（计算机软件与理论专业论文）基于ipv6的anycast组管理研究.pdfVIP

南京邮电大学， 硕士学位论文摘要 学科、专业：工学计算机软件与理论 研究方向：软件技术及其在通信中的应用 作 者：上业主级研究生 刘志专 指导教师廑塞耋 题目：基于i p v 6 的a n y c a s t 组管理研究 英文题目： r e s e a r c ho i l a n y c a s tg r o u pm a n a g e m e n to v e ri p v 6 i n t e r n e t 主题词：i p v 6任播多播单播组管理 k e y w o r d s ： i p v 6 a n y c a s t m u l t i c a s tu n i c a s t g r o u pm a n a g e m e n t 南京邮电大学学位论文独创性声明 y 8 8 0 8 3 8 本人声明所呈交的学位论文是我个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 含为获得南京邮电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均已在论文中作了 明确的说明并表示了谢意。 碱蝼各鲜避嗍：趔 南京邮电大学学位论文使用授权声明 南京邮电大学、中国科学技术信息研究所、国家图书馆有权保留 本人所送交学位论文的复印件和电子文档，可以采用影印、缩印或其 他复制手段保存论文。本人电子文档的内容和纸质论文的内容相一 致。除在保密期内的保密论文外，允许论文被查阅和借阅，可以公布 ( 包括刊登) 论文的全部或部分内容。论文的公布( 包括刊登) 授权 南京邮电大学研究生部办理。 碱生繇到华导师签名 南京邮电大学硕士研究生学位论文 摘要 任播( a n y c a s t ) 是一种通信模式，被定义为i p v 6 的一个新特征。通过与单播和多播的比较，可以 很容易理解任播机制。单播通信允许从一个源节点发送数据报到一个目的节点，其目的节点由单播地址 指定。多播通信允许从一个源节点发送数据报到一组目的节点。其目的节点属于一个多播组，此多播组 由一个多播地址指定。任播通信允许从一个源节点发送数据报到一组目的节点中的一个节点，该组节点 由一个任播地址指定。利用任播服务，客户可以访问到其最优的服务器。 a n y c a s t 是一种非常有用的服务。随着网络新应用、新服务的不断涌现，对它的需求也在不断增长。 目前，欧美对a n y c a s t 的研究较多，但是还存查着许多制约这种服务实施的问题，亟需解决。例如：组 管理、路由、链路地址解析、无状态服务、可扩展性以及安全性等问题，都是目前研究的主要内容。其 中，路由、无状态服务等问题已经有比较好的方案可以利用。但是，对a n y c a s t 组管理的研究非常少。 本文主要研究任播组管理技术。文章分析了任播组管理的特性及其与多播组管理的区别。由于 m u l t i c a s t 的组管理协议或者它的简单的修改版本不能够胜任a n y c a s t 的组管理任务。因此，需要根据 a n y c a s t 的特性设计组管理协议以满足a n y c a s t 的应用要求。根据任播的语义及其应用的特性，该文设 计了一个任播组管理系统模型。并对此模型中各模块功能进行了详细说明。 南京邮电大学硕士研究生学位论文 a b s t r a c t a n y c a s ti sac o m m u n i c a t i o nm o d e lf o ri pa n dc a nb ed e f i n e da so n eo fn e wi p v 6f e a t u r e s t h em e c h a n i s mo fa n y c a s tc a nb eu n d e r s t o o de a s i e rb yc o m p a r i n gw i t hu n i c a s to rm u l t i c a s t i p u n i c a s ta l l o w sas o u r c en o d et ot r a n s m i ti pd a t a g r a m st oas i n g l ed e s t i n a t i o nn o d e t h e d e s t i n a t i o nn o d ei si d e n t i f i e db yau n i c a s ta d d r e s s i pm u l t i c a s ta l l o w si pd a t a g r a m st ob e t r a n s m i t t e df r o mas o u r c en o d et oag r o u po fd e s t i n a t i o nn o d e s t h ed e s t i n a t i o nn o d e sb e l o n gt o am u l t i c a s tg r o u pw h i c hi si d e n t i f i e db yam u l t i c a s ta d d r e s s i pa n y c a s ta l l o w sas o u r c en o d et o t r a n s m i ti pd a t a g r a m st oas i n g l ed e s t i n a t i o nn o d ew i t h i nag r o u po fd e s t i n a t i o nn o d e s w i t h a n y c a s ts e r v i c eac l i e n tc a r lr e a c ht h em o s ta p p r o p r i a t es e r v e r a n y c a s ti sa u s e f i a ls e r v i c em o d e w i t ht h ea p p e a r a n c eo fn e wa p p l i c a t i o n sa n ds e r v i c e s o v e ri n t e r a c t ，t h er e q u i r e m e n t sf o ra n y c a s ts e r v i c ea r eg r o w i n gu pc o n t i n u o u s l y c u r r e n t l y a n y c a s th a sb e e nr e s e a r c h e dv e r ym u c hi nm a n yc o u n t r i e sa n do r g a n i z a t i o n s ，e s p e c i a l l yi n e u r o p ea n da m e r i c a h o w e v e r , m a n yi s s u e sa r eu n s o l v e dw h i c hr e s t r i c tt h ei m p l e m e n to f a n y c a s ts e r v i c e t h i sp a p e rm a i n l yd i s c u s s e st h et e c h n i q u eo fa n y c a s tg r o u pm a n a g e m e n t i ta n a l y z e st h e f e a t u r e so fa n y c a s tg r o u pm a n a g e m e n ta n di t sd i f f e r e n c e sf r o mm u l t i c a s t a c c o r d i n gt ot h e a n y c a s ts e m a n t i c sa n dt h ef e a t u r e so f i t sa p p l i c a t i o n s ，an e wa n y e a s tg r o u pm a n a g e m e n tm o d e li s d e s i g n e dt oa d a p t t ot h ed e m a n do fa n y c a s ta p p l i c a t i o n s i i 南京邮电大学硕士研究生学位论文 第一审i p v 6 介绍 1 1i p v 6 的发展 第一章i p v 6 介绍 i e t f 于1 9 9 2 年开始开发i p v b 协议。1 9 9 5 年1 2 月在r f c l 8 8 3 。1 中公布了建议标准 ( p r o p o s a ls t a n d a r d ) ，1 9 9 6 年7 月和1 9 9 7 年1 1 月先后发布了版本2 和2 1 的草案标准 ( d r a f ts t a n d a r d ) ，1 9 9 8 年1 2 月发布了标准r f c 2 4 6 0 “。 i p v 6 是为了解决现行i n t e r n e t 出现的问题而诞生的。现存的i p v 4 网络潜伏着两大危 机；地址资源枯竭和路由表急剧膨胀。i p v 6 的出现将从根本上解决这些问题。i p v 6 继承 了i p v 4 的优点，并根据i p v 4 多年来运行的经验进行了大幅度的修改和功能扩充，比i p v 4 处理性能更加强大、高效。与互联网发展过程中涌现的其它技术概念相比，i p v 6 可以说是 引起争议最少的一个。人们已形成共识，认为i p v 6 取代i p v 4 是必然发展趋势，其主要原 因归功于i p v 6 几乎无限的地址空间。i p v 6 不只是将地址故度扩展到1 2 8 位，而且改变了 i p 头的格式及头信息的处理方式。 1 2 扩展地址 i p v 6 将现有的i p 地址陡度扩大4 倍，由当前i p v 4 的3 2 位扩充到1 2 8 位，以支持大 规模数量的网络节点。这样i p v 6 的地址总数就大约有3 4 1 0 ”个。平均到地球表面上来说， 每平方米将获得6 5 1 0 2 3 个地址。i p v 6 支持更多级别的地址层次。i p v 5 的设计者把i p v 6 的地址空日j 按照不同的地址前缀来划分，并采用了层次化的地址结构，以利于骨干网路由 器对数据包的快速转发。 1 3 地址类型 i p v 6 地址为接口和接口组指定了1 2 8 位的标识符。有三种地址类型： i 单播地址( u n i c a s ta d d r e s s ) 。一个单接口有一个标识符。发送给个单播地址 的包传递到由该地址标识的接口上。 2 组播地址( m u l t i g a s ta d d r e s s ) 。一般属于不同节点的一组接口有一个标识符。 发送给一个组播地址的包传递到该地址所标识的所有接口上。 3 任播地址( a n y c a s ta d d r e s s ) 。一般属于不同节点的一组接口有一个标识符。发 送给一个任播地址的包传送到该地址标识的、根据选路协议距离度量最近的一个接口上。 送给一个任播地址的包传送到该地址标识的、根据选路协议距离度量最近的一个接口上。 南京邮电大学硕士研究生学位论文 第一章i p v 6 介绍 1 1i p v 6 的发展 第一章i p v 6 介绍 i e t f 于1 9 9 2 年开始开发i p v 6 协议。1 9 9 5 年1 2 月在r f c l 8 8 3 中公布了建议标准 ( p r o p o s a ls t a n d a r d ) ，1 9 9 6 年7 月和1 9 9 7 年1 1 月先后发布了版本2 和2 1 的草案标准 ( d r a f ts t a n d a r d ) ，1 9 9 8 年1 2 月发布了标准r f c 2 4 6 0 “1 。 i p v 6 是为了解决现行i n t e r n e t 出现的问题而诞生的。现存的i p v 4 网络潜伏着两大危 机：地址资源枯竭和路由表急剧膨胀。i p v 6 的出现将从根本上解决这些问题。i p v 6 继承 了i p v 4 的优点，并根据i p v 4 多年来运行的经验进行了大幅度的修改和功能扩充，比i p v 4 处理性能更加强大、高效。与互联网发展过程中涌现的其它技术概念相比，i p v 6 可以说是 引起争议最少的一个。人们已形成共识，认为i p v 6 取代i p v 4 是必然发展趋势，其主要原 因归功于i p v 6 几乎无限的地址空间。i p v 6 不只是将地址长度扩展到1 2 8 位，而且改变了 i p 头的格式及头信息的处理方式。 1 2 扩展地址 i p v 6 将现有的i p 地址长度扩大4 倍，由当前i p v 4 的3 2 位扩充到1 2 8 位，以支持大 规模数量的网络节点。这样i p v 6 的地址总数就大约有3 4 1 0 ”个。平均到地球表面上来说， 每平方米将获得6 5 1 0 2 3 个地址。i p v 6 支持更多级别的地址层次。i p v 6 的设计者把i p v 6 的地址空间按照不同的地址前缀来划分，并采用了层次化的地址结构，以利于骨干网路由 器对数据包的快速转发。 1 3 地址类型 i p v 6 地址为接口和接口组指定了1 2 8 位的标识符。有三种地址类型： 1 单播地址( u n i c a s ta d d r e s s ) 。一个单接口有一个标识符。发送给一个单播地址 的包传递到由该地址标识的接口上。 2 组播地址( m u l t i c a s ta d d r e s s ) 。一般属于不同节点的一组接口有一个标识符。 发送给一个组播地址的包传递到该地址所标识的所有接口上。 3 任播地址( a n y c a s ta d d r e s s ) 。一般属于不同节点的一组接口有一个标识符。发 送给一个任播地址的包传送到该地址标识的、根据选路协议距离度量最近的一个接口上。 1 塑室塑皇查兰堡主堕窒生兰焦丝苎 塑二至! ! 堑坌塑 其中，单播地址按照地址的传输范围分为可聚合全局单播地址( a g g r e g a t a b l eg l o b a l u n i c a s ta d d r e s s e s ) 、n s a p 地址、i p x 层次地址、站点本地地址( s i t e l o c a la d d r e s s ) 和链路本地地址( l i n k l o c a la d d r e s s ) 等。所有的网络接口至少要有一个链路本地地址， 同时还可以拥有多个地址( 包括单播地址，任播地址和组播地址) 。 所有类型的i p v 6 地址都是属于接口( i n t e r f a c e ) 而不是节点( n o d e ) 。一个i p v 6 单 播地址被赋给某一个接口，而一个接口又只能属于某一个特定的节点，因此一个节点的任 意一个接口的单播地址都可以用来标识该节点。 i p v 6 中的单播地址是连续的，以位为单位的可掩码地址与带有c i d r ( c l a s s l e s si n t e r d o m a i nr o u t e r ) 的i p v 4 地址很类似，一个标识符仅标识一个接口的情况。在i p v 6 中有 多种单播地址形式，包括基于全局提供者的单播地址、基于地理位置的单播地址、n s a p 地 址、i p x 地址、节点本地地址、链路本地地址和兼容i p v 4 的主机地址等。 组播地址是一个地址标识符对应多个接口的情况( 通常属于不同节点) 。i p v 6 组播地 址用于表示一组节点。一个节点可能会属于几个组播地址。在i n t e r n e t 上进行组播，是 在1 9 8 8 年随着d 类i p v 4 地址的出现而发展起来的。这个功能被多媒体应用程序所广泛使 用，它们需要一个节点到多个节点的传输。r f c 2 3 7 3 。3 对于组播地址进行了更为详细的说明， 并给出了一系列预先定义的组播地址。 任播地址也是一个标识符对应多个接口的情况。传统的单播路由是任播路由的一种特 例，单播路由中接收组的尺寸为1 ”。如果一个报文要求被传送到一个任播地址，则它将 被传送到由该地址标识的一组接口中的最近一个( 根据路由选择协议距离度量方式决定) 。 任播地址是从单播地址空间中划分出来的，因此它可以使用表示单播地址的任何形式。从 语法上来看，它与单播地址间是没有差别的。当一个单播地址指向多于一个接口时，该地 址就成为任播地址。当用户发送一个数据包到这个任播地址时，离用户最近的一个服务器 将响应用户。这对于一个经常移动和变更的网络用户大有益处。 1 4 简化的包头 i 三= = = 图1 1i p v 6 包结构 i p v 6 包由i p v 6 包头、扩展包头和上层协议数据单元三部分组成，见图1 一l 所示。 2 南京邮电大学硕士研冗生学位论文第一苹i p v 6 介绍 i p v 6 对数据包头作了简化，以减少处理器开销并节省网络带宽。i p v 6 的包头由一个 基本包头和多个扩展包头( e x t e n s i o nh e a d e r ) 构成。基本包头具有固定的长度( 4 0 字节) ， 放置所有路由器都需要处理的信息。由于i n t e r n e t 上的绝大部分包都只是被路由器简单 的转发，因此固定的包头长度有助于加快路由速度。i p v 4 的包头有1 5 个域，而i p v 6 的只 有8 个域。i p v 4 的包头长度是由i h l 域来指定的，而i p v 6 的基本包头是固定4 0 个字节。 这就使得路由器在处理i p v 6 包头时显得更为轻松。与此同时，i p v 6 还定义了多种扩展包 头，这使得i p v 6 变得极其灵活。它能提供对多种应用的强力支持，同时又为以后支持新 的应用提供了可能。这些包头被放置在i p v 6 包头和上层包头之间，每一个可以通过独特 的“下一包头”的值来确认。除了逐个路程段选项包头( 它携带了在传输路径上每一个节 点都必须进行处理的信息) 外，扩展包头只有在它到达了在i p v 6 的包头中所指定的目标 节点时才会得到处理( 当多点播送时，则是所规定的每一个目标节点) 。在那里，在i p v 6 的下一包头域中所使用的标准的解码方法调用相应的模块去处理第一个扩展包头( 如果没 有扩展包头，则处理上层包头) 。每一个扩展包头的内容和语义决定了是否去处理下一个 包头。因此，扩展包头必须按照它们在包中出现的次序依次处理。一个完整的i p v 6 的实 现包括下面这些扩展包头的实现：逐个路程段选项包头，目的选项包头，路由包头，分段 包头，身份鉴定包头，有效载荷安全封装包头，最终目的包头。 在i p v 4 中，所有包头以3 2 位为单位，即基本的长度单位是4 个字节。在i p v 6 中， 包头以6 4 位为单位，且包头的总长度是4 0 字节。i p v 6 协议对其包头定义如表l l 所示。 表1 1l p v 6 包头格式 版本号( 4 位)类别( 8 位)流标签( 2 0 位) 净荷长度( 1 6 位)下一个头( 8 位)跳极限( 8 位) 源地址( 1 2 8 位) 目的地址( 1 2 8 位) i p v 6 包头各字段含义如下： 版本 长度为4 位，对于i p v 6 ，该字段必须为6 。 类别 长度为8 位，指明为该包提供了某种“区分服务”。r f c l 8 8 3 “3 中最初定义该字段只有 4 位，并命名为“优先级字段”。后来该字段的名字改为“类别”。在最新的i p v 6i n t e r n e t t 草案中，称之为“业务流类别”。 3 堕塞塑皇奎兰堡主竺壅生兰垡丝墨苎二兰坠! 坌塑 流标签 长度为2 0 位，用于标识属于同一业务流的包。一个节点可以同时作为多个业务流的 发送源。流标签和源节点地址唯一标识了一个业务流。 净荷长度 长度为1 6 位，其中包括包净荷的字节长度，即i p v 6 包头后的包中包含的字节数。这 意味着在计算净荷长度时包含了i p v 6 扩展头的长度。 下一个头 这个字段指出了i p v 6 包头后所跟的头字段中的协议类型。与i p v 4 协议字段类似，下 一个头字段可以用来指出高层是t c p 还是u d p ，它也可以用来指明i p v 6 扩展包头的存在。 跳极限 长度为8 位。每当一个节点对该包进行一次转发之后，这个字段的值就会被减1 。如 果该字段的值达到0 ，这个包就将被丢弃。i p v 4 中有一个具有类似功能的生存期字段。但 与i p v 4 不同的是，人们不愿意在i p v 6 中由协议定义一个关于包生存时间的上限。这意味 着对过期包进行超时判断的功能可以由高层协议完成。 源地址 长度为1 2 8 位，指出了i p v 6 包的发送方地址。 目的地址 长度为1 2 8 位，指出了i p v 6 包的接收方地址。这个地址可以是一个单播、组播或任 播地址。如果使用了选路扩展头( 其中定义了一个包必须经过的特殊路由) ，其目的地址可 以是其中某一个中间节点的地址而不必是最终地址。 1 5 无连接协议 就像任何一个包交换网络一样，i p v 4 设计目标为，让每个包找到自己的路径以到达其 目的地。每个包都分别处理，而结果是，两个从相同数据源发往相同目的地的包，可以采 用完全不同的路由来穿越整个网络。这对于适应网络突发事件来说是个好办法。因为突发 事件意味着，任何一条路由都可能在任何时间出现故障，但只要两主机间存在某些其它路 由，则仍可以进行数据的交互。但是，这种方法的效率可能不太高，尤其是当包并不是孤 立的，且实际上是两个通信系统间的业务流的一部分时。进一步考虑一个包流从一台主机 发往另一主机时，在它所经过的路径上可能发生的事情：每个中间路由器对每个包的处理 将导致在链路上轻微地增加延时。对于类似文件传输或终端仿真之类的大部分传统 4 塑塞塑皇盔堂堡主里窒生兰垡丝塞笙二童! ! 兰尘塑 i n t e r n e t 应用，延时只会带来一点不方便而已。但对于一些提供互操作的音频和视频应用 而言，即使只是增加一点点延时也会显著降低服务质量。对每个i p v 4 包均进行单独处理 带来的另一个问题在于，难以把特定的业务流指定到较低代价的链路上。例如，电子邮件 的传输优先级不高，并且不是实时应用。但i p v 4 网络管理员却没有简单的办法来标识这 些包，把它们传输到较低开销的i n t e r n e t 链路，并为实时应用保留较高开销的链路。i p v 6 中定义的流的概念将有助于解决类似问题。i p v 6 头字段中的流标签把单个包作为一系列源 地址和目的地址相同的包流的一部分。同一个流中的所有包具有相同的流标签。 1 6 鉴定与加密 安全问题始终是与i n t e r n e t 相关的一个重要问题。由于在i p 协议设计之初没有考虑 安全性，因而在早期的i n t e r n e t 上时常发生诸如企业或机构网络遭到攻击、机密数据被 窃取等不幸的事情。为了加强i n t e r n e t 的安全性，从1 9 9 5 年开始，i e t f 着手研究制定了 一套用于保护i p 通信的i p 安全( i p s e c ) 协议。i p s e c 是i p v 4 的一个可选扩展协议，是 i p v 6 的一个必须的组成部分。 i p s e c 的主要功能是在网络层对数据分组提供加密和鉴别等安全服务。它提供了两种 安全机制：鉴定和加密。鉴定机制使i p 通信的数据接收方能够确认数据发送方的真实身 份以及数据在传输过程中是否遭到改动。加密机制通过对数据进行编码来保证数据的机密 性，以防数据在传输过程中被他人破译而失密。i p s e c 的鉴定包头( a u t h e n t i c a t i o nh e a d e r ， a h ) 协议定义了鉴定的应用方法，安全负载封装( e n c a p s u l a t i n gs e c u r i t yp a y l o a d ，e s p ) 协议定义了加密和可选鉴定的应用方法。在实际进行i p 通信时，可以根据安全需求同时 使用这两种协议或选择使用其中的一种。a h 和e s p 都可以提供鉴定服务，不过，a h 提供 的鉴定服务要强于e s p 。 i p s e c 定义了两种类型的s a ：传输模式s a 和隧道模式s a 。传输模式s a 是在i p 包头 ( 以及任何可选的扩展包头) 之后和任何高层协议( 如t c p 或u d p ) 包头之前插入a h 或 e s p 包头。隧道模式s a 是将整个原始的i p 数据包放入一个新的i p 数据包中。在采用隧道 模式s a 时，每一个i p 数据包都有两个i p 包头：外部i p 包头和内部i p 包头。外部i p 包 头指定将对i p 数据包进行i p s e c 处理的目的地址，内部i p 包头指定原始i p 数据包最终 的目的地址。传输模式s a 只能用于两个主机之间的i p 通信，而隧道模式s a 既可以用于 两个主机之间的i p 通信，还可以用于两个安全网关之间或一个主机与一个安全网关之间 的i p 通信。安全网关可以是路由器、防火墙或v p n 设备。 堕塞塑皇查兰堡主塑塞生兰垡笙苎篓二量! 兰兰! 塑 作为i p v 6 的一个组成部分，i p s e c 是一个网络层协议。它只负责其下层的网络安全， 并不负责其上层应用的安全，如w e b 、电子邮件和文件传输等。也就是说，验证一个w e b 会话，依然需要使用s s l 协议。不过，t c p i p v 6 协议簇中的协议可以从i p s e c 中受益，例 如，用于i p v 6 的o s p f v 6 。3 路由协议就去掉了用于i p v 4 的o s p f 中的鉴定机制。 作为i p s e c 的一项重要应用，i p v 6 集成了虚拟专用网( v p n ) 的功能，使用i p v 6 可以 更容易地、实现更为安全可靠的虚拟专用网。 1 7i c m p v 6 町 i p v 6 节点使用i c m p v 6 来报告在传送包的过程中遇到的错误，而且用它来完成其它网 络层的功能，比如诊断( i c m p v 6p i n g ) 。i c m p v 6 是i p v 6 内在的一部分，而且每一个i p v 6 节点都必须充分的应用它。 i c m p v 6 报文总体上被分为两种类型：差错报文和信息报文。差错报文的识别是通过在 消息类型字段值的高比特位中设置0 。因此，差错报文的报文类型从0 到1 2 77 信息报文 的类型从1 2 8 到2 5 5 。 i c m p v 6 信息报文的传送依赖于i p v 6 报文的传送，也即i c m p v 6 信息报文是在i p v 6 报 文中一起传送的。没有一个i c m p v 6 报文在传送时都是附加在一个i p v 6 基本报头和若干( 或 没有) i p v 6 扩展报头之后。i c m p v 6 报头通过在它之前并且离它最近的报头中的下一报头 字段n e x th e a d e r 的标识值来加以识别。i c m p v 6 在下一报头字段n e x th e a d e r 所对应的值 为5 8 。 图卜2 封装在i p v 6 数据报文中的i c m p v 6 报文 这种i c m p v 6 报文与i p v 6 报文的相互关系如图卜2 所示。i c m p v 6 报文是被i p v 6 报文 当作通常所传送的一般数据来正常传送的。i p v 6 报文并不要求对其所封装的i c m p v 6 报文 有所了解，只需将i c m p v 6 报文的前一报头中下一报头字段值设置为5 8 来加以表明。 i c m p v 6 报文格式如图1 - 3 。其中类型值决定了后面数据的格式。若最高位为0 ，即取 值范围为o 1 2 7 ，则该i c m p v 6 报文属于差错报文类型：若最高位为l ，即取值范围为 1 2 8 2 2 5 ，则该i c m p v 6 报文属于信息报文类型。代码字段是从属于类型字段的，为八位字 节。它的作用在于以报文类型字段为基础，可以在这些最基本的类型上再细分出新的类型。 这种新的类型为更细的报文等级，是一种附加的消息粒度标准。校验和字段用于在i c m p v 6 6 南京邮电大学硕士研究生学位论文第一章i p v 6 介绍 报文和部分i p v 6 报头中校验错误，比如数据的完整性等。报文内容是消息的正文。 078 i 51 63 i 类型代码 校验和 报文内容 图卜3i c m p v 6 报文格式 当一个结点接收到某个i c m p v 6 报文信息，该结点必须根据这个i c m p v 6 报文的消息类 型进行相应的应答。 一般来说，结点对待i c m p v 6 报文信息，应遵循以下基本规范。 对于无法判别其类型的i c m p v 6 差错报文，直接转送高层协议处理。 对于无法判别其类型的i c m p v 6 信息报文，直接抛开并不发送任何信息。 - 在不得超过最小的i p v 6 m t u 的前提下，i c m p v 6 差错报文应包含尽可能容量大的差 错数据报文。 当网络层将i c m p v 6 差错报文转送到上层协议的进程时，原始数据报文中的上层协 议类型字段( 在i c m p v 6 差错报文中) 会被取出，由适当的上层协议相关进程来处理差错。 当原始数据报文中包含了很多的扩展报头时，上层协议类型字段很可能未被包含在i c m p v 6 差错报文中。因为必须符合i p v 6 m t u 的长度限制，原始数据报文在分段过程中被分离了。 这种状况下，i c m p v 6 差错报文只是在i p v 6 层处理后就被抛弃且不发任何消息。 在网络结点接收到以下这些报文时，结点将不会发送i c m p v 6 差错报文。 接收到的是一个i c m p v 6 差错报文。 接收的是一个发送到组播地址的数据报文。但这种情况下有两种例外：路径m t u 发现无法为i p v 6 组播工作，数据报文过大；报告一个无法标识的i p v 6 选项的参数错误。 接收的是一个作为链路层组播的数据报文。两种例外情况同上。 接收的是一个作为链路层广播的数据报文。两种例外情况同上。 接收的事一个无法标识单一信源地址的数据报文。比如，一个还未标识的i p v 6 地 址；一个i p v 6 的组播地址；一个i c m p v 6 报文发送者己知道i p v 6 的a n y c a s t 任播地址。 为了节约网络带宽，减少因为发送i c m p v 6 报文增加的转发费用。每个网络结点都应 该限制发送i c m p v 6 差错报文的频率。i c m p v 6 并不是每一个错误都发送一次差错报文。有 很多限制方式，下面举两种常用的限制方式： 基于定时器。例如，对于某个指定的信源或者对任何信源，限制其发送i c m p v 6 差 南京邮电大学硕士研究生学位论文 第一章i p v 6 介绍 错报文的频率，比如，可以设定为每t 毫秒最多发送一次。 基于带宽。限制从某个特定接口发出的i c m p v 6 差错报文的比率，只能利用相连接 带宽中的f 倍来发送。结点上的临界参数( 比如：以上所提的t 和f ) 必须是根据具体的 结点来配置的，是可以配置和改动的，且每个参数都有默认值( 比如：t = i ：f = 2 ) 。 1 8i p v 6 域名系统 域名系统( d n s ) 是互联网的基础架构，对互联网起着十分重要的作用。互联网的规 模逐渐扩大，发展到今天成了全球性的网络，与域名系统的支持是分不开的。它的运用使 得用户访问互联网变得更为方便。 网络从i p v 4 发展到i p v 6 也需要d n s 的支持。i p v 6 协议具有的许多新特性与新功能。 因此，d n s 也就有了扩展。i p v 6 网络中的d n s 与i p v 4 的d n s 在体系结构上是一致的，都 采用树型结构的域名空间，共同拥有一致的域名空间。在i p v 4 中，域名解析的资源记录 是“a ”记录，而在i p v 6 的域名解析中，目前存在两种资源记录：“a a a a ”和“a 6 ”记录。 “a a 从”记录只是“a ”记录的简单扩展，不支持地址层次性；“a 6 ”记录支持一些“a a a a ” 所不具备的新特性，比如：地址聚合、地址重编号。3 等。r f c 2 8 7 4 。1 详细介绍了如何修改d n s 来支持可重编号喝可聚合i p v 6 地址。i p v 6 支持两种地址自动配置方式：无状态地址自动 配置与有状态地址自动配置，但这并没有包括d n s 服务器的自动配置。用户的应用程序可 以通过操作系统内嵌的解析器( r e s o l v e r ) 访问d n s 系统，查询域名相关的网络资源信息。 在i p v 4 到i p v 6 的过渡阶段，域名可以同时对应于多个i p v 4 和i p v 6 的地址。随着i p v 6 网络的普及，i p v 6 地址将逐渐取代i p v 4 地址。 1 9i p v 6 与i p v 4 比较 相对于i p v 4 ，i p v 6 有如下一些显著的优势： 1 更大的地址空间。地址长度由原来的3 2 位扩充到1 2 8 位，彻底解决i p v 4 地址不足 的问题；支持分层地址结构，从而更易于寻址；扩展支持组播和任播地址，这使得数据包 可以发送给任何一个或一组节点。 2 加入了对自动配置( a u t o c o n f i g u r a t i o n ) 的支持。当今，随着接入互联网的设备的 高速增长，要求网络必须有增强的动态配置能力。大容量的地址空间能够真正的实现无状 态地址自动配置，使i p v 6 终端能够快速连接到网络上，无需人工配置，实现了真正的即 插即用。i p v 6 的即插即用功能，例如支持任播( a n y c a s t ) 地址和地址自动配置功能，利 r 堕塞塑皇查兰堡主竺塑生兰竺笙奎篁二兰! ! ：! 盐型 用本地路由器的前缀推算出要使用的地址，简化主机的配置，这成为必不可少的功能。 3 更小的路由表。i p v 6 的地址分配一开始就遵循聚类( a g g r e g a t i o f i ) 的原则，这使得 路由器能在路由表中用一条记录( e n t r y ) 表示一片子网，大大减小了路由器中路由表的长 度，提高了路由器转发数据包的速度。 4 包头格式大大简化，从而有效减少路由器或交换机对包头的处理开销。这对设计硬 件包头处理的路由器或交换机十分有利。i p v 6 地址包头有一个新的简化格式，固定长度 为4 0 位，而i p v 4 的包头可以是2 0 ，4 0 或6 0 位，可选字段存放在扩展包头当中，扩展包 头位于i p v 6 包头的后面。如果没有使用可选字段，扩展包头就不需要，这样就可以减少 数据包的大小。 5 加强了对扩展包头和选项部分的支持。这除了让转发更为有效外，还对将来网络加 载新的应用提供了充分的支持。 6 流标签的使用。让我们可以为数据包所属类型提供个性化的网络服务，并有效保障 相关业务的服务质量。 7 鉴定与私密性。i p v 6 把i p s e c 作为必备协议，保证了网络层端到端通信的完整性和 机密性。 8 更好地支持质量服务( q o s ) ，i p v 6 当中天生支持q o s 。在i p v 6 报头当中新增加了 一个字段，定义如何识别或操纵数据流。对于像v o l p 之类需要确保吞吐量的应用来说， 支持q o s 是必需的。由于在i p v 6 的报头当中就可以识别数据流的特征，所以即使数据包 经过i p s e c 的加密，也很容易就可以实现对q o s 的支持。 9 i p v 6 在移动网络和实时通信方面有很多改进。特别地，不像i p v 4 ，i p v 6 具备强大 的自动配置能力从而简化了移动主机和局域网的系统管理。在i p v 6 环境当中，通过i p v 6 协议当中地址的可用性和扩展能力可以简单设计与实施移动i p 。在i p v 6 当中对移动网络 进行简化，当互联网用户的便携或移动设备从家庭网络移动到其它网络当中，互联用户还 可以无缝连接至其想要的网络。 i p v 6 对i p v 4 的通信方式进行很大的改动，i p v 4 的通信方式主要为u n i c a s t 和 b r o a d c a s t ，i p v 6 把b r o a d c a s t 改为m u t i c a s t ，保留了u n i c a s t 功能，同时引入了一种新 的通信方式a n y c a s t 功能。作为一种新出现的技术，a n y c a s t 已经受到人们的热烈关注。 人们发现其应用范围十分广泛。它的引入极大地改变了网络性能，以前的网络性能瓶颈问 题有望通过a n y c a s t 技术的引入而得以解决。本论文中给出了a n y c a s t 功能的一种实现， 本文中的技术可以解决目前a n y c a s t 实现中常常遇到的规模性问题及其本身的安全性问 题。 9 南京邮电大学硕士研究生学位论文第一章i p v 6 介绍 对i p v 6 与i p v 4 的主要差别的总结如表1 2 所示。 表1 2l p v 6 和l p v 4 的主要差别 l p v 4l p v 6 地址长度3 2 位地址长度1 2 8 位 i p s e c 为可选扩展协议i p s e c 成为i p v 6 的组成部分，对i p s e c 的 支持是必须的 包头中没有支持q o s 的数据流识别项包头中的流标识字段提供数据流识别功能， 支持不同q o s 要求 由路由器和发送主机两者完成分段路由器不再做分段工作，分段仅由发送主机 进行 包头包括完整性检查和 包头中不包括完整性检查和 包头中包含可选项所有可选内容全部移至扩展包头中 a r p 协议使用广播a r p 请求帧对i p v 4 地址组播邻居请求报文替代了a r p 请求帧 进行解析 i g m p 协议用于管理本地子网成员由m l d 报文替代i g m p 管理本地子网 i c m p 路由器发现为可选协议，用于确定最i c m p v 6 路由器请求和路由器发布报文为必 佳默认网关的i p v 4 地址选协议 使用广播地址发送数据1 侃芏于嘲所有节点i p v 6 不再有广播地址，而是使用面向链路 局部范围内所有节点的组播地址 地址配置方式为手工操作或通过d h c p 协议地址自动配置 在d n s 服务器中，i p v 4 主机名称与地址的 i p v 6 主机名称与地址的映射使用新的从a a 映射使用a 资源记录类型来建立 资源记录类型来建立 i n a d d r a r p a 域提供i p v 4 地址一主机名解 i p 6i n t 域提供i p v 6 的地址一主机名解析服 析服务务 支持5 7 6 字节数据包( 可能经过分段)支持1 2 8 0 字节数据包( 不分段) 1 1 0 本章小结 本章对i p v 6 相关内容做了简单介绍，并与i p v 4 进行了分析比较。i p v 6 在很多方面借 鉴了i p v 4 的成功之处。在某种意义上，i p v 6 可以说是i p v 4 的继承、发展、完善。i p v 5 与 i p v 4 又有很多不同之处，使得t p v 6 更为优越。 南京邮电大学硕士研究生学位论文 第二章m l d 协议 2 1i p v 6 组播地址 第二章m l d 协议 i p v 6 组播地址是一组节点的标识符“1 。一个节点可以归属于任意数量的组播组。组播 地址具有图2 1 所示的格式。组播地址只能用作目的地址，没有数据报把组播地址用作 源地址。 84l41 1 2 住l + 一一斗一- f 一+ 一一一一一一一一一一一一+ i i i i i i i i il 标志i 范围l组号 l + 一+ 十一+ 一一一一一一一一 图2 一li p v 6 组播地址格式 地址格式中的第1 个字节为全“1 ”，标识组播地址。组播地址占了i p v 6 地址空间 的整整1 2 5 6 。组播地址格式中除第1 字节外的其余部分，包括如下三个字段： 标志字段 由4 个位标志组成。目前只指定了第4 位，该位用来表示该地址是由i n t e r n e t 编号 机构指定的熟知的组播地址，还是特定场合使用的临时组播地址。如果该标志位为“0 ”， 表示该地址为熟知地址；如果该位为“l ”，表示该地址为临时地址。其他3 个标志位保 留将来用。 范围字段 长4 位，用来表示组播的范围。即，组播组是只包括同一本地网、同一站点、同一机 构中的节点，还是包括i p v 6 全球地址空间中任何位置的节点。该4 位的可能值为0 1 5 ， 见图2 2 所示。 组标识符字段 长1 1 2 位，用于标识组播组。根据组播地址是临时的还是熟知的以及地址的范围，同 一个组播标识符可以表示不同的组。永久组播地址用指定的赋予特殊含义的组标识符，组 中的成员既依赖于组标识符，又依赖于范围。 所有i p v 6 组播地址以f f 开始，表示地址的第1 个8 位为全“1 ”。目前，因为标志 的其余位未定义，所以地址的第3 个十六进制数字若为“0 ”，则表示熟知地址；若为“1 ”， 则表示临时地址。第4 个十六进制数字表示范围，可以是未分配的值或保留的值，如图2 2 所示。 南京邮电大学硕士研究生学位论文 第二章m l d 协议 + 六进制 0 4 6 7 8 9 a b c d 耳 霄 2 2i p v 6 组播组 十进制 0 l 2 3 4 b b 8 o 1 0 1 1 1 2 1 3 1 4 1 5 图2 2i p v 6 组播范围值 围 围 围 i p v 4 已具备使用组播的功能，由于组播将同样的数据发送到多个节点，例如，电视会 议或财经新闻及股票行情的发布等，因而需要高带宽。用分配的组播地址和组播范围进行 组合，可以表现出多种含义，并用在其他应用上。一些早期注册的组播地址，包括成