（计算机应用技术专业论文）基于多层次mpls流量工程隧道的快速重路由研究.pdf

基于多层次m p l s 流量t 程隧道的快速蕈路由研究 捅要 i n t e r n e t 技术的广泛应用导致网络拓扑结构目益复杂，传统的基于目的 地的路由寻址方式很容易导致网络负载不平衡和资源有效利用率降低的现 象。m p l s 多协议标签交换的出现，将第二层的高速交换能力和第三层的选路 寻址的灵活性结合起来，使网络具有了高速交换、流量控制等性能。 本文在现有的单层次m p l s t e 的基础上，提出了一种新的网络归l s t e 模型多层次m p l s t e 隧道上的快速重路由。 单层次m p l s - t e 是所有的路由器都处于同一个路由转发平面，在路由的 过程中，采用最短路径优先s p f 的算法，所以当流量突然增加的时候，必然 导致了i p 网络中的某一条最短路径拥塞，而使得这个域中较长的路径没有得 到充分的利用。虽然在较小的范围内容易控制流量，但是在域中的用户访问 域以外的资源，同样也产生拥塞。多层次m p l s - t e 是把网络中的路由器划分 层次区域，并且在区域边缘设置了边缘路由器。默认同时处于上下两个层次 上的路由器为同层次路由器的管理路由器，它掌握着所管理区域的m p l s 标 签范围，下层的路由器之间或者上下层之间的路由器建立连接都要通过它， 这样就把平面的网络立体起来。在信息化密集的地方，采用多层次流量工程 网络无疑成为一种更好的方案。 基于多层次m p l s t e 隧道的快速重路由模型是在同层次兄弟路由器之 间，建立备份隧道，保证当链路出现故障时，可以保证整个链路的通畅。在 模型中采用边建边拆的模式，消除了快速重路由时无共享链路节点对之间资 源的双份占用情况，在一定的程度上缓和了一次性报文流失序问题、大大降 低了重路由切换时延并且重路由速度更快。并且允许它们通过相同的隧道节 点，即新路径可以和旧路径相交。同时由于路由器之间具有上下层的关系， 在路由过程中，基本不改变层次结构。且充分利用了同层次的路由器之阃起 桥梁作用的备份隧道，尽量减少了反向传送数据流的机会，使得数据流快速 重路由沿着较短的路径进行。该模型已经经过n s 2 仿真验证。 关键词：多层次m p l st e ，标签，隧道，快速重路由 基于多芸次m p l s 流量1 = ：陧隧道的快速重路由研究 a b s t r a c t d u et ot h ei n c r e a s i n gc o m p l e x i t yo f n e t w o r kt o p o l o g yc a u s e db yt h e e x t e n s i v ea p p l i c a t i o no fi n t e r n e tt e c h n o l o g y ，t h et r a d i t i o n a lr o u t es e a r c hm o d e s b a s e do nt h ed e s t i n a t i o nc a ne a s i l yl c a dt ot h ei m b a l a n c eo fn e t w o r kl o a da n dt l l e r e d u c t i o no fe f f e c t i v er e s o u r c e su t i l i z a t i o n w i t ht h e a p p r o a c ho fm p l s ( 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 ) w h i c hc o m b i n e st h eh i g h - s p e e de x c h a n g eo f t h es e c o n dl a y e ra n dt h ef l e x i b l er o u t es e a r c ho ft h et h i r dl a y e r , n e t w o r kh a sh a d s u c hp e r f o r m a n c ea sh i g h - s p e e de x c h a n g e 。f l o wc o n t r o la n ds oo n o nt h eb a s i so ft h ee x i s t i n g s i n g l e 1 a y e rm p l s t e an e wm o d e lo f m p l s t e f a s tr e r o u t eo nm u l t i 1 a y e rm p l s t et u n n e l i sp u tf o r w a r di nt h i s p a p e r s i n g l e - l a y e rm p l s t em e a n sa l lr o u t e r sa r ei nt h es a m er o u t et r a n s m i t t i n g l e v e l s p f ( t h es h o r t e s tp a t hf i r s t 、i sa d o p t e di nt h ep r o c e s so fr o u t i n g s ow h e na s u d d e nf l o wr a i s eh a p p e n s ，t h es h o r t e s tp a t hi ni pn e t w o r kb e c o m e ss oc o n g e s t e d t h a to t h e rl o n g e rp a t h si nt h i sd o m a i nc a n n o tb ef u l l yu t i l i z e da n dt h ef l o wc a n o n l yb ec o n t r o l l e di nas m a l lr a l l g e t h e r e f o r e w h e nt h eu s e r si nt h ed o m a i ng e t a c c e s st or e s o u r c e s o u t s i d e c o n g e s t i o n s t i l l e x i s t s h o w e v e r ，m u l t i 1 a y e r m p l s t em e a n sr e u t e r sc a l lh ed i v i d e di u t os e v e r a ll e v e l sa n dl e r sn a b e le d g e r e u t e r s ) a r es e tu po nt h ee d g eo f e a c hi e v e l t h em a n a g e m e n tr o u t e rl o c a t i n ga t t h ei n t e r s e e t i o no ft w ol e v e l sc o n t r o l st h eo t h e rr e u t e r so nt h es a m _ el e v e lb y m a n a g i n gt h em p l sl a b e l sw i t l l i nac e r t a i nr a n g e 1 1 l ec o n n e c t i o no fr o u t e r so n t h es a m el e v e lo rb e t w e e nh i 【g ha n dl o wl e v e l sm u s tf i n dt h ew a yt h r o u g ht h e m a n a g e m e n tr o u t e r s o n e t w o r kb e c o m e sat h r e e - d i m e n s i o n a lo n e i ti sb e t t e rt o a d o p tm u l t i 1 a y e rm p l s t ei nt h ei n t e n s i v ei n f o r m a t i o nt e e k n 0 1 0 9 ya r e a b a c k u pt u n n e lb e t w e e nt w or e u t e r so nt h es a m el e v e l w h i c he n s u r e sf r e el i n k w h e ni tf a i l s s e t su pam o d e lc a l l e df a s tr e r o u t eo nm u l t i 1 a y e rm p l s t et u n n e l w h e nan e wp a t hi sb u i l t ，t h eo l do n eb r e a k sd o w n b yt h a t ，a sf a s tr e r o u t i n ga n o d ec a n n o td i s t r i b u t et w ob a n d w i d t ha tt h e 戤l n l et i m e ，s o m er e l a x a t i o no ft h e o n e - t i l n ed i s o r d e ro fd a t ap a c k e t sc a na l s ob eb r o u g h ta b o u t ，a n dt h et i m eu s e dt o r e r o u t ec a l lh eg r e a t l yr e d u c e dt om a k ei tf a s t e r 1 1 l ci n t e r s e c t i o no fn e wp a t ha n d o l do n ei st h en o d eo ft u n n e l m o r e o v e r , d i f i e r e n tr e u t e r sb e l o n gt od i f f e r e n t l e v e l sr e s p e c t i v e l y , t h e nw h e nr e r o u t i n g ，t h e i rr e s p e c t i v el e v e l sh a v en oc h a n g e s t h ef u l lu s eo ft h eb a c k u pt u n n e l 一t h eb r i d g eb e t w e e nr o u t e r so nt h es a m el e v e l m i n i m i z e st h er e v e r s ef l o w o fd a t at r a n s m i s s i o n ，s ot h a td a t ap a c k e t sc a l lq u i c k l y r e - r o u t ea l o n ga r e l a t i v e l ys h o r t e rp a t h t h em o d e lh a sb e e nv e r i f i e db yn s 2 - n - 基f 多层次m p l s 流量t 程隧道的快速重路由研究 k e yw o r d s ：m u l t i l a y e rm p l s 1 r a m ce n g i n e e r i n g ；l a b e l ； t u n n e l i n g ；f a s tr e r o u t e l i l - 基_ f 多层次m p l s 流量t 程隧道的快速重路由研究 第一章绪论 1 1 本文的研究目的和意义 基于现有的流量工程讨论的主要技术局限于单层的流量工程，但是单 层次网络流量工程具有覆盖范围小的弱点，如在一个学校的局域网内构建一 个单层次的网络，只能解决该域中用户的流量问题，也就是说，如果域中的 用户访问域以外的资源，同样也产生拥塞。如果对于广域网，构建的网络必 然是基于i p 实现，通过i p 路由到某一个m p l s 域中，这样，如果一个m p l s 域中的多个用户要访问另一个相同的目的地或者是本m p l s 域中的资源时， 必然导致了i p 网络中的某一条最短路径拥塞，而使得这个域中较长的路径 没有得到充分的利用。 由于m p l s 以集成模型方式具备了重叠模型的全部功能，因此为流量工 程的自动实现提供了可能性，并且目l i 网络迅速发展，为了使m p l s 尽可能 在更大的范围罩面使用，尤其是信息化密集的地方，采用多层次流量工程网 络无疑成为一种更好的方案。另外只要运行在网络中就一定会有网络失效的 情况出现，这些失效所涉及的范围很广，所以多层次m p l s t e 提供的快速重 路由机制在新的网络模型中有很好的作用。 1 2 本人所作的工作 本文重点研究多层次m p l s 流量工程隧道上的快速重路由。因为模型中 路由器之间具有层次关系，所以在新的m p l s 模型中设定了同层即兄弟节点 路由器之间的备份隧道作为链路保护路径。在以往建立备份路径中多是采用 先建立新路径再拆除原路径的方法，但是本文采用了边建立边拆除的方法， 消除了重路由时无共享链路节点之间资源的双份占用情况，在一定的程度上 缓和了一次性报文流失序问题、大大降低了重路出切换时延和重路由速度更 快等优点。m p l s - t e 隧道的快速重路由，允许它们通过相同的隧道节点，即 新路径可以和旧路径相交。路由器之间具有上下层的关系，在路由过程中， 基本不改变层次结构，且本模型充分利用了同层次路由器之间起桥梁作用的 链路，备份路径尽量减少了反向传送数据流的机会，使得数据流快速重路由 沿着较短的路径进行。避免模型中大景的分组失序和较大的延时。 基于多层次m p l s 流量工程隧道的快速取路由研究 第二章m p l s 的转发基础 2 1m p l st e ( m u i t i p r o t o c o il a b e is w i t c h i n gt r a f f i c e n g i n e e ri n g ) 2 1 。1m p l s 出现的背景 在1 9 9 6 年的年中到年底这段时间，网络杂志的很多文章都在讨论网络 世界的一个新事物一i p 交换。随着i n t e r n e t 与人们的生活关系越来越密切， i n t e r n e t 在最近几年的发展速度是i n t e r n e t 出现时发展的几倍甚至几十 倍，对i n t e r n e t 的发展用“爆炸式”来形容一点也不过分，i n t e r n e t 在用 户数目以及对带宽的需求这两个方面的增长，已经对i n t e r n e t 服务提供商 的网络提出了越来越多的需求。为了满足对带宽不断增长的要求，i s p ( i n t e r n e ts e r v i c ep r o v i d e r ) 需要更高性能的交换与路由产品。除了要让 路由器速度变的更快以外，网络还要能处理更加丰富的业务，就需要路由器 必须有一些新的功能来满足不断增长用户的新的需求，因此对路由协议也提 出了新的要求。由于原有的路由算法在路由和转发之间的紧密耦合，路由功 能很难得到提高，这就需要一个新的转发算法而且这种算法不需要对原有路 由硬件设备做任何改动就可以采用。 2 1 2m p l s 的体系结构 2 1 2 1m p l s 的标签结构 多协议标签交换( 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 ，m p l s ) 在近几 年引起了广泛的关注，并且应用到许多大型的网络中，在世界范围内可以提 供因特网服务，又可以提供虚拟专用网络v p n ( v i r t u a lp r i v a t en e t w o r k ) 服务。 高速的分组转发算法现在是通过a s i c 硬件实现的。2 0 位的标签查找并 不比3 2 位的i p 查找快多少。提高分组转发速率并不是m p l s 的主要动机， 真正决定采用m p l s 的原因是它所建立的应用。因为这对于传统的i p 网络来 摹于多层次m p l s 流量i 程隧道的快速蕈路由研究 说有一些功能是它不容易或者是很难实现的。 m p l s 是第二层和第三层技术的综合，通过在第三层中引入典型的第二 层功能，i l i p l s 便起用了通信工程。这样，用户便可以在一层网络中提供现在 只能通过在一个第二层网络上重叠一个第三层网络才能达到的功能。 这个3 2 位的数据就是一条标签栈项，往往称为标签( l a b e l ) 。e x p 是 用来保留做实验用的。c i s e ol o s 使用这些e x p 位保存o o s 标识，通常是袁 接从后面的i p 分组的i p 优先级位拷贝来的，当m p l s 分组进入队列时，e x p 就可以发挥和i p 优先级位一样的作用。 1 s 标签3 2 位长，由下述4 个域组成： 2 0 位标签域包含实际的m p l s 标签值，而且具有和帧中继数据连接控制 标识( f r a m er e l a yd a t al i n kc o n t r o li d e n t i f i e r ，d l c i ) 相同的局都意 义，用来传输路径信息。服务类型域( c l a s so fs e r v i c e ，c o s ) 允许数据 包在网络中通过每个路由器时可以被放入八个类别中的一个，这将影响到数 据包的排队和丢弃算法。标签中的第三个域是堆栈域。这一位的域是用来指 示层次标签堆栈的，也称作标签堆栈。这意味着一个数据包可能会有多条路 径，由标签堆栈识别出一条将要使用的路径。第四个域，生存期( t i m et o l i v e ，t t l ) 由8 位组成，为m p l s 报头提供类似于传统i p v 4 报头中t t l ( 允 许跨越网络节点或网关的数目) 的功能，但是在i p v 6 中是跳数限制( h o p l i m i t ) 。在实际中，i p v 4 实现很少强制要求限制包的生存期，所以这一 点实际上并没有改变。 2 1 2 2m p l s 的标签转发 基十多层次m p l s 流量下程隧道的快速重路由研究 图2 1 2 2 标签的转发 在图2 i 2 2 显示了a 到b 上有两条隧道：主隧道和备份隧道。主隧 道路径从a 经过c 、d 到b 。备份隧道路径从a 经过c 、e 、f 、d 到b 。我们 知道，标签的传递是从下游向上游发布。d 收到下游b 发送的p o p ，当d 向c 传递标签的时候，c 收到的是p o p 外加3 3 ，当c 向a 传送时，c 把标签3 3 换成自己的标签号1 6 传给a 。所以在转发平面，当入口路由器a 把数据包沿 着主隧道转发分组时，a 加上1 6 发给c ，c 把1 6 换成3 3 发给d ，d 在倒数第 二跳把标签p o p 后，栈顶标签3 3 被移除后发送给b 。所以b 收到后就是没有 i i p l s 标签了，只要读取i p 数据包里的地址就可以了。 当然，这是在路由器的主隧道没有失效前，当被保护链路失效后，数 据流转入备份隧道，因为备份隧道是提前建立的，所以c 把流量主动切换到 备份流量上去。因为c 期待到达的标签是3 3 ，则c 把到达d 的分组加入3 3 ， 然后把3 8 压入标签栈顶，则当离开c 时，c 的标签栈为 3 3 ，3 8 ，到e 时 3 3 ， 3 5 ，f 时把标签栈顶的3 5 移出，则d 收到的依然为3 3 ，然后转发到b 出栈 2 2 。 2 2 流量工程 首先我们要了解什么是流量工程。当我们费劲了心思去设计好网络的流 量大小和布局结构的时候，往往实际的网络流量并不能按照我们最初设想的 路径行走。例如，突发的新闻、非常受欢迎的网站等等，都会使流量大量的 基于多层次m p l s 流量丁程隧道的快速重路由研究 引入当初我们并没有多设计的链路上去，结果导致了一些链路的拥塞，也导 致了另外的链路也不正常的工作。流量工程是设计流量使它能够在现有的网 络上正常传送。流量工程的核心就是把流量进行转移，从而使拥塞链路的流 量能够转移到那些没有被充分利用的链路上去。基于m p l s 的流量工程是 种尝试，这种尝试试图最好的利用面向连接的流量工程技术，并且把这些技 术和i p 路由技术融合在一起。 第三章隧道的相关知识 3 1m p l s 隧道 在隧道入口，以一种协议的形式来对另外种协议的数据进行封装并发 送；在隧道出口，对接收到的协议数据解封装，并做相应的处理。隧道路径 在隧道首部进行计算这种计算基于所需资源和可用资源之间的一个吻合点 来进行。使用d i j k s t r a 的最短路径优先算法，按照路由器中的路径开销， 记录已经排序的第一跳的度量值。在m p l s 隧道中，数据包如果大于单个链 路就不能通过一个隧道来传输，这种情况下就要在出口和入口处配置多个隧 道，但是如果隧道的度量值和本身路由器传输的度量值一样，同样可以通过 按源地址路由。 3 2s p f ，c s p f ，c r - l d p 3 2 1s p f ( s h o r t e s tp a t hf jr s t ，s p f ) 墨! = 墨星姿鬯! ! 选墨三堡壁望竺堡望墨堕虫竺塑 第一步把自己列入p a t h 列表，并且距离为0 ，下一跳也是自己。路由器在 运行s p f 时，把自己当作“s p f ”或者是根节点，因为这个点是最短路 径树的根节点。 第二步从p a t h 列表取出刚放入的节点，这个节点称为路径节点。查找该路 径节点的邻居列表，把列表中的每一个邻居加入习t e n t 列表，下一跳 都设置为p a t h 节点，除非该邻居已经在t e n t 或p a t h 列表中的代价最 小。把到达t e n t 节点的代价设为从根节点到p a t h 节点的代价加上从 p a t h 节点到t e n t 节点的代价之和。如果加入的节点在t e n t 列表中已经 存在，但是代价较大，就用当前的节点代价取代代价较高的节点。 第三步在t e n t 列表中找到代价最低的邻居，把邻居加入到p t h 列表中， 重复第二步。如果t e n t 列表为空，就停止。 表3 2 1 路由器a 的p a t h 表和t e n t 表 p a t h 列表t e n t 列表 a ，0 ，0 ( e m p t y ) b ，5 ，b a ，0 ，0 f c ，l o ，c a ，0 ，0 c ，1 0 ，c ) ( b ，5 ，b a ，0 ，0 l c ，1 0 ，c ) b ，5 ，b c ，8 ，b j d ，1 3 ，b ) a ，0 ，0 d ，1 3 ，b l b ，5 ，b c ，8 ，b ) a ，0 ，0 d ，1 3 ，b b ，5 ，b d ，1 2 ，b ) f c ，8 ，b 基于多层次m p l s 流量t = 程隧道的快速霞路由研究 a ，0 ，0 b ，5 ，b c ，8 ，b d ，1 2 ，b 3 2 2c s p f ( c o n s t r aln e ds p f ) 在1 9 9 6 年，当时，为了管理网络中的流量，网络服务提供商i s p 总是 运行两层网络。由此，也使用最短路径优先的算法。但是，最短的路径并不 是最快的路径或者是负载最轻的路径，数据流的传输还要受到其它因素的影 响。i p 允许路由最大限度的成为一个自动的过程。有时候会发现少数几条链 路的负载非常重，而其它很多链路的负载则很轻。最终使得许多网络用户竞 争繁忙的链路，而其它的链路却没有被利用。服务水平没有得到现代化。所 以，我们考虑链路的流量负载时，还要考虑到链路的带宽、属性、管理权重。 同时，最小路径带宽，路径的最小i g p 度量和路径的最小跳数。所以称之为 基于约束的最短路径右舷算法。c s p f 要跟踪路径中的所有节点而不仅仅是下 一跳。在c s p f 中，要记住不是要计算所有可能目的地的所有最佳路径。对 一个目的地只寻找一条路径。如果有一个代价相同的节点，那么要考虑： l 选择最大的最小可用带宽的路径。 2 如果依然相同，选择具有最小跳数的路径。 3 如果还是相同，则看t e n t 表中哪一个路径在表的上部，则选其作为执 行路径。 图3 2 2c s p f 的网络模型 苎! = 兰星姿竺坚塑兰三堡壁望塑堡望皇堕虫堡垒 a 到z 的路径选择过程： 1 、r 1 的路径代价是最高的，所以不选择。 2 、r 2 的路径带宽是最低的，所以不选择。 3 、r 3 的路径跳数是最多的，所以不选择。 4 、r 4 、r 5 的代价和链路带宽是一样的，所以看哪一个在t e n t 表上 端，随机选择一个。 5 、但是r 4 是卫星线路，而r 5 是陆地线路。如果我们加入数据流 量同样是r 4 ，r 5 ，则对不同的数据就会选择不同的路径。如果 把r 5 的带宽改为6 0 晒s 、低延时，r 4 高带宽、高延时。如果 是数据，可使用高延对路径，而语言则不能忍受高延时，但是 肯定使用低带宽路径。 3 3r s v p r s v p 不是路由协议，任何路由决定都是i g p ( i n t e r n e tg a t ep r o t o c 0 1 ) 和c s p f 做出的。r s v p 的唯一工作是通告和维护网络中的保留资源。在m p l s 中r s v p 在控制平面层保留带宽，所以没有用来对流量的转发平面上的控制。 r s v p 是一种软状态协议，这表示它需要通过定期在网络中重复通告保 留来更新它的保留这和硬状态协议不同，硬状态协议只通告一次它的需求， 然后就假设直到它被显示的拆除前，需求都是保持的。使用r s v p ，当保留被 r s v p 显示地从网络中移除或者保留事件超时都会发出请求。 3 3 1r s v p 报文格式 1 版本号( 4 位)标志( 4 位)消息类型( 8 位)r s v p 校验和( 1 6 ) 发送t t l ( 8 位)保留( 8 位)r s v p 长度( 1 6 ) 表3 3 1r s v p 报文格式 1 、版本号：r s v p 的协议版本是1 。 2 、标志：没有定义的标记。 3 、消息类型：2 0 = h e l l o 消息、l = p a t h 消息、2 = r e s v 消息、3 = p a t h e r r 消息、4 = r e s e e r r 消息5 = p a t h t e a r 消息、6 = r e s v t e a r 消息、 7 = r e s v c o n f 消息，1 0 = r e s v t e a r c o n f 消息。 基十多层次m p l s 流量t 程隧道的快速蕈路由研究 4 、r s v p 校验和：r s v p 消息的校验和。 5 、发送t t l ：这条消息随同发布在i p 分组上携带的t t l 值。 6 、保留：没有使用。 7 、r s v p 长度：以字节为单位的r s v p 消息的长度，包括公共头部。因此r s v p 消息长度至少是8 。 对象长度( 1 6 位)类型编号( 8 位)c - t y p e ( 8 位) 对象内容( 变长) 在c t y p e 的s e s s i o n 有四种定义：i p v 4 ，i p v 6 ，i s pt u n n e li p v 4 和 i s p _ t u n n e l i p v 6 。赋予这些c - t y p e 的编号是l 、2 、7 和8 。对于唯一识别 一个消息的内容是不够的。所以需要同时查看类型编号和c - t y p e 编号。就 好象是我们的电话号码要加拨区号一样。 3 3 2 路径的建立和维护 如果一条隧道已经建立，那么就必须通知每一个经过的路由器。在隧 道首端为特定的一条隧道完成c s p f 计算后，首端通过向通往目的地的已经 计算的路径的下一跳节点发送一个p a t h 消息，完成这一步。当下游路由器 收到通知后，检查消息的格式以确保一切j 下常，然后检查收到的p a t h 消息 请求的带宽量，这个过程被称为准入控制。 如果准入控制成功，并且允许p a t h 消息保留它需要的带宽，那么下游路 由器就会产生一个新的p a t h 消息，然后把它发给显式路径对象中的下一跳。 隧道尾端在p a t h 消息上执行准入控制，就和其它的下游路由器一样，当 尾端意识到它是p a t h 消息的目的地时，就会响应一个r e s v 消息。把r e s v 消息，当作一个a e k 返回给上游路由器。r e s v 消息不仅包含对实现通往尾端 路径上所保留的一个确认，而且还包含了上游路由器沿t el s p 向尾端发送 分组时，所应该使用的标签。 摹于多层次m p l s 流量t 程隧道的快速重路由研究 图3 3 2l s p 建立期间的r s v pp a t h 消息和r e s v 消息 假设r 1 已经完成了c s p f ，并且知道它需要沿着路径r 卜r 2 一r 3 一r 5 一r 6 一r 7 保 留带宽： 1 )r 1 向r 2 发送一个p a t h 消息，r 2 收到这个p a t h 消息后，检查确保 这个消息在语法上是正确的，然后检查t e 链路管理器，确定r l 请求的带宽实际可用。如果有任何错误，r 2 就会返回r l 一个错误 消息，假设一切正常，进入第2 步。 2 )r 2 向r 3 发送一个p a t h 消息。r 3 对p a t h 消息进行和r 2 同样的验 证。 3 )r 3 向r 5 发送一个p a t h 消息，然后进行同样的检查。 4 )r 5 向r 6 发送一个p a t h 消息，然后进行同样的检查。 5 )r 6 向r 7 发送一个p a t h 消息，然后进行同样的检查。 6 )r 7 作为隧道的尾端，向r 6 发送一个r e s v 消息指明了r 7 希望在这 条隧道上收到的分组上看到的标签，因为r 7 是尾端，所以会发送 一个隐式空标签。 7 ) r 6 向r 5 发送了一个r e s v 消息，指明它希望在这条隧道上看到的 入标签是4 2 。这表示当r 6 收到标签4 2 时，会删除这个标签( 因 为是隐式空标签) ，然后把这个分组发往r 7 。 8 )r 5 向r 3 发送了一个r e s v 消息，通告标签是1 0 9 2 1 。当r 5 收到带 有标签1 0 9 2 1 的分组时，会把这个标签和标签4 2 交换，然后把分 组发往r 6 。 苎兰星姿塑! ! 煎苎王堡咝堂塑堡望墨堕虫竺塑 9 ) r 3 向r 2 发送了一个r e s v 消息，通告标签是2 1 。 1 0 )r 2 向r l 发送了一个r e s v 消息，通告标签是1 8 。 这时，r 1 就完成了。它已经收到了向r 7 建立隧道的r e s v 消息，而且它 知道了应该使用哪一个出标签。r 1 上的隧道接口现在变为了u p u p ( 在这之 前，隧道接口是u p d o w n ) 。 3 3 3 路径的维护和拆除 路径的维护和路径的建立相似，每3 0 秒，首端逐条隧道发送一个p a t h 消息给它的下游邻居。如果一台路由器连续发送四个p a t h 消息，但是没有 收到一个r e s v 消息，那么它就认为保留消息并向上游发送一个消息，表明 保留已经消失。 路径的拆除很简单，如果一个节点( 通常是首端) 判定不再需要网络 中的一个保留了，就会沿着和p a t ht e a r 消息，沿r e s v 消息一样的路径发 送一个r e s vt e a r 消息。当首端判定不再需要网络中的一个保留时，通常会 看到p a t ht e a r 消息，会发送r e s vt e a r 消息响应p a t ht e a r 消息，通告隧 道尾端已经从网络中删除了保留。c i s c ol o s 会发送r e s v 消息，并对保留已 经拆除的确认请求，这就导致从首端返回一个r e s vt e a r c o n f 消息给尾端。 p a t ht e a r 和r e s vt e a r 消息也会在响应网络中白j 的错误情况时发送。 3 4 隧道的重新优化 当一个路由器查看已经u p 的隧道是否有更好的路径时，这就称为重新 优化。有四个因素可以作用于重新优化： 1 ) 定期重新优化 2 ) 手动重新优化 3 ) 事件驱动的重新优化 4 ) 防范禁闭 但是重新优化和隧道关闭的动作没有关系。如果一个隧道关闭了，就 不需要尝试为隧道发现更好的路径前等待重新优化定时器到时，而计算会马 上进行。 摹千多层次m p l s 流麓t 程隧道的快速重路由研究 3 5 数据包通过隧道的传输 m p l s 的数据包格式就决定了当数据包进入入口标签交换边缘路由器 l e r ( l a b e le d g er o u t e r ) 首先将数据流映射到某个转发等价类f e c ( f o r w a r de q u a lc l a s s ) 即网络中沿相同路径进行转发的一类分组的集合。 再根据f e c 为每个分组加上固定长度的短标签。每个f e c 对应的标签是由 基于约束路由的标签分发协议c i l 2 l d p ( c o n s tr a i n t 2 b a s e dr o u t el a b e l d i s t r i b u t ep r o t o c 0 1 ) 根据路由协议( 如o s p f 、r i p 、b g p 协议) 以及考虑到 带宽的可用性和业务特性分发给各个l s r ( l a b e ls w i t c hr o u t e r ) 和l e r 。 进入m p l s 网络以后，在标签边缘路由器上，数据包被打上标记在i p 数据包的外边，即m p l s 标签被插入到第二层的报头之后，i p 报头之前。标 签交换路由器l s r 不再根据原来的分组中的信息转发数据，而只是仅仅根 据分组所携带的标签进行交换式转发。由于分组在通过网络时只需一次路 由，转发时无需做传统意义上的路由判断。 进入m p l s 隧道后，依赖于d i j k s t r a 的最短路径优先( s p f ) 的算法将 数据包进行转发。检查通过隧道直接可以到达的末端的路由器列表，如果有 至达该节点的t e 隧道，则使用该隧道作为第一跳。如果没有t e 隧道，但是 节点是直接相连的，那么从邻接关系数据库中使用第一跳的信息。如果节点 没有直接相连，也没有隧道，那么第一跳的信息将从父节点复制到新节点。 在两段建立的隧道之间如果没有隧道相连，转发l s r 接收带标记的数 据包，进行标记交换，并将这些数据包按照带标记的数据包进行再转发，那 么在中日j 的标记转发路由器( l s r ) 也不需要去读取i p 地址，只要看咿l s 的标签就可以直接转发数据包到它相应的路由器上，加快了转发速度。在隧 道出口l s r 接收带标记的数据包，把m p l s 的标签去掉，依然读驭i p 数据报 的目地址，把数据包送到主机，过程如( 图3 5 ) 。 摹于多层次m p l s 流量工程隧道的快速重路由研究 图3 5m p l s 隧道转发过程 第四章快速重路由 4 1 快速重路由的必要性 只要有网络，网络管理员就会经常处理链路失效和节点失效，传统的 方法是由i g p ( 内部网关协议) 负责在发生失效时，对剩余的拓扑进行汇聚， 而快速产生路由。但是，在进行汇聚时i g p 有几件事情处理不好。 1 ) 在大型网络中，i g p 需要相当长的几秒时间进行汇聚，在整个网络 完成汇聚之前，仍然会有分组丢失。当大型网络的一条核心链路发 生摆动时，发生5 到l o 秒的分组丢失是很正常的。 2 ) 链路失效会导致网络的一些地方发生拥塞，而其它地方则没有这种 情况。 3 ) 配置i g p 快速汇聚会导致t g p 对无关紧要的分组丢失过于敏感，引 起假失效和没有缘由的i g p 汇聚。 同样，假定i g p 是一种链路状态协议，一旦链路失效然后又重新恢复时， s p f 都会运行。在m p l s t e 中这个问题就更加严重。如果属于一条l s p 的链 路失效，l s p 会被拆除。当首端重新计算一条新的路径后，如果设景了自动 苎兰星姿坚! 塑塑墨! 堡壁望堕堡望墨堕虫堡塑 路由，s p f 会重新计算建立在隧道上的路由前缀，这样会花费比在纯i p 网络 中更长的汇聚时间。 对这些问题的另外一种选择方案，可以使用m p l s - t e 的p r r ( 快速恢复 机制) 能力最大限度的减少分组丢失，而且没有快速i g p 汇聚的任何缺点， 这个过程就是首端l s p 重路由。简丽言之，首端重路由就是l s p 的一条现有 路径失效后，为这条l s p 计算一条新的路径。但是，在基本重路由的执行期 间，可能会有重大的流量丢失，如果在t e 隧道上使用了自动路由，分组丢 失的情况可能会比使用常规i p 路由的情况更糟糕。这是因为首先需要通过 r s v p 通告一条新的t e l s p ，然后为需要在隧道上进行路由的目的地运行s p f 。 如果有一种方式在处理链路失效或节点失效时，丢失的分组比基本的首端 l s p 重路由丢失的分组要少，那么这种方式就是所希望的。 4 2 保护类型 保护是一种过程，当把这个过程应用到所选择的资源时，可以确保发 生失效时流量丢失最小化。被保护的资源可以认为是物理资源( 链路或节点) 或者逻辑资源( 穿过链路或者节点的l s p ) 。保护归根结底是在物理失效期间 对逻辑资源的保护( l s p ) 。 备份资源是提| j i 建立的，而不是在失效发生后建立的。提前建立保护 资源是任何保护策略的基本原理。如果保护资源没有提前建立，而是在检测 到失效后才建立，那么悔之晚矣。 纵览三种不同类型的保护方案，保护可以分为： 路径保护( p a t hp r o t e c t i o n ) 局部保护( l o c a lp r o t e c t i o n ) 链路保护( l i n kp r o t e c t i o n ) 节点保护( n o d ep r o t e c t i o n ) 4 2 1 路径保护 由于c i s c o 路由器并不支持路径保护，所以不作深入说明，但是从本 质上来说，路径保护是通过和现有的l s p 并行建立一条额外的l s p 来实现的， 这条额外的l s p 只会在发生失效时使用。这条l s p 有时称为备份l s p ，备份 基十多层次m p l s 流量r 程隧道的快速单= 路由研究 l s p 除了在失效情况下，是不会承载流量的。备份l s p 是沿着与被保护的l s p 尽可能不同的路径建立的，这样就确保沿着主l s p 发生的失效不会同时影响 到备份l s p 。 主l s p 和备份l s p 可能会有同样的约束条件。这样，无论承载流量的 是主l s p 还是保护l s p ，都基本上保持了端到端特性的一致，但是对每一条 需要保护的l s p 都必须建立另外一条l s p 。如果需要主l s p 和备份l s p 共享 共同的带宽特性，它们都需要预留相同的带宽。这样，最终你会由于大部分 时间要保留不会使用的备份带宽，使得网络中的其它l s p 没有带宽可用。 4 2 2 局部保护 局部保护是在备份或者保护隧道只经过了主l s p 的一段的使用的术语 和路径保护类似，局部保护需要提前建立备份l s p 。 在局部保护中，备份l s p 从失效的链路或者节点的附近通过。主l s p 将会穿过被封装用来取代失效链路或者节点的备份l s p 。和路径保护相比， 局部保护有几点优势一更快的失效恢复，l ：n 的扩展性以及消耗更少的网 络状态。 4 2 2 1 链路保护概述 如果在网络中实施m p l st e ，重要的数据流会转化为重要的l s p 。这些 l s p 也许会承载需要实时相应得重要信息或者时间敏感的数据。在这样的情 况下，如果能对所有重要的l s p 实旋保护，忽略不重要的l s p ，是一件很好 的事情。使用链路保护，通过使用提前建立的绕过被保护链路的备份隧道， 可以保护那些重要的l s p 的链路 9 。 图4 2 2 1 链路保护 - 1 5 - 苎主兰星盗婴! ! 垫墨! ：堡壁堕塑竺垄墨塑虫堕窒 链路c - d 是建立主隧道的至关重要的链路。这条链路被称为被保护链 路。为了保护这条链路和其上的主隧道，在这条链路的旁边建立了一条备份 隧道，这样备份链路的首端就直接成为了被保护链路的上游节点，而备份隧 道的尾端则直接成为了被保护链路的下游节点。当被保护链路失效会使用标 签栈转发主隧道的分组到d ，这样d 就会看到它所期待的标签。 链路保护基于以下事实：被保护链路已经失效了，被保护链路的另一 端的路由器仍然正常工作。但是这样使你只能防止链路失效而不能避免节点 失效。如果备份隧道终结处的节点失效，链路保护就没有用了。 4 2 2 2 节点保护概述 如果被保护链路的下游节点失效，导致的被保护链路失效，这种情况 下，除了保护链路本身，要找到一条链路来防止由于链路另一端的节点失效 导致的主l s p 失效。 图4 2 2 2 节点保护 如果要防止下游节点失效，也必须要防止下游链路的失效。c 依然是备 份隧道的首端，但是隧道的尾端是b 取代了d 成为备份隧道的终节点 m p ( m e r g ep o i n t ) 。节点保护使用n n h o p ( n e x t n e x t h o pr o u t e