（通信与信息系统专业论文）新标记交换体制组播技术研究.pdf

摘要 摘要 随着网络规模的爆炸性增长，i p v 4 的地址接近耗尽的边缘、路由器转发性能低 以及网络无法提供q o s 等问题越来越明显。区域标记交换体制是一种新的正在研 究的互联网网络体系结构。它能有效的克服现有互联网络地址空间不足、路由表 过大、不能提供良好的服务等缺点，简化骨干交换设备的实现复杂度，提高网络 的吞吐率，提供快捷交换和区分服务，以保证服务质量。 随着网络技术的飞速发展，网络带宽的不断增加，许多新的以组播技术为基础 的应用大量涌现。在区域标记交换体制下，如何构建一个完整的，可扩展性强， 组播路由算法简单，链路开销小的组播协议体系是一个非常关键的问题。 本文结合国家“8 6 3 ”计划研究项目“新标记交换体制研究”，对现有的因特划 组播和区域编码标记交换网络的组播技术进行了广泛而深入的研究。针对新标记 交换体制下不同的组播业务提出了不同多核心组播树建立方案。同时对组播标签 的分配、组播源消息的扩散、组播树的建立和维护以及q o s 组播路由分别做了研 究。最后通过仿真对r c l s 网路中建立多个核心和单个核心组播树的性能进行了 比较。结果表明多核心组播树能有效的减小树的开销和均衡组播数据流量。 关键词：区域编码组播组播标签组播树 a b s t r a c t w i t ht h ee x p l o s i v eg r o w t ho ft h es c a l eo ft h ei n t e m e t ，t h ep r o b l e m so ft h ee x h a u s t i o no fi p v 4 a d d r e s s e s ，t h ed e g r a d a t i o no f t h er o u t e rf o r w a r d i n gp e r f o r m a n c e ，a n dt h ep r o v i s i o no f q o sg u a r a n t e e b e c o m em o r ea n dm o r eo b v i o u s r e g i o n a lc o d el a b e ls w i t c h i n g ( r c l s ) i san e wf r a m e w o r ku n d e r d e v e l o p m e n tf o rt h ei n t e m e t i tc a l le f f e e t i v e l yo v e r c o m et h ei n t e m e ts h o r t c o m i n g so fi n s u f f i c i e n t i p v 4a d d r e s ss p a c e ，t o ol a r g ear o u t i n gt a b l ei nt h er o u t e ra n d n o tp r o v i d i n gag o o dq o s 。s i m p t i f yt h e c o m p l e x i t yo f t h ei m p l e m e n t a t i o no f t h ec o r en e t w o r ks w i t c h i n ga n de n h a n c et h es y s t e mt h r o u g h o u t a n d ，w i t ht h ef a s td e v e l o p m e n to fn e t w o r k i n gt e c h n o l o g i e sa n dt h ee v e ri n c r e a s i n go f b a n d w i d t h ，t h e r ee m e r g em a n yn e wa p p l i c a t i o n sb a s e do nm u l t i c a s t s oh o wt od e v e l o pa n e f f e c t i v e a n ds c a l a b l ea n da sw e l la se a s yt od e p l o ym u l t i c a s tf r a m e w o r ki sak e yi s s u ei nr c l s r e s e a r c h a s s o c i a t e dw i t ht h en a t i o n a l “8 6 3 ”h i - t e e hp r o j e c t r e s e a r c ho nn e wl a b e ls w i t c h i n gs y s t e m a ne l a b o r a t er e s e a r c hi sc a r d e do nm u l t i c a s to fi n t e m e ta n dr c l s b a s e do nt h ed i f f e r e n tm u l t i c a s t s e r v i c e si nr c l st w ok i n d so fm u l t i - c o r em u l t i e a s tt r e eb u i l d i n gm e t h o d sa r ep r e s e n t e d t h e a s s i g n m e n to fm u l t i c a s tl a b e l s ，t h es p r e a do ft h es o l i r e em e s s a g e s a n dt h ee s t a b l i s h m e n ta n d m a i n t e n a n c eo ft h em u l t i c a s tt r e ea n dm u l t i c a s tr o u t i n gb a s e do nq o sa r ed i s c u s s e ds p e c i f i c a l l y s i m u l a t i o ni sd o n et oc o m p a r em u t i c o r em u l t i e a s tt r e e sw i 吐1s i n g l ec o r em u l t i c a s tt r e ei nr c l s t h er e s u l t ss h o wt h a tm u l t i c o r et r e e s ，c o m p a r e dt ot h es i n g l ec o r el r e e s ，c a nr e d u c es i g n i f i c a n t l yt h e o v e r h e a da n dm a k et h et r a f f i cb a l a n c i n g k e y w o r d s ：r e g i o n a lc o d el a b e ls w i t c h i n g ( r c l s ) m u l t i e a s t m u l t i c a s tl a b e l m u i t l c a s tt r e e 5 8 3 8 0 3 创新性声明 本人声明所呈交的论文是我个人在导师的指导下进行的研究工作及所取 得的研究成果。尽我所知，除了文中特别加以标注和致谢中所罗列的内容以外 论文中不包含其它人已经发表或撰写过的研究成果；也不包含为获得西安电子科 技大学或其它教育机构的学位或证书而使用过的材料。与我一同工作的同志所做 的任何贡献均已在论文中做了明确的说明并表示了谢意。 申请学位论文与资料若有不实之处，本人承担一切相关责任。 本人签名日期：2 刃必，汐 关于论文使用授权的说明 本人完全了解西安电子科技大学有关保留和使用学位论文的规定，即：研究 生在校攻读学位期间论文工作的知识产权单位属西安电子科技大学。本人保证毕 业离校后，发表论文或使用论文工作成果时署名单位仍然为西安电予科技大学。 学校有权保留送交论文的复印件，允许查阅和借阅论文：学校可以公布论文的全 部或部分内容，可以允许采用影印、缩印、或其它复制手段保存沦文。( 保密的论 文在解密后遵守此规定) 本学位论文属于保密，在一年解密后适用本授权二哆。 本人签名： 导师签名： 日期：聊厂，d 日期：如铲1 i 。 第1 章绪论 第1 章绪论 1 1互联网的发展现状 信息化是全球化经济发展的重要特征。网络，尤其是互联网络已经逐渐成为最 大的信息沟通平台。近年来互联网正在以惊人的速度蓬勃发展，同时伴随多媒体 技术的飞速发展，网上多媒体应用层出不穷，多媒体信息的数量与日俱增，互联 网已逐步由单一的分组数据网向提供数据、语音、图像等多媒体业务的综合传送 网络演化。然而，互联网也正在其自己创造的奇迹中跌宕起伏。一方面，每年加 入互联网的主机和用户数量迅猛增长，大容量光纤传输和用户业务量需求的增加 推动互联网成为未来信息基础结构的主角。另一方面，随着网络c o m 泡沫的消退， 互联网正面临用户业务更苛刻的要求和更大的挑战。未来的网络应该提供更全面 的服务，应兼有电信网、广播电视网以及分组数据网的功能。在此方面，| ! i 界各 国都在加强自己的探索和研究。 美国下一代互联网计划( n e x tg e n e r a t i o ni n t e r n e t n g i ) 和第二代因特网 ( i n t e m e t2 ) 就是该技术领域的代表。n g i 是美国政府牵头，联合大学科研力量与 产业实现技术，为确保美国处于信息与通信领域前沿地位，对因特网进行拓广改 造的计划。所谓i n t e m e t 2 是由全美数十所大学发起的旨在研究新的网络体系的项 目计划，主要创建以区分服务( d i f f s e r v ) 为基本构架，提供q o s 保证的试验床。 t a o ( 日本电信发展协会) 提出一个称为日本吉比特网络( j g n ) 的计划，将 于2 0 0 3 年实现服务于研究人员和开发人员的高速网络。以这个网络作为试验床进 行基于j g n 的社区间互联网的研究以及日本下一代互联骨干网框架的研究。 中国也正在积极研究新一代信息网络技术【2 主要是以p 技术为核心，围绕网 络演进与融合，研究新一代信息网络关键技术，重点突破和掌握新一代信息网络 体系结构、新一代互联网、新一代软交换的核心技术，为新一代信息网络的研究 与发展奠定坚实的技术基础。其中一个很重要的方面就是研究新一代信息网络体 系架构、网络协议和标准，为我国信息网络的发展提供技术支撑和决策支持。力 争在新一代网络体系架构方面实现原始创新，提出具有自主知识产权的技术体制 和标准建议。 ： 同时随着网络规模的爆炸性增长，i p v 4 的地址空间匮乏、转发性能低以及无法 保证q o s 等问题越来越明显。为了解决这些问题，国内外出现了各种下一代网络 技术，最主要的如m p l s ，i p v 6 等。其中m p l s ( 多协议标记交换) 是一种面向连 接的标记交换技术，它通过在网络中集成标记交换技术，来提高网络的转发速 度，并为网络提供一定的q o s 保障。而i p v 6 作为i p v 4 的更新版本则是一种面向 无连接的技术。它相对于i p v 4 的主要改进在于i p 地址域的扩展，并且i p v 6 还可 新标记交换体制组播技术研究 以简化路由结点对口分组头的处理。但是m p l s 由于采用面向连接的技术。需要 耗费一定的网络资源用于连接的建立和维护；而d v 6 的地址域扩展使得本已十分 复杂的路由查找变得更为复杂。 传统因特网的大部分应用都是基于点到点的单播传输或广播传输【3 1 。但是近年 来，随着网络技术的飞速发展，网络带宽的不断增加，许多新的多种应用开始涌 现，例如视频会议、音频会议、视频点播、推送技术、大规模协作计算、为用户 群进行软件升级、用于培训和企业报告的共享白板式的多媒体应用、网络代理、 镜像和高速缓存站点等等，这些应用的基础就是i p 组播技术。i p 组播技术虽然已 经出现很长时闻，但这还仅仅是i p 组播时代的开始，并且可以肯定口组播是从 w w w 技术推广后出现的最激动人心的网络技术之一。随着骨干网带宽的增加， 因特网视音频的广泛应用成为可能。随着区域网络中视音频应用的不断丰富，以 及种种依赖于组播技术才能实现的应用的出现，越来越多的设备供应商在其产品 中增加了对组播技术的支持，如a t & t 、h p 、i b m 、i n t e l 、m i c r o s o f t 、c i s c o 和3 c o m 等。 所以在新一代的网络体系研究中，势必会把考虑网络的服务质量，能否进行快 速有效的路由放在首位，而新的体系是否能较好的支持组播业务将直接影响该体 系结构的应用。 1 2 单播和组播 单播( u n i c a s t ) ，即点对点的通信方式，在一台源i p 主机和一台目的i p 主机 之间进行。在这种通信方式下【4 】，源i p 主机向指定的目标主机发送信息分组。i p 分组中的目的地址就是因特网中唯一的主机地址。从一台主机发送出去的每个分 组只能传送给一个目标主机，它们通过路由器或交换机从源主机传送到目标主机。 在源主机和目标主机之间的路径上的每一个路由器都建立和维护着由单播路由协 议生成的单播路由信息库，并根据分组中的i p 目标地址在单播路由信息库中查找 单播转发路径。如果有另外的多个用户希望同时获得这个分组的拷贝是不可能的。 发送信息的主机必须向每个希望接收此分组的用户发送一份单独的分组拷贝。这 种巨大的冗余会带来很大的代价，首先，会给发送分组的源主机带来沉重的负担， 因为它必须对每个发送请求都做出响应。其次会过多的消耗网络带宽资源，也显 著增加了路出器( 交换机) 的负载。 i p 组播( m u l t i c a s t ) 是指在口网络中将同一分组发送给网络中的某个确定结 点子集，这个子集称为组播组( m u l t i c a s tg r o u p ) 。i p 组播的基本思想是，源主机只 发送一份分组，该分组中的目的地址为组播组地址：组播组中所有接收者都可接 收到同样的分组拷贝并且只有组播组内的主机( 目标主机) 可以接收该分组， 网络中其它主机不能收到。 第1 章绪论 从图1 1 可以清楚的看出，单播传送时，发送多个目的地址不同( d 1 ，d 2 - d 3 ) 的分组，每个分组发送给一个接收者，主机轮流发送分组，网络分别将它们 转发至每个接收者。而组播传送则是发送同一分组d 到多个接收者，源主机只需 将分组发送一次，网络就可将该分组传送到多个接收者，在一个给定的网络上每 一个分组只存在一次。 图l r1 单播与组播的区别 因此，组播可以节省网络资源的使用，从而提高带宽的利用率。同时它大大减 小需要转发和处理的分组数，从而降低了对所需服务器的性能要求。 1 3i p 组播的历史和现状【5 l 1 9 8 8 年d e , r i n g 提出了将组播的功能机制加到分组网i p 层的组播实现体系结 构。这种体系结构称为i p 组播( i pm u l t i c a s t ) 。i e t fr f c i i1 2 对i p 组播的业务 提供的方式和形式进行了描述和定义，被看成是i p 组播的标准业务模型的定义。 标准i p 组播业务模型定义了主机和路由器i p 层应有的功能机制和上层所看到 的组播业务的形式。主机组( h o s tg r o u p ) 是i p 组播概念的核心，多个主机组成 主机组，用一个i p 组播地址标识，以组地址为目的地址的i p 分组被转发到同一 新标记交换体制组播技术研究 主机组的各个主机。组播路由器承担组播分组的寻路和转发控制任务，这些路由 器及链路在网络中形成了一个控制组播分组传送的逻辑结构，称为组播转发结构 ( d e l i v e r ys t r u c t u r e ) ，这种结构一般是树型的结构，称为转发树，在转发树上 的组播路由器接收、复制、转发组播分组。 历经2 0 多年的研究和发展，i p 组播已经形成了较为完整的组播协议体系，包 括组播主机和网络的交互协议、组播路由协议、组播的地址管理协议等。其中组 播路由协议是i p 组播协议体系中最核心的功能。i p 组播路由协议的发展分成域内 ( i n t r a d o m a i n ) 和域间( i n t e r d o m a i n ) 两个阶段：最初的i p 组播路由协议将 网络看成没有层次结构的平面网络，组播路由算法采用广播方式交互协议消息， 因而只能应用在i p 网络的路由自治域内，称为域内路由协议；域间路由协议的出 现是为了解决在大型的、分层的i p 网络中组播路由问题，大型i p 网络采用自治 域结构形成网络，域问路由协议解决了分层结构网络的组播路由问题。 1 9 9 2 年i p 组播实验网- - m b o n e 建立，从1 9 9 2 1 9 9 7 年，i p 组播的协议标准 和部署方法在m b o n e 中进行研究实验。1 9 9 7 年以后，分层结构网络域问组播路由 的标准成为i p 组播研究的主要领域，域问路由协议体系的部署实验开始在 i n t e r n e t 2 的两个骨干网( v b n s ，a b i l e n e ) 中进行，从1 9 9 9 年中开始采用m b g p m s d p 和p i m 。s m 协议体系实现域阎组播路由。 目前绝大多数面向内部网络的路由器都实现了p i m s m 组播路由协议和i g m p 协议，具有支持组播业务的能力。在一些内部网络中，口组播业务已经得到一些 应用，比如基于口组播建立的视频传输系统可以有效的支持大量的接收终端，但 是由于对组播业务的管理还缺乏有效的解决方案，路由器的组播功能往往没有开 放。 随着对口网络组播研究的深入，业界普遍认识到仅仅依靠标准组播业务模型 无法很好的支持所有的组播应用，而大量的、可以预见的组播应用是源结点确定 的应用，由此提出了采用单源组播业务模型支持单源组播应用的思想，i e t f 提出 的s s m ( s o u r c es p e c i f i e dm u l t i c a s t ) 体系结构是基于单源组播思想的，s s m 采用 了严格的一到多业务模型。 s s m 业务模型引入了组播通道的概念，组播通道( 组播源地址，组播组) 是 二元组，组播源地址是唯一可以发送组播分组的源主机的地址，组播组是一个 s s m 组播地址，组播通道是组播路由器转发组播分组使用的信息。 与标准组播业务模型相比较s s m 业务模型具有以下的优点：s s m 模型提供 了组播接入的限制机制；组播源节点确定，路由协议实现简化；组播组的管理由 源节点管理和协调，不需要全网络的组地址管理机制。 s s m 业务模型提出后，迅速得到了学术界、工业界的重视和支持，实现s s m 业务的协议体系研究进入了一个快速发展时期，提出了p i m s s m 和i g m p v 3 草案， 第l 章绪论 p i m s s m 是支持s s m 业务模型的组播路由协议，i g m p v 3 草案支持s s m 业务模 型。 1 4i p 组播的基本原理 组播技术涵盖的内容相当丰富，从地址分配、组成员管理，到组播分组转发、 路由建立、可靠性等诸多方面【6 】。下面首先介绍组播路由协议体系的整体结构，之 后从组播地址、组播成员管理、自治域内组播路由和自治域间组播路由等几个方 面介绍有代表性的协议和机制。 1 4 1 组播协议体系结构 根据协议的作用范围，组播协议分为主机一路由器之间的协议，即组播成员管 理协议，以及路由器一路由器之间协议，主要是各种组播路由协议。组成员管理 协议有i g m p l 7 】( 互联网组管理协议) ；组播路由协议又分为域内组播路由协议及 域间组播路由协议两类。域内组播路由协议包括p i m s m 【8 】、p 1 m d m 【9 j 、 d v m r p 、m o s p f t l 。1 等协议，域间组播路由协议包括m b g p i ”j 、m s d p ! ”3 等协 议。同时为了有效抑制组播分组在第二层网络中的扩散，引入了i g m ps n o o p i n g 等第二层组播协议。通过i g m p 和第二层组播协议，使路由器和交换机中获知相 邻网段内的组成员关系信息，具体的说，就是哪个端口下有哪个组播组的成员。 域内组播路由协议根据i g m p 维护的这些组播组成员关系信息，运用一定的组播 路由算法构造组播转发树，在路由器中建立组播路由状态，路由器根据这些状态 进行组播分组转发。域问组播路由协议根据网络中配置的域问组播路由策略，在 各岛治系统( a s ，a u t o n o m o u ss y s t e m ) 问发布具有组播能力的路由信息以及组播 源信息，使组播分组能在域间进行转发。 1 4 2 组播地址划分 i p 组播地址用于标识一个i p 组播组。i a n a 把d 类地址空间分配给组播使用， 范围从2 2 4 0 0 0 到2 3 9 2 5 5 2 5 5 2 5 5 。i p 组播地址前四比特均为“1 1 1 0 ”。而且 i a n a 已为使用局域网段的网络协议预留了从2 2 4 0 0 0 2 2 4 0 0 2 5 5 的地址段。 具有该组播地址的口分组属于局部范畴，不会被i p 路由器( 不论其生存时间多长) 转发，因此尽能在局域网里传递。2 3 9 0 0 0 2 3 9 2 5 5 2 5 5 2 5 5 的地址段用于本 地管理。理论上，网络管理员在某个区域内可以自由使用组播地址，而不用担心 会和因特网上其他地方的地址发生冲突。因为管理权限地址能够在网络的不同地 区被重新使用，所以使用它们有助于节约有限的组播地址空间。剩下的组播地址 段从2 2 4 0 1 0 2 3 8 2 5 5 2 5 5 2 5 5 作为全球用户组播地址，根据需要进行动态分 配。 新标记交换体制组播技术研究 1 4 3 组播成员管理协议( i g m p ) i g m p 协议运行于主机和与主机直接相连的组播路由器之间。i g m p 实现的功 能是双向的：一方面，通过i g m p 协议，主机通知本地路由器希望加入并接收某 个特定组播组的信息；另一方面，路由器通过i g m p 协议周期性的查询局域网内 某个己知组的成员是否处于活动状态( 即该网段是否仍有属于某个组播组的成 员) ，实现所连网络成员信息的收集与维护。通过i g m p ，在路由器中记录的信息 是某个组播组是否在本地有组成员，而不是组播组与主机之间的对应关系。 到目前为止，i g m p 有三个版本。i g m p v i ( r f c l l l 2 ) 中定义了基本的组成 员查询和报告过程；目前通用的是i g m p v 2 ，由r f c 2 2 3 6 定义，在i g m p v l 的基 础上添加了组成员快速离开的机制；i g m p v 3 中增加的主要功能是成员可以指定接 收或指定不接收某些组播源的分组。 1 4 4 组播路由 组播路由的实质就是组播转发树的生成和维护过程。路由协议之间的差别就在 于树的类型或者维护机制不同。目前已制定的用于域内的组播路由协议有 d v m r p ，p i m - s m ，p i m d m ，m o s p f ，c b t 1 4 1 等。根据应用的场合不同可以分 为密集模式和稀疏模式，前者适用于网络中的接收者比较集中，采用泛洪一剪枝 机制来建立组播有源树；稀疏模式适用于网络中的接收者比较分散，网络资源不 够，通过显式加入的机制建立共享组播树。d v m r p ，p i m d m ，m o s p f 属于密集 模式，而p i m s m ，c b t 属于稀疏模式。 有源树是指以组播源作为树根，将组播源到每一个接收者的最短路径结合起来 构成的转发树。由于有源树使用的是从组播源到接收者的最短路径，因此也称为 最短路径树( s h o r t e s t p a t h t r e e ，s p t ) 。对于某个组，网络要为任何一个向该组发送 分组的组播源建立一棵树。共享树以某个路由器作为路由树的树根，该路由器称 为汇集点( r e n d e z v o u sp o i n t ，r p ) ，将r p 到所有接收者的最短路结合起来构成转 发树。使用共享树，对应某个组，网络中只有一棵树。所有的组播源和接收者都 使用这棵树来收发分组，组播源先向树根发送数据分组，然后分组向下转发到达 所有的接收者。 图1 2 和图1 3 中的a f 代表路由器，a 是连着源主机的路由器，b 、d 、e 、 f 都连有接收者。有源树的根就在a ，组播数据流就沿着图1 2 箭头所示的方向流 动到各个接收者；共享树的根可以根据一定的策略选择网络中的任意路由器，如 图1 3 中选c 作为根，则组播数据从a 先到c ，再由c 向各个接收者分发。对于 接收者b 来说，在有源树中，a 直接将数据流传送到b ，而在共享树中，b 接收 的是从a 发出的组播流分组是经c 转发而来的。 第1 章绪论 图1 ，2 有源树图13 共享树 与单播分组的转发相比，组播分组的转发相对复杂。一方面，组播路由类型和 单播路由不同，是点到多点的一棵路由树：另一方面组播分组转发的处理过程也 有所不同。单播分组的转发过程中，路由器并不关心组播源地址，只关心分组中 的目的地址，通过目的地址决定从哪个端口转发。在组播中，分组是发送给一组 接收者的，这些接收者用一个逻辑地址标识。路由器在接收到分组后，必须根据 源和目舶地址确定出上游( 指向组播源) 和下游方向，把分组沿着下游方向进行 转发。这个过程称作r p f ( r e v e r s ep a t hf o r w a r d i n g ，逆向路径转发) 。 r p f 执行过程中会用到原有的单播路由表以确定上游和下游的邻接结点，只有 当分组是从上游邻接结点对应的端口( 称作r p f 端口) 到达时，才向下游转发。 r p f 的作用除了可以正确的按照组播路由的配置转发分组外，还能避免由于各种原 因造成的环路，环路避免在组播路由中是一个非常重要的问题。r p f 的主体是r p f 检查，路由器收到组播分组后，先对分组进行r p f 检查，只有检查通过才转发， 否则丢弃。r p f 检查过程如下： 路由器在单播路由表中查找组播源或r p 对应的r p f 端口( 当使用有源树时， 查找组播源对应的r p f 端口，使用共享树时查找r p 对应的r p f 端口) ，某个地址 对应的r p f 端口是指从路由器向该地址发送分组时的出端口； 如果组播分组是从r p f 端口接收下来的，则r p f 检查通过，分组向下游端口转 发； 否则，丢弃该分组。 新标记交换体制组播技术研究 图1 4 d v m r p 工作流程 1 4 4 1 域内组播路由 下面分别以d v m r p 和p i m s m 为侧描述密集模式和稀疏模式组播树的建立 过程。 首先网络中支持d v m r p 的路由器通过探测分组来发现与自己相邻的d v m r p 路由器；如图1 4 所示，源s 发送分组流给与自己相邻的路由器a 和b ；路由器a 接收到分组后，首先进行r p f 校验，即查看是否从正确的端口进来( 到源端最近 的端口) ，图中应该是l 端口；如果是从正确的端口( 端口1 ) 进来，则将分组从 自己的2 、3 、4 端口转发出去，如果不是就将分组丢弃；路由器b 与a 执行相同 的操作，这时a 就会收到来自源s 经b 转发的分组，从它的端口2 进来，a 发现 分组并非从正确的端口进来，就将其丢弃。同样，b 也会丢弃从它的端口2 进来由 a 转发的源s 的分组。就这样分组在网络中传输，最终会传到连有主机的路由器 如c 、d ，这时c 、d 可以通过i g m p 协议确定与之相连的子网中是否有该组播组 的接收者，如果有就将分组转发给接收者，若没有如路由器d 就从接收分组的端 口发送剪枝消息告知它的上游路由器a ，a 收到分组后，就会给端口3 启动一个定 时器，在规定时间内不再将源s 的分组从端口3 转发出去。但一旦定时器超时， 源s 的分组还是会从端口3 出去传送到路由器d 。如果在定时器的有效时间内， d 的子网中有s 的接收者，为了减少加入组播组的时延，d 可以向a 主动发嫁接 分组，a 收到该分组后就会激活端口3 ，将组播分组传送给d 。 从d v m r p 的工作过程可以看出，密集模式的路由协议建立的组播树是有源 树，不停的通过泛洪和剪枝相结合的方式建立和维护组播树。在这种方式下，即 使不是组播树上的路由器也要维护组的状态，如路由器d 一开始并不在树上，但 为了能发送嫁接消息，还是要维护由源s 发出的组播组的状态。并且它是通过泛 洪的方式来传送组播流，当接收者分布比较分散或者接收者不多的情况下，这种 第1 章绪论 9 工作方式很浪费带宽。而且路由器随着网络中的组播组的增加，所需维护的组状 态也随之增加，所以扩展性不是很好。 图1 5p i m s m 工作过程 稀疏模式协议的出现就是为了减少密集模式方式下不必要的分组的传输，提高 通信效率。它采用显式加入的方式构建共享树，无论组内源的数目多少，每个组 只有一棵组播树。以p 幢一s m 为例，首先要通过某种机制在支持该协议的路由器 中选定一个作为核心路由器c ，并且其他支持该协议的路由器应该知道这个c 和 它对应的组播组。当源s 要发送分组时，先以单播的形式向c 发送登记消息( 即 控制分组) ，c 收到该消息后，查看对应的组是否已有成员加入，如果有，就将该 分组转发出去；若没有就向源端发送停止登记的消息，这样就能够避免带宽浪费。 如果路由器通过i g m p 分组得知自己的子网中有想加入组播组的成员，就向c 发 送“加入请求”消息，该消息经过的中间路由器都要为该组保留状态信息，以便 实现从c 到该路由器的正确的组播分组的转发。同时，如果向源发送过加入请求 消息的路由器，现在已经没有组成员存在，则要向它的上游路由器发送剪枝分组， 上游路由器收到该分组后，则不会再将分组从该端口转发。可以看到，稀疏模式 的协议就是通过显式加入和主动退出的机制来构造和维护组播共享树，这样网络 中只有在组播树上的路由器才需要维护该组的状态信息，提高可扩展性：而且避 免了分组泛洪，可以有效的节省网络带宽。 所以有源树和共享树各有优缺点，因为有源树是最短路径树，所以从源到接 收者的时延较小，某个组有多个源在发送分组时，网络中就有多棵有源树，流量 比较均衡，不会集中在某些链路上而造成阻塞，但由于它采用泛洪方式传输分组， 所以可扩展性差，额外开销大；在共享树结构中，源发送的分组先被送到核心点， 由它再将分组发给组成员。如果同时向某个组发送分组的源的数目较多且源发送 的分组量较大时，可能会导致组播在转发树上发生拥塞，拥塞会造成组播传送的 o新标记交换体制组播技术研究 时延加大，丢失概率增加。而且共享树的转发结构不能保证每个源成员的发送路 径最优，但它只把分组送到网络中需要的地方，易于扩展，额外开销小。 1 4 4 ，2 域间组播路由 组播的域问路由远比域内路由要复杂，至今还没有一个较好的解决方案。组播 地址的分配直接影响域间的组播路由。所以首先是组播地址分配问题，最初的组 播地址是在全球范围内随机分配，那么会产生以下两个后果：一方面当已经被使 用的组播地址较多时，多个应用同时申请组播地址，那么这时地址的碰撞概率会 比较大；另一方面，组播地址本身就不具有任何层次性，如果随机分配组播地址， 那么组播拓扑就是平面拓扑，这样组播路由就无法聚合，给域问路由带来不便， 从而也使组播的可扩展性降低。 对于组播的域间路由目前有两种方案【1 ”，一种方案是三个协议的组合：m b g p ( 组播边界网关协议) ，是单播边界网关协议b g p 的扩展，用于在自治域之间交 换组播路由信息；m s d p ( 组播信源发现协议) ，通过t c p 连接建立对等关系，用 于在i s p 之间交换信源信息；p i m s m ，用作域内的组播路由协议。这个方案的主 要优势是不用对现有的网络作很大的改动，它的缺点也是扩展性问题，首先m s d p 中源的消息是通过泛洪的方式在整个网络中扩散，所以m s d p 的效率不高。其次 m s d p 只允许在域间建立有源树，不支持共享树。所以这只是解决组播域间路由 的短期内方案。目前为止，没有对这种方案的性能进行过详细的评价。 随着对组播研究的深入，已经有人提出用一种新的协议来构建组播域间路由 共享树【m 】，这个协议便是b g m p ( 边界网关组播协议) ，它利用m b g p 中携带的 组播路由信息来构建域间组播树，但它的前提条件是要求整个因特网有严格的组 播地址分配机制，每个域都有特定的组播地址段。一套新的组播地址动态分配体 系就这样应用而生，它由三个协议组成，m a s c 用于域问组播地址分配，a a p 用 于域内组播地址分配，m a d c a p 是主机和组播地址分配服务器之间的协议。 m a s c 将网络分为三个层次，如图1 6 所示的c 为第一层，全球可以分为若 干个这样的域，c 的下面又可以划分为若干个子域，a 、b 、e 、f 等，对它们而言， c 是它们的父域，它们又可以划分为若干个子域。这样22 8 个组播地址可以通过某 种机制分配给最高层的域，如c 得到的组播地址段为2 3 8 0 0 0 1 6 ，c 将这个地 址范围通告绐它的子域a 、b 、e 、f ，这时如果e 想获得一段组播地址，它从父域 c 的组播地址段内选取一段，并且要通告c 和与它相邻的兄弟域，c 再将e 申请 的地址段通告给它其它的子域，e 等待一段时间后，发现并没有收到碰撞的报告， 就将这个地址段通告给自己域内的组播地址分配服务器，并且通过m b g p 协议告 知其他的域。b g m p 通过m b g p 的信息建立域间双向的共享组播树，树的根就在 源所在的域。这样就把组播层次化，给域间组播路由带来方便。但实现这一整套 机制也比较复杂，目前还处于研究阶段。 第1 章绪论 图1 6 m a s c 工作原理 1 5本论文所作的工作 本文结合国家高技术研究发展计划( 8 6 3 计划) “新标记交换体制研究”，对口 组播和基于区域编码的标记交换( r c l s ) 进行了研究，并且提出新标记交换体制 组播的实现方案。主要完成了以下工作： 对新标记交换体制的特点和已有的口组播的路由协议进行了仔细的分析和 研究；提出在新标记交换体制中针对不同的组播业务，建立不同的多核心组播 树。 对r c l s 网络中组播标签分发、组播源消息的扩散与存储以及组播树的建立 和维护做了一定的研究。 对r c l s 网络中的q o s 路由做了研究，提出基于代理的组播方式和有度约 束的组播路由来保证q o s 。 针对组播性能考虑，对r c l s 网络中的组播进行一定的分析和评估； 本文是这样安排的，第二章主要是区域标记交换体制的体系结构介绍：第三章 针对r c l s 网络特点提出该体制下组播实现方案，包括组播标签分发、源消息扩 散和组播树的建立和维护；第四章是从组播的性能出发对r c l s 网络中组播作了 一定的分析的。 第2 章区域编码标记交换体制 第2 章区域编码标记交换体制 2 1 转发方式一标记对分组转移的作用 提升网络服务质量，是长久以来用户的要求以及网络设备制造商和运营商努力 的目标之一。在传统的i p 网络中，网络依靠分组控制域中的目的地址转发分组。 在网络结点处，通过某种协议建立一种目的地址与本结点物理端口间的映射关系， 使得分组能够被转发到去往相应的目的地的链路上。这种映射关系是通过由路山 协议建立的路由表实现的。路由器根据到达的i p 分组目的网络地址在路出表中找 到相应的输出端1 3 ，然后将到达的i p 分组转发到相应的输出链路上。 众所周知，i p v 4 协议支持的i p 地址分为a ，b ，c ，d 和e 五类( 其中d 类 为组播地址，e 类为保留地址) 。现在的路由器普遍采用所谓“最大网络地址前缀 匹配”的地址查找方法，即路由器必须在路由表中找到与到达分组的目的i p 地址 最相匹配的表项，而不只是网络地址部分匹配。这样，虽然避免了路由表项爆炸 性增大，但却增加了路由查找的复杂度和时延。更有甚者，在实现业务流分类， 比如进行区分服务( d i f f s e r v ) 中的多域( m u l t i f i e l d ) 匹配时，还要考虑分组头 部的其它协议控制信息，这都大大增加了复杂度。而且，在这种转发方式下，路 由器在将分组转发到输出链路之前，还必须对分组头部进行处理一即将t t l 值减 1 ，并检查。如果t t l 为0 ，则丢弃分组；否则重新计算校验码，生成新的分组头 部。对于每个分组，每个中间路由结点都重复相同的操作。这种传统的转发方式 极大的影响网络传送分组的速率。 a t m 体制的出现揭开了所谓“标记交换”的新时代，随后的t a gs w i t c h i n g ， a r i s ，以及现在的m p l s 都是吸收了其优点的标记交换技术。标记交换用一个长 度固定且短小的标识来代替传统的网络地址，以此作为获得分组转发的输出端口 索引信息。这样不仅简化了查找操作，而且由于不再对分组头部做过多的计算处 理( 只需更换、加上或者去掉标记) ，使得整个转发过程易于用硬件实现，从而大 大提高转发速率。 如果说传统的转发方式要经过按照分组头部查找路由表，处理分组头部，以及 转发到输出端口这些操作；标记交换的过程则可以概括为按照标记查找路由表， 标记操作，以及交换( 转发) 。虽然是类似的过程，但是由于标记交换的操作相对 简单许多，使得标记交换的分组转发速率高于传统的方式。一个自然的想法是， 如果让现有的路由器以标记交换的方式转发分组，即只进行简单的路由查找和硬 件交换，那么就能显著提高分组的转发速率。 新标记交换体制组播技术研究 2 2区域标记交换体制的提出1 8 】 2 2 1 当前因特网体制的问题 虽然因特网技术发展十分迅速，但是自因特网诞生起，其体系结构没有发生 过根本的变化，仍是基于i p v 4 协议。随着因特网的迅猛发展和用户需求的多样化， 1 p v 4 协议体系已经无法适应因特网进一步发展，表现在以下的几个方面： 地址空间不足 因特网面临一个非常迫切的问题是，i p v 4 地址已经接近枯竭，而且地址的分配 很不均衡。虽然采用了n a t 、c i d r 等技术可以减缓i p v 4 地址耗尽的速度， 但是却无法从根本上解决这个问题。 路由表规模过大 因特网的迅速发展，接入因特网的各种网络越来越多，导致路由器的路由表规 模不断增大。特别是采用c i d r 技术后，虽然增加了可分配的i p v 4 地址，另 一方面却导致骨干路由器的路由表规模进一步增大，在某些因特网骨干路由器 上，其路由表项的数目已经超过1 0 万项。如此巨大的路由表，不仅占据了大 量的存储空间，而且导致路由表查找速度降低，影响分组的路由转发性能。同 时，大规模的路由表还导致路出协议的链路开销增加，降低了链路利用率。 分组转发速度慢 传统的i p 分组路由采用存储、路由查找、转发的方式，随着网络设备处理能 力的提升，以及快速分组交换技术的提出，口分组的转发速度有了大幅度的提 升。但是，由于口v 4 地址分配方式的原因，其路由查找方式仍然采用最长前 缀匹配。最长前缀匹配查找的方式具有查找速度慢、内存访问次数多的缺点， 当路由表的规模很大时，这些缺点尤其明显。 路由器处理复杂 i p v 4 协议体系是在2 0 多年前设计的，在协议的设计中充分考虑到当时的网络 的特点。随着技术的发展。当前网络环境与那时的网络环境有巨大的差别，无 论是路由器的处理能力、还是链路带宽与链路质量都有了很大的提升，i p v 4 分组头中的某些域( 体现了i p v 4 协议体系的特点) 已经不再需要，但是在路 由器中仍然要对这些域进行处理，这显然增加了路由器的处理复杂度，降低了 路由器的处理能力。 缺乏q o s 保障机制 现在的因特网用户( 特别是商业用户) 要求网络必须对用户业务提供某种程度 q o s 保障。而i p v 4 协议体系对这方面的考虑是不充分的。当前，许多协议和算 法被提出，希望在i p v 4 的协议体系上更好的支持q o s ，但不是过于复杂难以实 现，就是在实践中没有取得良好的效果。 第2 章区域编码标记交换体制 2 2 2 替代体制的介绍 针对口v 4 体制的闯题。相应的改进和升级体制也被提出。这其中主要包括m p l s 和i p v 6 ，但是它们都有各自的问题。 2 2 2 1m p l s 体制 m p l s 是多协议标记交换( 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 ) 的简称。m p l s 的基 本思想是通过标记简化核心路由器的转发功能，在网络内部引入面向连接的机制为 每个转发等价类( f e c ) 路由建立一条交换路径，分组进入到m p l s 网时，首先进 行分组流与转发等价类的映射，进行转发等价类与标记的绑定后，然后分组只需沿 着由标记确定的路经进行转发即可。当分组转发到m p l s 网出口时，将去掉相应的 标记，然后使用口协议对分组进行处理。 m p l s 体制也有不足：( 1 ) m p l s 要求业务接入点支持信令，用户终端提供用户 业务流的各种q o s 参数，对终端和业务接入点的要求相应提高。( 2 ) m p l s 需要标 记分发协议( l d p ) 为业务流建立虚通路连接，而建立和维护大量的虚通路连接需 要占用时间和增加网络资源的开销，增加了系统的复杂度。 2 2 2 ，2 i p v 6 体制 i p v 6 是p 协议的第六版本，它是充分考虑了i p v 4 的缺陷，以及下一代网络的 需求的条件下设计的。i p v 6 将i p 地址从3