（计算机应用技术专业论文）ipv6组播技术分析与研究.pdf

西南交通大学硕士研究生学位论文第1 页 摘要 互联网的成功发展给人们的生活带来了重大的变化，原来的i p v 4 协议已 经不能满足应用的需要，2 0 世纪9 0 年代初，i e t f 在比较多种p n g ( i yn e x t g e n e r a t i o n ) 方案的基础上，改进形成了i p v 6 协议。同时，随着宽带网络技术 的发展，多媒体相关服务需求的日益增长刺激了疋组播技术的普及和发展。 组播作为一种允许一个或多个发送者发送同一数据包到多个接收者的网 络技术，无论有多少个报文接收者，网络中任何一条链路只传送单一的报文。 因此在有多个接收者的应用中，组播技术大大提高了数据传送效率，有效地 利用了带宽，减少了主干网出现拥塞的可能性。 可以说，组播已经成为新一代网络不可缺少的关键技术。 基于i p v 6 的组播技术是i p v 6 的一个重要组成部分，d v 6 的标准要求所有 的设备都必须支持组播。其中组播路由协议p i m s m 是一个不依赖于特定单 播路由协议的组播路由协议，现已成为事实上的域内标准组播路由协议。 本文首先分析了i p v 6 组播技术产生的背景、优势以及国内外组播技术的 研究现状，从而指出分析和研究i p v 6 组播技术的重要意义。随后，简要介绍 了口v 6 组播技术的相关知识，包括i p v 6 报文格式、组播地址、组播树、组播 转发和组播协议等。进而，详细分析了组播路由协议p i m s m ，并且在实验生 成的i p v 6 环境下，对p 诅s m 协议中的b s r 选举、r p 竞争、h e l l o 消息发布 和数据流树切换等进行了测试，测试结果表明该协议工作正常，能够支持i p v 6 的组播系统功能。然后，在w i n d o w s 环境下，利用v i s u a ls t u d i o 二n e t2 0 0 3 开发平台，设计实现了一个运行于n e tf r a m e w o r k2 0 环境下的基于i p v 6 组 播的聊天系统，该系统可以实现多用户同时实时信息交换，基本实现d v 6 组 播的实际应用。论文最后分析了一些当前p 组播技术存在的问题，并对p 组播进一步的研究方向进行了展望。 关键词：i p v 6 ；组播路由协议；p i m s m v 2 ；协议测试；聊天系统 西南交通大学硕士研究生学位论文第1 l 页 a b s t r a c t n 坨s u c c e s s f u ld e v e l o p m e n to fi n t e r n e tc h a n g e sp e o p l e sl i f eg r e a t l y b u tt h e m v 4p r o t o c o lc a nn o tm e e tt h ed e m a n d so fi n t e r n e ta p p l i c a t i o n i ns u c h c a s e i e t f i s s u e dt h ei p v 6a f t e rc o m p a r i n gd i f f e r e n tk i n d so fi p n g ( i pn e x tg e n e r a t i o n ) i nt h e e a r l y1 9 9 0 s a tt h es a m et i m e ，w i t ht h er a p i dd e v e l o p m e n to ft h eb r o a d b a n d n e t w o r kt e c h n o l o g y , t h ei n c r e a s i n g g r o w t ho ft h es e r v i c ea b o u tm u l t i m e d i a s t i m u l a t e st h ep o p u l a r i t ya n dd e v e l o p m e n to fi pm u l t i c a s t m u l t i c a s ti sa b a n d w i d t h c o n s e r v i n gt e c h n o l o g yt h a tr e d u c e st r a f f i cb ys i m u l t a n e o u s l yd e l i v e r i n g as i n l g l es t r e a mo fi n f o r m a t i o nt ot h o u s a n d so fc o r p o r a t er e e i p i e n t sa n dh o m e s ，a n d t h ep a c k e ma r er e p l i c a t e di nt h en e t w o r kb ys o l l s u p p o r t i n gm u l t i c a s tp r o t o c o l sr e s u l t i n gi n t h em o s tc m c i c n td e l i v e r yo fd a t at om u l 廿p l er e c e i v e r sp o s s i b l e m u l t i c a s th a sb e c o m ea l l i n d i s p e n s a b l et e c h n o l o g yo f t h en e x tg e n e r a t i o no f i n t c m e t m u l t i c a s tp r o t o c o lb a s e do np v 6i st h en e c e s s a r ya n di m p o r t a n tp a r to fi p v 6 p r o t o c o l sa n di p v 6s t a n d a r dr e q u i r e st h a ta n ye q u i p m e n tm u s ts u p p o r tm u l t i c a s t p i m s mf p r o t o c 0 1i n d e p e n d e n tm u l t i c a s t - s p a r s em o d e ) i sam u l t i e a s tr o u t i n g p r o t o c o li n d e p e n d e n to fs o m es p e c i f i cu n i c a s tr o u t i n gp r o t o c o l ，a n dh a sb e c o m e t h ed cf a c t oi n t e r - d o m a i ns t a n d a r do f m u l t i c a s tr o u t i n gp r o t o c 0 1 f i r s t l y , t h i s t h e s i sd i s c u s s e st h eb a c k g r o u n d ，p r e d o m i n a n c ea n dr e s e a r c h s t a t u so fi p v 6m u l t i c a s tt e c h n o l o g y , a n dp o i n t so u tt h es i g n i f i c a n c eo fs t u d y i n g a n di m p l e m e n t i n gt h ei p v 6m u l t i c a s tr o u t e rp r o t o c o l s s e c o n d l y , i ti n t r o d u c e st h e r e l a t e db a s i ck n o w l e d g eo fi p v 6m u l t i c a s t , i n c l u d i n gp a c k e tf o r m a t ，m u l t i c a s t a d d r e s s ，m u l t i c a s tt r e e ，m u l t i c a s tf o r w a r da n dm u l t i c a s tp r o t o c o l so f l p v 6 t h i r d l y , t h ep i m s mm u l t i c a s tr o u t i n gp r o t o c o li sa n m y z e di nd e t a i l ，a n ds o m et e s t sa r e d o n eu n d e rt h ei p v 6e n v i r o n m e n tc o n s t r u c t e di nt h el a b o r a t o r y , s u c ha sb s r e l e c t i o n ，r pe l e c t i o n , h e l l o p a c k e tr e l e a s ea n dd a t af l o wt r c cs w i t c hb a s e do n p i m - s mp r o t o c 0 1 t h et e s tr e s u l t ss h o wt h a tt h ep r o t o c o lw o r k sn o r m a l l ya n d s u p p o r t st h em u l t i c a s ts y s t e mw e l l f o u r t h l y , a l li p v 6m u l t i c a s tc h a ts y s t e mi s d e s i g n e da n di m p l e m e n t e db yv i s u a ls t u d i o n e t2 0 0 3u n d e rw i n d o w s ，a n dr u n s o n n e tf r a m e w o r k2 0e n v i r o n m e n t t h es y s t e mp r o v i d e sm u l t i u s e r sw i t h r e a l - t i m ei n f o r m a t i o ne x c h a n g e ，a n db a s i c a l l yr e a l i z e st h ea p p l i c a t i o no fi p v 6 m u l t i c a s t f i n a l l y , t h ec u r r e n tp r o b l e m so f t h ei pm u l t i c a s tt e c h n i q u ea r ea n a l y z e d ， 西南交通大学硕士研究生学位论文第l li 页 a n dt h ef u r t h e rw o r ka b o u tt h ei pm u l t i c a s ti sg i v e n k e y w o r d s ：i p v 6 ；m u l t i c a s tr o u t i n gp r o t o c o l ；p i m s m ；p r o t o c o lt e s t ；c h a ts y s t e m 西南交通大学硕士研究生学位论文第1 页 1 1 课题研究背景 第1 章绪论 以t c p i p ( t r a n s p o r tc o n t r o lp r o t o c o l i n t c r n e tp r o t o c 0 1 ) 协议为基础的 i n t e m e t 在近十年得到了迅猛发展，在商业上取得了巨大成功。i n t e r n e t 已经 从过去单纯的数据载体，逐步发展成支持语音、数据、视频等多种信息的多 媒体信息和通信平台。数字化、宽带化、综合化已成为现在和将来网络发展 的趋势和潮流。p 网结构简单、连接灵活、适应性强的诸多优点可在很大程 度上满足实际需要，使有限的网络资源得到最大程度的共享。 但是，随着互联网的发展，i p v 4 潜在的危机也日益显现出来。早在1 9 9 0 年，t c p i p 专家们就已察觉出它潜伏的三大危机：地址枯竭、网络号码匾乏 和路由表急剧膨胀，并预言，如不采取措施，i n t e r a c t 可能在地址枯竭之前就 会瘫痪。i p v 6 ( i n t e r n e t p r o t o c o lv e r s i o n 6 ) 最初就是为了解决这三个根本问题而 设计的。 1 9 9 2 年，人们已开始讨论制订下一代互联网络协议( i n t e r a c tp r o t o c o ln e x t g e n e r a t i o n ，i p n g ) 。1 9 9 5 年，i e t f ( i n t c r n e te n g i n e e r i n gt a s kf o r c e ，因特网工 程任务组) 采用s i p p ( s i m p l ei m e m e tp r o t o c o lp l u s ，增强的简单因特网协议) 作为i p n g 的制订基础。i p n g 被i a n a ( i n t e m e ta s s i g n e dn u m b e r sa u t h o r i t y ，因 特网编号管理局) 正式赋予版本号6 ，即d v 6 。1 9 9 6 年，i p v 6 的基本协议规范 【l 】发表，并于1 9 9 8 年发表了修订版【2 】。 组播是一种允许一个或多个发送者发送同一数据包到多个接收者( 一次 的。同时的) 的网络技术。这组接收者称为组播组( m u l t i e a s tg r o u p ) 。组播源把 数据包发送到特定组播组，而只有属于该组播组的地址才能接收到数据包。 无论有多少个组播报文接收者，网络中任何一条链路只传送单一的报文，因 此在有多个接收者的应用中，组播技术提高了数据传送效率，有效地利用了 带宽，减少了主干网出现拥塞的可能性【3 l 。同时，它也避免了单播和广播中 可能出现的广播风暴问题。 由于组播的优越性，珂r f 在制订口v 6 协议时保留了组播，而取消了广 播。而且在p v 6 的标准中，要求所有的设备都必须支持组播。 虽然p v 6 组播体系的研究与实现已成为p v 6 路由技术研究的热点，且 正t f 也推出了相关的r f c ( r e q u e s tf o rc o m m e n t ) 及d r a f t ，但在协议实现上还 西南交通大学硕士研究生学位论文第2 页 是有许多问题需要进行深入研究。例如，i p v 6 组播与i p v 4 ( i n t e r n e tp r o t o c o l v e r s i o n4 ) 组播在实现上的不同；i p v 6 反向路径转发问题；口v 6 中 p i m ( p r o t o c 0 1 i n d e p e n d e n tm u l t i c a s t 协议无关组播路由协议) 的范围问题； i p v 6 中p i m 消息的c h e c k s u m 计算等等( 4 】，这些都给l p v 6 组播的实现造成了 一定困难。 虽然，已经提出的诸多口组播路由协议可以直接应用于i p v 6 网络环境， 但是目前尚未有比较完善的i p v 6 组播路由系统的实现。另外，由于口组播 业务的特殊性，即要求网络层设备提供组播转发能力，i p v 6 已有的地址聚类 功能和具有良好扩展性的q o s ( q u a l i t yo fs e r v i c e ，服务质量) 保证机制无法直 接应用于组播业务。 因此，调查分析口组播大范围应用所面临的各种挑战，针对这些挑战， 基于口v 6 协议提供的支持。设计简单高效的解决方案，对于推广p 组播的 实施，提高下一代互联网对多点实时媒体业务的支持能力，具有重要的研究 意义。 1 2 论文主要研究内容 论文研究工作如下； 分析了i p v 6 组播技术以及d v 6 组播的地址结构； 介绍了i p v 6 组播技术所涉及到的主要i p v 6 相关协议，包括组播成员 管理协议和组播路由协议，这些协议的主要功能以及它们对i p v 6 组 播技术的支持： 详细介绍了组播路由协议中的独立组播路由协议p m s m ( p r o t o c 0 1 i n d e p e n d e n tm u l t i e a s ts p a r s e - m o d e 。稀疏模式协议无关组 播路由协议) 的工作机制及其实现； 在w i n d o w sx p 操作系统环境下，对p i m s m 协议在p v 6 环境下的 组播体系进行了测试和验证； 开发了基于口v 6 组播的聊天系统原型。 1 3 论文结构安排 论文共分5 章。 第一章绪论讲述了p v 6 组播技术及其相关协议的产生背景以及研究情 西南交通大学硕士研究生学位论文第3 页 况，本论文的研究意义及本论文的研究内容安排。 第二章对i p v 6 组播技术进行简要介绍，包括口v 6 报文格式以及组播树组 播转发和组播协议等相关知识介绍。 第三章指出了p v 6 组播协议实现的重点和难点问题，给出了一种解决方 案。并详细描述了基于m v 6 的组播协议p n 以s m v 2 的实现机制。 第四章系统地描述了用组播协议p i m s m v 2 实现i p v 6 组播技术的过程， 并模拟i p v 6 环境对其结果进行了验证。 第五章介绍了一个研究过程中开发的基于口v 6 组播的聊天系统原型，及 其试验测试。 结束语部分对本论文的主要工作做出总结，并提出对该课题进行进一步 研究的个人见解。 西南交通大学硕士研究生学位论文第4 页 第2 章i p v 6 组播技术基础知识 2 1i p v 6 报文格式 p v 6 网络包含两个主要角色：主机和路由器。当源主机要将一个数据包 送到目的主机时，首先将这个包发送到链路上的一个路由器，路由器读取该 数据包报头中的相关内容，然后查找自己的路由表，决定下一跳地址，并转 发出去，中间的每一台路由器都执行同样的操作，直到目的主机收到这个数 据包。从数据发送过程可见，路由器是利用报头中的信息将数据包从发送方 一步一步发送到接收方的。m v 6 报文格式【5 】如图2 1 所示： 图2 - 1i p v 6 报文格式 婵v 6 报头是 p v 6 报文中不可缺少的部分，长度固定为4 0 字节( 3 2 0 b i t s ) 。 i p v 6 基本报头后面跟有一个或多个扩展报头( 也可以没有扩展报头) ，这些扩 展报头有不同的长度。肌6 扩展报头没有最大长度限制，可以容纳i p v 6 通信 所需要的所有扩展数据。i p v 6 报头和扩展报头代替了l p v 4 报头及其选项。上 层协议数据单元一般由上层协议报头和它的有效载荷构成，有效载荷可以是 一个i c m p v 6 ( i n t e r n e tc o n t r o lm e s s a g ep r o t o c o lf o ri p v 6 。因特网控制报文协 议版本6 ) 报文、一个t c p 报文或者一个u d p ( u s o l d a t a g r a mp r o t o c o l ，用 户数据报协议) 报文。 其中，m v 6 基本报头格式【5 】如图2 - 2 所示。 i p v 6 基本报头格式中，版本字段值为6 ，表示d 协议的版本，长度为4 b i 乜。 通信流类别字段表示i p v 6 数据包的类或优先级。流标签字段表示这个数据包 属于源节点和目标节点之间的一个特定数据包序列，它需要由中间i p v 6 路由 器进行特殊处理。有效载荷长度字段表示i p v 6 数据包有效载荷的长度，有效 载荷是指紧跟i p v 6 报头的数据包的其他部分，即扩展报头和上层协议数据单 西南交通大学硕士研究生学位论文第5 页 元。下一个报头字段定义了紧跟在p 、，6 报头后面的第一个扩展报头( 如果扩 展报头数不为0 ) 的类型，或者上层协议数据单元中的协议类型。跳数限制 字段类似于口v 4 中的生存周期字段，它定义了m v 6 数据包在被丢弃前所能 经过的最大链路数，每经过一个路由器，该值减1 ，当该字段值为0 时，数 据包被丢弃，并发送i c m p v 6 超时报文。源地址表示发送方的地址，目的地 址表示接收方的地址，均为1 2 8 b i t s 的p v 6 地址。目的地址字段在大多数情 况下表示最终目标地址，但是如果存在路由扩展报头，则该字段值有可能为 下一个中间目标的地址。 。3 2 b i t s - - - - + 版本l 通信流类别( 8 b i t s ) i 流标签( 2 0 b i t s ) 有效载荷长度( 1 6 b i t s )下一个报头( 8 b i t s )跳数限制( 8 b i t s ) 源地址 ( 1 2 8 b i t s ) 目的地址 ( 1 2 8 b i t s ) 图2 - 2 m v 6 基本报头格式 下一个报头字段的常用值5 l i t 3 如表2 1 所示，在此将不再对每一个i p v 6 扩展报头进行分析，仅将常用值列出，便于试验数据的对比分析。 表2 1 下一个报头字段常见值 值( 十进制)报头 o 逐跳选项报头 6t c p 1 7u d p 4 1 已封装的m v 6 报头 4 3 路由报头 4 4 片段报头 5 0 封装安全有效载荷报头 5 l 身份验证报头 西南交通大学硕士研究生学位论文第6 页 表2 1 下一个报头字段常见值( 续表) 值( 十进制) 报头 5 8i c m n ，6 5 9没有下一个报头 6 0 目标选项报头 2 2i p v 6 组播地址 口v 6 地址有三种类型，分别是单播地址、组播地址和泛播( 任播) 地址。 r f c1 8 8 4 规定的标准语法推荐把l p v 6 地址的1 2 8 位( 1 6 个字节) 划分为8 个1 6 位的无符号整数，每个整数用四个十六进制位表示：这些数之间用冒号 分开。可见p v 6 地址有2 1 2 8 个，其1 2 5 6 的地址空间分配给组播地址。 组播地址用于标识一个组播组，朗代表属于该组播组的任意多个主机，而 不是某个单独的主机弘j 。 2 2 1l p v 6 组播地址格式 i p v 6 的组播地址具有图2 3 所示的格式嘲。开始的8 比特的“1 ”表示该 地址是一个组播地址，接在其后的依次是4 比特标, 志( f l a g s ) 、4 比特区域 ( s c o p e ) ，最后是1 1 2 比特的组标志( g r o u pi d ) 。 西南交通大学硕士研究生学位论文第7 页 1 2 8 位。 ：8 位1 4 位。4 位。 1 1 2 位： 1 7 1 17 i 7 r 7 1 1 1 1 川1 i f l a g s l s c 。p c i c n o u p i d 图2 - 3 m v 6 组播地址结构 前缀：8 b i t s ”1 1 1 11 1 1 1 ”是组播地址的开始标志。 f i g s ：4 b i t s ，格式为“0 r p t ”。4 位标志位字段中的3 位目前在使用。 对于i a n a 所分配的永久分配组播地址，r f c 3 5 1 3 所定义的低位t 设置 为0 ；对于非永久分配的组播地址，其t 位设置为1 。 r f c 3 3 0 6 中所定义的p 位，表明组播地址是否基于单播前缀构建的( 是 设为1 ，否设为o ) 。 ， r f c 3 9 5 6 中所定义的r 位，如果设置为1 ，则表明组播组地址包含服务 这个组的r p 的单播地址。 剩下的第四标志位为未来用途保留，目前设置为0 。 这里需要主意的是，p 位设置为1 表明组播地址是从一个单播地址构建而来。 因为单播地址被认为具有有限的生命存活期，由其产生的组播地址就不可能 是永久分配的。这也就意味着如果p 位设置为l ，则要求t 位也应设置为1 。 s c o p e ：4 b i t s ，用于限制组播组的范围。具体区域如表2 - 2 所示【5 1 。 西南交通大学硕士研究生学位论文第8 页 表2 - 2i p v 6 组播地址格式中的区域值 十六班觎 o 1 2 3 4 5 7 i ， a b c d e r 一 保霉 节点率麓葱圉 慑珞车麓惑嗣 抹分西 铼分i 0 站点术增棚 o i 蜘 o k t t 融 机构率麓棚 侏分j d 饼 分j 盈 ( 弃g _ 西 饼汾0 铼升j 西 垒球棚 髂瞿 g r o u p1 1 ) ：1 1 2 b i t s ，标志给定域内的组播组。可以是永久的( 独立于范 围值) ，也可以是临时的( 组播地址仅在给定范围内才有意义) 。 从n , v 6 的组播地址格式定义可见其相对于p v 4 所具有的优越性： ( 1 ) 足够的地址空间。p v 4 所定义的全部地址空间只相当于其自身的1 6 个a 类地址，对于全球的组播应用来说远远不够。而i p v 6 预留了1 1 2 位的组 标识符。 ( 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 地分布给组播应用的用户。这样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传播的范围不会重叠。m v 4 使用t t l ( 报 文存活时间) 来控制组播报文传送的范围，但t t l 不够精确，会存在不同应用 间报文范围重叠的情况。而矾6 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。 2 2 2lp v 6 组播地址到数据链路层地址的映射 当前由p v 6 组播地址映射到以太网m a c ( m e d i a a c c e s s c o n t r o l ，介质访 问控制) 地址的方法是，m a c 组播地址的高1 6 位规定为0 x 3 3 3 3 ，取p v 6 组播地址的低3 2 比特，并用它来创建m a c 组播地址。小于或等于3 2 比特 的g r o u pi d 将会产生唯一的m a c 地址。 根据i p v 6 的组播地址结构可知，可能有2 2 个组d 。然而由于i p v 6 组 材 询o；2，4 5了l，m n 旺u “u 西南交通大学硕士研究生学位论文第9 页 播地址映射到以太网组播m a c 地址的方式，r f c 2 3 7 3 推荐从i p v 6 组播地址 的低3 2 比特分配g r o u pi d ，将余下的组d 比特设置为o ；通过只使用低端 的3 2 比特，每个g r o u pi d 映射到一个唯一的网络接口组播m a c 地址。 2 3 组播树 在单播模型中，数据包通过网络沿着单一路径从源主机向目标主机传 递。而在组播模型中，源主机向任一被组播组地址标识的主机组传递信息。 口路由器必须知道包的来源，而不是目的地( 与单播相反) ，源m 地址标记了 已知的源主机，目的p 地址标记的是暂时未知的一组接收者。 为了向所有接收者传递数据，一般采用组播转发树来描述d 组播包在网 络罩经过的路径。其简单的定义是数据从源主机到接收者的传输流的路径。 下面介绍组播转发树的两个基本类型：有源树和共享树。 2 3 1 有源树 有源树( s o u r c ed i s t r i b u t i o nt r e e ) 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 ) ，是组播转发树最简单最常见的形式。 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分布树。有源 树的根是组播信息流的源主机，有源树的分支形成了通过网络到达接收站点 的组播转发树。可以使用( s ，g ) 来表示有源树，其中s 是指源口地址，而g 是组播组的地址。此表示方法暗示对发送到各个组的各个单独的源都存在着 一个独立的s p t 。也就是说，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数据包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。 2 3 2 共享树 共享树( s h a r e dd i s t r i b u t i o nt r e e ) ，也称为r p 树( r e n d e z v o u s p o i n tt r e e ， r p t ) ，是指为每个组播组选定一个共用根，称为汇聚点( r e n d e z v o u sp o i n t ， 西南交通大学硕士研究生学位论文第1 0 页 r p ) 或中心点，以r p 为根建立的组播树。使用共享转发树时，发送组播信 息的源主机不是直接向网络中发送组播信息，而是需要首先把组播数据发送 给汇聚点r p ，再由r p 沿着i l p t 将数据转发给其他的组成员。可以用( ，g ) 来表示共享树，其中表示所有的源主机，g 指组播组地址。 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 o r eb a s e dt r e e s ，c b d 。 s t e i n e r 树是总代价最小的分布树，它使连接特定图( 黟印h ) 中的特定组成 员所需的链路数最少。若考虑资源总量被大量的组使用的情况，那么使用资 源较少最终就会减少产生拥塞的风险。s t e i n e r 树相当不稳定，树的形状随组 中成员关系的改变而改变，且对大型网络缺少通用的解决方案。所以，s t e i n e r 树只是一种理论模型，而非实用工具。目前，出现了许多s t e i n e r 树的次优启 发式生成算法。 有核树是由根到所有组成员的最短路径合并而成的树。a b a l l a r d i e 在文 献 2 1 1 中介绍了有核树。 共享树在路由器所需存储的状态信息的数量和路由树的总代价两个方面 具有较好的性能。r 盯的缺点是：在r p 上的选择，会导致从源主机到各个组 地址的路由并非最优路径。如果在整个局域网里同时有多条耗带宽的组播链 路，会导致r p 成为整个网络的瓶颈。并且在共享树中，采用选取r p 来转发 组播报文。会增加产生单点故障的可能。 2 3 3 有源树和共享树的比较 有源树是针对一个源就会有一棵组播树，也就说，如果网络中有多个可 以产生组播报文的源主机，那么就会有多颗组播树，在组播表里，就会有( 组 播树棵数每棵组播树的成员数) 那么多的项目条数。这种拓扑主要适用于 密集模式( d e n s e - m o d e d m ) 。 共享树是在整个网络中选一个r p ，所有的组播报文都需要从这个点来进 行传送，所以它没有( s ，g ) 项，只有( 木，g ) 项，表明所有的多个源。所 有要发送组播报文的源主机在发送组播报文前，都需要到r p 上进行注册，然 后通过直连的路由器来确定到r p 的最短路径，通过r p 路由器来确定到目的 地的最短路径。r p 成为了组播树的根结点。相对于有源树，共享树的组播表 项更为精简，适合在稀疏模式( s p a r s e - m o d e ，s m ) 下使用。 西南交通大学硕士研究生学位论文第1 1 页 2 4 组播转发 组播路由与单播路由相反，单播路由关注的是包将发往何处，组播路由 关注的是包从何处来。由于组播源是向组播组发送数据包而非单播模型中的 具体目标主机，所以组播路由器不能依靠p 包中的目标地址来决定如何转发 数据包，而要以发送组播信息的源地址作为决定转发的依据。即必须将组播 数据包转发到多个外部接口上，以便同一组播组的成员都能接收到数据包。 这使组播转发比单播转发更加复杂。大多数现有组播路由协议使用逆向路径 转发( r e v e r s ep a t hf o r w a r d ，r p f ) 机制作为组播转发的基础。 2 4 1 逆向路径转发 当组播数据包到达路由器时，路由器作r p f 检查，以决定是否转发或抛 弃该数据包，若成功则转发，否则抛弃。 r p f 检查过程如下： 路由器检查数据包的源地址，以确定该数据包经过的接口，是否在从源 到此的路径上。若数据包是从可返回源主机的接口上到达，则r p f 检查成功， 转发该数据包到输出接口表上的所有接口：否则r p f 检查失败，抛弃该数据 包。 路由器如何确定哪些接口在可返回到源的逆向路径上，取决于使用的路 由协议。有些组播路由协议，如d v i v l r p ( 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 g p r o t o c o l ，距离向量组播路由协议) ，用一张单独的组播路由表进行r p f 检查； 而另外一些组播协议使用现有的单播路由表来确定源p 地址指定的接口，例 如p i m 。 由于每一个输入组播数据包进行r p f 检查会导致较大的路由器性能损 失，因此建立组播转发缓存时，通常由组播路由确定r p f 接口。然后，将 r p f 接口变成组播转发缓存项的输入接口。一旦i 冲f 检查程序使用的路由表 发生变化，必须重新计算r p f 接口，并更新组播转发缓存项。 2 4 2t t l 阙值 每当路由器转发组播数据包，口包中的t t l ( t i m e t o l i v e ) 值都减1 。若 数据包的t t l 减到0 ，则路由器将抛弃该数据包。1 1 m 阙值可用于组播路由 西南交通大学硕士研究生学位论文第12 页 器的各个接口，以防止在该接口上转发低于t r l 阙值的组播数据包。这样可 对组播的范围加以控制。表2 3 给出典型的初始r r l 值和作为不同r r l 边界 的路由器接口t t l 阙值。 表2 - 3 典型的1 1 l 边界值 范围初始r r l 值t t l 阙值 本地网 l n a 区域 1 51 6 地区 6 36 4 全球 1 2 7 1 2 8 2 5 组播协议 2 5 1 组播成员管理协议 组播被分为主机到路由器以及路由器到路由器这两个部分。主机到路由 器之间运行组成员管理协议。 组成员管理协议是组播路由器用于发现、管理和维护与自己直接相连的 组播接收者的协议，它包括i g m p ( i n t e m e tg r o u pm a n a g e m e n tp r o t o c 0 1 ) 协议及 其i p v 6 版本m l d ( m u l t i e a s tl i s t e n e rd i s c o v e r y , 组播侦听者发现) 协议，提供 了两方面的功能：一方面是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，路由器通过组成员管理协议周期性地查询局域网内 某个已知组的成员是否处于活动状态( o p 链路上是否仍有某个组播组的成员) ， 实现组成员关系的收集与维护。 组成员管理协议只维护组播组是否有成员，丽不维护组播组有哪些成员， 因此状态信息不会因组成员的增加而增加。通过维护这种是否有，而不是有 哪些的机制，组成员管理协议获得了良好的扩展性。 到目前为止，i g m p 协议有三个版本。i g m p v l l 6 t 串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 1 1 6 】，它在i g m p v l 的基础上添加了 组成员快速离开机制：i g m p v 3 1 7 1 中增加的主要功能是成员可以指定接收或 不接收某些组播源发送的数据。 基于p v 6 组成员管理协议的m i d 有两个版本，其中m l d v l t ”1 与 i g m p v 2 对应，不支持特定源组播，而m l d v 2 t 埽】则和i g m p v 3 相对应。 西南交通大学硕士研究生学位论文第13 页 2 5 2 组播路由协议 组播路由协议就是根据网络拓扑、组播源和组播成员的位置信息采用一 定的组播树生成算法来构造组播转发树的协议。根据对网络中的组播成员的 分布和使用的不同，组播路由协议分为密集模式路由协议和稀疏模式路由协 议。 密集模式假设组播组的成员密集分布在网络中，每个子网至少含有一个 成员。主要用于发送者与接收者距离较近( 同一个l a n 中) ，或发送者较少而 接收者很多，或组播流量持续密集的环境。在这种模式下，基于源的树或最 短路径树( s p t ) 是实现网络发送方和接收方之间组播通信的唯一手段。密集模 式协议包括距离向量组播路由协议( d v m r p ) 、开放式组播最短路径优先 ( m u l t i e 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 ) 和协议无关组播路由密集模式 ( 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 - d e n s em o d e ，p i m d m ) 。 d v m r p ( 由r f c l 0 7 5 定义) 是第一个支持组播功能的路由协议。它已经 被广泛地应用在组播骨干网m b o n e 上。d v m r p 协议由数据驱动，建立组 播路由状态，并使用扩散剪枝( b r o a d c a s ta n dp n l n e ) 和逆向路径组播 ( r e v e r s e p a t h b r o a d c a s t i n g ，r p b ) 算法生成组播传输树。在剪枝区域内出现 组成员时，下游不必等待上游剪枝状态超时而是主动向上游发送嫁接( g r a f t ) 消息，使剪枝状态快速变为转发状态。其转发特点可以概括为“被动接受， 主动退出”。 另外，在多路访问网络中，当有两个或多个的组播路由器时，网络上可 能会重复转发包。为了防止这种情况出现，在多路访问网络上，d v i d r p 为每 个源选择了一个唯一的转发器。 m o s p f ( i 虫r f c1 5 8 4 定义) 是为单播路由组播使用设计的。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。在一个o s p f m o s p f 网络 中，每个路由器都维护一个最新的全网络拓扑结构图。每个m o s p f 路由器 通过i g m p m i d 协议周期收集组成员信息，并将组成员信息和链路状态信息 发送到路由域中的其它路由器。由于每个路由器都清楚整个网络的拓扑结构， 因此能够独立计算出一个代价最小的转发树。 p i m d m 采用“扩散剪枝”机制。通过逆向路径转发( r r f ) 检查，动态地 创建最短路径树( s p t ) 。p i m d m 不依赖于某一特定单播路由协议，它可以在 任意单播路由协议建立的单播路由表上完成r p f 检查功能。由于p e v i d m 无 需收发组播路由更新消息，所以与其它密集模式组播路由协议相比，p i m d m 开销降低了许多。 西南交通大学硕士研究生学位论文第1 4 页 稀疏模式组播适用于组播组成员稀疏分布，而带宽不是很宽裕的网络中。 这种模式下用户数量不一定很少，但分布范围较广。稀疏模式协议总是假定 在子网中没有组播信息的接收者，缺省情况下不向网络中转发组播信息( 除 非有一个显式加入机制来专门申请，否则组播信息不会被发送到接收站点) ， 接收者发送加入消息加入有源树或共享树。当不再需要组播信息时，主动发 送剪枝消息，缩短了网络等待分支超时的时问。 稀疏模式协议适合于接收者和发送者被w a n ( 晰d ea r e an e t w o r k ) 隔开， 或接收者较少，或组播信息流存在间断的环境。稀疏模式组播具有在传输路 径中的每个分支处复制数据的能力，消除了密集模式在路由器的接口处扩散 的缺陷。由于稀疏模式组播仅在分支处复制数据的这个优点，因此，网络界 倾向于采用稀疏模式组播。 在稀疏模式下，常用的组播路由协议包括核心树c b t 1 9 1 组播路由协议和 稀疏模式协议无关组播路由协议p i m s m l 2 0 等。 c b t ( 由r f c 2 1 8 9 定义) 只构建一个共享树给组中所有成员共享，整个组 播组的组播通信量都在这个共享树上进行收发，而不论发送源有多少或者在 什么位置【2 1 l 。这种共享树的使用能够极大地减少路由器中的组播状态信息。 为此，c b t 被设计成稀疏模式( 与p i m s m 相似) 。c b t 使用双向共享树，双 向共享树以某个核心路由器为根，允许组播信息在上行和下行两个方向流动。 p i m s m ( 由r f c 2 3 6 2 定义) 被设计成将组播限制在需要收发的路由器上。 p i m s m 围绕汇聚点( r p ) 构建组播分布树。接收者在汇聚点( r p ) 能查找 到新的发送源。但是p i m s m 比c b t 更灵活，c b t 的树通常是组播组共享 树，p i m s m 中独立的接收者可以选择是构建组共享树还是最短路径树。对 于共享树，p i m - s m 使用( r p ) 作为共享树的根，所有源主机将它们的组播 数据通过最短路径树发送到( r p ) ，然后汇聚点(