（计算机系统结构专业论文）ipv6多播技术研究及其在校园网中的实现.pdf

摘要 摘要 题名：i p v 6 多播技术研究及其在校园网中的实现 硕士研究生姓名：师仁松 导师姓名：张月琳 学校名称：东南大学 。i p v 6 多播技术研究及其在校园网中的实现”论文从我校1 p v 6 校园网建设的实际情 况出发，对i p v 6 的一些基础理论和应用展开了相关的研究并实现。 论文首先从i p v 6 协议的基本概念入手，先后介绍了1 1 ： v 6 寻址、i p v 6 报头格式以及 i c m p v 6 、n d 协议和1 p v 6 路由协议等一系列构成i p v 6 协议规范的重要概念，分析了当前 i p v 6 与i p v 4 共存的一些关键技术。论文着重研究了i p v 6 多播概念中的p i m s m 协议、m l d 协议以及m l ds n o o p i n g 技术，详细分析了其技术原理。 在理论研究的基础上，论文介绍了我校l p v 6 校园网的基本网络运行环境和基础应用的 部署。论文在对学校原有基于i p v 4 多播的视频会议系统设计架构进行分析的基础上，提出 改造方案并改造、测试运行，使之成功地运行在学校的i p v 6 环境之上。论文对校园i p v 6 环境下的系统总体结构，系统功能模块及其网络架构的实现策略和实现方法进行了详细描 述，并对系统的改进和完善进行了探讨 关键字：1 p v 4 协议，i p v 6 协议，多播。p i m - s m ，m l d ，视频会议 a b s t r a c t t h er e s e a r c ho f i p v 6m 啪c a s ta n di 协r e a l i z a 咖缸c a m p u s b ys h ir e n - s o n g s u p e r v i s e db yp 刁| g 也 s 讲i t h e a s tu m v e r s i w ht h ep r o c e s s b u i l d i n g i p v 6c a m p u sn e t w o r k , t h cr e s e a r c ha n da p p f i c a t i o n so fi p v 6 mf l p 地du r g f l y t h ep a p e r , t h er e s e a r c ho fi p v 6m l l l f i c a s ta n di 拓r e a l i z a f i i nc a m p m ” i sb a s e d t h ec u n e n tn e e do u rc a m p u sn e t w o r k t h e p a p e rb e g i n s w i 血t h er a t i o n a l eo f l p v 6 p r o t o c 0 1 f i r s t i ti n t r o d u c e f lt h e c o n c e p f i o n , 也e o r ya n df r a m e w o r ko fi p v 6a d d r e s s ，i p v 6h e a d e rf o r m a l i c m p v 6 , n da n di p v 6 r o u 衄gp r o t o c o l st h a tc o m p o s i n g t h ei p v 6i n f r a s t n l c t u t e ha n a l y s e st h ek e yt e c h n o i o g 硫o ft h e c o - e x i s 咖b c t w ni p v 4a n di p v 6 t h t mt h ep a p e re m p h a f i c a l l ys t u d i 嚣t w ok e yt e c h i l o l o g i 伪 o f i p v 6m l i l f i c a s t m 印6 0 n ：m l da n dp i m - s m b e do nt h er e s e a r c ho ft h e l a t i v et i l r 甜ca n a l y s i s , t h ep a p e rm 删u c e st h ei p v 6 e n v i r o n n l c n lj nc a n l p 璐a n di m p l e m 扭s o l mb a s i ca p p f i c a f i o n sb a s e d 帆i p v 6 t h ep a p e r 唧i 洲c a l l ya n a l y s e st h en e t w o r ki n f r a s 恤l c t u r eo fv i d 伽岫危姗o es y s t e mb a s e d 讲ii p v 4 c u r r e n t l yu s e dj l io 盯唧璐t h e ni td e s i g 衄ap r o j e c tt or e b u i l dt h ep r o t o c o li n f i a s u u c u u eo f t h i ss y s t e mb a s e d i p v 6 a n dt h ep a p e rd e s c r i b e st h e 龇i l i t e c t i l 糟，f u n c t i o n a l m o d e l s ， j m p l l t a ls t r a 嘲a n dm f r a s u u c t m eo fi 协i p v 6n e t w o r kf l y s t na tt h ee n do ft h ep a p e r e r o w t h ec o n c r e ! t es c h 黜o f t h ei m p r o v e m e n ta n dc s u n 瑚柏矗o nf 盯t h i ss y s t e m k e y w o r d s ：i p v 4 ，i p v 6 ，m u l f i c 勰t ，p i m s m ，m l d v i d c m m ”ms y s t e m 东南大学学位论文独创性声明 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，也不包含为获得东南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。 研究生签名： 东南大学学位论文使用授权声明 东南大学、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) 授权东南大学研究生院办理。 研究生签名： 导师签名：主益巫盎日期：刃。；f导师签名：圣：丛生! 坠日期：刃。；f 第一章引言 1 1 论文背景 第一章引言 随着我国国家教育和科研网下一代互联网即c e r n e r 2 的l p v 6 网络的建设和部署，全 国许多高校建起了m v 6 试验嘲并陆续接入了c e r n e t 2 ，并积极开展i p v 6 网络的建设、部 署以及进行大规模实际应用的研究探索，我校叶6 校园网的规划和建设也势在必行。 2 0 0 6 年9 月我校新校区成功落成并投入使用，校园网全部采用了全新的网络设备，整 体规划十分合理，成为建设i p v 6 校园网的一个契机在建立基本l p v 6 校园网络环境基础 上，开展相关研究和应用也显得十分必要。 i p v 6 多播技术也是下一代互联网的一项重要技术，基于它的研究和应用也一直是一个 热点课题。多擂技术也一真是我校校园网应用的一个重点，我们学校在很早就部署了i p v 4 环境下的多播应用。视频会议系统使得老师不用走出办公室就能举行全校范围的办公会议。 曾在s a r s 时期发挥了重要作用。真正体现了网络时代的优势。因此基于i p v 6 的多播应用 研究也将是m v 6 校园网中必不可少的组成部分。 1 2 论文研究内容及目标 “i p v 6 多播技术研究及其在校园网中的实现”以学校建立i p v 6 校园网为契机，对疋v 6 相关理论与应用进行了一定的研究。 本文的主要研究目标是通过对i p v 6 规范相关基础协议的阐述，对i p v 4 向l t v 6 过渡技 术的研究，建成初步的i p v 6 校园网。实现d n s 、w w w 、f r p 、e m a i l 等i p v 6 基础服务。 通过对i p v 6 多播相关协议( p i m s m 、m l d 和m l ds n o o p i n g 协议) 的研究，对学校现 有的基于i p v 4 多播视频会议系统进行改造，实现基于m 、r 6 多播的视频会议系统，使得系 统能够适应i p v 6 环境f 的视频会议的要求。 1 3 论文的组织结构 本论文主要围绕i p v 6 相关的基础协议、i p v 6 多播协议以及i p v 6 在校园网中的应用开 展讨论，全文共分六个章节，具体如下； 第一章引言介绍论文的研究背景、研究内容及目标和论文的结构。 第二章i p v 6 协议。综合介绍了i p v 6 的一些基础概念，讲述了构成i p v 6 的一些基础协议： i c m p v 6 、n d 协议及有关路由协议，分析了i p v 6 相对于i p v 4 的设计优势。 第三章i p v 6 多播及其相关协议。深入介绍了i p v 6 多播的有关协议：p i m s m 和m l d 协 议，对其功能和原理进行了深入研究和探讨，并简单介绍了i p v 6 交换机中所采用 的m l ds n o o p i n g 的机制。 第四章校园网l p v 6 环境的构架。介绍了i p v 4 与1 p v 6 共存的相关技术，并在校园网中组 建了i p v 6 环境，实现了基于i p v 6 的有关基础应用。 第五章基于i p v 6 多播的视频会议系统的设计与实现。介绍了学校原有基于i p v 4 多播的视 东南大学硕士学位论文 频会议系统的总体结构以及各个模块的功能，介绍了在w m d o w s 平台i p v 6 编程的 一般方法对系统进行了基于l p v 6 协议栈的改造。并进行了测试，最后给出了系 统的一些不足和需要完善的地方。 第六章结束语。对全文进行总结，分析论文在理论与实践中的不足之处。 2 第二章v 6 协议 2 1i p v 6 概述 第二章i p v 6 协议 今天互联网的大多数应用都是基于口v 4 协议的。i p v 4 协议已经使用了2 0 多年并获 得了巨大的成功，同时随着应用范围的扩大，它也面临着越来越不容忽视的危机，例如地 址匮乏等等。 口v 6 1 7 1 是 n t e m e tp r o t o c o lv e r s i o n6 的缩写，也被称作下一代互联网协议，它是由，r f 设计的用来替代现行 p v 4 协议的一种新的口协议。i p v 6 是为了解决i p v 4 所存在的一些问 题和不足而提出的，同时它还在许多方面提出了改进，例如路由方面、自动配置方面，经 过一个较长的m v 4 和v 6 共存的时期，i p v 6 最终将会完全取代i p v 4 在互联网上占据统治 地位。 相对于i p v 4 ，l p v 6 有如下一些显著的优势： 巨大的地址空间：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；扩展支持多播和泛搔地址，这使得数据包 可以发送给任何一个或一组节点。 无状态的她址配置1 9 1 ：真正豹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，实现了真正的即插郾用。 报头格式大大简化：有效减少路由器或交换机对报头的处理开销，这对利用硬件 进行报头处理的路由器或交换机十分有利。 可扩展性：加强了对扩展报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。 更好地支持q o s ：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。 认证与私密性：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 2 2 i p 、，6 寻址 口v 6 提供1 2 8 位的地址空问。共有2 的1 2 8 次方个不同的1 p v 6 地址阁。f i 。v 6 地 址耗尽的机会是很小的。需要明确的一点是，设计这种包舍段多地址空间的i p v 6 协议目的， 是为了更好地把路由域名划分出层次结构，并更好地反映出现代 m e m e t 的拓扑绐构。 2 2 1i p v 6 地址语法 口v 4 地址表示为点分十进剖格式，3 2 位女g 地址分成4 个8 位分组，每个s 位写成十进 制，中间用点号分隔。而i p v 6 的1 2 8 位地址则是以1 6 位为一分组，每个1 6 位分组写成4 个十六进制数，中间用冒号分隔，称为冒号分十六迸制格式。例如单播地址 2 0 0 1 ：0 d a 8 ：1 0 0 2 ：2 f 3 b ：0 2 a a ：0 0 f f ：f e 2 8 ：9 c 5 a 是一个完整的i p v 6 地址。 3 东南大学硕士学位论文 通过压缩每个位段中的前导零。可以进一步简化1 1 v 6 地址的表示。去除前导零位后。 上面的结果可写成2 0 0 1 ：d a 8 ：1 0 0 2 ：2 f 3 b ：2 从：f f ：f e 2 8 ：9 c 5 a 有些类型的i p v 6 地址中包含了一长串的0 为进一步简化表示法。还可以将冒号十六 进制格式中几个连续零位段合并，用双冒号：表示。：符号在一个地址中只能出现一次，称 为零压缩法。例如多播地址f f 0 2 ：0 ：0 ：o ：o ：0 ：o ：2 可以简记为f f 0 2 ：2 。 疋地址前缀是地址的一部分。这部分有固定的值，用作 p v 6 子网或路由标识的前缀， 其标识方法与口v 4 中的无类域问路由( c l a s s l e s si n t e r - d o m a i nr o u t i n g ，c i d r ) 表示法是 相同的。例如2 0 0 1 ：d a 8 ：1 0 0 2 ：4 8 是一个路由前缀，而2 0 0 1 ：d a 8 ：1 0 0 2 ：1 0 3 ：6 4 是一个子网 前缀。6 4 位前缀用来表示节点所在的单个子网，所有子网都有相应的“位前缀。i p v 6 前 缀只与路由及地址范围相关，与单个的单播地址无关。在i p v 6 中已经不存在可变长度的子 网标识了在当前已经定义的口v 6 单播地址中，用于标识子网的位数总是6 4 。用于标识 子网内节点的位数也总是6 4 。 2 2 2i p v 6 地址类型 所有类型的i p v 6 地址都被分配到接口而不是节点。m v 6 地址是单个或一组接口的 1 2 8 位标识符，有三种类型 i l l 2 ： 单播( u n i c a s t ) 地址：单播地址标识了这种类型地址的作用域内的单个接口。地 址的作用域是指h v 6 网络的一个区域，在这个区域中。此地址是唯一的。发往单 播地址的包被送给该地址标识的接口，对于有多个接口的节点，它的任何一个单 播地址都可以用作该节点的标识符。 多播( m u l t i c a s t ) 地址：多播地址标识零个或多个接口。在适当的多播路由拓扑 结构中，寻址多播地址的数据包最终会被发送给由这个地址所标识的所有接口 泛播( a n y c a s t ) 地址：泛播地址标识多个接口。在适当的单播路由拓扑结构中， 寻址到泛播地址的数据包最终会被发送给一个唯一接口由这个地址所标识的 距离最近的接口距离最近的接口指的是在路由距离上最近的接口。 多播地址用于一对多( o n e - t o - m a n y ) 通信，数据包要发绘多个接口。泛搔地址用于一 对多中之一( o n e - t o - o n e - o f - m a n y ) 的通信。数据包只发送给单个接口。 1 单播地址 1 1 可集聚全球单播地址( a g g r e g a t a b l eg l o b a lu n i c a s t a d d r e s s ) 也称为全球地址，开始的3 个地址位是地址类型前缀，用于区别其它地址类型，用格 式前缀0 0 1 来标识，相当于i p v 4 的公共地址。在i n t e r n e t 的i p v 6 部分。它们是可在全球范 围内路由和到达的。可集聚全球单播地址的分级结构划分如图2 1 所示。 图2 1i p v 6 可集聚全球单播地址 顶级集聚标识符( t o pl e w c la g g n ，g a t o ri d ，1 1 a ) ：顶级集聚标识符标识了路 由层次结构的最高层。由i n t o a c t 地址授权机构来管理，负责将am 分配给地 区的i n t e r n e t 注册机构。地区的l a t e m e t 注册机构又把不同的1 i ad 分配给那些 大的、永久的i n t e m e t 服务提供者( i n t e m e ts e r v e rp r o v i d 日，i s p ) 。对于处于i p v 6 i n t e m e t 路由结构最高层的路由器( 默认自由路由器) ，其路由表中是没有默认路 由的。它的路由表中，只有那些带有与所分配的a 相一致的1 6 位前缀路由。 以及那些基于分配给路由器所在区域的1 1 a m 的路由器附加项。 4 第二章i p v 6 协议 保留( r c s ) - 为未来扩展1 r i a m 或n l a i d 的长度而保留的位。 下一级集聚标识符( n e x t l e v e l a g g r v g a t o r i d ，n l a m ) ：下一级集聚标识符允许 i s p 在自己的网络中建立多级的寻址结构，以使这些i s p 既可以为其下级的i s p 组织寻址和路由，也可以识别其下属的机构站点。i s p 的网络结构对默认自由路 由是不可见的。格式前缀0 0 l 、1 1 a i d 、r c s 字段和n l a i d 构成了一个4 8 位前 缀，此前缀会被分配给连接在i n t c r n e t 的i p v 6 部分的一个机构的站点。 站点级集聚标识符( s i t el e v e la g g r e g a t o ri d s l am ) ：站点级集聚标识符被一 个单独的机构用于标识自己站点中的子网。可以用这1 6 位在自己的站点创建子 网，或者建立多级的寻址结构和有效的路由结构， 接口( i n t e i t a c e ) i d ：标识特定子网上的接口 本地使用的单播地址 链路本地地址：用于同链路上的邻节点之间和邻节点的发现过程。总是以f e 8 0 开始，前缀总是f e 8 0 ：6 4 ，i p v 6 路由器从来不会通过这个链路转发链路本地的通 信流。链路本地地址结构如图2 2 所示 图2 2 链路本地地址 站点本地地址：用于同一机构中的节点之间的通信。由格式前缀1 1 1 11 1 1 01 1 标 识，相当于i p v 4 的私有地址。这样，没有直接连接到i n t e m c t 的路由的私有内部 网就可以使用站点本地地址，不会发生冲突，地址对外不可达且路由器不会转发 通信流到站点以外。站点本地地址结构如图2 3 所示。 图2 3 站点本地地址 3 1 特殊的口v 6 地址 未指定地址：单播地址0 ：0 ：0 ：0 ：0 ：0 ：0 ：0 或：称为未指定地址。它不能分配给任何节 点。它的一个应用示例是初始化节点时，在节点未取得自己的地址以前，可在它 发送的任何p v 6 包的源地址字段放上未指定地址未指定地址不能在l p v 6 包中 用作目的地址，也不能用在i p v 6 路由头中。 回环地址：单播地址0 ：0 ：0 ：0 ：0 ：0 ：0 ：1 或：l 称为回环地址。节点用它来向自身发送 i p v 6 包。它不能分配给任何物理接口。发向回环地址的数据包不会在一个链路上 发送，也不会被i p v 6 路由器转发。 兼容地址：便于从i p v 4 到i p v 6 的移植以及两种类型节点的共存。定义了以下的 一些地址类型：兼容i y v 4 的地址、i p v 4 映射地址、6 0 v e r 4 地址，6 t 0 4 地址等。 2 多播地址 i p v 6 多播地址的格式前缀是1 1 1 11 1 1 1 。因此。一个i p v 6 多播地址总是以f f 开头。多 播地址不能用作源地址或者路由报头中的中间目的地址。除了格式前缀，多播地址的结构 中还包括标记，地址作用域和多播组字段。i p v 6 多播地址的结构如图2 4 所示 图2 a i p v 6 多播地址 5 东南大学硕士学位论文 标记( f k 哆) ：表示在多播地址上设置的标识。当标记的最后一位设置为0 时， 表示是由i a n a 分配的永久多播组地址；当最后一位设置为1 时，表示是用户自 己使用的多播组地址 范围( s c o p e ) ：表示多播通信流准备在i p v 6 网络中发送的范围。除了多播路由协 议提供的信息外，路由器还使用多播范围来决定多播通信流是否可以被转发。如 范围值2 表示本地链路范围，5 表示本地站点范围。e 表示全球范围路由器检 查此值，决定转发的规则。 组m ：用以标识多播组，并且在当前范围内是唯一的。用组m 字段中的1 1 2 位。 最多可以生成2 的1 1 2 次方个组d 。根据i p v 6 多播地址映射到以太网多播m a c 地址的办法，建议把i p v 6 多播地址中的低3 2 位分配给组然后把组d 字段 中的剩余位都置为0 通过使用低3 2 位，每个组m 都映射到一个唯一的以太网 多播m a c 地址。 3 泛播地址 泛播地址不能用作源地址，而只能作为目的地址，并且不能指定给i p v 6 主机，只能指 定给m v 6 路由器。泛播地址位于单播地址空间之内，并且泛播地址的范围就是指定泛播地 址时所依据的单播地址的范围。一个给定的目的单播地址是否也是泛播地址是无法确定的。 唯一能知道这一点的节点。是那些使用主机路由来把泛播通信流转发至q 最近的泛播组成员 的路由器，以及泛播组成员自己 2 2 3i p v 6 多播地址映射为以太网地址 主机维护一个以太网接口所关心的目的m a c 地址表，如果它收到一个来自它所关心 的目的m a c 地址的以太网帧，就会将此帧传递给上层协议，以作进一步的处理，否则丢 弃该帧。默认情况下，这张表包含了m a c 层的广播地址( 帆f f f f f f - f f f f ) 和分配给 这块网卡的单播m a c 地址。在以太网链路上发送m v 6 多播数据包时，数据链路层对应的 目的m a c 地址是o x 3 3 - 3 3 - x x x x x x x x ，其中) 。( - ) o ( - ) 一x x 是i p v 6 多播地址的后3 2 位的一个直接映射【lj 为了更有效的转发多播通信流，其他的多搐目的地址可以向表中添 加或者从表中删除。对于正被该节点侦听的任何一个多播地址，m a c 地址表中会有对应 的表项。 2 3i p v 6 报头结构 在r f c2 4 6 0 中定义了i p v 6 数据包的报头结构，报头长度为固定的4 0 字节。源和耳 的地址各占1 6 字节，因此，只有8 o71 53 1 字节是用于普通报头信息的。在 i p v 4 中，报头最短长度为2 0 字节， 但是如果添加一些选项，则会以4 字节长度递增。最长可达6 0 字节。 m v 4 的报头结构如图2 5 所示。 在i p v 6 中。去除了m v 4 报头 中的如下五个字段；报头长度 ( h e a d e rt e n g t h ) 、标识 ( i d e n t i f i c 撕0 1 3 ) 、标记( h a g s ) 、 搬头 版本 驳务炎墅总长度 长成 标识标志片段偏移磺 生打时婀辫议 馥头授验相 豫地址 【l 豹地址 选项 6 圈2 5 i p v 4 报头格式 第二章i p v 6 协议 片段偏移量( f r a g m e n to f f s e t ) 和报头校验和( h e a d e rc h e c k s u m ) 去除报头长度字段是因为对于固定长度的报头，它是不起作用的。因此，对于i p v 4 来说。由于选项存在。报头的总长度信息是很重要的。在i p v 6 中。选项由扩展报头定义。 标识字段、标记字段和段偏移量字段处理i p v 4 报头中的数据包分段如果要在只支持 小数据包的网络中发送大数据包，就需要进行分段。在这种情况下，i p v 4 路由器把数据包 分割成更小的片段，并转发多个数据包。目的主机收集数据包并进行重新组合。即便只有 一个数据包丢失或出错都需要重新进行传输，因此效率很低。在i p v 6 中，主机通过一个 叫做路径m t u 发现( p a t hm t ud i s c o v e r y ) 的过程来了解路径最大传输单元( m a x i m u m t r a n s m i s s i o nu n i t ，m 1 u ) 的大小。如果i p v 6 主机想要对数据包进行分段，就需要使用扩 展报头来实现。数据包传输路径上的i p v 6 路由器不能对数据进行分段。因此。在i p v 6 中 去除了标识字段、标记字段和段偏移量字段并在需要时插入一个扩展报头。 去除报头校验和字段是为了提高处理速度。路由器无需检验并更新校验和，处理会变 得更快。校验和的计算是在介质访问层完成的，这样未检测到的错误和错误路由的数据包 所引起的风险最小。在传输层( u d p 和t c p ) 中也提供了一个校验和字段，而i p 是一种 尽力而为的协议，保证数据完整性的责任属于其上 o71 53 l 层协议。 服务类型( t y p eo f s e r v i c e ) 字段由通信流类别 字段代替。协议类型( p r o t o c o lt y p e ) 和生存期 ( t i m e - t o - l i v e ，t t l ) 字段被重新命名，且稍稍做 了些修改p v 6 报头中还添加了一个流标签字段。 2 3 1i p v 6 报头字段 i p v 6 报头的总长度是默认的i p v 4 报头的两倍， 报头去除两个1 6 字节的i p v 6 地址，只剩8 个字节 报头信息。i p v 6 报头p 结构如图2 6 所示。 版本( v e r s i o n ) ：这是一个4 位长的字段， 其中包含了协议的版本。在i p v 6 中，该数 值为6 。 版本迥俯漉炎崩l 溉标罄 有效蔽甜长波下报头髋教限制 繇地_ i i l ： 翻的地址 图2 6 i p v 6 报头格式 通信流类别( 1 - m 币cc l a s s ) ：该字段代替了i p v 4 中的服务类型字段，它有助于处 理实时数据以及任何需要特别处理的数据。发送节点和转发路由器可以使用该字 段来识别和分辨i p v 6 数据包的类别和优先级。 流标签( f l o wl a b e l ) ：该字段区分需要相同处理的数据包，以此来促迸实时性流 量的处理。发送主机能够用一组选项标记数据包的顺序，路由器跟踪数据流并更 有效地处理属于相同数据流的数据包，因为他们无需重新处理每个数据包的报头。 数据流由流标签和源节点的地址唯一标识。不支持流标签字段功能的节点需要在 转发数据包时不加改变地传递该字段，并在接收数据包时忽略该字段。属于同一 数据流的所有数据包必须具有相同的源i p v 6 地址和目的i p v 6 地址。 有效载荷长度( p a y l o a dl e n g t h ) ：该字段指定了数据包的有效载荷，也就是在i p v 6 报头后携带的数据长度。i p v 4 中的长度字段包括i p v 4 报头的长度，而i p v 6 中的 有效载荷长度字段仅包含i p v 6 报头后的数据。扩展报头被认为是有效载荷的一部 分，因此被包括在计算之内。由于有效载荷长度字段只有2 个字节。因此数据包 的有效载荷最大为6 4 k b 。i p v 6 有一个超大包扩展( j u m b o g r a me x t e n s i o n ) 报头， 如果有需要，它可以支持更大的数据包。只有当i p v 6 节点连接到m t u 大于6 4 k b 7 东南大学硕士学位论文 的链路上时才起作用。 下一报头( n e x th e a d e r ) ：在l p v 4 中，该字段为协议类型字段。在l p v 6 中则被重 新命名。以反映出重新组织的口数据包。如果下一个报头是u d p 或t c p ，该字 段将和i p v 4 中包含的协议号相同，例如，t c p 的协议号为6 ，u d p 为1 7 但是， 如果使用了i p v 6 扩展报头，该字段就包含了下一扩展报头的类型，它位于口报 头和t c p 或u d p 报头之问。常用下一报头如图2 7 所示。 值( 十迸捌)报头 链眺选磺报头 t c p u d p 封装的1 愀头 蹄山搬头 片段撒央 封装r 囊令有效载荷撤头 身价验证报头 i c m p v 6 没有下撤头 翻拓选项报头 图2 7 下一报头的协议号 跳数限制( h o pl i m i t ) ：该字段和1 1 4 的r r l 字段类似。r r l 字段包含一个跳 数，指示数据包在被销毁之前在网络中逗留的时间。绝大多数路由器只是简单地 在数据包经过每一跳时将该值减1 。 源地址( s o u r c e a d d r s ) ：该字段包含数据包发送者的i p v 6 地址。 目的地址( 1 ) e s l i n a t i o n a d d r e s s ) ：该字段包含数据包接收者的i p v 6 地址。对于i p v 4 ， 该字段总是包含数据包最终的目的地址。对于i p v 6 ，如果提供了路由报头，则该 字段包含的未必是最终地址 2 3 2i p v 6 扩展报头 i p v 4 报头在指定了安全选项( s e c u r i t yo p t i o n ) 、源路由( s o u r c er o u t i n g ) 或时间戳 ( t i m e s t a m p i n g ) 等后，报头长度可以从最小的2 0 字节扩展为6 0 字节。但这些功能很少 使用，因为会降低性能。数据包的报头越简单，处理过程就越快。l p v 6 采用一种新方法来 处理选项，显著地改善了处理速度。它在附加的扩展报头中对这些选项进行处理。 当前的i p v 6 规范定义了六个主要的扩展报头1 7 1 ：逐跳选项( h o ，y - h o po p t i o n ) 报头、 路由( r o u t i n g ) 报头、分段( f r a g m e n t ) 报头、目的地选项( i ) e s t i m t i o no p t i o n ) 报头、 认证( a u t h e n t i c a t i o n ) 报头和封装安全载荷( e n e a t u l a t i n gs e c u r i t yp a y l o a d ) 报头。 在口v 6 报头和上层协议报头之间可以有一个或多个扩展报头，也可以没有。每个扩展 报头由前面报头的下一报头字段标识。扩展报头只被i p v 6 报头中的目的地址字段所标识的 节点进行检查或处理。如果目的地址字段中的地址是多播地址，则扩展报头可被属于该多 播组的所有节点检查或处理。扩展报头必须严格按照在数据包报头中出现的顺序进行处理。 如果扩展报头是逐跳选项报头，则其承载的信息必须被数据包经过路径上的每个节点 检查和处理。如果有逐跳选项报头，则必须紧接在i p v 6 报头之后。 每个扩展报头的字节长为8 的接数倍。因此后面的报头总是可以对齐。如果节点需要 处理下一报头字段，但不能识别该字段的值，那么就需要丢弃该数据包，并向数据包的发 送源返回一条参数问题报文 8 o 6打舢甜辩吼铭势 第二章i p v 6 协议 如果在单个数据包中使用了多个扩晨报头，受l j 应该使用如下的报头顺序： 口v 6 报头 逐跳选项报头 目的地选项报头 路由报头 分段报头 认证报头 封装安全载荷报头 目的地选项报头( 用于只由数据包最终目的地址进行处理的选项) 上层报头 如果i p v 6 被封装在l p v 4 中，她u p p e r - l a y e r 报头可以是另一个i p v 6 报头t 并且可以 包含符合相同规则的扩展报头。 1 逐跳选项报头 逐跳选项扩展报头携带着必须由数据包所经过黠径上的每个节点进行检查的可选信 息，它必须紧跟在i p v 6 报头后。例如，路由器警告选项把逐跳选项报头应用于资源预留协 议( r e s o u r c er e s e r v a t i o np r o t o c o l ，r s v p ) 或多播侦听者发现协议( m u l t i c a s tl i s t e n e r d i s c o v e r y ，m id ) 。在i p v 4 中，路由器判断是否需要检查数据包的唯一方法是解析所有数 据包中的上层数据，至少是部分解析这极大地降低了路由处理速度。在i p v 6 中，如果没 有逐跳选项扩展报头，则路由器知道无须处理与路由器相关的信息，因此可以立即把数据 包路由到最终的目的地。若存在逐跳选项扩展报头，则路由器只需检查报头，而无需深入 查看数据包。 2目的地选项报头 目的地选项报头携带着只由目的节点检查的可选信息，用于由i p v 6 目的地址字段中第 一个出现的目的地址以及随后在路由报头中列举的目的地址进行处理的选项。使用目的地 选项报头的一个例子就是移动l p v 6 。和外部网络相连接的移动i p v 6 节点发送数据包时。 把转交地址作为源地址，把本地网络地址作为本地地址目的地选项 3路由报头 路由报头用来给出一个或多个数据包在到达目的地的路径上应该经过的中间节点 4 分段报头 要把数据包发送到w v 6 的目的地，i p v 6 主机使用路径m t u 发现来判断在通往b 的缝 的路径上能使用的最大数据包大小。如果要发送的数据包大于所支持的m t u ，源主机将对 数据包进行分段处理。与i p v 4 不同。i p v 6 中的数据包不会由传输路径上的路由器分段。 分段只会在发送数据包的源主机上进行，最后在目的主机进行重新组装。 2 4i c m p v 6 协泼 与1 p v 4 一样。l p v 6 报头和扩展报头规范并没有提供报错功能。m v 6 使用嘲际控制报 文协议( i n t e r n e t c o n t r o l m e s s a g e s p r o t o c o l ，i c m p ) 的更新版，即i c m p 版本6 f ( i c m p v 6 ) i c m p v 6 具有讲v 4 的i c m p 的常用功能，如报文传送和转发过程的差错信息，并为纠错提 供了一种简单的回送服务。i c m p v 6 协议还为下歹i j 协议等提供了一个数据报文结构的框榘： 邻节点发现( n e i g h b o r d i s c o v e r y ，n d ) 协议嗍：邻节点发现是一系列的五种i c m p 6 报文，用于管理链路上的节点到节点的通信。邻节点发现协议取代了地址解析协 议( a d d r e s s r e s o l u t i o n p r o t o c o l ，a r p ) 、i c m p v 4 的路由发现和重定向报文。 多播侦听者发现协议【1 2 j ：多播侦听者发现协议包括三种i c m p v 6 报文，相当于l p v 4 9 东南大学硕士学位论文 中用于管理子网多播成员身份的网际组管理协议( i n t e r n e * g r o u pm a n a g e m e n t p r o t o c o l 。i g m p ) 2 4 1i c m p v 6 报文 i c m p v 6 报文主要分为两类： 差错报文：差错报文是由目的节点或中间路由器发送的，用于报告在转发或传送 i p v 6 数据包过程中出现的错误。 c m p v 6 的差错报文包括以下几种类型：目的不 可到达( d e s t i n a t i o nu n r e a c h a b l e ) 、数据包过长( p a c k e tt o ob i g ) 、超时( t i m e e x c e e d e d ) 和参数问题( p a 啪懈p r o b l e m ) 等。 信息报文：信息搬文提供诊断功能和附加的主机功能。比鲡邻节点发现和多播侦 听者发现等。i c m p v 6 信息报文包括回送请求报文( e c h or e q u e s t ) 和回送应答报 文( e c h or e p t y ) 2 4 2 路径m t u 发现 当有大量数据需要发送时，发送尽可能最大长度的数据包，将使网络的使用效率达到 最大。由于i p v 6 路由器不再支持拆分。因此发送方必须采取以下两种策略之一：其一是对 有效载荷进行拆分，其二是发现能够发送到达目的她的最大长度数据包的长度，并以此大 小发送不需要拆分的数据包。 路径最大传输单元( p m t u ) 【q 是在源和目的节点之间的路径上的任一链路所支持的 最小链路m t u ，链路m t u 是能够在这个链路上发送的最大长度链路层有效载荷。以当前 路径的p m t u 为长度的i p v 6 数据包不需要经过发送方的拆分处理，就可以被此路径上的 所有路由器成功转发。为发现兰与前路径的p m t u ，发送方就需要依赖接收到的i c m p v 6 数 据包过长报文p m t u 的发现要经过以下过程： ( 1 ) 发送节点假定到目的地的p m t u 就是当前正在进行转发的接n 的链路m t u 。 ( 2 ) 发送节点以假定的p m t u 长度发送i p v 6 数据包。 ( 3 ) 如果这条路径上的一个路由器因为接口的链路m t u 小于数据包的长度而不能转 发此数据包，那么这个鼹由器会将一个i c m p v 6 数据包过长报文发回绘发送节点， 并丢弃此i p v 6 数据包。i c m p v 6 的数据包过长报文包含了转发失败的网络接口的 链路舯。 ( 根据i c m p v 6 数据包过长报文中m t u 字段值，发送节点设置新的发送到目的地 的数据包的假定p m t u 。 发送节点在第2 步和第4 步之间多次往复，直至发现最终的p m t u 2 5 n d 协议 i p v 6 定义了邻节点发现协议，它使用一系列i p v 6 的i c m p v 6 报文来实现相邻节点( 同 一链路上的节点) 的交互管理，并在一个子两中保持瞬络层地址和链路层地址之间的映射 协议定义了五种类型的报文：路由器请求( r o u t e rs o l c i t a t i o n ) 、路由器公告( r o u t e r a d v e r t i s e m e n t ) 、邻节点请求( n e i g h b o rs o l i c i t a t i o n ) ，邻节点公告( n e i g h b o r a d v e r t i s e m e n t ) 和重定向( r e d i r e c t ) 报文。通过这些报文。实现了对以下功能的支持： 路由器发现；主机用来发现连接到链路上的本地路由器。 1 0 第二章i p v 6 协议 前缀发现：主机使用此机制来确定本地链路的地址前缀。 参数发现；主机用来发现附加的操作参数，诸如本地链路m t u 和向外发送的数 据包的默认跳限之类的信息。 地址自动配置：用于i p v 6 节点地址的自动配置 地址解析：替代了f i v 4 中的地址解析协议和反向地址解析协议( r e v e r s ea r p ， r a r p ) 。帮助节点从目的m v 6 地址中确定邻节点的链路层地址。 下一跳确定：可用于确定数据包的下一个目的地即可确定数据包的目的地是否 在本地链路上。如果在本地链路，下一跳就是目的地；否则，下一跳兢是路由器， 邻节点发现可用于确定应使j j 的路由器地址 邻节点不可达检测：帮助节点确定邻节点( 目的节点或路由器) 是否可达。 重复地址检测：帮助节点确定它想使用的地址在本地链路上是否已被占用 重定向：有时节点选择的转发路由器对于待转发的数据包而言并非最佳。这种情 况下，该转发路由器可以对节点进行重定向，使它将数据包发送给更佳的路由器。 例如节点将发往i n t e r n e t 的数据包发送给节点所在的内部网的默认路由器，该 内部网路由器可以对节点进行重定向，以便其将数据包发送给连接在同一本地链 路上的另一个i n t e m e t 路由器。 相比于i p v 4 ，i p v 6 的邻节点发现协议主要的优点如下： 在i p v 4 中地址解析协议是独立的协议，负责疋地址到链路层地址的转换，对不 同的链路层协议要定义不同的地址解析协议。i p v 6 邻节点发现协议包含了a r p 的功能，且运行于i c m p v 6 之上，更具有一般性。适用于各种链路层协议。 a r