（通信与信息系统专业论文）ospfv3协议链路状态数据库溢出控制实现.pdf

电子科技大学硕士学位论文 摘要 o s p f ( o p e ns h o r t e s tp a t hf i r s t ) 是i e t f ( i n t e r n e te n g i n e e r i n gt a s k f o r c e ) 于1 9 8 8 年提出的一种基于链路状态算法的动态路由协议，它是用于 i p v 4 网络自治系统内部的内部网关路由协议。随着i p v 6 协议的发展和使用， 出现了o s p f v 3 。它是主要用于解决i p v 6 数据包的路由问题而提出的新版本路 由协议，它的基本原理仍然沿用了o s p f 的机制，如洪泛、d r 选举、区域支持 等都和o s p f 相同中的相同。但是为了满足i p v 6 本身的特点，原理细节上也有 了相应的区别之处。 本文主要是对o s p f v 3 链路状态数据库溢出问题的研究。首先介绍了o s p f v 3 的基本原理以及它的链路状态数据库相关的知识。接下来分析了当网络规模不 断扩大时，由于路由器链路状态数据库尺寸的增大会引起的链路状态数据库溢 出问题，对此提出了动态解决方法，并在l i n u x 系统下进行扩展实现。最后使 用s n m p v 3 协议和s m u x 协议实现了对数据库溢出进行网络管理的模块实现并对 试验结果进行了分析。 关键词：指定路由器，链路状态通告，链路状态数据库，洪泛，边界路由器 数据库溢出，简单网络管理协议 i i 电子科技大学硕士学位论文 a b s t r a c t o s p f ( o p e ns h o r t e s tp a t hf i r s t ) i s ad y n a m i cr o u t i n gp r o t o c 0 1p u t f o r w a r d b y i e t f ( i n t e r n e te n g i n e e r i n gt a s kf o r c e ) i n1 9 8 8 ，w h i c hjs b a s e do nl i n ks t a t ea r i t h m e t i ca n du s e da sa ni g p ( i n t e r i o r g a t e w a y p r o t e c 0 1 ) r o u ti n gp r o t o c o lf o ri p v 4n e t w o r k 。w i t ht h ed e v e l o p m e n ta n d e m p l o y m e n to f i p v 6p r o t o c o l ，o s p f v 3c o m e sf o r t ht os u p p o r tt h ei p v 6 n e t w o r k 。i ti san e wv e r s i 0 1 1o f d y n a m i cr o u t i n gp r o t o c 0 1 w h i c hi sr o o t i no s p f 。a 1 t h o u g ht h eb a s i em e c h a n i s mi ss a m et oo s p f 。s u c ha sf l o o d i n g 、 d re l e c t i o n 、a r e as u p p o r t ，a n ds oo n 。i ta p p e a r ss o m en e wc h a r a c t e r st o s u p p o r tt h es p e c i a lr e q u i r e m e n to ft h ei p v 6p r o t o c o l 。 t h es u b i j e c td o e ss o m er e s e a r c ho nt h el i n k s t a t ed a t a b a s eo v e r f l o w o fo s p f v 3r o u t i n gp r o t o c o l 。a tf i r s t i ti n t r o d u c e ss o m eb a s i cc o n c e p ti o n o fo s p f v 3 ，a n dt h e ne x p l a i n ss o m ek n o w l e d g ea b o u tt h el i n k - s t a t ed a t a b a s e o fit 。s e c o n d l y 。i ti n t r o d u c e st h ep r o b l e mo fd a t a b a s e o v e r f l o wo f l i n k s t a t ed a t a b a s er e s u lti n gf r o mt h ee x te n do ft h esiz eo f l s d bb e c a u s e t h es c a l eo fn e t w o r ke x p a n d se n d l e s s l y ，a n db r i n g sf o r w a r dt h em e t h o d t or e s 0 1 v et h ep r o b l e m i ti m p l e m e n t st h em e t h o dw i t hp r o g r a mo nt h el i n u x s y s t e m a t1 a s t iti m p l e m e n t st h em o d u l et om a n a g et h ed a t a b a s eo v e r f l o w o fl i n ks t a t ed a t a b a s e w i t hs n g p v 3p r o t o c o la n d s m u xp r o t o c 0 1 a n d a n a l y s e st h er e s u i to ft h ee x p e r i m e n t k e y w o r d s ：d e s i g n a t e dr o u t e r ，l i n k d a t a b a s e ，f l o o d i n g ， b o a r dr a n t e r ， i s t a t ea d e r v e r t i s m e n t ，l i n ks t a t e d a t a b a s eo v e r f l o w s n ! 【j i p v 3 电子科技大学硕士学位论文 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，也不包含为获得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对本研究所做的任 何贡献已在论文中作了明确的说明并表示谢意。 签名：垒：要查 日期：2 0 0 5 年多月g 日 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， 有权保留并向国家有关部门或机构送交论文的复印件和磁盘，允许论文被查阅 和借阋。本人授权电子科技大学可以将学位论文的全部或部分内容编入有关数 据库进行检索，可以采用影印、缩印或扫描等复印手段保存、汇编学位论文。 ( 保密的学位论文在解密后应遵守此规定) 签名：蜇重盈导师签名：弛! 叠 日期：2 0 0 5 年，月 ! 日 电子科技大学硕士学位论文 o s p f o s p f v 3 a s d r b d r s p f l s a l s d b n b m a s n m p s n m p v 3 s n m pa g e n t i p c c s s 姗x s m u xp e e r m i b s m i 符号及缩略语说明 o p e ns h o r t e s tp a t hf i r s t o p e ns h o r t e s tp a t hf i r s tv e r s i o n3 ( s u p p o r ti p v 6 ) a u t o n o m o u ss y s t e m d e s i g n a t e dr o u t e r b a c k u pd e s ig i l a t e dr o u t e r s h o r t e s tp a t hf ir s t l i n ks t a t ea d v e r t i s e m e n t l i n ks t a t ed a t a b a s e n o n b r o b d c a s tm u l ti a c c e s s s i m p l on e t w o km a n e g e m e n zp r o t o c o l s i m p l en e t w o km a n e g e m e n zp r o t o c o lv e r s i o n3 t h es e r v e rp r o c e s so fs n 肝 i n t e r p r o c e s sc o m m u n i c a t i o n c l i e n t s e r v e rm o d e l s n m pm u t j p l e x i n gp r o t o c o l au s e r p r o c e s sw i s h e st oe x p o r ti t sm i bm o d u l e m a n e g e m e n ti n f o r m a t i o nb a s e t h es t r u c t u r eo fm a n a g e m e n ti n f o r m a ti o n i v 电子科技大学硕士学位论文 第一章引言 随着互联网的迅速发展，i p v 4 不足之处逐渐暴露出来。如地址空间已经不 能满足现在人们对网络的地址需求，网络服务的质量o o s 无法保障等方面都有 待新的解决方案出现。i p v 6 协议正是在这种需求推动下被提上发展日程，以期 解决现有网络所出现的问题。虽然i p v 6 的应用和发展还不能和i p v 4 相抗衡， 但是i p v 6 作为互联网发展的趋势将势必成为下一代互联网n g i ( n e x t g e n e r a t i o ni n t e r n e t ) 的核心。i p v 6 协议相对于i p v 4 有了很大的不同和更优 的性能支持。地址空间由3 2 位扩展到1 2 8 位，已经足以满足未来网络规模发展 对i p 地址的需求；i p v 6 的协议字段较i p v 4 已经作了相当的简化，使得在对i p 报文处理时的速度会得到明显提高：i p v 6 提供了良好的移动性的支持，即移动 i p v 6 ( m i p v 6 ) ；i p v 6 提供了服务质量的显式支持，即通过i p v 6 字段中的流标 签和通信类型字段对q o s 进行支持，以保证各种不同的网络服务质量；i p v 6 提 供了更好的安全特性，即通过扩展头中的认证头a h 保证数据的一致性以及通过 安全负载报头( e s p ) 来保证数据的保密性和数据的一致性。i p v 6 提供的这些 新特性必将对网络的发展带来前所未有的推动。 由于i p v 6 的许多的新特性和协议字段等的改变，由此引起的相关网络协议 也都要随着i p v 6 的出现，而进行相应的升级和修改。对路由协议而言，o s p f 只能满足i p v 4 网络的需求，而对于i p v 6 只能发展新的路由协议来处理i p v 6 的数据报文的转发，o s p f v 3 是对o s p f 的升级版本，并且专为处理i p v 6 报文而 设计。 o s p f v 3 是i p v 6 版本的内部网关协议，继承了o s p f 的基本原理特性，也是 被设计为运行在单个自治系统内各个路由器之间相互交换发布路由信息。它是 一种动态路由协议，它能迅速地检测到自治系统内网络拓扑的变化( 如某段链 路断链或是某个路由器的接口不能工作等) 。经过一段时间的网络路由信息汇聚 后，计算出新的、正确的路由。这种汇聚时间很短，并且引起的网络的开销很 小。 o s p f v 3 路由协议是一种典型的链路状态的路由协议，在一个自治系统中， 所有的o s p f v 3 路由器都需要维护个相同的描述这个自治系统结构的数据 库，数据库描述了整个自治系统的拓扑信息，也叫链路状态数据库( l i n ks t a t e d a t a b a s e ) 。该数据库中存放的是路由域中相应链路的状态信息，是由一个个链 路状态通告( l i n ks t a t ea d v e r t i s e m e n t ，我们简称为l s a ) 构成的。o s p f 路由 器正是通过这个数据库计算出其o s p f 路由表的。 o s p f v 3 使用扩散过程把l s a 的刷新报文传给自治系统内的其他路由器， 这样路由信息的变化可以扩散到整个自治系统，以使得动态反映网络变化。但 是当网络很大时，就会带来较大的网络开销。另外当网络规模增大时，o s p f v 3 的链路状态数据库的大小、最短树的计算时间、路由表的大小都会超出一定的 限额：内存需求过于巨大，计算时间过于漫长。 链路状态数据库和路由表的内存需求是运行链路状态路由协议的路由器对 内存需求的主要的消耗点。而路由器的内存消耗过大，势必会影响数据包的转 发等的性能。为此如何优化路由器他们对内存的需求是很有意义的。对于路由 表的优化已经有了较多的研究，如a m a ns h a i k h 等提出的有效的地址聚类算法、 电子科技大学硕士学位论文 r i c h a r dp d r a v e s 等提出的o p t i m a lr o u ti n gt a b l ec o n s t r u c t o r ( o r t c ) 算 法等都对优化路由表提出了很好的算法。 但是相对于对链路状态数据库的研究却相对较少。对这个问题的研究重点 就是链路状态数据库的溢出问题。r f c l 7 6 5 1 4 中提出了对o s p f 链路状态数据 库的试验方案，九十年代p r o t e o n 路由器根据这个试验协议对链路状态数据库 溢出做了实现。但是这个实现有一定的局限性，如没有区分缺省外部路由和缺 省的外部路由，路由器一旦进入溢出状态不退出这个状态。本文正是针对 o s p f v 3 的数据库溢出问题进行了一些探究和实现。 电子科技大学硕士学位论文 1 1 课题介绍 本文是针对现在互联网络的快速发展，网络规模在不断地扩大。这对于运 行链路状态算法协议的路由器而言，路由器中的链路状态数据库的尺寸会随着 网络规模的不断扩大而扩大。而由于其固有的资源有限，势必会出现无法满足 网络规模无限扩大的需求。而对于基于链路状态算法的o s p f 路由协议要求一个 区域中的路由器必需维护一个相同的链路状态数据库。这个在网络规模小的情 况下，是很容易满足的。然而当链路状态数据库的尺寸变得很大时，有些路由 器可能就会因为资源的短缺而不能保持完整的链路状态数据库。 而这一点对于o s p f v 3 同样有此问题存在，即所谓的链路状态数据库溢出 “d a t a b a s eo v e r f l o w ”。一旦出现这种现象，路由器在接收到新的路由信息时 会由于无法分配足够的内存资源来保存这些信息，而就会单纯地丢弃这些新的 信息。这样造成的结果是，区域中的路由器无法同步它们的链路状态数据库。 除非这个问题得到很好地解决，否则路由器会由于数据库的不一致出现区域中 路由器计算出的路由表不一致，进而出现的是路由错误，更可能出现路由环路， 这是这样网络可能就会因此而陷入瘫痪。 本文就是针对这个问题，在o s p f v 3 路由协议原理的基础上，研究分析了链 路状态数据库产生溢出的原因，提出了对这个问题的解决方法，并且在l i n u x 系统对解决方法进行了协议的扩展实现。 1 2 论文工作 本文是在对路由协议分析的基础上，并结合目前研究的方向和指导老师的 指导选定的课题方向。本文主要进行了如下的工作： 首先对o s p f v 3 路由协议原理作了深入的分析，并且结合o s p f 协议的原 理，对o s p f v 3 的新特点作了深入理解。 对路由协议的现有实现代码进行了仔细的阅读和分析，包括对整体框架 和实现细节都作了认真的分析。 对数据库溢出问题本身的特性作了分析，提出了o s p f v 3 协议相关的解 决问题的方法，并且基于现有的协议实现代码上，对实现进行了扩展， 以满足对数据库溢出问题的支持。 为了实现对数据库溢出实现网络管理，应用了s n m p v 3 协议以及s m u x 协议。对s n m p v 3 和s m u x 协议的原理和管理模型进行了简要分析，并在 此基础上实现了对数据库溢出进行网络管理的模块。 电子科技大学硕士学位论文 第二章o s p f v 3 链路状态数据库 2 1 o s p f v 3 协议简介 o s p f v 3 ( o p e ns h o r t e s tp a t hf i r s tv e r s i o n3 ) 是最短路径优先协议版 本3 的缩写，它是针对i p v 6 提出的o s p f 升级版本，主要是用于i p v 6 网络上发 现路由，计算路由的一种网络协议。它是一个基于链路状态的动态路由协议。 它直接运行在i p v 6 的网络层上，协议号是8 9 。即在构造i p v 6 报文时只被封装 i p v 6 和数据链路层的两个头。o s p f v 3 并没有象o s p f 利用i p 提供的分段机制来 对大的报文提供分段，o s p f v 3 会避免报文被分段。而且o s p f v 3 取消了协议报 文中的认证域。而使用i p v 6 自带的i pa u t h e n t i c a t i o nh e a d e r 以及i p e n c a p s u l a t i n gs e e u r i t yp a y l o a d 两个扩展头来实现对o s p f v 3 数据包的加密 和认证。 由于o s p f v 3 是在o s p f 基础上提出用于解决i p v 6 数据包的路由问题的， 它对o s p f 的基本机制如洪泛过程，d r 选举，区域支持，s p f 计算等等作了保留。 o s p f v 3 的基本协议过程如下： a 当一个路由器启动后，它会首先初始化路由协议的数据结构，包括主要 的顶级数据结构，域数据结构和接口数据结构及链路状态数据库等结构，然 后路由器等待下层协议给出的接口开始工作的指示信息。 b 检测物理接口是否开始工作，如开始工作则路由器从该接口发出h e l i o 报文，以便需求与邻居路由器( n e i g h l b o rr o u t e r ) 建立邻接关系 ( a s s o c i a t i o n ) 。如果双方可以建立连接关系，则路由器之间开始同步区域 链路状态数据库。等数据库同步完成，双方才正式建立了邻接关系。 c 邻接关系建立后，路由器就可以了解到与它的各个接口连接的路由器和 网络情况，从而可以形成路由器链路通告( r o u t e r - l s h ) 。另外通过邻接关系 的建立，在多点访问网络中的指定路由器d r 会了解到该网络都有哪些路由 器，从而形成网络链路通告( n e t w o r k l s a ) 。这两类l s a 是构成区域拓扑不 可缺少的信息。 d 在协议工作的过程中路由器必须发送路由器链路状态通告l s a ，如果该 路由器还是d r ，它还必需发送网络链路状态通告( n e t w o r k l s a ) ，如果路由 器是区域边界路由器，路由器还会将从其他区域接收到的路由信息整理后 ( 即构成o s p f v 3 汇总路由链路通告 ) 送入到本区域中，以上这些信息只在一个区域 内传播。而对于由a s 边界路由器( a u t o n o m o u ss y s t e mb o r d e rr o u t e r ) 产 生的a s 外部链路通告( a s - e x t e r n a l - l s a ) ，a s 内的每个路由器都要获知该 通告，也就是说这种信息会传播到a s 的每个路由器中。 e 路由器根据收到的路由器链路状态通告( r o u t e r - l s a ) 和网络链路通告 ( n e t w o r k l s a ) 导出本区域的拓扑图，计算出最短路径树( s p f ) ，形成本 区域内的路由信息，然后再利用汇总链路通告计算出到其他区域的网络或区 域边界以及a s 边界路由器的路由，最后利用a s 外部链路通告计算出通往 a s 之外网络的路由。这也说明了路由器的路由表的计算会依据数据库链路 4 电子科技大学硕士学位论文 状态通告的不同分成三个不同的层次单独进行：区域内部路由、域问路由和 a s 外部路由。 f 以上链路状态通告都是周期性发送的，从而保证了路由器中的数据库始 终是最新的，适应网络变化。如果在运行过程中，路由器接收到新的或是与 以前不同的链路通告，依据不同的通告类型而触发不同的路由表项的重新计 算，这就保证了路由表项的正确性。 从以上的协议过程可知，作为基于链路状态算法的动态路由协议，交换链路 状态通告以形成路由器的链路状态数据库是协议能正常运行的基石。基于本论 文的研究方向，下一节将对链路状态数据库的相关知识做相关介绍。 2 2 链路状态数据库 链路状态数据库( l i n ks t a t ed a t a b a s e ) 是基于链路状态算法动态路由协 议重要的部分。路由器会依据它所维护的链路状态数据库，以自己为根节点计 算路由器自身的路由表。本章就链路状态数据库的定义、基本构成、同步过程、 安装和老化、链路状态数据库的尺寸等方面做详细介绍，并引入了本文所要研 究和解决的问题即链路状态数据库溢出现象。 2 2 1 链路状态数据库定义 在计算机中常用的数据库通常是指存储在某种存储介质上的相关数据有组 织的集合。数据库是把一些相互间有一定关系的数据，按一定的结构组织起来 的数据集合，用此来表示一定的信息内容。 数据库在各个方面都有相当广泛的应用，如公司的人员信息库、图书馆的 图书检索系统等都应用了数据库。而对于路由协议而言，为了实现路由信息的 描述和管理，也引入了数据库的思想，o s p f 中称为链路状态数据库。它是存储 在路由器的内存空间中的有组织的数据集合，用以表达网络的拓扑信息。路由 器会随着数据库的大小变化而不断地释放和获得内存空间，以满足数据库的存 储空间的需求。 对于采用链路状态算法的路由协议，关键的一点就是要维护一个相同的链 路状态数据库。o s p f v 3 正是这种链路状态的协议，因此每一个o s p f v 3 路由器 要维护一个相同的用以描述自治系统拓扑结构的数据库。这个数据库在o s p f v 3 中被称为链路状态数据库( l i n k - s t a t ed a t a b a s e ) 。数据库中的每一个条目都 描述了路由器的本地状态，如路由器的可用接口和可达的邻居。在o s p f v 3 中链 路状态通告( l s a ) 就是描述这种路由器或网络本地状态的数据单元。对于一个 路由器而言，这个l s a 包含了路由器接口和邻接路由器的状态。而所有路由器 和网络的链路状态通告的集合就形成了o s p f v 3 的链路状态数据库。 路由器会通过洪泛过程发布它的本地状态，以使自治域中的路由器都能够 知道它的存在，同时它也接受来自其他路由器发布的状态信息。洪泛的最终会 在每个路由器中形成一个相同的链路状态数据库。而运行了相同最短路径树算 法( 即e w d i j k s t r a 提出的d i j k s t r a 算法) 的路由器会根据这个数据库构建 一个以自己为根的最短路径树s p f ，这个最短路径树给出了到自治系统中每一 个目的的路由。o s p f v 3 会以此最短路径树构建自己的路由表。只要每个路由器 链路状态数据库是一致的，路由器计算出的路由表会比距离向量协议更为精确 的路由。由此可见链路状态数据库是形成路由表的根本。 电子科技大学硕士学位论文 链路状态数据库维护了一张完整的网络图，其中每一个记录都代表了网络 的一条链路。如下图，虚线左边是数据库描述的网络，右边即是采用链路状态 数据库的表示： 筵搿嚣鹋链鼯；蒜 剐弛2l6 r 船55 拽ir 4箍 敝嚣32 r 2r 1l靠 氍3瀑 冀j慕，l 7 r 5袅3 ， 黔髓l 5l j 建黝 47 疑4j 姥4 姒箍s 图2 1 网络图及其l s d b 通过上图的l s d b 可以得到网络拓扑的信息，可以完整地再现网络拓扑，体 现了l s d b 的实际功效。 对于i p v 4 的o s p f ，一个路由器对它所属于的每个区域都有个单独的链路状 态数据库，这是通过包含在区域数据结构中来实现的。属于同一个区域的所有 的路由器有对该区域相同链路状态数据库。对每个单一的区域数据库都是分开 处理的最短路径树也是对每个区域单独执行的。对o s p f 而言，区域数据库是 由r o u t e r - l s a ( 路由器l s a ) ，n e t w o r k - l s a ( 网络l s a ) 以及s u m m a r y l s a ( 汇 总l s a ) 构成的。而a s e x t e r n a l l s a ( a s 外部l s a ) 是包含在所有的非存根域 的区域数据库中。可见o s p f 只在区域数据结构中有数据库。 而对于o s p f v 3 而言，由于引入了洪泛范围的思想，不同的l s a 会有不同的 发送范围，并且有不同发送范围的l s a 在路由器中会有不同的存储地方。数据 库是分成三个不同层次存放的，不同洪泛范围的l s a 会被分别安装在这三个数 据库中。即具有链路局部洪泛范围的l s a 放在路由器接口数据结构中、具有区 域洪泛范围的l s a 放在区域数据结构中、具有自治系统洪泛范围的l s a 放在顶 级数据结构中。这种方式的安排，有利于对链路状态数据库的管理。 2 2 2 链路状态数据库构成 链路状态数据库的基本构成单位是各种不同的链路状态通告( l i n ks t a t e a d v e r t i s e m e n t ) ，即l s a 。它是用于描述路由器或是网络状态的基本单位，是 用来交换网络拓扑信息的实体。 o s p f v 3 中的不同类型的l s a 反映了网络中的不同的信息，如路由器l s a 描 述了路由器属于某个区域的接口状态和成本信息；网络l s a 描述了连接到网络 上的所有的路由器：域间前缀l s a 描述了到自治系统中其他区域的i p v 6 地址前 缀的信息；域问路由器l s a 描述了到其他区域但仍然属于a s 的自治系统边界路 由器的路径信息；域内前缀l s a 描述了一个l i n k 的i p v 6 地址前缀信息外部l s a 描述了一条到属于其他a s 的目的前缀的路由信息：等等这些不同的l s a 反映出 了网络中不同部分可达信息。而所有这些描述路由器和网络可达信息的l s a 就 形成了协议用于反映网络拓扑结构的链路状态数据库( l i n ks t a t ed a t a b a s e ) 。 每个链路状态路由器通告都会在路由域中洪泛。随着链路状态更新报文收 电子科技大学硕士学位论文 发，以达到区域中的路由器都有相同的链路状态数据库。 和o s p f 相比o s p f v 3 虽然保留了部分原有的l s a 类型，但赋予了一些新的 含义并且也增加了一些新的l s a 类型，以此满足对i p v 6 数据的要求。 每个l s a 都是由头部和实体两部分报文构成的。l s a 头部有l s a 类型、广播 路由器的i d 等信息，所有l s a 在发送之前都会先在它之前添加这个通用的l s a 头，如下图所示 i 片膏糖l s ! 弛燃 镌嬲就枣i d ，蠲醛n i i t i t d l s 搿州q i s 授糖斟lb 艟 图2 2l s a 标准头格式 l s a 头长度为2 0 字节，其中包含了用以确定一个l s a 和一个l s a 实例是否 更新的信息。其中l s a 类型、链路状态i d 、广播路由器i d 三个字段确定一个 不同的l s f i ：l s 年龄、l s 序列号、l s 校验和三个字段确定哪个l s a 实例更新。 长度字段是包含了2 0 字节头长度在内的l s a 的字节长度。 值得注意的是，o s p f v 3 链路状态i d 号和o s p f 的链路状态i d 号意义不同， o s p f v 3 的链路状态i d ，除了n e t w o r k l s a 和l i n k - l s a 还保留有相关地址语义 外，其他类型的l s a 中链路状态i d 号只是作为区分标记简单地用来区分由同一 个路由器所产生的多个不同的l s a 。对于n e t w o r k - l s a 指定为l i n k 上的d r 接 口i d 号。对于l i n k - l s a 指定为l i n k 上路由器接口i d 号。而其他的l s a 的设 定则没有固定规则。 由于0 s p f v 3 引入了洪泛范围和对未知类型l s a 的灵活处理方式，并把洪泛 范围的概念显式地编码到l s a 的l s 类型域中。所以l s a 头中的类型字段相比 o s p f 中的类型字段含义更多。它的高3 位被编码成所有l s a 的通用信息，而剩 下的1 3 位则是对应处理每种不同l s a 的“函数码”( f u n c t i o nc o d e ) 。类型字 段的格式和相关的字段位意义如下图所示： t j ，& ，j 口蠕娃l 簧籀x , j 一、讽u 曲l s a 盘争，j 娃婵# lu m l xs ， 也撕$ l 静 罐。s a 平毡z ，玉树1 洲kt _ 虻a “? x 捷x 4 碡 ， 办证菸， i l 、“季j 塞令l s a 盘 徘嬲j 矬t ：，0 1 s ，s i 糍褂：i s 附澈耜糖 s 2s 髟“氍甑l 制 l i l l k - l 属砧蹦矗l 孳捌，虬冉二l f a 尹叫卜薅各l ，t 【k kh ”t t 茉 a r e 8 瓤辫霎。 援毫曼制，“v i m l 瀚噜 的所苹i 蹬静l ；瓣 s 饿蝴，涎堂u s 。 1 程# 辩；? 恕4 i f ；辩 像雠 图2 - 3l s a 类型字段说明 电子科技大学硕士学位论文 在介绍l s a 之前，为了直观，给出了o s p f v 3 所支持l s a 的类型列表。 l s 箍 融 糖囊 1 5描r 女啦p - * 鼢d i 小汪札嗍 怫牛啪器 a r 蝴s c o p e 拯镕g s 出嚣 l 一a p t e n x 域s a 姓抖m r 郫s p 日 l 口；悱 r 扭t r n t s a 戮槭也栉糌咖赫 s e o p u s - e 揪r 、b a i - l s a a s 避 辫- 譬各* 龉a s o p c w 燕| ；l ( 孙q p 一由目，噼j l 一t 蕊 播m n o “b a r s e # ，p 口7 - 1 鹭n s s a 咔3 擗 d l 蒜鼯 一十i 峙， “搿 l 抽k - i 轴日p # i i l “ a r 斟“p r 1 1 * 一l s a 酶争端“ 错 图2 - 40 s p f v 3 支持的l s a 列表 从列表中可以看出，和o s p f 相比，o s p f v 3 有了更丰富的l s a 类型。其中类 型6g r o u p m e m e b e r s h i p l s a 是支持组播路由信息的l s a ，类型7t y p e - 7 一l s a 是为支持n s s a 而引入的l s a 。由于他们的特殊性，在此不作相关介绍。 r o u t e r l s a 、n e t w o r k l s a 、a s e x t e r n a l l s a 三种l s a 是与o s p f 对应的 l s a 含义相同。 i n t e r - a r e a - p r e f i x l s a 与o s p f 的类型3s u m m a r y l s a 意义相同，描述了 到属于其他区域的i p v 6 地址前缀的路由信息。 i n t e r - a r e a r o u t e r l s a 与o s p f 的类型4s u m m a r y l s a 意义相同，描述了 到属于其他区域的一个路由器的路由信息。 i n t r a - a r e a p r e f i x l s a 和l i n k l s a 是o s p f v 3 新增加的l s a 类型。 下面对o s p f v 3 的l s a 格式作一简单介绍。 ( 1 ) r o u t e r l s a 的格式如下 l s a 斗；，b 增* 一i ， l i ( ) i h s + ￥y p c n o i 辑h t o rl 呲f ) n “p h i r o f f ， 图2 - 5r o u t e r l s a 格式 图中的【0 0 1 ，1 】表示类型，0 0 1 是二进制，是类型字段的高三位；后面的 l 是十进制数，表示类型码( f u n c t i o nc o d e ) 。后续图中的表示方法类似。 区域中的每个路由器都会产生这种r o u t e r - l s a ，用它描述了路由器属于某 个区域的接口状态和成本信息。路由器对它所属的每个区域都要产生这种l s a 。 它的个数是和路由器所属区域个数成正比的。它有区域洪泛范围。 各字段说明： w b i t ：表明路由器是否是一个通配组播接收端。用于组播0 s p f v 3 使用。 卜v _ b i t ：表明路由器是否是一个全邻接虚l i n k 的终点。 卜e - b i t ：表明路由器是否是一个a s 边界路由器，e 代表e x t e r n a l 。 卜b b i t ：表明路由器是否是一个区域边界路由器，b 代表b o r d e r 。 电子科技大学硕士学位论文 卜m e t r i c ：表明路由器输出接口的成本值。 t y p e ：表明所描述的接口类型，和o s p f 中意义相同。 卜o p t i o n s ：o s p f v 3 的选项域，用于表明路由器支持的选项能力。o s p f v 3 的选 现域已经从o s p f 的l s a 头中移到r o u t e r l s s ，n e t w o r k l s a s ， i n t e r a r e a r o u t e r l s a s 和l i n k l s a s 中，并把长度扩展为 2 4 一b i t s 。下图描述了o s p f v 3 使用的选项字段含义： 01234567890l2 34s 6 789 0123 图2 6o s p f v 3 选项字段 选项说明： 卜d c - b i t ： 卜r b i t ： n - b i t ： 卜m c - b i t 卜e b i t ： 该字段描述了路由器的需求链路的处理。如果路由器能正确处 理d o n o t a g e 位时设定这个位。d o n o t a g e 位会出现在l s 年龄字 段。 该位表明了产生数据包的路由器是否是一个主动路由器。 该位描述了对t y p e 一7l s a 的处理。当且仅当所连接区域为n s s a 区域时设定此位。 该位描述了是否可以转发i p v 6 组播数据包。当运行m o s p f 时设 定。 该位描述了a s e x t e r n a l - l s a 的洪泛方式。当且仅当所连接区 域为存根域时，此位清零。 d - v 6 一b i t ：该位描述了路由器或l i n k 是否会被排除在i p v 6 路由计算之外。 而i p v 4 的o s p f 选项域是8 - b i t 。可以通过下图表示o s p f 所支持的选项： 图2 7o s p f 选项字段 选项说明： 卜e b i t ： 代表“外部链路”。由h e l l o 协议使用。 卜t - b i t ： 代表“服务类型”t o s ，零表示只支持“类型0 ”度量制度，而 不支持按t o s 选择路由。 r o u t e r l s a 中的其他字段分别表示发送路由器的接口i d ，邻居路由器的接 口i d 及邻居的路由器i d 。 在o s p f v 3 中，邻居路由器是通过他们的o s p f 路由器i d 进行表示的，而不 是用i p v 6 地址来标识的。在o s p f 中只有在点到点网络和虚链路上才会通过他 们的路由器i d 进行邻居标识，而在广播网络、n b 姒网络祁点到多点网络邻居 是通过他们的i p v 4 接口地址来标识的。o s p f v 3 中的标识统一为o s p f 路由器i d 方式进行标识，它沿用了点分十进制的i p v 4i p 地址来表示。同时接口i d 电是 使用i p v 4 的地址形式来表示。这种改变将会影响了o s p f v 3 报文的接收、邻居 的查询和h e l l o 报文的接收。 r o u t e r l s a 通过它们表明和本路由器相连的有哪些路由器及相关的路由器 电子科技大学硕士学位论文 接口。一个r o u t e r l s a 可以包含多个这种的组合，以表示和多个接口相关的邻 居路由器的相关信息。当这些信息很多时，需要多个这种l s a ，此时它们是通 过l s a 头中的链路状态i d 域来区分的。 ( 2 ) n e t w o r k - l s a 格式如下： l 。s a 乳愀一【0 0 1 - 2 】 o ( ) p 酊。自8 a h h 。dr o u t e r 图2 8n e t w o r k l s a 格式 n e t w o r k - l s a 由广播或n b m a1 i n k 中的指定路由器d r 产生，用于描述连 接到l i n k 上的所有的路由器。 o s p f v 3 使用“1 i n k ”表示和o s p f 的“s u b n e t ”或“n e t w o r k ”相同的意义， 即i p v 6 的网络之意。即用l i n k 表示在链路层上节点可以通信的通信介质。这 样o s p f v 3 协议就是基于l i n k 的，而接口是连接到1 i n k 的。 n e t w o r k - l s a 用a t t a c h e dr o u t e ri d 字段来描述这些路由器其中包括 了指定路由器自身。当然只有已经和指定路由器构成了全邻接关系的路由器才 会被列出。一个d r 产生的n e t w o r k l s a 的个数是和区域中l i n k 及属于l i n k 的路由器个数成正比的。 因为从1 i n k 到相连路由器距离都是零，所以字段中没有m e t r i c 。选项域同 r o u t e r - l s a 中的选项。o s p f v 3 的n e t w o r k l s a 中不包含网络掩码字段，因为 o s p f v 3 把原来包含在o s p f 中的n e t w o r k - l s a 的地址信息都被安置在了 i n t r a - a r e a - p r e f i x - l s a 中进行传播。该l s a 有区域洪泛范围。 ( 3 ) i n t e r a r e a p r e f i x l s a 的格式： l s a 执7 掣妒。一【壮o t ，3 l n m t m o t 、c t x 。一雕“l r r e * x o 睁t 。n s m ， d a 姆# 8p 犄x 图2 9i n t e r m e a - p r e f i x l s a 格式 i n t e r - a r e a - p r e f i x - l s a 和o s p f 中类型3 的s u m m a r y l s a 相似。由区域边 界路由器产生，它描述了到自治系统中其他区域的i p v 6 地址前缀的信息。 在o s p f v 3 中i p v 6 地址前缀信息由前缀的位长度p r e f i x l e n g t h 、描述和前 缀相关的各种能力的8 - b i t 选项域p r e f i x o r ) t i o n 和前缀本身a d d r e s sp r e f i x 三个域来表示i p v 6 的地址前缀。 i n t e r - a r e a p r e f i x l s a 的个数是和其他区域的网络前缀个数成正比的。 m e t r i c 是路由成本。该l s a 有区域洪泛范围。i p v 6 前缀选项如下图表示 0t2345 6 # i p知l e t an ” 电子科技大学硕士学位论文 图2 - 1 0i p v 6 前缀选项域 p b i t ：即“p r o p a g a t e ”，当广播到n s s a 区域边界时设定在n s s a 区域前缀中。 m c - b i t ：即“