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摘要 ( 组播是一种数据转发机制，它可以在发送方和接收方之间建立点对多点，多 点好多点的连接。源节点发送数据时，只需要发送一份数据到链路上，这个链路 上的所有组成员都能接收到这个数据包。目前比较成熟的组播技术是i p 组播， 但是它在实际应用中还有很多的不足，比如说不能保证服务质量，不能保证安全 性，不能避免网络拥塞。斗 多协议标记交换技术是i e t f 正在研制并积极推广的一种数据转发机制。从 o s i 七层模型来看，它位于第2 层与第3 层之间，将l 3 的路由消息映射到l 2 层， 用标记实现交换。m p l s 将面向连接的机制引入面向非连接的机制中，提高了网 络层路由的性能和扩展性，增加路由转发的灵活性。3 m p l s 可以实现流量工程、服务质量、安全性控村等功能，利用这些特性来实 现组播服务，可以避免原先i p 组播的种种不足。 目前，不少厂商都推出了实现了m p l s 的路由器w w w s o u r c e f o r g e n e t 上也 提供了基于l i n u x 的m p l s 实现，本文在此共享软件的基础上，提出了在m p l s 下实现组播的方案，并对此做出评价。 关键词多协议标记交换j 组播j 标记交换路由器? 标记交换路径，i 业享燃有源树 a b s t r a c t m u l t i c a s ti sam e c h a n i s mo fd a t af o r w a r d i n g i tc a r lm a k ep o i n tt om u l t i - p o i n t so r m u l t i p o i n t st om u l t i p o i n t sl i n k sb e t w e e ns e n d e ra n dr e c e i v e r t h es o u r c en o d eo n l y s e n d so n ed a t ap a c k a g et ot h el i n k s ，s ot h a ta l lt h em e m b e r so ft h i sg r o u po nt h o s e l i n k sc a nr e c e i v et h i sd a t ap a c k a g e n o wt h em o s tm a t u r e dm u l t i c a s tt e c h n o l o g yi st h e i pm u l t i c a s t b u ti th a sm a n ys h o r t c o m i n g si na p p l i c a t i o n ，e g n o ta s s u r i n gq o s ，n o t p r o v i d i n gs e c u r i t ya n d n o ta v o i d i n gn e t w o r kc o n g e s t i o ne t c m u l t ip r o t o c o ll a b e ls w i t c h i n gi sam e c h a n i s mo fd a t af o r w a r d i n gr e s e a r c h e db y i e t fn o w f r o mt h eo s i sv i e w , m p l se x i s t sb e t w e e nl 2 l 3 m p l sm a p sr o u t e i n f o r m a t i o nf r o ml 3t ol 2 ，u s i n gl a b e lt os w i t c h m p l si m p o r t sc o n n e c t i o n o r i e n t e d m e c h a n i s mi n t oc o n n e e t i o n l e s s o r i e n t e dm e c h a n i s m ，e n h a n c i n gt h ep e r f o r m a n c ea n d t h ee x p a n s i b i l i t yf o rl 3r o u t e ，a n di n c r e a s i n gt h ef l e x i b i l i t yo f r o u t r e sf o r w a r d i n g m p l ss u p p o r t st e 、q o s 、s e c u r i t yc o n t r o le t c u s i n gm p l sm u l f i c a s tc a na v o i d i pm u l t i c a s t se x i s t e ds h o r t a g e s n o wm a n ym a n u f a c t u r e sp r o d u c em p l sr o u t e r s w w w s o u r e c e f o r g e n e tp r o v i d e s as e to fs o u r c e f r e em p l ss o u r c ec o d e si nl i n u x 。t h i sp a p e rg i v e sam u l t i c a s t r e a l i z a t i o ns c h e m eb a s e do nt h o s es o u r c ec o d e s ，a n dr e m a r k so ni t k e y w o r d s m p l sm u l t i c a s tl s pl s rc b ts p t 第一章引论 1 1m p l s 组播研究背景 m p l s 在组播中的应用 近年来，随着i n t e r n e t 的迅速普及和爆炸性发展，在i n t e m e t 上产生了许多 新的应用，其中不少是高带宽的多媒体应用，譬如网络视频会议、网络音频 视频广播、a o d v o d 、股市行情发布、多媒体远程教育、c s c w 协同计算、 远程会诊。这就带来了带宽的急剧消耗和网络拥挤问题。为了缓解网络瓶颈， 人们提出各种方案，归纳起来，主要包括以下四种： 增加互连带宽； 服务器的分散与集群，以改变网络流量结构，减轻主干网的瓶颈； 应用q o s 机制，把带宽分配给一部分应用； 采用i pm u l t i c a s t ( 译为组播、多播或多路广播，下文统一称为组播1 技术。 比较而言，i p 组播技术有其独特的优越性在组播网络中，即使用户数 量成倍增长，主干带宽不需要随之增加。这个优点使它成为当前网络技术中的 研究热点之一。 但是，由于i p 协议的局限性，导致l p 组播也存在着很多相应的问题。譬如， i p 组播数据包典型使用用户数据报协议( u d p ) ，而u d p 是一种“尽力而为” ( b e s t e f f o r t ) 协议。因此，i p 组播应用必定会遇到数据包丢失和乱序问题。另 外，i p 组播对于安全性难以保证，所谓安全组播，就是只有注册的发送者才可 以向组播组发送数据，只有注册的接收者才可以接受组播数据，但是i p 组播难 以做到这一点。此外，网络的异构性导致组播的复杂性，i n t e m e t 是一个异构网 络，这种异构性表现在很多方面。比如：网络中不同部分的带宽不同、接收者 的处理要求和处理能力不同，而所有接收者都要与同一组播源交互，这就要求 采取某些方法使得每一个接收者接收到与其接收能力和从组播源到接收者之间 带宽相适合的数据流( 即公平性) 。再比如：a t m 面向连接的特点在i p 组播传 输中带来了新的问题。 这些问题使得i p 组播的发展存在很大的局限性。目前，m p l s 技术受到广 大厂商、研究者以及用户的关注，如果把面向连接的机制引入到i p 协议中，可 以解决i p 组播所面l 鼯的很多问题，因此本文的攥写目的也在于此，试图探讨一 个可行的m p l s 组播解决方案。 复旦大学硕士学位论文 1 2m p l s 组播研究现状 m p l s 在组播中的应用 相对于m p l s 的其他研究领域而言，关注m p l s 组播发展的力量比较薄弱。 大多数的公司研究所都把目标放在了m p l s 在流量工程中的应用以及m p l s 在v p n 中的应用。就目前而言，国内外都已经出现了不少m p l sv p n 网络。 例如，2 0 0 1 年1 2 月，中国网络通信有限公司与实达电脑集团股份有限公司在 福州正式签约，由中国网通向实达集团位于北京、上海、广州、武汉、福州、 西安、成都、沈阳等地的1 1 个办公地点提供m p l sv p n 接入服务。这是中国 网通在国内承接的首批基于m p l s 的v p n 接入服务项目之一，也是国内目前 基于m p l s 技术在全国范围内的v p n 首例解决方案。该方案涵盖了本地接入、 远程接入及区域中心接入等典型接入方式，是m p l sv p n 在中国拓展的一个起 步。 而对于m p l s 组播，目前国内研究得较少。2 0 0 1 年1 1 月，c o r e e x p r e s s 和 p a t h l 网络技术宣布了与c n n 合作的为期9 0 天在i p 网络中进行高质量的视频 组播的现场测试的成功消息。现场测试结果表明，i p 网络可以作为一种高质量 的、可靠的方法，在c n n 附属的站点之间交换实时新闻和记录新闻。该现场 测试连接了洛杉矶、华盛顿特区、圣特路易斯以及亚特兰大，由7 家公司协同 进行：b e l l s o u t h ，c o r e e x p r e s s ，p a t h l 网络技术公司，l e i t c h ，c i s c o ，p i x e l m e t r i x 和 t a n d b e r g t v 。c o r e e x p r e s s 提供了一个运行于多个i s p 之上的全国性的私有i p 网络，支持q o s ，并提供m p l s 快速重路由以及s l a ( 保证服务等级协议) 。实 际上，该现场测试建立在支持m p l s 的i p 网络之上，因此也是m p l s 组播技 术的一次突破性的试验成果。 目前，i e f t 已提出了关于m p l s 组播的架构的草稿，正在逐步完善中。本 文的第四章将对此作详细介绍。 1 3 文章结构 本文首先叙述了m p l s 组播研究的背景和研究现状，其中归纳了i p 组播的 优点及其局限性。 随后，在本文的第2 章，回顾了组播的发展历史，介绍了i p 组播的基本工 作原理与体系结构，并对i p 组播的发展现状进行了分析，了解限制其进一步发 展的原因。 在本文的第3 章，介绍了m p l s 的产生和标准化的现状，阐述了m p l s 的 基本原理和体系结构，其中还介绍了m p l s 的标记分发协议( l d p ) 、路由机制 复旦大学硕士学位论文 m p l s 在组播中的应用 以及m p l s 的其他一些关键技术和概念。 初步介绍了m p l s 和i p 组播的概念后，在本文的第4 章中，我们将开始讨 论如何把m p l s 的特性引入到i p 组播中，从不同角度讨论了在m p l s 中实现 i p 组播时会面临的问题。 在本文的第5 章，首先分析了m p l s 的实现过程，然后具体的介绍了如何 在l i n u x 内核中编译m p l s 模块，分析了m p l s 的一些基本数据结构，然后以 p i m s m 为例，介绍了使用m p l s 实现i p 组播时，在程序模块中应该添加的一 些内容。限于时间和实验条件的限制，我们并没有真正实现m p l s 下组播的具 体过程，但其中的程序和思想，可以给后来者一些借鉴与帮助。 在文章的最后，我们将指出m p l s 组播当前的讨论热点，以及某些尚需解 决的地方。 复旦大学硕士学位论文 第二章组播的背号与发展现状 2 1 组播介绍 2 1 1i p 组播发展简史 m p l s 在组播中的应用 2 0 世纪8 0 年代中期，斯坦福大学的博士生s e d e e n n g 发表h o s tg r o u p ：a m u l t i c a s te x t e n s i o nt ot h ei n t e m e tp r o t o c o l ( r f c 0 9 6 6 ) 和h o s te x t e n s i o n sf o ri p m u l t i c a s t i n g ( r f c 0 9 8 8 ) 两篇论文。他总结出：“o s p f 的链路状态机制完全能被 扩展用来支持组播，r i p 的基本机制能被用来作为一种新的距离向量的组 播路由协议的基础。”这些论断提出了i p 组播的可能性。 1 9 8 8 年，d w a l t z m a n ，c p o r t r i d g e ，s e d e e r i n g 发表题为距离向量组播 路由协议的文章( r f c l 0 7 5 ) ，它是组播路由协议的首次实践； 1 9 9 1 年1 2 月，s e d e e r i n g 发表了他的博士论文数据报互连网络中的组 播路由( r f c l l l 2 ) 。它奠定了组播网络体系结构和路由协议的基础。该文也 成为i n t e m e t 组管理协议( i g m p ) 的原型； 1 9 9 4 年3 月，形成了对o s p f 协议的扩展协议m o s p f ( r f c l 5 8 4 ) ： 1 9 9 6 年1 1 月，出现了对于基于u n l 3 0 3 1 的a t m 组播网络支持协议 ( r f c 2 0 2 2 ) ： 1 9 9 7 年9 月，有核树( c b t v 2 ) 组播路由体系结构形成( r f c 2 1 8 9 ) ； 1 9 9 7 年11 月，组管理协议i g m p v 2 得到i e t f 的批准，成为标准( r f c 2 3 3 6 ) ； 1 9 9 8 年6 月，评估可靠组播传输协议r m t p 的i e t f 标准出台( r f c 2 3 5 7 ) ： 1 9 9 8 年7 月，在制定i p v 6 地址体系标准时，确定i p v 6 组播地址分配方案 ( r f c 2 3 7 3 ) ，这为组播技术在下一代i n t e m e t 上的应用做出了必要的准备； 1 9 9 9 年1 0 月，c i s c o 、a t & t 、m i c r o s o f t 制定组播地址动态客户分配协议 m a d c a p ( r f c 2 7 3 0 ) ： 2 0 0 0 年底2 0 0 1 年初，人们着手制定各种组播m i b 库，这标志组播技术正 向可管理、可控制方向发展。 2 1 2i p 组播的基本工作原理 i p 通信领域的一头是i p 单播( u n i c a s t ) ，在此源i p 主机向指定的目标i p 主机发送数据包。在这种情况下，i p 数据包中的目标地址就是i p 网络中唯一 复旦大学硕士学位论文 m p l s 在组播中的应用 的主机地址。 而在i p 通信领域的另一头则是i p 广播( b r o a d c a s t ) ，在此，源主机向一个 网络段中所有i p 主机发送数据包。但是除非特别配置，路由器一般不会转发i p 广播数据包，因此i p 广播通信通常被限制在本地的子网中。图2 1 清楚地说明 了这一点。 翔2 一l 路m 器馈定的i p f 撬 f 在本例中，主机a 向本地子网( 1 9 8 1 1 0 2 4 ) 发送广播，因为主机b 与c 和主机a 在同一个子网中，所以他们能收到该广播。而主机d 在另外一个不同 的子网( 1 9 8 1 2 0 2 4 ) 中，则收不到广播，这是因为路由器没有转发的缘故。 如果路由器转发这些广播，那么，路由环路将很可能引起一场严重的广播风暴。 而i p 组播介于i p 单播和i p 广播通信之间，并且能使主机发送i p 数据包到 i p 网络中任何一组主机上。为此，把i p 组播数据包中的目标地址安排成特殊 形式的i p 地址，称之为i p 组播组地址。i p 组播组路由器必须转发i p 组播数据 包至所有通往i p 组播组成员的接口。i p 组播组地址在数据包中i p 目标地址中 指定域。 复旦大学硕士学位论文 2 1 3i p 组播的优点 m p l s 在组播中的应用 组播的优点主要体现在以下几个方面：带宽、服务器负载和网络负载。 2 1 3 1 带宽 假定某公司需要实时传输某音频会议，在图2 - 2 中虚线表示当连接单播用 户数目增加时，使得网络带宽值也线形增长。另一方面，如果你用组播来做相 同的工作，一个8 - k b p s 的组播数据流就能满足用户的需求。 一一一 堆搔 一纲描 蹦2 2 译播啬频j i l i 播静频带宽 2 1 3 2 服务器负载 当连接用户数目增加时，服务器负载也增加。当服务器负载增加到一定程 度后，就会造成宕机，而客户会抱怨你的服务质量，从而你不得不增加多个服 务器来满足客户的需要。而对于i p 组播而言，客户数目的增加并不影响服务器 的负载，如图2 - 3 所示。 2 1 3 3 网络负载 当将相同的内容传送给多个客户时，1 p 组播能明显的减少带宽要求，带宽 消耗的降低等同于网络中路由器上的负载降低。但在某些情况下，某些特定点 的路由器的工作负载可能会加大( 比如说那些需要进行组播分组复制转发的路 由器，但是现在一般都采取分组引用指针的方式，减少了复制时的c p u 消耗) 。 复旦大学硕士学位论文 2 1 4i p 组播的反面 m p l s 在组播中的应用 尽管在网络里使用i p 组播有很多好的理由，但是它也有很多限制和不尽人 意的地方。主要包括不可靠的分组发送、分组复制和网络拥塞。 2 1 4 1 不可靠的分组发送 和i p 单播一样，i p 组播是天生不可靠的。只有在通过使用第四层的t c p 或者其他协议后，i p 单播数据流才被认为是可靠的。然而，由于i p 组播假定 了一对多的通信机制，它无法使用t c p 所固有的端对端的机制，因而i p 组播 一般都使用u d p 协议，很可能会碰到分组丢失的情况，需要在上一层进行处理。 复旦大学硕士学位论文 m p l s 在组播中的应用 2 1 4 2 分组复制 正如u d p 单播会产生分组复制现象一样，组播的世界里也有同样的忧虑。 然而，单播与组播之间关键的差别在于路由器将主动的发送组播分组的拷贝到 多个接口。这增加了多个拷贝的组播分组到达某一种接收点的可能性。 2 1 4 3 网络阻塞 就t c p 单播来说，标准t c p 补偿和慢开启窗口机制自动地调整数据传送的 速度，因此在一定程度上避免了网络阻塞。但是i p 组播不使用t c p ( 由于其无 连结，一对多性质) ，因此没有内建的拥塞避免机制防止组播流耗尽链路带宽或 者其他关键的路由器资源。 2 1 4 4 授权问题 i p 组播的发送者并不知道它都有哪些接收者，因此，不能对接收者进行限 制，无法保证组播数据的安全性。 2 2l p 组播基础 2 2 1 组播地址 单播i p 地址唯一的识别单个1 p 主机，组播i p 地址指定一任意的i p 主机组 其i p 主机已经加入组并且希望接收发往该组的信息。 2 2 1 11 p d 类地址 i a n a 把i p v 4 中的d 类地址分配给i p 组播地址。该空间的地址用二进制表 示并且第一个八位数的前4 位用1 1 1 0 表示，因此i p 组播地址的范围从2 2 4 0 0 0 到2 3 9 2 5 5 2 5 5 2 5 5 。 d 类地址( 组播地址) 格式 2 2 1 2 组播地址分配 i a n a 控制着i p 组播地址的分配。i p v 4 的地址空间是一种非常有限的资源， 因此i a n a 通常不给新的应用分配单独的i p 组播地址，相反，他们倾向于为特 定网络协议的使用确定单独的i p 组播地址。就是说整个因特网必须以动态的、 复且大学硕士学位论文 m p l s 在组播中的应用 合作的方式共享剩余的还没有被分配i p 组播地址段。 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 2 5 的地址 段。具有该范围内地址的信息报属于局部范畴，不会被i p 路由器转发，因此只 能在局域网里传递。 2 2 1 3 管理权限的组播地址 除先前描述的组播地址范围之外，i a n a 保留了从2 3 9 0 0 0 到 2 3 9 2 5 5 2 5 5 2 5 5 的地址段，作为用于私人组播领域的管理权限地址。因此理论 下，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，所以使用他们有助于节约有限的组播地址空间。 2 2 1 4 以太网与f d d i 组播m a c 地址映射 i p 组播帧都使用以0 x 0 1 0 0 5 e x x x x x x 的2 4 位前缀开始的m a c 层地址， 但只有其中的一半m a c 地址可以被i p 组播使用，剩下的m a c 地址空间的2 3 位作为第三层i p 组播地址进入第二层m a c 地址的映射使用。由于第三层i p 组播的2 8 位地址不能映射到只有2 3 位的可用m a c 地址空间，造成有3 2 ：1 的 地址不明确，所以主机c p u 必须对收到的每一个组播数据包做出判断。这增加 了主机c p u 的开销。此外，还产生抑制第二层局域网交换的组播扩散问题。 2 2 1 5 令牌环网组播m a c 地址映射 令牌环网m a c 地址格式与标准以太网m a c 地址格式位序相反。令牌环网 的缺点是其功能地址位使得它对组播地址映射的不明确性高达2 2 8 ：1 ，这意味 着令牌环网上的组播数据流将导致令牌环网点的c p u 被环路上的每一个组播 数据包中断，从这个角度来说，令牌环网不适合于组播。 2 2 2 组播分布树 在单播模型里，信息通过网络沿着单一路径从源主机向目的主机传递。但 是，在组播模型里，源主机向任一被组播组地址表示的主机组传递信息。为了 向所有接收站点传递组播数据，组播分布树被用来描述i p 组播在网络里经过的 路径。 2 2 2 1 有源树 组播分布树最简单的形式是有源树，有源树的根是组播数据流的来源，有 复旦大学硕士学位论文1 ， m p l s 在组播中的应用 源树的分支形成了通过网络到达接收站点的分布树。因为有源树以最短的路径 贯穿网络，所以它也经常被称为最短路径树( s p t s h o n e s t p a t h t r e e ) 。 图2 - 4 给出了s p t 的一个针对组2 2 4 1 1 1 的例子，根为源主机a ，连接2 个接收站点，主机b 和c 。 嗣2 4 生机 的s p t 有源树( s p t ) 组播可以表示为( s ，g ) ，s 是源i p 地址，g 是组播组地址。 在本例中s p t 可以表示为( 1 9 2 1 1 1 ，2 2 4 1 1 1 ) 。 特别要注意的是，对于发送至各个组的各个单独的源，均存在一个独立的 s p t ，且每个s p t 都能准确的描述所发生的情况。因此，如果主机b 也向组 2 2 4 1 1 1 发送信息，而主机a 和c 作为接收站点，那么存在另一个s p t ，表示 为( 1 9 2 2 2 2 ，2 2 4 111 ) 。 2 2 2 2 共享树 和有源树采用根作为信息的来源不同，共享树使用放在网络的某些可选择 点的单独的公用根。根据组播路由协议，这个根常被称为汇合点( r p ) 或核心， 因此共享树也被称为r p 树( r p t ) 或有核树( c b t ) 。 图2 - 5 给出了组2 2 4 2 2 2 的共享树，路由器d 做为根。当使用共享树时， 复旦大学硕士学位论文 源主机为了使信息达到所有的接收站点必须向根发送信息。 m p l s 在组播中的应用 嘲2 5j e 举分枷辩 在本例中，组播组信息从源主机a 和d 发送到根( 路由器d ) ，然后沿着 共享树到达两个接收站点：主机b 和c 。由于所有的组播组源主机使用共用的 共享树，因此可以用一种通配符来表示共享树，记为( ，g ) ，+ 表示所有的源 主机，g 表示组播组。本例可以表示为( + ，2 2 4 2 2 2 ) 。 共享树还可以细分为两种类型：单向和双向。双向共享树中，组播数据流 可以经过也可以不经过共享树根发送到所有的接收站点。而单向共享树中，只 允许组播数据经过共享树从根发送到接收站点。 2 2 3 组播转发 在单播模型中，路由器通过网络沿着单个路经从源主机向目的主机转发信 息，目的主机的i p 地址出现在i p 数据包的指定地址字段。沿途各个路由器， 根据这个目的地址做出单播转发决定。 在组播模型中，源主机向i p 数据包中目的地址段内的组播组地址所表示的 任意主机组传递信息。因为组播路由器需要把组播数据包转发到多个外部接口 上以便能转送到所有接收站点，因此组播转发过程比单播转发过程更复杂。 复旦大学硕士学位论文1 2 m p l s 在组播中的应用 2 2 3 1 逆向路径转发 实际上，所有的l p 组播路由协议利用r p f 或输入接口检查的某种形式，作 为决定是否转发或丢弃输入的组播数据包的主要机制。当组播数据包到达路由 器时，路由器对数据包进行r p f 检查。如果r p f 检查成功了，数据包被转发， 否则就丢弃。 当信息通过有源树时，r p f 检查机制进行如下工作： 1 、路由器检查到达的组播数据包源地址，已确定此数据包经过的是什么接 口，这些接口是否在从源到此的路径上。 2 、如果数据包在可返回源站点接口上到达，则r p f 检查成功，且数据包 被转发。 3 、如果r p f 检查失败，放弃数据包。 组播路由器如何确定哪些接口是在可返回到源站点的逆向路径上取决于所 使用路由协议。例如d v m r p 维持分隔的组播路由表，并使用这张表来进行r p f 检查。而p i m 和c b t 中，则利用现有的单播路由表来确定源i p 地址指定的接 口。但是，p i m 和c b t 并不限于仅仅是用单播路由表作为r f p 检查，他们也 能使用来自d v m r p 路由表或组播边界网关协议( m b g p ) 路由表的信息。另 外，他们还能静态的配置r p f 信息。 2 2 3 2 组播转发缓存 组播分布树被用于向网络里的所有接收站点转发信息。从路由器方面来看， 每一个s p t 或c b t 可表示为组播转发缓存项( 有时也成为组播路由表项) ，该 项将一个输入接口同零个或多个输出接口进行了关联。( 双向共享树对此作了一 定修改，它不需要区分输入和输出接口) 。 对每一个输入组数据包进行r p f 检查会导致较大的路由器性能损失。因此， 当组播转发缓存建立的时候，通常由组播路由器确定r p f 接口，然后r p f 接 口变成组播转发缓存项的输入接1 3 。如果r p f 检查程序使用的路由表发生变 化，那么必须重新计算r p f 接口，并且对组播转发缓存项进行更新。 2 2 3 3t t l 阈 t t l 阈值可用于组播路由器的各个接1 2 1 以防止低于t t l 阈值的组播数据包 在该接1 3 上被转发出去。组播应用必须保证信息在某个区域或地区内以最初得 到的r r l 值发送组播数据，以便不会超出t t l 阈值的边界。 复旦大学硕士学位论文 m p l s 在组播中的应用 2 2 3 4 管理权限的边界 和t t l 阈一样，管理权限的边界也被用来限制组播数据转发到域外。这种 方法是用特殊的组播地址范围，叫做管理权限的地址，作为边界。管理权限的 组播地址落在2 3 9 0 0 0 到2 3 9 2 5 5 2 5 5 2 5 5 内，并被认为是本地分配的。因此， 管理权限的边界机制允许执行此约定并且防止落在此范围内的组播数据进出该 网络。 2 2 4 组播路由协议分类 2 2 4 1 密集模式协议 密集模式协议( 比如d v m r p 和p i md m ) 仅仅在使用p u s h 原理是利用s p t 来发送( s ，g ) 组播数据。p u s h 原理假定网络里的每个子网至少有一个( s ， g ) 组播数据的接收站点，因此，信息被推或扩散到网络的所有点。这个过程 与无线电或电视广播相似，在那里无线电或电视广播信号通过天空传输到覆盖 面记内的所有家庭，接受点只需要简单的调谐到该频道就能接收节目。 扩散和剪枝现象 与空中的广播无线电波不同，将组播数据扩散到网络中的每一个点上伴随 着相关的消耗( 带宽、路由器、c p u 等) 。因此，为了避免宝贵的网络资源无 谓消耗，路由器发送返回到源分布树的剪枝消息以隔离不需要的组播数据。结 果没有接收器的分支被从分布树剪枝，只留下包含接收站点的分支。 图2 - 6 中，路由器b 正在使用剪枝信息对无用的组播数据做出反应。 当路由器a 受到组播数据流从输出接口( 这里值e 0 ) 传出的剪枝信息时， 路由器把该接口设置诚带剪枝状态并且停止转发( s ，g ) 信息到该接e l 之外。 剪枝由一个时间限制，即超过一定的时间后，路由器会使接口回到转发状 态，并开始在该接口上将组播数据流扩散出去。 用于剪枝的超时值以使用的组播路由器协议为依据，一般是2 3 分钟。周 期性的扩散和剪枝现象是密集模式协议的特征，比如d v m r p 和p i m d m 。 复旦大学硕士学位论文 嫁接 阔2 6 密象模式流的剪技 m p l s 在组播中的应用 | 絮j 2 7 密裳模式蟓接 大多数密集模式协议能快速的把以前剪枝掉的分支嫁接回分布树。例如， 当先前被剪枝的分布树分支上的一个新接收站点加入组播组的时候，嫁接能力 得到证实。在本例中，路由器监测这一新接收站点并且立即向源分布树发送嫁 复旦大学硕士学位论文 m p l s 在组播巾的应用 接信息，该路由器立即把接1 2 1 设置成转发状态以便组播数据流向该接收站点。 图2 7 表示嫁接过程。在本例中，源主机e 沿着s p t 向接收站点主机a 、 b 、c 传送组播数据。 2 2 4 2 稀疏模式协议 在p i m s m 场合下，稀疏模式协议利用共享树，有时，s t p 也向网络里的 组播接收站点分配组播数据。稀疏模式协议利用拉的方式，而不是使用推的方 式，即组播数据被拉入网络中的接收站点。因此，拉方式假定组播不被需要， 除非用一个现实的加入机制来专门请求，否则组播数据不会被传送到接收站点。 共享树加入消息 在稀疏模式网络里，为了把组播数据拉入接收站点，必须构造一个从根结 点( p i m s m 中的r p 或c b t 中的核心) 到接收站点的共享树分支。为了构造 共享树分支，路由器向共享树的根部发送共享树加入消息。假如消息经过一个 个路由器后达到根部，它经过的路径就构成了共享树的分支。 图2 8 表示加入消息被发送到共享树根部。在本例中，路由器e 与接收站 点相连，因此通过路由器c 朝根部发送加入消息( 用虚线箭头表示) 。消息一 步步传递直到抵达根部并且构造共享树的分支( 用实线箭头表示) 。 阉2 8j # 享树加入消息 在某一些情况下( 例如p i m s m ) ，s p t 加入消息也可以在源方向发送，以 便建立一个在网络里从各个组播源到接收站点的s p t 。该s p t 允许直接与接收 站点相连的路由器直穿到网络并旁路根节点，以便源组播数据能够通过更直接 的路径被收到。 复旦大学硕士学位论文 m p l s 在组播中的应用 图2 - 9 描述了通过向特定组播源主机发送加入消息后建立起的一个s p t 。 在本例中，路由器e 通过路由器c 向源主机发送s p t 加入消息( 虚线箭头表示) 。 s p t 加入消息一步步传输直到抵达路由器a ，它经过的路径形成s p t ( 用实线 箭头表示) 。 州2 9s h 妞l 入镯恳 注意：如果分布树的分支在稀疏模式网络里( 不管共享树还是s p t ) 不被 更新，他们将暂停并被删除，从而阻止信息向共享树的分支流动。为了避免这 类问题，稀疏模式分布树的分支通过路由器沿着分支发送的周期性加入更新计 时的方式进行维护。一些协议( 例如p i m s m ) 通过周期性的向共享树重新发 送加入消息来更新分支以达到更新的目的。 剪枝消息 在稀疏模式下，当组播组信息不再被需要时，剪枝信息被发送到分布树上。 此举允许通过显式加入消息建立的共享树或s p t 分支在不再需要时被撤下。例 如，如果有路由器检测出它不再和特定的组播组( 或下游组播路由器) 有任何 直接的联系主机，路由器向分布树发送剪枝信息以便切断不需要的组播组的信 息流。不等待稀疏模式分布树分支超时，而马上发送剪枝信息大大改善了网络 的剩余等待时间。 复旦大学硕士学位论文 m p l s 在组播中的应用 图2 1 0 显式了本过程的实际情况。主机a 刚离开组播组，因此，路由器a 不再需要沿共享树下行流动的信息( 用实线箭头表示) ，并且向上面通向r p 的 共享树发送剪枝消息。此消息来自共享树上剪枝路由器a 和路由器b 之间的链 路并停止向路由器a 发送不需要的组播数据流。 陶 l o 稀疏模式剪枝 2 2 4 3 链路状态协议 链界状态协议，例如m o s p f 函数，更喜欢密集模式协议，在这种方式的 协议下，他们都是用s p t 向网络中接收站点发布组播数据流。然而，链接状态 协议不使用用于d v m r p 或p i m d m 的扩散和剪枝机制。相反，他们扩散特殊 的组播，即链路状态信息，这些信息可随时随地识别网络组成员( 也就是接收 站点) 。所有的网络路由器使用本组成员信息来建立从每一个源地址到所有接收 站点的最短路径树。 2 3i p 组播中存在的问题发展 2 3 1i p 组播的可靠性 i p 组播数据包典型使用用户数据报协议( u d p ) ，而u d p 是一种尽力而 复旦大学硕士学位论文。 m p l s 在组播中韵应用 为”( b e s t e f f o r t ) 协议。因此，i p 组播应用必定会遇到数据包丢失和乱序问题。 从端到端传输延迟和可靠性方面考虑，组播应用可大致分为三类： 1 ) 实时交互应用，如视频会议系统，这类应用对可靠性要求相对较低，但对端 到端传输延迟和网络抖动的要求很高。 2 ) 实时非交互型应用，如数据广播，这类应用传输延迟要求相对前一类应用较 低，但在一定延迟范围内，却对可靠性提出更高要求。 3 ) 非实时应用，如软件分发，这类应用中，可靠性是最基本的要求，在满足可 靠性要求的前提下，必须保证传输延迟在可接受的范围之内。 对于不同类型的应用必须在确认方式( 肯定确认a c k 和否定确认n a c k ) ， 集中确认与分布确认、重传机制、重传范围、流量控制、拥塞控制、e n d t o e n d 延迟和广播延迟、网络抖动、可伸缩性与网络的异构性等方面做出综合考虑， 提出相应的解决办法。 迄今为止，尽管在广域网环境中已经存在许多可靠组播协议，包括可靠组 播协议r m p ( r e l i a b l em u l t i c a s tp r o t o c 0 1 ) 、可扩展可靠组播s r m ( s c a l a b l e r e l i a b l em u l t i c a s t ) 、基于日志的可靠组播l b r m ( l o g b a s e dr e l i a b l em u l t i c a s t ) 和可靠组播传输协议r m t p ( r e l i a b l em u l t i c a s tt r a n s p o r tp r o t o c 0 1 ) ，但组播的可 靠性研究仍然是国际上的重点研究课题之一。 2 3 2 组播的安全性 安全组播就是只有注册的发送者才可以向组发送数据；只有注册的接收者 才可以接收组播数据。然而i p 组播很难保证这一点。 首先，l p 组播使用u d p ，任何主机都可以向某个组播地址发送u d p 包， 并且低层组播机构将传送这些u d p 包到所有组成员。其次，i n t e m e t 缺少对于 网络层的访问控制。第三，组成员可以随时加入退出组播组。这几点使组播安 全性问题同组播的可靠性问题一样难以解决。 2 3 3 网络的异构性导致组播的复杂性 i n t e m e t 是一个异构网络，这种异构性表现在很多方面。 第一，i n t e m e t 的低层硬件平台千差万别，可以是e t h e r n e t 、a t m 、f d d i 、 令牌环网、帧中继、串行链路( p s t n 、x d s l ) 、无线网络、卫星网络、移动网 络等等。这些低层网络具有不同的带宽、硬件存取控制方式、时延特征。在多 链路情况下，各链路的带宽与代价也可能不同。另外，某些网络平台的数据链 路具有非对称性，比如x d s l 和卫星网络。 复旦大学硕士学位论文 m p l s 在组播中的应用 第二，主机的硬件处理能力和操作系统各不相同。就操作系统而言，主要 的操作系统，如u n i x 、w i n d o w s 、m a c o s 、o s 2 有不同的变种和版本，对i p 组播的支持程度、进程的调度与管理、t c p i p 的实现方式和a p i 都有差异。 第三，互连设备的差异。路由器、交换机、网络服务器在背板能力、包转 发率、支持的路由协议的互操作性。这些异构性都导致在实现i p 组播网络中的 复杂性。比如：网络中不同部分的带宽不同、接收者的处理要求和处理能力不 同，而所有接收者都要与同一组播源交互，这就要求采取某些方法使得每一个 接收者接收到与其接收能力和从组播源到接收者之间带宽相适合的数据流( 即 公平性) 。再比如：a t m 面向连接的特点在i p 组播传输中带来了新的问题，这 使i p 组播与a t m 组播具有不同特点。 所以，在设计i p 组播网络时，必须充分考虑到网络的异构性。 综上所述，寻求一个可以满足以上条件的组播协议对将来多媒体网络的发 展起着至关重要的作用。 复旦大学硕士学位论文 第三章m p l s 的发展 3 1 为什么要使用m p l s 3 1 1i p 的弊端 m p l s 在组播中的应用 随着i n t e m e t 的发展，i p 技术以其设备简单、应用灵活以及协议具有良好的 可扩展性的特点，成为i n t e m e t 上的主流网络技术。但是它也存在不少问题， 在使用i p 协议的传统路由器网络中，随着用户数量的增加于各种宽带业务( 语 音业务、图像业务等) 的发展，传统的i p 网络上的数据流量也在不断增加，这 时，传统的路由器网络逐渐趋于饱和，如果数据量继续增加的话，网络的经济 性和效率就会迅速下降，造成这样情况的原因主要有以下几个方厩： 现有的i n t e m e t 骨干网带宽不足，路由器的处理能力( 寻址速度、吞吐量) 不够，用户接入速率太低。这些问题虽然可以通过对于网络硬件设备的升级来 解决，然而，由于网络运行成本的限制，这种网络升级往往难以实现。 当前i n t e m e t 所使用的i p v 4 协议对实时业务、灵活的路由机制、流量控制 和安全性能的支持不够，地址资源也短缺。i p v 6 虽然在一定程度上解决了这些 问题，但是由于i p v 4 协议的广泛应用，该协议的普及尚需时日。 当用户数量剧增时，路由器网络的传输性能将下降，在网络的某些区域甚 至会发生拥塞，此时，传统的路由器网络虽然可以借助于i p 分组的t o s ( t y p e o f s e r v i c e ，业务类别) 字段保证优先级较高的数据具有较高的转发优先级。然 后，由于现有的i p 协议对于服务质量支持的局限性，传统的路由器网络无法实 现可靠的服务质量保证。 网络规模的增大要求路由器具有更多的端口，然而由于路由器端口数与端 v 容量的限制，在许多大型的i n t e r n e t 节点上，将需要使用多个通过以太网互 相联接的路由器。这种方式的缺点是，一方面，它提高了成本，降低了节点的 性能( 如传输时延) ；另一方面，节点上每一个路由器的每一个端口都要是用不 同的i p 地址，这就加大了i p 地址资源的消耗。 3 1 2i p o a 技术 a t m 技术的出现为解决i n t e m e t 困境带来了契机，i e t f 制定了经典的i p o a ( c l a s s i c i p o v e r a t m ) ，a t m 论坛制定了局域网仿真和m p o a ( m u l t i p r o t o c o l 复旦大学硕士学位论文 m p l s 在组播中的应用 o v e ra t m ) ，有的已经得到了广泛的应用。但这些方案均不够理想。由于在早 期的方案中，所采用的是叠加式( o v e r l a y ) 模型。其优点是减少了a t m 与i p 的相互限制，有利于它们独立地发展并向未来的b i s d n 过渡；但缺点是i p 技 术和a t m 技术不能有效地结合，无论是分组的封装效率、建链的时延、对组 播的支持以及对q o s 的支持都不理想。 近几年，出现了新的i p o a 技术集成模型方式，也就是不使用第2 层 信令和路由协议，直接通过一定的机制使用i p 协议来控制第2 层交换媒体的 i p o a 技术。例如i p 交换、c s r 、a r i s 、t a g 交换等，这些技术的共同特点在 于他们都将为分组