（计算机科学与技术专业论文）mpls故障恢复机制的研究与实现.pdf

北京邮电大学硕士研究生毕业论文 m p l s 故障检恢复机制的研究与实现 摘要 在多协议标签交换( m p l s ) 技术作为目前标准最统一、最具发展 前景的标签交换技术，它在解决网络的扩展性、实施流量工程、同时 支持多种要求特定q o s 保障的口业务等诸多方面具有独特的技术优 势，它逐渐应用到大规模电信级网络中。作为关系国计民生的大规模 电信级网络对对安全性和稳定性有极高的要求，它不仅要求在网络拥 塞、路由故障等常态下的事件保持网络的稳定，并且需要对自然灾害、 社会危机等各种突发事件即时响应，快速检测，并采取有效的自愈策 略，以提高核心网络的生存能力。所以，加强对m p l s 网络的监控、 管理和维护就显的尤为必要，在这个基础上m p l so a m 应运而生。 本论文在总结已有的m p l so w 规范和故障探测机制的基础 上，对m p l s 故障恢复进行深入分析研究。首先通过对内核中m p l s 层的程序实现和框架进行深入研究，提出在i p 层中实现m p l s 转发 映射的方法，以及m p l s 标签库中的对转发数据包处理方式，接着研 究出在i p 网络层中引入故障恢复的方法，和绕开i p 层直接在m p l s 层进行故障恢复的方法，然后对如何在内核中集成故障恢复进行深入 分析和比较。 本论文实现了通过用户控制台对内核m p l s 层转发表的控制。一 方面实现了快速故障恢复，另一方面也符合m p l so 蝴规范的要求。 优点在于保证网络提供连续服务能力的同时，减少因网络故障引发的 延迟和提高核心网络的生存能力。 在大规模的电信级网络中，故障恢复做为内核的一个功能，通常 是集成在系统内核的实现中。由于实验室的硬件环境，以及为了和 m p l so a m 、故障检测程序的配合，在故障恢复的实现方案上，本 论文选取l i n u x 平台上，用户态下的保护切换的策略。论文中给出 了实现保护切换关键技术的分析，接着详细列出了整体实现保护切换 的概要设计、详细设计，最后对实现程序进行实验验证。 关键词：多协议标记交换o a m 故障探测故障恢复保护倒换 第1 页 r e s e a r c ha n dc o m p l e 匝n ro f m i t 口i t o t o c o ll a b e ls w t i c h i n gr e c o v e r y m 匝c h a n i s m a b s t r a c t t h ei n 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 ) t e c h i l o l o g yb e c o m et h e c u 盯c i n ts t a n 删m o s t u i l i 劬t h em o s tp r o 血s i n gl a b e ls w i t c h i n g t e c h n o l o g x w h i c hi nt h er e s o l u t i o no fn e 柳o r ks c a l a _ b i l i t 弧 t h e i m p l e m e n t a t i o no f 舰f f i ce n g i n e e r i n g ，a tt h es 皴n et i m es u p p o r t saw i d e m g e o fs p e c i f i cq o sr e q u i r e l n e n t so f 口p r o t e c t i o na n d 麟m yo t l l e r 弱p c c t so fb u s i l l e s sb 嬲 a u 1 1 i q u et e c h n o l o g i c 甜 a d v 觚t a g e s i t i s i i l c r e a s i l l g l ya p p l i e dt ol a 唱e s c a l ec 枷e 卜c l 弱sn e t 、) i r o r k t h e r ea r cv e 巧 h i g hr e q u i r e m e n t sf o rs e c u r i t ya 1 1 ds 讪i l i 哆o fal a 玛e s c a l ec o r en e 研o r k i tr e q u i r e st h a tr a p i dd e t e c t i o n ，a n du s i n ge f i b c t i v es e l 二h e a l i n gs t r a t e g i e s t oi m p r o v em ev i a b i l i t yo ft h ec o r en e 研。氐w h i c he ) 【i s tn o t0 1 1 1 yi n n e 伽o r kc o n g e s t i o n ，r o u t i i l gf a i l u r c ，e t c b u tu n i e rn o m a ln 酣o r ke v e 【她 t om a i n t a i l ls t a b i l i 魄a n dt h en e e df o rn a t u m ld i s a s t e r s ，s o c i mc d s i ss u c h 弱坳皿e d i a t er e s p o n s et o e m e 玛e n c i e s t h e r e f o r c ，t os t r e n g t h e nt h e m p l sn e 呐o r k m o n i t o 血g ，m a n a g 锄e n t如dm a i n t e n 锄c eo fm e s i g n i 丘c 砌1 tp a n i c u l a d yn e c e s s a 叮o nt h eb a s i so fl 胛l so a me 比i e r g e d b a s e do nt h ec o n c l u s i o no ft h ee 对s t i l l gs p e c i f i c a t i o no fm p l so 蝴 a n d 伍u i td e t e c t i o nm e c h a l l i s m ，t b j sp a p e r 内c u so n 也em p l s 觚i t r e c o v e wa n dc o n d u c ta ni n d 印t ha n a l y s i s 咖咄f i r s to fa l l ，t h i sp 印e r h a st a l ( e n 雒i i l d 印t hs t u d yi nt h em p l sc o r el a y 盯b a s e do n h ep r o c e s s a n d 觑l m e w o 咄a n dh 粥d e s i 驴e dt 1 1 em e t h o d st o 砌i z em p l sf o r w a r d m a p p i n gi nt h ei pl a y e r ，a sw e l la sm p l st a gl i b r a 哆t oh a n d l ep a c k e t f o r w a r d i n gm o d e t h e nw ed e v e l o p e dt h ef a u l tr e c o v e wm e t h o d si 1 1t h e i pn e t w o r kl a y a n dt h em e t h o dw h i c hi sd i r e c t l yi nt h em p l sl a y e r f a u l t r e c o v e 巧b ) ，p a s s i n gt h ei pl a y e la tl a s tt h i sp a p e ro nh o wt o i n t e g r a t e f a u l t r e c o v e 可i nt h e c o r eh a sa n i n d 印t h 觚a l y s i s a i l d c o m p a 订s o n t h i sp a p e rr e a l i z e dm p l sf o m a r d i n gc o n t r o lo nt h ec o r el a y e r 第1 i 页 也r o u g ht h eu s e rc o n s o l e o nm e0 1 1 eh a n d ，t h i sp a p e ra c h i e v o dar a p i d f a u l tr e c o v e r o nt h eo t h e rh a n d ，i ta l s oi nl i n ew i t hm es p e c i f i c a t i o no f m p l so a m t l l ea d v a n t a g eo ft h i sd e s i g ng u a r 乏m t e et h en e 觚o r k p r o v i d i n g c o n t i n u o u ss e r v i c ec a p a c i t y ，a n dr e d u c em en e 觚o r kd e l a y c a u s e db yn e t w o r kf a u l t ，a n di m p r o v et h ev i a b i l i t yo ft h ec o r en e 觚o r k i nl a r g e s c a l ec o r en e t w o r k ，f a u l tr e c o v e 珂a sa 如n c t i o no ft h ek e m e l ， u s u a l l yi n t e g r a t e di nt h es y s t e mk e m e li m p l e m e n t a t i o n s b e c a u s eo ft h e h a r d w a r ee n v i r o n m e n ti no u r l a b o r a t o r y ，a sw e l la sf o rm p l so a m ，f a u l t d e t e c t i o np r o c e s sw i t h 也er e a l i z a t i o no ft 1 1 er e c o v e 巧p r o g r 锄，t b j sp a p e r s e l e c tt h el 】阿xp l a t f o m l ，u s e rc l i e n tt 0r e a l i z et h ep r o t e c t i o ns w i t c h i n g s t r 砒e 烈t h i sp a p e rg i v eak e yt e c l u l o l o g yt oa c h i e y ep r o t e c t i o ns w i t c h i n g a n a l y s i s ，a n dt h e ns e t so u ti nd c t a i lt h eo v e r a l ls u 】锄l 龇yo ft 1 1 e 删e v e m e n to fm ep r o l 优t i o ns 谢t c hd e s i g n ，d e t a i l e dd e s i 驴，弛d 丘n a l l y r e a l i z et h ep r o c e d u r eo f 铭耐m e n t a lv e r i f i c a t i o n 1 旺w o r d s ：m p l s ，o 舢讧，f a u l td e t e c t i o n ，f a u l tr e c o v e 叮 第1 i i 页 独创性( 或创新性) 声明 本人声明所呈交的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。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，论文中不包含其他人已经发表或撰 写过的研究成果，也不包含为获得北京邮电大学或其他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均已在论文中作了明确的说明并表示了谢 意。 申请学位论 本人签名： ，本人承担一切相关责任。 日期型掣! ；：i 2 关于论文使用授权的说明 学位论文作者完全了解北京邮电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北京邮电大学。学校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，允许学位论文被查阅和借阅；学校可以公布学位论文的全部或部 分内容，可以允许采用影印、缩印或其它复制手段保存、汇编学位论文。( 保密的学位论文 在解密后遵守此规定) 保密论文注释：本学位论文属于保密在一年解密后适用本授权书。非保密论 文注释：本学位论文不属于保密范围，适用本授权书。 北京邮电大学硕士研究生毕业论文 1 1 课题背景 第一章绪论 在固定网络中，为了避免由于信息不精确而造成的误判、误操作，路由器通 常延迟对链路失效和目的地不可达信息的处理，以牺牲反应速度为代价规避风 险。在通常情况下，固定网络的故障率被控制在极低的水平，传统路由协议的网 络状态检测机制完全能够满足一般运营维护的要求。但在各种极端环境下，网络 环境面临各种不可预测的变化，可用网络资源的总量会受到极大削弱，网络链路 状态会极不稳定，因此路由协议必须有能力及时准确地感知网络状态变化并迅速 作出反应。灵敏、高效的网络状态信息检测机制和故障恢复机制是提高固定网络 的抗毁性和生存能力的前提，而现有m 网络的运行、管理技术在网络抗毁性和 生存能力方面并不能满足战时环境下对网络的需求。 与网络层的链路状态判别机制相比，物理层与链路层的故障判别机制和故障 恢复机制在时效性与准确性方面远优于网络层，但这些底层的信息对网络层是不 可见的。由于协议是无连接协议，h l t 锄e t 网络中没有服务质量的概念，不能 保证有足够的吞吐量和符合要求的传送时延，只是尽最大的努力( b e s t e 侬i f t ) 来满 足用户的需要，而相比之下，朋r m 网络的实现过于复杂，导致应用价格高，难 于为大众所接受。并且在网络发展的同时相应的业务开发没有跟上，导致目前 a t m 的发展举步维艰。由于口技术和a t m 技术在各自的发展领域中都遇到了 实际困难，彼此都需要借助对方以求得进一步发展，所以这两种技术的结合有着 必然性。多协议标签交换( m p l s ) 技术就是为了综合利用网络核心的交换技术 和网络边缘的路由技术各自的优点而产生的。 m p l s 技术是一种2 5 层的技术。它介于链路层与网络层之间，基于标记交 换的机制，与传统的网络相比，提高了业务的性能与网络的效率。m p l s 故障检 测机制作为o a m 的基本内容，实现对网络的故障的迅速诊断和定位，并根据相 应的策略进行故障恢复，其目的是提高网络的可用性和对用户的服务质量。m p l s o a m 与层网络管理和维护机制相比，在对链路状态的感知速度、网络故障恢 复、提高网络抗毁性和生存能力方面都具有一定的优势。 本课题所依托的国家自然科学基金项目“抗毁自愈路由及动态业务分级转发 理论与技术研究旨在建立一种物理层、链路层、m p l s 层与网络层间的信息交 互机制，提高链路状态判别的准确性，并在网络故障的情况下对m p l s 网络进行 可能的恢复，提高网络的综合抗毁自愈能力。本课题正是作为此项目的一个子项 第l 页 北京邮电大学硕士研究生毕业论文 目，首先进行了前期的研究工作，对基于i j n u x 的l s 进行分析，在利用项目 中已经实现的m p l s 故障检测机制的基础上，研究故障恢复的机制，然后依据 m p l s 本身的特点进行实现。 1 2 课题主要研究工作 1 2 1 课题目标 本文的研究目标是实现并分析基于i j n u x 的l s 内核程序，依据项目组已 开发的m p l s 故障检测程序，深入研究m p l s 故障恢复机制与实现方法，是国 家自然科学基金项目。抗毁自愈路由及动态业务分级转发理论与技术研究一的重 要组成部分。本项目研究面向极端环境下提高固定网络基础设施抗毁性需求，提 供从m p l s 到网络层的综合抗毁自愈技术，提高固定网络在极端环境下的生存能 力。本课题作为此项目的一个子项目，旨在研究l s 层的故障恢复机制的解决 方案及实现，为l s 层抗毁自愈技术的实现奠定基础。 1 2 2 本文的研究工作 本论文主要研究基于i ，i n l 的m p l s 故障恢复机制，具体内容就是依托国家 自然科学基金项目“抗毁自愈路由及动态业务分级转发理论与技术研究 ，依据 m p l so a m 的规范标准，结合m p l s 故障探测实现，提出可行的m p l s 故障恢 复机制的实现方案，并通过m p l so a m 工具m p l sl s pp 访g 等进行验证，使 m p l s 网络具备基本的故障探测、定位、恢复功能，提高网络的抗毁性和生存能 力。 本论文具体的研究开发工作主要集中在以下几方面： 1 、研究m p l s 技术的相关规范和标准，并分析m p l s 网络的体系结 构、在l m u x 下的实现技术，重点对m p l s 的故障恢复机制做了深 入的系统研究，结合目前各种理论做出分析比较。 2 、研究在m p l so a m 中实现故障恢复的方法，并且对集成在内核中故 障恢复也做了深入分析。 选取保护切换方案来实现故障恢复，开发出保护切换概要、详细设计，并进行结 果验证和性能分析。 第2 页 北京邮电大学硕士研究生毕业论文 1 3 论文结构 后续论文各部分内容安排如下： 第二章包括m p l s 协议的基本信息、l d p 协议简介、以及l s0 舢的概 念及1 1 r u t 和m t f 对m p l s0 a m 功能的具体定义。 第三章分析了故障探测机制的特点和实现原理，然后结合现有的实现程序总 结其使用方法，并通过m p l sp i n g 进行验证。 第四章对各种故障恢复理论进行了详细的介绍，并对其不同之处进行比较， 然后结合项目中具体的需求，选择最佳方案。 第五章是故障恢复实现的详细介绍，其中包括，m p l s 程序的分析调试、 n e i 】1 l 【实现分析、i i n 职路由表的结构和算法分析、m p l s 保护倒换分析、以及 概要设计、详细设计等。 第六章对本论文进行总结，提出了下一步的工作计划，最后还列出了本人在 硕士研究生期间的工作情况和成果。 第3 页 北京邮电大学硕士研究生毕业论文 第二章m p l s 技术的研究 m p l s 技术是一种2 5 层的技术。它介于链路层与网络层之间，基于标记交换 的机制，与传统的网络相比，提高了业务的性能与网络的效率近年来，肝l s 在流量工程和v p n 服务中得到了很好的应用，已经日益成为扩大网络数据规模、 提高网络可运营能力的重要标准。本章的主要内容是对肝l s 协议原理和工作过 程及其中的关键技术进行介绍，然后对m p l s 中重要的标记分发协议l d p 及其工 作过程进行了描述，最后简单介绍了m p l s0 a m 技术。 2 1m p l s 协议简介 2 1 1 l s 协议理论 m p l s 明确规定了一整套协议和操作过程，最终在m 网内通过a t m 和帧中 继实现快速交换。m p l s 中的关键概念是用标签来识别和标记口报文，并把标 签封装后的报文转发到已升级改善过的交换机或路由器，由它们在网络内部继续 交换标签，转发报文。因而，口报文标签的产生和分配是建立在通过现有的口 路由协议获得网络路由信息的基础上的。虽然m p l s 技术从概念上讲可以支持 多种协议，但其最初的工作重点主要放在口v 4 与删帧中继相结合的技术上。 m p l s 的网络构成如下： m p l s 网络由标签边缘路由器( l e r ) 和标签交换路由器( l s r ) 组成。在 l s r 内，m p l s 控制模块以功能为中心，转发模块基于标签交换算法，并通 过标签分配协议( l d p ) 在节点间完成标签信息以及相关信令的发送。l d p 信令 以及标签绑定信息只在m p l s 相邻节点间传递。l s r 之间或i s r 与l e r 之间依 然需要运行标准的路由协议，并由此来获了拓扑信息。通过这些信息l s r 可以 明确选取报文的下一跳并可最终建立特定的标签交换路径( l s p ) 。m p l s 使用 控制驱动模型，即基于拓扑驱动方式对用于建立l s p 的标签绑定信息的分配及 转发进行初始化。l s p 属于单向传输路径，因而全双工业务需要两条l s p ，每条 l s p 负责一个方向上的业务。 m p l s 的工作原理： m p l s 协议规定，口报文仅在m p l s 网络边缘节点( 入口l s r ) ，通过路由 表查询并分配相应的转发等价类( f e c ) ，同时采用固定长度的标签对该f e c 进 行描述与编码，并将此标签附加到p 报头的前面，即意味着该报砂信息不再用 于网络中后续标签交换路由器的索引操作。相应的处于l s p 中的标签交换路由 第4 页 北京邮电大学硕士研究生毕业论文 器，利用报文携带的标签信息库( l m ) 中进行索引，确定相应的下一跳，在l s r 出端口用新的标签替换头原有标签。这样携带新标签的报文便沿着l s p 向目的地 转发。m p l s 协议规定标签只具有本地意义，其具体的编码与封装规则可参见 m p l s 的标签封装草案。标签封装草案遵照逐跳前传( h o pb yh 0 p ) 机制，详尽 地描述了报文的转发行为，包括选择报文的下一跳，在l s r 内完成标签的分配、 转发与替换操作。在通常情况下，l s p 的建立基于标准的口路由协议，如开放 最短路径优先协议( o s p f ) 。此外m p l s 可为边缘标签交换路由器的标签映射 方式提供多种算法，充分展现了其路由技术上的灵活性。 m p l s 的l d p ： m p l s 可通过下述一套简单的核心机制来提供丰富的标签分配及相关处理 功能。构成m p l s 协议框架的主要元素有l d p ，l m 和转发信息库( f m ) ，其 中l 和f m 分别为存储标签绑定信息和相应的标签转发信息的数据库。为了 能够在m p l s 域内明确定义、分配标签，同时使用网络内各元素充分理解其标 签含义，m p l s 网络需要一套完整的信令协议，即l d p 。l d p 提供一套标准的 信令机制用于有效地实现标签的分配与转发功能。l d p 基于原有的网络层路由 协议构建标签信息库，并根据网络拓扑结构，在m p l s 域边缘节点( 即入节点 与出节点) 之间建立l s p 。l d p 信令位于t c p 舢d p 之上，它通过t c p 层保证信 令消息可靠传输，同时基于u d p 传送发现消息。l d p 信令传输使用的t c p 和 i j l d p 知名端口号均为6 4 6 。相邻的l s r 之间必须建立一条非m p l s 连接链路作 为信令通道，用于传送l d p 信令报文。对于a t m 链路，默认的信令通道是v p i = 0 ， v c i _ 3 2 ；对于帧中继链路，默认的信令通道是d l c i = 1 5 。 m p l s 中主要术语介绍如下： 标记标记是一个简短的、具有固定长度的，具有本地意义的标识符。它 用以识别转发等价类f e c 。分组到达m p l s 网络入口时，它将按一定的规则被 划分为不同的f e c ，根据分组所属f e c ，将适当的标记插入分组头中，然后在 网络中按标记进行交换式转发。分组头部的标记按标记栈的形式封装，标记栈的 每一个元素为一个标记。每个标记的封装格式如图2 1 所示。 图2 1 标记的封装格式 其中各个域的含义如下： l a b e l ：标记值，2 0 b i t 。 e x p ：实验保留位，3 b i t ，经常用它来表示服务类别，可以表示八个级别的服 务质量保证。 s ：标记栈的栈底标识，1 b i t 。 第5 页 北京邮电大学硕士研究生毕业论文 t t l ：标记的生存期，8 b i t 。 l s r 一支持m p l s 的路由器称为标记交换路由器( l s r ) ，l s r 是m p l s 中的主要功能实体。处于l s 网络边缘的l s r 又称为标记边缘路由器( l e r ) 。 l s 卜_ 标记交换路径。建立在两个l s r 之间的虚链路，由多个l s r 组成， 用来运载数据报通信量，进行简单交换式数据传输。 f e 卜转发等价类。标记交换路由器( l s r ) 根据某些策略对数据流进行 分类的结果。每个f e c 由一个或多个f e c 单元来描述。每种f e c 单元描述一组 对应于特定l s p 的口包。 i l m 输入标记映射( h c 0 幽gl a b c lm a p p i l l g ) 。 n h l f e _ 下一跳标记转发入口( n 懿t h 0 pl 曲e lf o n a r d j n ge i l t r y ) 。用于 转发标记分组。它包含如下一些分组信息：分组下一跳、对标记堆栈应进行何种 操作等其他有用信息。 x c - x c 0 衄e c t ，i l m 与n h l f e 之间的映射。i l m 将每个输入标记映射到 一系列n h l f e 上，然后根据映射将输入分组沿各通路转发。 f 1 n f e c 到n h l f e 之间的映射( f e c 可o 小m l f e m a p ) 。给定一个l s r ， 分组的下一跳若是它本身，则l s r 需要弹出顶层标记，然后转发分组给它自 己，之后该l s r 可能会根据剩余的标记作进一步的转发决定，或者依据分组 网络头进行转发；如果收到的标记分组实际上并没有包含标记，就需要做 f e c 到n h l f e 的映射，即兀n 。 2 1 2m p l s 工作过程示例 m p l s 是一种出现在2 5 层的连接机制，它基于m 路由和控制协议，像一个 介于第三层和第二层之间的“垫层 ，利用第二层网络提供的数据链路层服务， 为口提供面向连接的服务。 m p l s 的实质是将路由器移到网络的边缘，将快速、简单的交换机置于网络 中心。对一个连接请求实现一次路由选择，多次交换。采用m p l s 后，将一个数 据分组指派到一个特定的f e c 的过程，只进行一次，即在数据分组进入网络时， 进行指派，然后f e c 与一个定长的值进行映射，这个值称为“标记，标记用来 识别一个f e c 。当数据分组在转发之前被打上标记，标记随同数据分组一起被发 送，下一个l s r 不再分析网络层分组头，只是根据标记来选择下一条地址和新 的标记，数据的转发通过标记的交换来实现。图2 2 是一个m p l s 系统示例。 第6 页 北京邮电大学硕士研究生毕业论文 图2 2 衄l s 系统示意图 在这个系统中，r 1 和r 2 是普通的路由器，l l 、l 2 、l 3 、l 4 是标记交换路 由器( l s r ) ，其中l l 是入口l s r ，l 3 是出口l s r 。l l 中的下一跳标记转发表 目( n h l f e ) 格式如表2 1 所示，当r l 中发出的口分组到达l 1 时，l l 根据分 组的目的地址在转发表中进行最长匹配( 如图2 2 中的1 7 2 1 6 与表2 1 中的前缀 1 7 2 1 6 相匹配) ，选择相应的标支符( 如表2 1 中的4 ) 重新封装口分组，然后 从指定的端口输出数据分组。 表2 1 简化的l 1 的n h l f e 入口标记出口标记 前缀接口 ( h l l a b e l )( o u t l a b e l ) 41 7 2 1 6l 1 01 9 2 1 6 8 1 0 01 当数据分组到达l 2 时，l 2 仅根据分组头中的入口标记( 4 ) ，在类似表2 2 的转发表中，以这个标志符为精确索引找到相应的输出标记和端口信息，l 2 将 数据分组标记栈中标记弹出，将新的标记( 7 ) 压入标记栈。这也就是分组的标 记交换过程，然后从相应端口输出数据分组。当数据分组到达出口l 3 时，l 3 先 将标记从标记栈中弹出，恢复出没有标记的i p 分组，然后按照普通的路由转发 机制对这个数据分组进行相应的处理。 表2 2 简化的l 2 的n h l f e 入口标记出口标记前缀 接口 ( 1 1 1 l a b e l )( 0 u t l a b e l ) 471 7 2 1 6o l o91 9 2 1 6 8 1 0 0l 第7 页 北京邮电大学硕士研究生毕业论文 2 1 3 转发等价类f e c 转发等价类( f e c ，f o r a r d i n ge q u i v a l e n c ec 1 a s s ) 是标记交换路由器( l s r ) 根据某些策略对数据流进行分类的结果，通常可以把具有某些相同属性( 如具有 相同目的地址前缀) 的分组映射到某个f e c ，映射的目的是为了标记分组。一个 f e c 可以只包含一个数据流，也可以是一组数据流，但一个流通常只映射成一个 f e c 。f e c 只具有“本地 意义，即如何建立数据流分组到f e c 的映射；如何来 划分f e c 等等，这些策略都由每个路由器自己决定。把数据分组映射到某个f e c 可以有多种策略，常用的方法有静态映射方法和动态映射方法。 2 1 3 1f e c 的静态映射方法 目前常用的静态映射方法有： i p 地址前缀，提供一个含有一个或多个i p 地址前缀的集合，符合其中一个 或多个i p 地址前缀的数据报被映射成相同的f e c ； 主机地址，以一个3 2 b i t 的i p 地址作为f e c 单元。 以上两种映射方法主要根据i p 地址前缀和目的主机地址来进行数据流到转 发等价类的映射，确立标记，并以此来决定一条l s p ，据此标记进行简单的交换 式数据传输。 2 1 3 2f e c 的动态映射方法 动态流量分类的方法，在一定程度上考虑了分类流量的动态特性，如流量的 速率分布、分组大小分布以及分组之间的时间间隔分布等，但是仍需要进行相关 参数的学习和阈值选择，不能动态地根据系统中流量的变化情况而自适应地进行 流分类工作。一种基于实时测量和考虑m p l s 系统吞吐性能优化需要的、动态的 流分类映射方法虽然困难，但是却是十分必要和有益的。 2 1 3 3f e c 的标识 不论是静态分类还是动态分类，把分组映射到某个f e c 是通过让该分组携带相应 的标记实现的，一个具体的标记值就代表了一类f e c 的语义。通常情况下，一个 标记只代表一类f e c ，而一类f e c 可以对应于多个标记。实际传输过程中，分组 携带的标记往往不止一个，因而分组中的标记以标记栈的形式存放，栈中的每个 条目包含一个标记。 第8 页 北京邮电大学硕士研究生毕业论文 2 1 4 标记的分配方法 数据分组想在m p l s 网络中执行标记交换，首先要实现标记的分配与分发， 此后才能使符合条件的分组在标记交换路径上被交换，因此，标记交换路径的建 立是m p l s 工作的基础。标记交换路径的建立依赖于两个基本条件：( 1 ) 标记交 换路由器执行标记分配，即l s r 分配个标记并与某个f e c 绑定的过程：( 2 ) 标记交换路由器之间执行标记分发，即l s r 把标记与f e c 的绑定信息分发给上 游或下游l s r 的过程。 标记分配可以采用控制流驱动或数据流驱动的策略，其中控制流驱动又可细 分为基于控制流的拓扑驱动和基于控制流的请求驱动。具体说明如下： 基于控制流的拓扑驱动标记分配 在这种驱动方式中，标记分配是对正常处理路由协议控制流的一种响应。例 如，当一个l s r 处理o s p f 或b g p 路由协议的更新消息时，若生成或改变一个 转发表的条目，就对该条目分配一个标记。所分配的标记粒度等价于路由协议公 告的路由粒度，在某种程度上可以有聚集的路由。 基于控制流的请求驱动标记分配 在这种驱动方式中，标记分配是对正常处理控制流请求的一种响应。例如， 控制协议是资源预留协议r s v p ，当一个l s r 处理r s v p 消息时，它可能产生或 改变转发表，此时，对更新的条目分配标记。与拓扑驱动相比，其所需的标记依 赖于能够支持的流的数量，故有可能需要较多的标记。 数据流驱动的标记分配 在这种驱动方式中，只有当数据到达一个l s r 时才会触发标记的分配与分 发，即与网络通信量有关。 标记的分发可以采取的策略有专门的标记分发，如标记分发协议l d p ，使得 路由计算和标记分发相分离；或借助于其他控制消息进行标记分发，这些协议包 括o s p f 、b g p 、r s v p 和p i m 等。 标记的分发可以采取上游标记分发或下游标记分发，下游标记分发又可细分 为下游标记请求分发( d o w n s 仃e 锄0 nd 锄锄dl a b e ld i s t r i b u t i o n ) 和下游标记主动 分发( u n s o l i c i t e dd o w i l s 仃e 锄l a b e ld i s t r i b u t i o n ) 。具体说明如下： 上游标记分发 此种分发方式是指标记的分发沿着数据流传输的方向进行。这时，上游l s r 为下游l s r 选择一个标记，下游l s r 将用该标记解释分组的转发。此种分发方 式适合于多播情况，因为它允许对所有输出端口使用同样的标记。 下游标记请求分发 此种分发方式是指下游l s r 在接收到上游l s r 发出的“标记与f e c 绑定请 第9 页 北京邮电大学硕士研究生毕业论文 求一信息后，检查本地的标记映射表，如果已有标记与该f e c 绑定，则把该标 记绑定信息作为应答反馈给上游l s r ，否则在本地分配一个标记与该f e c 绑定， 并作为应答返回给上游l s r 。 下游标记主动分发 此种分发方式是指在上游l s r 未提出任何标记绑定请求的情况下，下游l s r 把 本地的标记绑定信息分发给上游l s r 。 2 2l d p 协议 2 2 1l d p 协议简介 标记分发协议( u ) p ) 是在m l s 网络中定义的、专门用于标记交换路由器 ( l s r ) 之间交换“标记转发等价类( f e c ) 一绑定信息以便建立和维护标记交 换路径( 却) 的控制信令。 l d p 实质上是m p l s 网络中，相邻的对等l s r 间根据网络层路由信息和其 他一些相关协议( 如r s v p ) 产生具有一定语义的标记，并分发标记到与其相邻 的对等l s r 上，由此将网络层路由直接映射到数据链路层的交换路径上形成标 记交换路径l s p 的一系列处理过程 2 2 2l d p 消息类型 l d p 中共有十一种消息： n o t i f i c 撕o nm e s s a g e ( 通知消息) ：用以通知l d p 对等层所发生的事件如致 命错误和有关消息处理结果的信息。 h e l l om e s s a g e ( 问候消息) ：用以发现相邻的l d p 对等层。 “t i a l i z a t i o nm e s s a g e ( 初始化消息) ：作为l d p 会话建立的一部分在对等层 间交换最基本的信息。 k e 印a l i v em e s s a g e ( 保持活跃消息) ：用以监视l d p 会话传输连接的完整性。 a d ( h s sm e s s a g e ( 地址消息) ：l s r 用以告知其对等层它的接口地址。 a d d r e s sw i t l l d r a wm e s s a g e ( 地址撤销消息) ：l s r 取消先前公布给其对等层 的接口地址。 l a b e lm 印p i n g m e s s a g e ( 标记映射消息) ：l s r 公布给对等层有关的f e c 一一 标记绑定。 l a b e lr e q u e s tm e s s a g e ( 标记请求消息) ：l s r 用以向对等层申请一个 f e c 一一标记绑定。 第l o 页 北京邮电大学硕士研究生毕业论文 l a b c lw i m 血唧m 勰姐g e ( 标记撤销消息) ：解除f e c 一一标记绑定。 l a b c lr c l 朗m 鼹阳g e ( 标记释放消息) ：释放l s r 不再需要的前面申请的标 记。 l a b e la b o r tr e q 喇m e s s a g e ( 标记中止请求) ：取消前面发出的标记申请。 在u ) p 中，大部分l d p 消息都是采用类型一长度一值( t l v 聊e l e i l g 吐l v i l l u e ) 的方案来进行封装的。如图2 3 所示。常用t l ，v 的封装格式有：转发 等价类t l 厂( f e ct l 、厂) 、标记t l v ( l a b e lt l 、厂) 、地址列表t l v ( a 撇l i 吼 t l v ) 、跳数计数t l v ( h 0 pc 伽呲t l v ) 、路径向量t l v ( p a 血v 瞬t l v ) 、状 态向量t l y ( s t a t 昭t l v ) 。 u 比特( 1 比特)f 比特( 1 比特) 类型域( 1 4 比特) 长度( 2 字节) 值域( 可变长) 图2 3l d p 消息封装格式 2 2 3l d p 工作流程 l d p 工作过程如下： 发现l s r 对等方 当在一台路由器上配置好l d p 时，它即成为一台l s r ，周期性地发送l d p h e l l o 消息，通过发送和接受h d l o 消息以了解同一子网内其他l s r 的存在。h e l l o 消息以u d p 报文形式被发送。l d p 的发现机制分为两种：基本的发现功能和扩 展的发现功能。 基本的发现功能：l s r 用于发现与之相邻的l s r 的存在。 扩展的发现功能：l s r 用于定位某个与之并不直接相邻的l s r 的存在。 当一个l s r 从另一个l s r 收到问候消息后，它就开始维护一个相应的问候 邻接，同时启动问候邻接保持时间计时器，在计时时间范围内收到响应的问候消 息就重置计时初值，否则计时时间到后就终止连接。 l d p 会话的建立 l d p 会话的建立包括传输连接建立和会话初始化两个阶段。 两个l s r 之间通过比较它们的接口地址来确定在整个会话中扮演主动还是 被动的角色，地址大的那一端作为主动方来发起t c p 连接。 t c p 连接建立之后，它们将通过交换l d p 初始化信息以协商会话参数，主 要包括相互通信的协议版本、最大数据传输单元、标记公布规则、循环侦测采用 的方案、a t m 或帧中继中标记空间的划分。这个过程通过发送和接受l d p 初始 第l l 页 北京邮电大学硕士研究生毕业论文 化消息( h l i t i a l 沱a t i o nm 器s a g e ) 来完成。只有参数协商的成功才意味着两个l s r 之间的l d p 会话建立完成。 l d p 会话的维护 l s r 通过向l d p 对等方发送保持活跃消息( k e 印a l i v em 岱s a g e ) 以了解对方 的情况，从而维护会话的活跃性。当l d p 会话双方没有信息需要交换时，它们 必须周期性地向对方发送保持活跃消息以维护会话活跃。 公布接口地址 l d p 会话的初始化工作完成后，在发送标记请求或映射消息以前，l s r 必须 通过一个( 或多个) 地址消息把自己的接口地址公告出去。无论何时l s r 只要 激活一个或使用一个新的接口时，它必须首先通过发布地址消息( a d 妇s m 懿s a g c ) 把有关该接口的地址信息公告给其他l s r 。 收到地址消息的l s r 根据从地址消息得到的信息，维护一张有关l d p 对等 方与下一跳的映射表。 标记请求 在下游标记分发的模式中，标记的分发沿着数据流传输的逆行方向进行。下 游标记分发又可分为下游标记请求分发( d 0 、璐缸瑚m 叩d 锄a n dl a b e ld i s t r i b 砸o n ) 和下游标记主动分发( 啪s o l i c i t c dd 0 w l s t r e 锄l a b e ld i 嘶b 嘶o n ) 。 在下游标记请求分发模式中，上游l s r 向下游l s r 发出“标记与f e c 绑定 请求 ( l a b e lr e q 珊斌m 髓s a g e ) 消息，请求得到与此f e c 相绑定的标记。收到 标记请求消息的l s r 要么回应一个标记映射消息，要么发一个通知消息说明为 什么满足不了请求。 在下游标记主动分发模式中，上游l s r 并不向下游l s r 发出标记请求消息。 标记映射 在下游标记请求分发模式中，下游l s r 在接受到上游l s r 发出的标记请求 消息后，检查本地的标记映射表，如果已有标记与该f e c 绑定，则把该标记绑 定信息作为应答反馈给上游l s r ，否则在本地分配一个标记与该f e c 绑定，并 作为应答返回给上游l s r ( l a b e lm a p p i n gm e s s a g e ) 。 在下游主动分发模式中，上游l s r 并未提出任何标记绑定请求，下游l s r 把本地的标记绑定信息分发给上游l s r ( l a b e lm 叩p i n gm e s s a g e ) 。