 + 的研究与实现 摘要 随着信息技术的迅猛发展，世界各国在网络核心技术领域的竞争也愈 演愈烈。 在i p v 4 路由器研制方面，国内企业和研究团体己经远远落后于国 外。路由器广泛应用于骨干网和接入网中，如果我国不能拥有其中的核心 技术，将会带来很大的安全隐患。i m 给了我国与发达国家站在同一起跑 线上的机会， 加快研发具有自 主知识产权的i m 路由器迫在眉睫。 本论文 的主要目 的是研发基于 v x w o r k s的 b g p 4 十 协议软件，课题受到国家 8 6 3 重大项目 “ 高性能i m 路由器协议栈软件”的资助。 v x w o r k s 是目前最为流行的一种嵌入式操作系统，它具有良好的可靠 性、实时性及高度的可裁剪性，适用于对实时性要求较高的领域。 b g p 是外部网关协议中 应用最广泛的一种。 它是一种基于路径向量的 动态路由选择协议，用于自 治系统 ( a s ? 间路由，是高性能核心路由器上 必须运行的一种路由协议。 b g p 4是b g p基于i p v 4的最新版本， b g p 4 + 是 b g p 4的多协议扩展版本，利用 b g p 4 + 可以实现 i m域间路由，传递 i m 路由 信息。 论文在深入研究t c p / i p v 4 / v 6 协议栈和i p v 4 / v 6 路由协议工作原理的基 础上，详细阐述了b g p 4 / 4 十 协议的工作原理和运行机制:考虑到v x w o r k s 目前还不支持t c p / i p v 6 协议栈，论文在深入剖析了v x w o r k : 现有网络协 议栈的基础上，成功为 v x w o r k s 添加了i m基本协议栈;以软件工程的 方法为指导，以修改成功的 v x wo r k s操作系统为平台，设计开发出了 b g p 4 + 协议软件， 并 成 功 通过t s p i r e n t 公司a x 4 0 0 0 的b g p 4 , b g p 4 + 一 致性测试。 论文最后分析了b g p协议在最新标准、v p n扩展、组播扩展及安全 性四个方面的发展动态，明确了下一步工作的目 标。 关键词:i m v x w o r k s b g p 4 + b g p 4实现 北京交通大学硕士学位论文 v x wo r k s卜b gp 4 十 的研究与实现 ab s t r a c t w i t h t h e r a p i d d e v e lo p m e n t o f i n f o r m a t i o n t e c h n o l o g y , m o r e a n d m o r e c o u n t r i e s a r e p r e s s i n g o n w i t h t h e c o m p e t i t i o n a b o u t c o r e n e t w o r k t e c h n o l o g y . t h e r e h a s b e e n v e ry l a r g e d i f f e r e n c e b e t w e e n u s a n d f o r e i g n c o r p o r a t i o n i n t h e f i e l d o f i p v 4 r o u t e r r 学校可以公布论 文的全部或部分内容，可以 采用影印、缩印或其他复制手段保存论文。论 文中所有创新和成果归北京交通大学i p 网络实验室所有。 未经许可， 任何 单位和个人不得拷贝。版权所有，违者必究. 签 名: 导师签 日 期: jtr 4 . ) . t 北京交通大学硕士学位论文v x w o r k s厂b g p 4 十 的研究与实现 第一章 绪 论 1 . 1 . 研究背景 随着科学技术的发展，信息己 成为推动社会向前发展的巨大资源。信 息领域的竟争己 经成为世界经济竞争的焦点， 而信息领域竞争的一个重点. 则是新一代高速信息网络的建设和应用。 目 前信息网络所使用的协议主要是i p v 4 ， 但由于i p v 4 存在着地址空间 不足、移动性差、安全性差及配置复杂等种种缺陷，无法满足下一代高速 信息网络的需求。因此i e t f 提出了i m 来取代i p v 4 . i m 具有足够使用 的 地 址 空 间 ( ,1 12 8 、 良 好 的 移 动 性 和 安 全 性 及 便 于 配 置 等 优 点 完 全 可 以 解 决 ip v 4 所 存 在 的 各 种 问 题 11 2 1 正是由于这种情况，近年来国内外各科研院所和企业相继展开了对 i m 及相关技术的研究工作。 日 本、韩国、美国、欧洲等地区在战略与政策、立项与资 助、 研发与 试验和国际合作等方面都采取了相应的积极措施， 极大地推动了i p v 6 的发 展。 就国内而言. 从 1 9 9 6 年起，也开始了 对i m 的研究工作。其中标志 性的事件有: 1 9 9 8 年6 月， 中国国家教育科研网c e r n e t 加入6 b o n e ， 建 立了i m 试验床:2 0 0 0 年6 月，北方交通大学 ( 现北京交通大学) i p网 络实验室研制出了国内 第一台具有自 主知识产权的i m 低端路由 器。 特别 是 进入2 0 0 2 年以来，中国全面开展了 对i p v 6 的 研究。 2 0 0 2 年4 月。中国 科学技术部高新技术发展及产业化司决定对“ 十五” 8 6 3计划 ( 国家高技术 研究发展计划)信息技术领域的多个课题进行公开招标，_r:r 中有多个课题 北京交通大学硕士学位论文v x w o r k s 下b g p 4 十 的研究与实现 是与i m 技术相关的，它们分别是高性能 i m路由器基础平台及实验系 统、高性能i p v 6路由器协议栈软件和 i m协议测试技术等，这一事件表 明我国已进入全面研究i m 高端核心路由器技术的发展阶段。除此之外， 国家计划委员会、国家自 然科学基金委员会、中国 科学院等部门和单位都 分别启动了i m 研究和实施计划。 北京交通大学 i p网络实验室承担了国家 8 6 3重大课题 “ 高性能 i m 路由 器协议栈软件” 。 该课题的目 标是要完成可以 在单处理器和分布式多处 理器硬件平台上运行、 基于v x w o r k s 和实时l i n u x 两种操作系统、能够与 i p v 4 协议栈实现互连互通的 “ 高性能i m 路由 器协议栈软件” ， 主要研究内 容 包括适用于高 性能i m 路由 器的r i p n g , o s p f v 3 , b g p 4 十 等 动态路由 协 议 ， 及s n m p 和i p s e c 3 )。本 论 文 研 究 内 容 是 该“ 8 6 3 ” 项 目 的 重 要 部 分 ， 主要目 标是实 现基于v x w o r k s 的b g p 4 + , 1 . 2 . 国内外研究现状 路由协议软件是路由器完成高速动态数据转发的关键部件。在遵守 i e t f的相关标准的前提下，路由 协议软件的实现可以 各具特色。 在全球 i m 潮流的强劲推动下，国外著名的网络设备制造商 c i s c o , f u j i s t u , h it a c h i . j u n i p e r 等公 司 相 继推出了自 己 支 持i m 基 本 协议 和 路由 协 议 的 路 由 器 4 )。 作 为 著 名 的 路 由 协 议 软 件 提 供 商 ， 美 国 的 i p i n f u s i o n 公 司 推出的z e b o s软件包对i m 路由 协议提供较好的 支持， 但其在软件可移 植 性 和 协 议 一 致 性 方 面 还 无 法 同i p v 4 路 由 协 议 软 件 相 比 5 1. w in d r iv e r 公 司开发了 适合于v x w o r k s 的专用i p v 4 路由协议栈， 但目 前还没有拥关的 i m 产品。 另外， 国外一些研究团体以公开源代码的方式实现了i m 路由 协 议 ， 如k a m e 6 1, z e b r a 7 1 、 等 ， 这 些 软 件 包 在 稳 定 性 、 可 移 植 性 等 方 北京交通大学硕士学位论文v x wo r k s 下b g p 4 + 的研究与实现 面存在着致命的缺陷。 在i m 路由 协议软件的研制上，国内与国外基本处于同一档次。2 0 0 0 年下半年， 北京交通大学 i p网络实验室推出了国内首家具有自 主知识产权 的 i m路由器，并将该技术成果转让给北京佳讯飞鸿网络公司进行产业 化。目 前，佳讯飞鸿公司的推出的f h r 2 6 0 0 系列路由 器可以支持r i p n g 和 o s p f v 3 路由协议。 2 0 0 2 年国家高技术研究发展计划高瞻远瞩， 面向全国进行“ 高性能i m 路由 器协议栈软件” 的招标， 正式全面启动了我国工 p v 6 路由 协议软件的研 发工作。 1 . 3 . 选题意义 作为i p网络中 核心设备， 路由 器主要完成路由计算和数据包转发的工 作。 其中， 路由计算是指为i p 包选择一条从源地址到目的地址的最佳路径。 因此， 如何选择简单、 高效的路由 将成为i p 网络是否能够高效运行的决定 因素之一。 在绝大部分路由 器中， 路由 计算由路由 协议来完成。以自 治系统( a s ) 为边界，可以将路由协议划分为内部网关协议 ( i g p )和外部网关协议 ( e g p ) . i g p 用于实现a s内部网络的连通性，e g p用于保证a s 之间的 连通性. 通常地， a s由 不同的经济、 政治机构管理，因此能否在a s 间提 供高效、稳定、安全、配置策略丰富灵活的路由机制将对各经济、政治机 构乃至整个因特网产生重要的影响。 b g p是外部网关协议中应用最广泛的一种。它是一种基于路径向量的 动态路由选择协议，用于自治系统 a s )间路由，是高性能核心路由 器上 必 须 运 行 的 一 种 路 由 协 议 。 b g p 4 是b g p 基 于i p v 4 的 最 新 版 本 f9 l , b g p 4 十 北京交通大学硕士学位论文 v x w o r k s 下b g p 4 + 的研究与实现 是b g p 4 的 多 协 议 扩 展 版 本 16 ， 利 用b g p 4 + 可 以 实 现i p v 6 域 间 路 由 ， 传 递 i m路 由 信 息 13 1 v x w o r k s是目 前最为流行的一种嵌入式操作系统，它具有良 好的可靠 性 、 实 时 性 及 高 度 的 可 裁 剪 性 ， 适 用 于 对 实 时 性 要 求 较 高 的 领 域 【30 1 ， 特 别 适合于大型核心网络设备中。 由于v x w o r k s 操作系统不支持t c p / i p v 6 基本协议栈， 因此目 前世界上 还没有基十 v x wo r k s操作系统的 b g p 4 + 实现。本论文的主要目的是为 v x w o r k s 操作系统添加i m 基本协议栈，并在此基础上实现 b g p 4 十 协议。 论文填补了国内外的空白，具有十分重要的现实意义和战略意义。 ， .4 . 论文工作和结构 本论文从 b g p协议入手，深入研究了 t c p / i p v 4 / v 6协议栈和 i p v 4 / v 6 路由协议的工作原理，剖析了v x wo r k s 操作系统及其网络协议栈的实现， 并在 v x w o r k s上成功添加了 i m 基本协议栈， 最后设计并实现了基于 v x w o r k s 嵌入式操作系统的b g p 4 + 协议。 论文结构组织如下: 第一章阐述了本论文的研究背景和意义，列出了论文的主要工作和结 构组织。 第二章介绍了b g p 4 / 4 十 协议的基本原理。 第三章对b g p 4 / 4 + 协议的运行机制进行了详细深入的分析。 第四章介绍了v x w o r k s 操作系统的 组成和特点， 剖析了 其网络协议栈 的工作原理，并提出了添加i m 协议栈的基本思路。 第五章分析了b g p 4 + 协议实现的具体目 标，并针对目 标提出了总体设 计方案。 北京交通大学硕士学位论文v x w o r k s 下b g p 4 + 的研究与实现 第六章系统讲述了v x w o r k s卜b g p 4 十 协议的实现， 包括重要数据结杜 的分析、内部功能模块和外围接口的实现设计。 第七章介绍了软件的测试和运行情况。 第八章对论文工作进行总结， 并对b g p 在v p n 、 组播及安全性方面的 进一步工作进行了展望。 北京交通大学硕士学位论文v x w o r k s 下b g p 4 十 的研究与实现 第二章 b g p 协议基础 2 . 1 . 引入自治系统 i n t e rn e t 是一个全球互连的计算机网络。随着因 特网的飞速发展， 在全 球范围的层面上对其进行有效地管理将越来越困难。因此， 通过把整个因 特网划分为各管理机构，就能拥有一个个较小的、更易管理的大型网 络， 这些网络就称为a s . a s自 身可以有自己的一套规则和策略，能够把自己 和其他a s 唯一地区别开来。 一个a s 是拥有同一选路策略、 在同一技术管理部门下运行的一组路由 器。 每个 a s被看做是一个进行自 我管理的网 络， 一个自 治系统只负资管 理自己内部的路由。 每个a s 拥有一个a s 号码， 该号码由因特网登记处分 配 18 1 ， 例 如 目 前 亚 太 区 国 家 的i p 地 址 和 自 治 系 统 号 分 配 由a p n i c 管 理 。 a s i 以a s 3 0 0 图2 - 1 a s , i g p , e g p 以a s 为边界， 可以将常用的动态路由协议划分为内部网关协议( i g p ) 和外部网关协议 ( e g p ) 。在 a s内部运行一套 i g p以实现 a s内部网络的 连通:a s之间通过e g p来交换域间路由信息以实现整个因特网的连通。 北京交通大学硕士学位论文 v x w o r k s 下b g p 4 十 的研究与 实现 图2 - 1 给出了a s 及 i g p , e g p的关系示意， 其中a s 1 0 0 , a s 2 0 0 , a s 3 0 0 分别运行着o s p f , i s i s , r i p三种i g p ，而a s之间运行着外部网关协议 bgp. 2 .2 . b g p发展历史 同其他协议一样，b g p 的发展也经历了不同的历史阶段。b g p 最早是 从e g p 的基础上发展而来的， 1 9 8 9 年i e t f 提出了b g p 最早的版本b g p 1 , 直到 1 9 9 7 年出现7 b g p的成熟版本 b g p 4 . r f c 2 8 5 8 对 b g p 4 进行了面 向多协议的扩展，称为b g p 4 + 。国内外关于 b g p的相关研究一直在进行 着，目 前 i e t f正在对 b g p协议的最新版本进行讨论， 它的目 的是取代 r f c 1 7 7 1 ， 目 前 最 新 的 研 究 成 果 是d r a ft - ie tf - id r- b g p 4 - 2 3 12 21 . 2 . 3 . b g p基本工作原理 b g p 是 一 种 用 于 在a s 间 传 递 网 络 可 达 性 信 息的 路 径向 量 协 议 也 就 是说，b g p通过在对等体间交换网络可达性信息来构建a s可达信息拓扑 图，对b g p 而言，整个因特网就是一个大的a s图，到因特网上任一目的 的路由可以通过一个a s 路径来表示。 b g p采用t c p 作为它的传输层协议，端口号为 1 7 9 . t c p 是一种面向 连接的传输层协议， 它的性能能够满足b g p 的 传输要求。 目 前 b g p有五种类型报文，包括 o p e n报文、 k e e p a l i v e报文、 u p d a t e 报 文 、 n o t i f i c a t i o n 报 文 及r o u t e - r e f r e s h 报 文 (17 1。 其 中 前四种报文由r f c 1 7 7 1 定义，r o u t e - r e f r e s h报文由r f c 2 9 1 8 定义。 图2 - 2 给出了b g p工作原理的简单示意，首先两个b g p对等体建立 t c p 连接，然后交换o p e n报文并确认b g p 连接参数。连接建立完毕， 北京交通大学硕士学位论文v x w o r k s 下b g p 4 + 的研究与实现 开始交换 ip d a t e信息， 最初交换的是完整的b g p 路由表，之后交换的 只是增量更新。周期性地发送k e e p a l i v e报文以 确认连接正常。出 错和 其他异常情况时发送 n o t i f i c a t i o n报文并关闭连接。 r o u t e r a r o u t e r b i dl e 发起丁 c p 连接 i d l e 石二 二 河g p级 唇杯 a 百 卜卜 发送o p e n 报文 e s t a b l i s h e d e s t a b l i s h e d 周期性发送k e e p a l i v e 报文 路由变化。发送增且更断u 即a t e 报文 万b if d 1 f fe . - i3i 1 $ u p o a t e i r 7 c 月. 卜 i d l e 检侧到差错.发送n o t i f i c a t i o n 报文 叫 卜c i d l e 图2 - 2 b g p 对等体协商的简单示意图 2 . 4 . b g p有限状态机 b g p对等体在交换网络可达性信息之前必须首先建立起一个 b g p对 话， b g p 对等体间 对话关系的全面建立需要经过如图2 - 3 所示的有限状态 机 ( f s m) 协商过程。 北京交 通大学硕士学位论文v x w o r k s 下b g p 4 十 的研究与实现 9 1 1 1 2 ( o k ) 图2 - 3 b g p 对等体协商的有限 状态机 图2 - 3 中的阿拉伯数字表示b g p中的 1 3 种事件，具体如下: 1 启动b g p 2 关闭b g p 3 -t c p 连接建立成功4 -t c p 连接关闭 5 -t c p 连接建立失败6 - t c p 传输致命错误 7 连接重试计时器溢出8 保持计时器溢出 9 -k e e p a l i v e计时器溢出1 0 一 一 收到 o p e n报文 1 1 收到k e e p a l i v e 报文1 2 收到u p d a t e报文 1 3 收到n o t i f i c a t i o n报文 2 . 5 . b g p路径属性 路径属性是 b g p特有的一个概念，顾名思义， 路径属性是一条 b g p 路由的特定属性信息， 它准确描述了一条b g p 路由。 路径属性是用于b g p 路由决策的主要参数。 北京交通大学硕士学位论文v x w o r k ， 下b g p 4 十 的研究与实现 2 . 5 . 1 . 路径属性的分类和处理方法 根据路径属性标 记字段的可 选比 特和过渡比 特， 可以 将路径属性分为 四大类:公认必遵、公认自 决、可选过渡、可选非过渡。 图2 - 4 对b g p四种类型路径属性的不同处理方法进行了总结。 图2 一 不同路径属性的处理方法 2 . 5 . 2 . 路径属性的 定义 目 前i e t f 一 共定 义了1 芝 种b g p 路 径 属 性， 如 表2 - 1 所 示。 属性名称属性类型 类型码所属r f c 源属性 ( o r i g i n )公认必遵1r f c1 7 7 1 a s 路径属性 ( a s p a t h )公认必遵 2r f c1 7 7 1 下个中继属性 ( n e x t h o p )公认必遵 3-r f c1 7 7 1 me d属性 ( mu l t i e x i t d i s c )可选非过渡 4r f c1 7 7 1 本地优先属性 ( l o c a l p r e f )公认自决 5r f c 1 7 7 1 原子聚合 ( a t o mi c a g g r e g a t e )公认自 决 6r f c1 7 7 1 北京交 通大学硕士学位论文 v x wo r k s 下 b gp 4 十 的研究与实现 聚合者属性 ( a g g r e g a t o r ) 可选过渡 7r f c 1 7 7 1 共同 体属性 ( c o m mu n i t i e s ) 可选过渡 8r f c 1 9 9 7 始发者i d属性 ( o r i g i n a t o r i d)可选非过渡 9r f c 2 7 9 6 群列表属性 ( c l u s t e r l i s t )可选非过渡 1 0r f c 2 7 9 6 多协议可达属性 ( mp r e a c h n l r i )可选非过渡 1 4r f c 2 8 5 8 多协议不可达 ( mp 1 甲 n r e a c h n l r i )可选非过渡 1 5r f c 2 8 5 8 表2 - 1目 前i e t f 所定义的b g p 路径属性 下面对表 2 - 1 中各路径属性的功能进行分析。 1 . 源属性 源属性属于公认必遵属性，它指明了b g p 路由信息的来源。源属性由 产生该b o p 路由的a s 指定，在传递过程中一般不会变化。 2 .a s 路径属性 a s 路径属性属于公认必遵属性，它由b g p 路由所经过的a s 号组成。 利用 a s路径属性，b g p可以实现无循环的选路。按照a s路径的类型和 排列顺序， a s 路径属性可以分为以下几种: ( 1 ) a s _ s e t : 所 经 过的a s 号的 无 序排 列 ( 2 ) a s s e q u e n c e :所经过的a s 号的顺序排列 ( 3 ) a s c o n f e d s e q u e n c e 1 18 1: 所 经 过 的a s 联 盟 内 部 子a s 号 码 的顺序排列 ( 4 ) a s 一 。 n f e d s e t 181 : 所 经 过 的 a s 联 盟 内 部 子 a s 号 码 的 无 序 排 列 3 .下个中继属性 下个中继属性属于公认必遵属性，它指明了b g p路由的下一跳，与一 般路由协议的下一跳概念类似，但略为复杂。b g p中下个中继属性的使用 通常分下面几种情况。 北京交通大学硕士学位论文v x w o r k s 下s h z !十 的研究与实 现 ( i )对于e b g p 对 话:n e i g h b o u r 命 令 中 定 义的 邻 居的i p 地 址 ( 2 ) 对于i b g d 对话: a )对于a s 内 部 产生的 路由， 下 个中 继是n e i g h b o u r 命令中 定 义的 邻居的i p 地址 b )对于由e b g p 注入到a s 内的 路由， 从e b g p 得知的下 个中 继 不变地送到i b g p 中 ( 3 ) 当路由是在多路访问媒体上被通告时，下个中继通常是连接到媒 体、产生该路由的路由器接口的 i p地址:但如果多路访问媒体是非 广播方式的， 路由器之间的多对多的直接对话得不到保证， 这时需要 通过配置命令来强制设置下一中继 4 . me d属性 me d属性属于可选非过渡属性， 它类似于内 部网关协议中的 度量值. 当到达某a s 有多条路径时， me d用来提示远端对等体如何进行优先选路， m e d 属 性 值 越 低 ， 路 由 优 专 餐 越 高 m e d 属 性 在 a s 之 间 进 行 传 递 ， 属性一旦进行一个a s 就不再离开该a s . 5 .本地优先属性 me d 明. p 本地优先属性属于公认自 决属性， 与m e d属性不同的是， 本地优先属 性 值由 本 地 指 定 ， 而 不 是 由 邻 居 对 等 体 指 定 . 本 地 优 先 属 性 值 越 大， 路 由 优先级越高。本地优先病性在i b g p对等体间传递，不会传送到e b g p对 等体中。 6 .原子聚合属性 原子聚合属性属于公认自 决属性。当b g p 选择通告一条聚合路由时， 需 要 为 路 由 添 加 原了 聚合 属 性， 因 物 带 原 子 聚 合 属 性的 路 由 一 般 都 是 聚 合路由，这些路由在继续传递过程中要保持原子聚合属性和聚合特性。 7 .聚合者属性 北京交通大学硕士学位论文 v x w o r k s 下b g p 4 十 的研究与实现 聚合者属性属于可选过渡属性。 聚合者属性由聚合路由器所属的a s 号 码和路由器 i d组成，用以记录路由聚合信息。 8 .共 同 体 属 性 10 共同体属性属于可选过渡属性。在引入共同体属性之前，b g p中的选 路策略主要是基于i p 前缀或a s 号码进行，共同体属性提供了一种更加简 单的选路策略。利用共同体属性，b g p可以方便地将原来分属不同网络目 的或自治系统的路由作为一个新的团体进行策略控制。 共同体是一组具有某种共同性质的目的地的集合。一个共同体不限于 一个网络或一个自治系统，它没有物理边界。例如一组属于教育或政府共 同体的网络，这些网络可以分属于任何自 治系统。 共同体属性的数值范围从0 x 0 0 0 0 0 0 0 到o x f f f f f f f f ， 其中有些是被保 留和公认的，具有全球意义。 9 始 发 者i d 属 性 15 ) 始发者i d属性属于可选非过渡属性， 该属性应用在路由反射器中以避 免a s内选路循环。 路由反射器根据路由的源路由器i d为每条路由产生始 发者i d属性， 该属性一旦产生就不会发生变化。 路由接收方应该忽略始发 者i d与其路由器i d相同的路由。 1 0 . 群 列 表 属 性 15 群 列 表 属 性 属 于 可 选 非 过 渡 属 性 ， 该 属 性 是 使 用 路 由 反 射 器 时 进 冤 入 5 内选路循环另一种手段， 由路由经过的群i d列表组成。 路由反射器将来自 它的客户机的路由发送给群外部的非客户机时， 把本地群i d附加到群列表 内，路由 接收方应该忽略群列表内 含有本地群i d的路由 更新. 1 1 . 多协议可达属性 多协议可达属性属于可选非过渡属性，该属性用于在 b g p 4 十 中通告多 种网络层协议可用路由信息。详细描述参见3 .7 部分。 北京交通大学硕士学位论文 v x w o r k s 下b g p 4 + 的研究与实现 1 2 . 多协议不可达属性 多协议不可达属性属于可选非过渡属性， 该属性用于在b g p 4 + 中 通告 多种网络层协议不可达路由 信息。详细描述参见3 .7 部分。 北京交通大学硕士学位论文v x wo r k s 下b g p 4 + 的研究与实现 第三章 b g p 运行机制 3 . 1 . 建立b g p对等体对话 b g p被设计用于在a s之间提供一个域间无循环拓扑，它运行在两个 分属不同a s的路由器上。但b g p 也可以在属于同一个a s的边界路由上 运行，以 保持整个a s 的边界 路由 器具有对外的统一路由表。 在b g p中，两个路由器之间的相邻连接称为对等体连接，两个路由器 互为对等体. 对于一个给定的b g p 路由器， 如果它的对等体与之处在同一 个a s 中，那么该对等体称为i b g p 对等体;否则，称为e b g p 对等体。 图3 - 1 i b g p和 e b g p 图3 - 1 给出了i b g p 和 e b g p的图示说明。 其中， 路由器 a , b , c , d 都运行着b g p ， 路由 器e , f 不运行b g p 。 路由器c和路由器d之间建立 了i b g p 连接， 路由器c与路由器b建立了e b g p 连接， 路由器d与路由 器a建立了e b g p 连接。 需要注意的是:在 b g p中，i b g p连接的双方路由器不要求必须物理 北京交通大学硕士学位论文v x w o r k 下b g p 4 + 的研究与实现 直连， 但e b g p 连接的两个路由 器一般要求必须直连， 除非进行额外配置， 例如路由器c和路由器b之间的e b g p连接。 3 . 1 . 1 . 建立i b g p全闭合网 b g p是一种可以保证无循环选路的域间路由协议。在 a s之间， b g p 主要依靠a s路径属性来实现无循环选路，而在a s内部，b g p则主要依 靠下面规则来实现无循环选路。 对于通过i b g p 获得的路由，b g p只将其转发给e b g p 对等体 由于 b g p不向其 i b g p对等体转发来自于其它 息，从而很好地避免了a s内部路由 循环。但是， 信息的部分丢失，如图3 - 2 所示。 i b g p 对等体的路由 信 该规则可能会导致路由 图中，路由 器d通过e b g p 获得了 来自a s 2 0 0 的网 络路由2 1 0 0 : : / 1 6 , 路由器d将该路由转发给其所有的i b g p 邻居路由器c 。 根据上面的规则， 路由 器c只将该路由 转发给e b g p 邻居路由 器f , 顾不转发给i b g p 邻居 路由器a 。最后路由器a将无法获得关于到达网络2 1 0 0 : :/ 1 6 的路由。 厂 _。a s i 0 0、 o u t e r i b g p o u t e r e b g p e b c p o u t e r g峨 匆 u t e r a s 2 0 0 a s 2 0 0 2 1 0 0 : : / 1 6 图3 - 2 i b g p 全闭合网 北京交通大学硕士学位论文 v x wo r k s 下 b g p 4 + 的研究与实现 解决这一问 题的方法是采用i b g p 全闭合网， 即在一个a s内部所有的 b g p 路由器之间都建立 i b g p 对话关系。在图3 - 2中，需要在路由器a和 路由器 d之间建立 i b g p 对话。 3 . 1 . 2 . b g p与i g p的同步 参考图3 一中给出的实验环境，路由器a. c . d , e运行b g p ，路由 器b不运行b g p ;另外路由 器a , b . c运行着r i p n g 。 路由 器d与路由 器 e之间建立了一条 b g p 通路。 图3 - 3 b g p 与i g p的同步 依靠这条b g p 通路， a s 2 0 0 内的网络路由2 1 0 0 : :/ 1 6 被传递到了a s 3 0 0 中。 这时， a s 3 0 0 中目 的为2 1 0 0 : :/ 1 6 的业务量将被引导至路由器a 。 路由 器a对其路由表进行查询，将业务量转发到下个中继路由器b 。由于路由 器b只运行了r i p n g ， 并没有运行b g p ， 因 此路由 器b的路由 表中 没有与 目 的2 1 0 0 : :/ 1 6 匹配的条目，因 此将业务量丢弃了。 上面业务量发生丢失的原因是b g p 和i g p 之间没有同步。 b g p同步规 则规定:b g p路由器不应把从 i b g p对等体获得的路由信息通告给 e b g p 对等体，除非这些路由信息已经在a s内部通过i g p 得到扩散。 北京交通大学硕士学位论文v x w o r k s 下b g p 4 + 的研究与实现 在上面例子中， 可以 在路由 器c或路由 器 人上通过手动配置将 b g p 路由2 1 0 0 :1 1 6 注 入 到r i p n g 中， 从 而实 现b g p 与r i p n g 的同 步。 在实际应用中，当下面两个条件之一满足时，可以取消同步: ( 1 ) a s中所有过渡路由器运行全闭合网i b g p ( 2 ) a s 不是一个过渡a s 3 . 2 . b g p选路及决策过程 3 . 2 . 1 . b g p 选路模型 b g p从工作原理上讲是一个非常简单的协议， 但这正是它如此灵活的 原因。 图3 - 4 对b g p 的选路过程建立了 简单的 模型， 该模型中主要包括以 下输入路由表、 输入策略机、判决处理、本地路由表、输出策略机及输出 路由表六个部件。下面对这六个部件进行简要分析. 优选最佳路由 接收路由通告路由 之 二 一 矛 矛 一. ， 尹 b g p 路由表 图 3 - 4 b g p 选 路 过 程 模 型 输入路由 表( a d j - r i b s - i n ) b g p 通过i b g p 或e b g p 从远端对等体接收路由， 并将这些路由不 加修改地存储到b g p 输入路由表中。 输入策略机 北京交通大学硕士学位论文v x wo r k s 下b g p 4 + 的研究与实现 b g p 对输入路由表中的路由进行过滤或属性控制。 a ) 路由过滤 路由过滤是指 b g p可以制定自己的输入策略，来控制从远端 对等体来的入境业务量，即控制接收哪些路由，拒绝哪些路由。 b g p 提供了丰富的路由过滤策略， 路由过滤可以基于不同的参数， 例如i p目的前缀、a s 路径信息、下个中继信息等。 b )属性控制 路由过滤只是简单地接收或拒绝路由， 而属性控制则有更丰富 的含义。属性控制是指b g p 可以制定策略去修改某些特定路由的 路径属性，从而达到影响本身判决处理的目 的。例如b g p可以为 某条路由设置较大的本地优先值以优选该路由。 3 )判决处理 判决处理的目的是选择到达同一目的的最佳路由， 判决处理的对象 是经过输入策略机作用后的所有路由。判决处理将检查到达同一目的 地的所有可用路由，比较每个路由的不同属性，选出最好的路由。判 决处理的详细分析见3 .2 .2 部分 4 )本地路由 表( l o c - r i b ) 存储经过判决处理的最佳路由。经过判决处理的路由是 b g p协议 认为的最佳路由，这些路由需要放入i p 路由转发表中，供路由器进行 i p转发.另外，本地路由 表中的路由也是输出路由 表中路由 信息的来 源。 5 )输出 策略机 工作原理同输入策略机相似， 只是放在输出侧， 负责对输出路由 进 行过滤或属性控制。b g p将本地路由表中的最佳路由及本地产生的路 由都交给输出策略机进行处理。 北京交 通大学硕士学位论文v x w o r k s 下b g p 4 十 的研究与实现 6 )输出 路由 表( a d j - r i b - o u t ) 存储发送到远端对等体的路由信息。 经过输出策略机处理的路由信 息存放在输出路由表中，并通告给远端的i b g p 或e b g p对等体。 3 . 2 . 2 . b g p判决处理 判决处理是指当到同 一 目的有多条路由时， b g p 需要选择最好的路由。 判决处理主要根据b g p 路由的路径属性进行， 下 面对判决处理的主要过程 进 行 了 总 结 $ 1 1 )只有下个中继可达且没有被振荡器抑制的路由 才能参与判决处理 2 )优 选w e ig h t 权 重 最大 的 路由 3 )优选本地优先最大的路由 4 )优选静态路由，其次重分配路由，再次聚合路由; 5 )优选a s 路径最短的路由; 6 )优选源属性最小的路由 7 )优选m e d值最小的路由 8 )优选来自 于e b g p 对等体的路由， 其次子a s 对等体，再次i b g p 9 )优选内 部i g p 度量最小的 路由 1 0 ) 优选始发者i d( 无始发者i d则比较路由器i d ) 最小的路由 1 1 ) 优选群列表长度较小的 路由 1 2 ) 优选对端i p 地址较小的路由 3 . 3 . 自 治系统联盟 因特网不断发展， a s 的规模日益扩大，一个自 治系统内可能会有数百 个路由器。设 a s内有 n 个 b g p路由器，那么根据 i b g p全闭合的要求， 北京交通大学硕士学位论文v x wo r k s 下 b g p 4 + 的研究与实现 就需 要 建立n ( n - 1 ) / 2 个b g p 对等关系。 可以 看出，当自 治系 统规 模过大 时，将为网络管理者带来严重的配置和管理问题。为了解决该问题，i e t f 提 出 了 a s 联 盟 的 概 念 8 j a s 联盟的概念基于将一个大 a s分成若干小a s ， 在每个小 a s内部运 行i b g p ，小a s 之间运行特殊的e b g p ，大a s 对外运行普通的e b g p . a s 1 0 0 a s 6 5 1 0 0 一 一 一硷|摹 ro -ufe-r 7d ebgpa s6 i k ibgp65110 nouter 赢面爪ji b g p 一1.|.|11 图3 - 5自治系统联盟示例 如图3 - 5 所示， a s 1 0 0 被分成两个子人 s ， 它们的子a s 号码为: a s 6 5 1 0 0 和 a s 6 5 1 1 0 。 这个a s整体上就是一个大的a s 联盟， 由一个a s 联盟 i d 1 0 0 标识。 所有的子a s 屏蔽于外部世界， 可以给予任何a s 号码， 一般从私有 a s 列表里选择。从图中可以 看出，使用a s 联盟之后在a s内部只需要建 立 5 个i b g p 连接，而建立i b g p 全闭合网则需要 1 0 个 i b g p 连接。 当使用自治系统联盟时，应该遵循以下更新规则: ( 1 ) 子a s 内 部是普通的i b g p 关系， 遵守r f c 1 7 7 1 所规定的更新规则。 ( 2 ) 联盟内到联盟外是普通的e b g p关系，遵守r f c 1 7 7 1 所规定的更 新规则。 ( 3 ) 子a s 之间的关系比较特殊: a )每个子a s 都有自己的a s 号码， 所以 属于e b g p 关系 北京交通大学硕士学位论文v x w o r k s 下b g p 4 十 的研究与实现 b )选路性能类似于i b g p ， 如: 下个中继在传递时应保持不变、 m e d 值和本地优先值可以在子a s 之间传递。 这样联盟内部进行选路时就存在三种路由: e b g p 路由、 i b g p 路由和 联盟外部路由 ( 子a s 之间的e b g p 路由) ，b g p按照下列方式优选路由: 到联盟外部的e b g p路由 联盟外部路由 1 b g p路由。 3 .4 . 路由反射器 路由反射器是i e t f 提出的控制a s内部i b g p全闭合网激增的另一种 手 段 1s 1 。 它 的 基 本 思 路 是 指 定 一 个 路 由 器 做 为 a s 内 部 b g p 对 话 的 焦 点 ( 路 由反射器) ，多个b g p路由器可以与该焦点建立对等关系，然后多个路由 反射器间再建立对等关系。 在路由反射器解决方案中，路由反射器 ( r r )是可以完成路由反射功 能的路由器。路由反射器的 i b g p对等体分为两类:客户机和非客户机。 一个路由反射器和它的客户机构成了一个群。路由反射器的不属于这个群 的所有i b g p 对等体称为非客户机。 图3 - 6路由反射器示例 如图3 - 6 所示，路由器a就是一个路由反射器，路由器b和c是路由 器a的客户机，路由器d和e是路由器a的非客户机，路由反射器路由 北京交通大学硕士学位论文 v x wo r k s 下 b o n+ 的研究与实现 器 a 图中 对话 与它的客户机路由器b 和c组成了一个群。 根据路由反射器设计规则， 人 s i 0 0 内部只需要建立5 个i b g p 对话， 比建立全闭合网少了5 个i b g p 3 .4 . 1 . 路由反射器更新规则 使用路由反射器后，应该遵循以下更新规则: ( 1 ) 路由 反射器和非客户机之间组成全闭合网 ( 2 ) 客户机不应与其相关群之外的i b g p 对等体建立对等关系 ( 3 ) 路由反射器功能只在路由反射器上完成， 所有的客户机和非客户机 都是常规的b g p 对等体，与路由反射器的功能无关 ( 4 ) 路由反射器收到多条到同一目的的路由时，会基于通常的b g p决 策过程选择最佳路径，然后基于下列规则将该最佳路径在a s内部传 播 ( 到e b g p 对等体的传播和通常一样) : a )若路由 从非客户机收到，仅反 射给客户机 b )若路由是从客户机收到， 反射给所有的 非客户机及客户机( 除了 路 由的始发者) c )若路由 从e b g p 对等体收到，反射给所有的客户机和非客户机 3 .4 .2 . 避免a s 内 部路由 循环 路由反射器的引入减小了网络管理人员的管理和配置任务，但对网管 人员的专业水平有了更高的要求。 如果能容忍使用， i b g p 全闭合网是最好 的办法，只有在每个路由器上多于 1 0 0 个对话通路时，路由反射器才被推 荐使用。 但路由反射器如果配置不当， 可能会导致选路循环和选路不稳定。 因此建议采用下面始发者i d属性或群