（计算机系统结构专业论文）arp：基于chord的域间组播技术的研究.pdf

摘要 摘要 a - r p ：基于c h o r d 的域间组播路由技术的研究 研究生：程龙导师：曹争 东南大学 人们使用互联网方式的改变增加了对组播技术的要求。从视频会议到网络直播，从数据 共享到多方游戏，网络带宽的耗费越来越高。以节省网络资源著称的组插技术无疑将发挥越 来越重要的作用。 网络地址的枯竭- 网络安全性的脆弱，拓扑结构的混乱加快了人们朝i p v 6 技术迈进的 步伐。自2 0 0 4 年起，世界各国相继建立了自己的下一代互联网。这既是组播的一种机遇， 也是一种挑战。组播用户分布范围的扩大和下一代互联网自治域数量的增多促使人们对域间 组播需求的不断增长。 本论文研究的重点是域间组播技术。论文首先对组播的现状进行了分析；比较了i p v 4 和i p v 6 组播技术的异同点；总结了当前的域间组播协议并根据组播汇聚点所在位置( 所在 的组播域) 的不同对域问组播分了类。 第三章，论文在分析对等网络资源查询协议( c h o r d ) 的基础上，设计了一种基于c h o r d 的域间组播协议汇聚点可变组播协议( a r p ) 。该协议中组播接收者的指定路由器( d r ) 使用c h o r d 协议获得供域问组插使用的汇聚点地址。该协议的特点是，组播汇聚点的位置可 以动态改变。这增强了组播协议的容错性和健壮性。 论文第四章从六个方面，对a r p 协议和其他组播协议的性能进行了综合的评价，并讨 论了他们各自适用的范围。 接下来第五章。论文讨论了在实现a r p 协议过程中遇到的问题。给出了l i n u x 内核支 持i p 组播路由的框架。通过分析源代码，给出了组播路由软件p i m d ( i p v 4 ) 和m r w l p v 6 ) 的实现框架及各自需要修改的部分。该章还设计了一种高效的存储r p 信息的数据结构， 该数据结构对条目查询和过期条目的删除时间复杂度都非常低。 最后一章对全文进行了总结，并指出了a r p 的未来研究方向。 关键字：i p 组播、汇聚点可变组播、c h o r d 、p i m d 、m r d 6 a b s t r a c t a b s t r a c t a - r p ：t h es t u d yo fi n t e r - d o m a i nm u l t i c a s tp r o t o c o lb a s e do nc h o r d b yc h e n gl o n g , s u p e r v i s e db yc a oz h e n g , s o u t h e a s tu n i v e r s i t y 1 1 1 eb e h a v i o r so fp e o p l eu s i n gi n t e r o e tm a k ef o ram o r ea n dm o r er e q u i r e m e n tt ot h e m u l t i c a s tt e c h n o l o g y f r o mv i d e oc o n f e r e n c et on e t w o r kl i v eb r o a d c a s t , f r o md a t as h a r i n gt o m u l t i p a r tg a m e s , a l lt h e s ea p p l i c a t i o n sn e e db a n d w i d t hm o r ee n dm o r e i pm u l t i c a s tw i l ls u r e l y a c ta l li m p o r t a n tr o l ei nt h ec o m i n gd a y s ，b e c a u s ei t si n h e r e n tn a t u r ei st oe f f i c i e n t i ym i n i m i z et h e b a n d w i d t hr e q u i r e dt od e l i v e rd a t at oal a r g es e to f t a g g e t e dr e c e i v e r s l a c ko fi p v 4a d d r e s s e s v u l n e r a b i l i t yo fn e t w o r ks e c u r i t y , i r r e g u l a r i t yo ft o p o l o g y , a j io f t h e s es p e e do u rw a yu pt oi p v 6 f r o mt h eb e g i n n i n go f 2 0 0 4 ，m o r ee n dm o r ec o u n t r i e sc o n s t r u c t e d t h e i ro w ni p v 6n e t w o r k sw h i c ht h e nf o m lt h en e x tg e n e r a t i o ni n t e r o e t t om u l t i c a s t , i ti sa n o p l x n t e n i t y , b u ta l s oac h a l l e n g e t h ew i d er a n g eo fm u l t i c a s tu s e r sa n dg r o w i n gn u m b e ro f a u t o n o m o u sd o r a a i m ( a s ) i n c r e a s er e q u i r e m e n t sf o rl i n e r - d o m a i nm u l t i c a s t t h i st h e s i sm a i n l yf o c u s e so i li n t e r - d o m a i nm u l t i c a s t a tt h eb e g i n n i n g , m u l t i c a s tc u r r e n t r e s e a r c h e sa 佗d e s c r i b e d a l s o t h ec o m p a r i s o n1 p v 4m u l t i c a s te n di p v 6m u l t i c a s ta g ep r e s e n t e d t h e ni n t e r - d o m a i nm u l t i c a s tp r o t o c o l sa s u m m a r i z e d w h i c ha i c l a s s i f i e di n t ot h r e eg r o u p sb y w h e r et h er e n d e z v o u sp o i n t 但p ) i s o na n a l y z i n gc h o r dp r o t o c o l ap 2 pr e s o u g c 6 3l o o k u pp r o t o c 0 1 c h a p t e r3d e s i g n sa i n t e r - d o m a l nm u l t i c a s tp r o t o c o l ，n a m e da l t e r a b l er pm u l t i c a s t ( a - r p ) i nt h i sp r o t o c o l ，t h e r e c e i v e r sd e s i g n a t e dr o u t e rw i l ld i s c o v e rt h ea d d r e s so f t h er pi nt h es o t n v a ：d o m a i nb yu s i n gt h e c h o r dp r o t o c 0 1 a | t e t a b i | 时o fr p , t h ef e a t u r eo fa - r p , i n c r e a s er o u l t i c a s te r r o rt o l e r a n c ea n d r o b u s t n e s s t i i i st h e s i se s t i m a t e sa r pe n do t h e re x i s t i n gi n t e r - d o m a i nm u l f i c a s tp r o t o c o l si ns i xa s p e c t s a n dd i s c u s s e st h e i ra p p l i c a b l es i t u a t i o ni nc h a p t e r4 c h a p t e r5p r o p o s e sd i f f i c u l t i e sm e t i nt h ea - r p i m p l e m e n t a t i o n m u l t i c a s tr o u t i n g a r c h i t e c t u r ei nl i n u xk e r o e l i ss h o w n a l s o ，h o wt oi m p l e m e n te n dm o d i 钾p i m da n dm r d 6i s d i s c u s s e d i na d d i t i o n , ar pc a c h ei s d e s i g n e d , w h i c hh a sal o wt i m ec o m p l e x i t yf o re n t r y s e a r c h i n ge n de x p i r e de n t r yd e l e t i n g t h el a s tc h a p t e rs u m m a r i z e sw o r k so f t h i st h e s i s e n dt h ep o s s i b l ew o r k sl e f tf o rf u t u r e k e y w o r d s ：i pm u l t i c u s t , a l t e r a b l er pm u l t i c a s t ，c h o r d ，p m d , m r d 6 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晚明并表示了谢意。 研究生签名： 他日期：串 i， 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 容干目一致。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j , - ( 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。 研究生始耻聊硌址日期：m ”p 第章绪论 1 1 引言 第一章绪论 当初一个貌似荒诞的想法，诞生出当今的国际互联网( i n t e m e i ) 。其发展势头之迅猛， 发展速度之迅速，短短几十年，其规模已经无法为人所确知，其地位已经关系国际民生。随 着人民生活水平的不断提高，人们的生活需求也在不断增加。同时，人们使用互联往的方式 也发生了迥异的变化。现在己不光是简单的消息通信，还出现了音乐共享，视频聊天，网络 游戏等五花八门的娱乐方式。这些互联网使用的方式以及人们对多媒体音质像质的不断追求 导致应用程序对互联网带宽的需求也越来越高。在这种背景下，以节省网络资源为特性的组 播技术将越来越引起人们的重视。 另一方面，随着互联网用户的不断扩大，i p v 4 的地址数量已经供不应求。n a t ( n e t w o r k a d d r e s st r a n s l a t i o n ) 技术虽然能够暂缓i p v 4 地址枯竭造成的压力，但因无法应用于某些些网 络应用( 如p 2 p ) ，也非长久之计。再者i p v 4 协议本身还存在着一些其他问题，譬如安全问 题。因之总总原因人们提出了下一代网络协议i p v 6 。自2 0 0 4 年起，世界各国逐渐建立了 各自的纯l p v 6 互联网，中国的纯i p v 6 互联网c e r n e t 2 也于2 0 0 4 年3 月1 9 日正式开通。 新一代互联网无论从带宽，还是从安全方面都有很明显的优势。地址中包含的范围( s c o p e l 和地理位置信息使其拓扑也变得更清晰，更宜于管理了另外，新建成的i p v 6 网络也增加 了更多的自治域。所有这些在为单播增加了便利的同时，也对组播协议提出了更高的要求。 只适于在单个域内组播的普通组播协议已无法满足多域组播的要求。现有组播协议虽然尚且 可行，但都因存在着这样那样的问题。从互联网的历史发展速度来看，将很快无法满足用户 的需要。为此，本论文主要致力于域间组播的研究。 1 2 技术背景 1 2 1 组播的概念 我们可以通过三种方式将一份数据同时发送给多个主机。 1 ) 单播方式。应用程序分别为每一个接收主机复制一份数据，并将它们依次发送出去。 2 ) 广播方式。应用程序仅发送一份数据，这些数据能够到达所有的主机。不需要数据 的主机，将数据丢弃掉。这种方式利用了共享网络中每份数据均被发送给所有主机的特性。 出于安全方面的考虑，广播数据报文不能被路由器转发，因此不能跨网段转发。 3 ) 组播方式。应用程序仅发送一份数据，这份数据在组播路由器或其他设备的配合下， 能够到达需要数据的主机。 按复制数据的协议层的不同，组播可分为网络层组播和应用层组播前者是本论文的重 点。区分二者最直观的方法是从拓扑的角度入手。如图1 1 所示，a ) 为网络层组播，b ) 、c ) 、 d ) 为应用层组播。网络层组播中，路由器负责数据的复制。而在应用层组播中，数据的复 制工作由终端系统的应用层组播软件完成。应用层组播网络是在现有网络的基础上架设的一 层虚拟网络这种网络通常被称为覆盖网络( o v e r l a y n e t w o r k ) 。 东南大学硕十学位论文 图1 1i p 组插与应用层组播1 o 端系统 口 路由器 1 2 2 i p 组播 更确切地说，网络层组播应该被称为i p 组播因为目前在网络层协议中只有i p 协议支 持组插。i p 协议有两个版本：1 p v 4 和i p v 6 ，所以后文将分两种情况来讨论组播，一种是i p v 4 环境下的组播，另一种是i p v 6 环境下的组播。除了个别细节有所不同之外，两种组播的基 本机制都是一样的，即： 组播接收者使用组管理协议向指定路由器( d r ) 。发送组关系报告，报告它想 要加入的组； d r 使用组播路由协议建立一条通往组播源的组播路径； 组播数据沿组播路径到达d r ； d r 再将组播数据转发给组播接收者。 表1 1 列出了二者的异同。不同点主要表现在三个方面：地址空间、组管理协议和组播 范围的控制。 f 功能l p v 4l p v 6 l 组地址空间3 2 位，d 类地址1 2 8 位 l 路由独立于单播协议独立于单播协议 。竞选胜利的第一跳路由器 2 第一章绪论 组播协议p i m 变种 p i m 变种 组成员关系i g m p v l ，v 2 ，v 3m l dv 1 v 2 组播范围的控制 边界路由检查 地址中的范嗣标志 域间路由m s d p p i m ，p i m s s m 嵌入式r p ；p i m s s m 1 2 3 组播地址 i p v 4 组播地址 i p v 4 组播地址是d 类地址，其范围是从2 2 4 0 0 0 到2 3 9 2 5 5 2 5 5 2 5 5 。d 类地址的低2 8 位是组标志符( g r o u pi d ) ，整个3 2 位地址被称为组地址( f o u pa d d r e s s ) 。r f c l l l 2 例描述 了从d 类地址生成以太网地址( e u i - 4 $ 地址。) 的过程：首先，将d 类地址的低2 3 位取出 作为以太网地址的低2 3 位：然后，用0 1 ：0 0 ：5 e 填充以太网地址的高2 4 位；最后，将以太网 地址的第2 3 位( 从0 开始数) 置0 。如图1 3 所示。 以太网地址 图1 3 从d 类地址映射到以太网地址 因为2 8 位组标志符中有5 位被忽略掉，所以从d 类地址到以太网地址并非一一对应的。 因为每个o u l ( o r g a n i z a t i o n a l l yu n i f i e di d e n t i f i e r ，e u l 4 8 地址的前3 字节) 占2 4 位 空间，所以每个e u i - 4 8 地址仅剩2 4 住有效地址空间，也就是说1 6 个连续的o u i 才能提 供全部2 8 位组i d ，并允许d 类地址到e u l 4 8 地址的一一映射然而，遗憾的是，当时每 个o u i 的售价为$ 10 0 0 ，1 6 个o u i 要$ 1 60 0 0 ，s t e v ed e e r i n g 的经理不乐意花这么多钱， 他只买了一个o u l 且只拿出一半来给s t e v e 用【4 l 。 以太网地址的第一字节的最低位为广播，组播地址位：如果为1 ，则表示该地址为广播， 组播地址：如果为0 ，则表示该地址为单播地址。次低位是全局地址位：如果为0 ，则表示 该地址为全局地址，在全球范围内是唯一的；如果为l ，则表示在该地址是一局部地址，在 本管理域唯一。o u i 的全局地址位均为0 。 下面是一些特殊的i p v 4 组播地址： 全部主机组( a l l - h o s t sg r o u p ) 的组地址。该组播地址为2 2 4 0 0 1 。子网内所有具有 组播能力的结点( 主机，路由器，打印机等) 必须在其具有组播能力的所有接口上 加入这个组。 全部路由器组( a 1 1 m u t e r sg r o u p ) 的组地址。该组播地址为2 2 4 0 0 2 ，子网内所有 具有组播能力的路由器必须在其具有组播能力的所有接口上加入这个组。 链路局部( 1 i n kl o c a l ) 的组地址。其范围从2 2 4 0 0 0 到2 2 4 0 0 2 5 5 。这部分地址用 于低级拓扑发现，或者协议间通信( 如o s p f ) 。发向该范围地址的数据不能被路 由器转发出去。 g l o p 组地址。g l o p 地址i ，1 是由自治域( a s ) 号构成的地址。g l o p 地址前缀为 。e u i 是e x t e n d e du n i q u ei d “n 口 东南大学硕士学位论文 2 3 3 0 0 0 8 ，1 6 位a s 号被插入2 3 3 0 0 0 8 的中间。 管理范围组地址。i p v 4 的管理范围组播1 6 j 地址前缀是2 3 9 0 0 0 8 。这部分的地址又 被细分为局部范围地址( l o c a ls c o p e t 2 3 9 2 5 5 0 0 1 6 ) 和组织范围地址( o r g a n i z a t i o n l o c a ls c o p e ，2 3 9 1 9 2 0 0 1 4 ) ，其他的部分保留使用。 全局范围组地址。i p v 4 全局范围组插地址的范围是2 2 4 0 1 0 到2 3 8 2 5 5 2 5 5 2 5 5 。 i p v 6 组播地址 i p v 6 组播地址格式为f f ：，8 。i p v 6 组播地址的晟低3 2 位是组标志符这部分地址直接 被拷贝到以太网地址的最后3 2 位。以太网地址的最高两字节为3 3 ：3 3 1 7 1 ，映射过程如图3 所 示。 组播地址 州范匿 位标古 磬略位3 2 位 以太只地址( e u i - i i ) i 3 3l 图1 3 从i p v 6 组播地址映射到以太网地址 从图3 可知，如果组标志符低于3 2 位，它就可以唯一映射到以太网地址。 r 1 r 1 i p v 6 组播地址的4 位标志位格式为：l ! i ! l ! i ! i 。 p 是p r e f i x 的首字母。如果值为l ，则表示该组播地址是由单播地址前缀生成的。 t 是t r a n s i e n t 的首字母。如果值为i ，则表示该组播地址为临时组地址。如果p 的 值为i ，t 的值必须为1 换句话说，由单播地址生成的组地址总是临时组地址。 i p v 6 组播地址的4 位范围( s c o p e ) o 字段表示该地址作用的范围。在该范围内地址唯一 换句话说，范围字段控制着组播数据包所能传播的范围口i 。 0保留 l 接口局部( i n t e r f a c e l o c a l ) 范围。单播地址没有这个范围。接口局部地址在 单个接口内唯一，相同的地址可以被分配给不同的接口。这些地址用于单个结 点内数据的发送，可用于进程间通信。与单播回环地址不同的是，接口局部地 址可以被给配给任一个物理接口。 2 链路局部( l i n k l o c a l ) 范围。一个链路包括物理线路( 含无线线路) 及线路 上的所有接口。结点不能转发发往链路局部地址的数据包。 3 保留。 4管理局部( a d m i n i l o c a l ) 范围。其意义类似于i p v 4 的管理范围组播地址。管 理局部范围是必须通过人工配置的最小范围，即，不能通过物理连接或其他非 组播相关的配置派生出的最小范围。 5 站点局部( s i t e l o c a l ) 范围。用于跨越整个站点。 6 7 未分配。 8 组织局部( o r g a n i z a t i o n l o c a l ) 范围。用于跨越属于同一个组织的多个站点。 9 d 未分配。 。i p v 6 中有两个与范崩相关的术语s c o p e 和z o n e 。前者是一个抽象的概念，后者是一个真实的物理拓扑 是前者的一个具体实例为清晰起见，本文将s c o p e 译为范围，将z o n c 译为区 4 第一章绪论 e 全局( g l o b a l ) 范围。用于跨越整个互联网。 f保留。 下面是一些特殊的i p v 6 组播地址 9 1 ： 全部结点组( a l l - n o d e sg r o u p ) 的组地址，f f o x ：i 。功能类似于i p v 4 的全部主机组 的组地址。 全部路由器组( a l l - r o u t e r sg r o u p ) 的组地址，f f o x ：2 。功能类似于i p v 4 的全部路 由器组的组地址。 由单播地址前缀生成的组地址i l ”，这部分地址是由单播地址前缀生成的类似于 i p v 4 的g l o p 组地址，其格式如下： 1 ，4 位葩围 ，4 位标击 图1 4 基于单播地址前缀的组播地址结构 其中标志位的t = i ，p = - i 。保留位和前缀长度( p k n ) 部分均占8 位。 1 2 4 组管理协议 为了提高组播路由的效率，组管理协议用来确保组播路由器仅向那些含有组播接收成员 的接口上转发数据。组管理协议包括非对称的两部分：主机部分和路由器部分。如果路由器 也想接收组播信息，那么路由器也必须实现主机部分。i p v 4 协议和i p v 6 协议中组管理协议 是不同的，下面分别给于讨论。 i p v 4 组管理协议 i p v 4 的组管理协议叫i g m p ( i n t e m e tg r o u pm e m b e r s h i pp r o t o c 0 1 ) 。主机通过i g m p 协 议通知组播路由器它想加入的组播组，路由器根据这些信息再用组播协议( 如p i m 等) 将 组播数据引导下来转发给接收主机。i g m p 属于第四层坍议，协议号为2 i g m p 在其发展 过程中共经历了三个版本：i g m p v l t 3 1 ，i g m p v 2 1 ”，i g m p v 3 1 “ i g 1 i g m p v l 定义在r f c1 1 1 2 1 3 1 中，其格式如下： 图1 5i g m p v l 报文格式 版本( v e t ) 字段的值为o x l ，表示这是第一版。 类型( t y p e ) 字段用于确定报文的类型。i g i v l p v l 有两种报文：查询报文( t y p e = 1 ) 和 关系报告( t y p e = 2 ) 。查询报文是组播路由器发给接收主机的报文。关系报告是接收主机发 给组播路由器的报文。接收主机使用关系报告响应组播路由器发送的查询报文，并向组播路 由器报告其想加入的组播组。 i g m p v l 的组播加入过程为：组播路由器会周期的发送i g m p 查询报文，组播接收者在 收到查询报文后发送i g m p 关系报告，关系报告中包含它想要加入的组的地址：之后组播路 由器使用组播路由协议( 如p i m 等) 将组播数据引导下来。 组播接收者退出组播组后不再响应组播路由器的查询，如果在一定时间内组播路由器没 有收到任何i g m p 关系报告，组播路由器就使用组播路由协议退出组播组。 东南大学硕士学位论文 i g m p v 2 1 g m p v 2 定义在r f c2 2 3 6 1 ”l 中，其格式如下： 图1 , 6i g m p v 2 报文格式 i g m p v 2 将原来的版本( v e r ) 字段和类型( t y p e ) 字段合二为一，类型字段由4 位变成 了8 位，同时去掉了v e t 字段。 i g m p v 2 有四种类型的报文：i g m p v l 查询报文( t y p e = 0 x il ) 、i g m p v l 关系报告( t y p e = 0 x 1 2 ) 、i g i v l p v 2 关系报告( t y p e = 0 x 1 6 ) 和离开报告( t y p e = 0 x 1 7 ) 。前两种报文用于兼 容i g m p v l 。 i g m p v 2 关系报告使接收者不必等待路由器发送的查询报文就可以直接向组播路由器 发送组关系报告。离开报告允许在接收者向组播路由器报告它的退出，组播路由器收到此报 告后立即发送查询报文，看是否还有其他接收者，如果没有其他接收者，则用组播路由协议 退出组播组。这避免了路由器的等待，加快了退出的时间。 i g m p v 2 还将原来保留未使用的8 位字段用来存放最大响应时间。晟大相应时间只用于 查询报文中，其他报文中均为0 。该值指定接收者响应组播查询报文的时间上限。 i g m p v 2 的查询和响应过程也是通过i g m p v l 查询报文和i g m p v l 关系报告完成的。 i g m p v 3 i g m p v 3 定义在r f c3 3 7 6 1 1 中，它的查询报文和关系报告不在使用相同的报文格式。 i g m p v 3 共有五种类型的报文：查询报文、i g m p v 3 关系报告和用于兼容以前版本的 i g m p v l 关系报告( t y p e = 0 x 1 2 ) 、i g m p v 2 关系报告( t y p e ；0 x 1 6 ) 以及i g m p v 2 离开报告 ( t y p e = 0 x 1 7 ) 查询报文格式如下： t y p e2 0 x l i m a xr e s pc o d e c h e c k s u m ( 1 6 ) g r o u pa d d r e s s ( 3 2 ) r e s vsq r v q q i c n u m b e ro f s o u r c e s ( n ) s o u r c ea d d r e s sl i s t 图1 7i g m p v 3 查询报文格式 查询报文中增加了组播源地址的信息和一些其他信息。 类型( t y p e ) 字段同1 g m p v 2 报文的一样，用于确定报文的类型。t y p e = 0 x l l 为i g m p v 3 查询报文。 最大响应代码( m “r e s p c o d e ) 字段的意义同i g m p v 2 。 一般查询报文的组地址字段被置位0 。 s 标志用于抑制( s u p p r e s s ) 路由器一方的处理。接收到该s = 1 报文的路由器须抑制用 于监听查询报文的普通定时器的更新。 q a v 为q u e r i e r s r o b u t n e s s v a r i a b l e 的缩写。如果该q r v0 ，则q a v 的值是发送者使 用的健壮性变量( r o b u s t n e s sv a r i a b l e ) 值。q a v 影响重试定时器和重试次数，它被包含在 查询报文中以同步同一链路上的所有i g m p v 3 路由器。 q q l c ( q u e r i e r sq u e r yi n t e r v a lc o d e ) 是查询时间间隔。该字段指定查询者使用的查询 间隔( q u e r yi n t e r v a l ) ，用于同步同一链路上的所有i g m p v 3 路由器。 6 第一章绪论 关系报告的报文格式如下： t y p e 20 x 2 2 r e s e r v e dc h e c k s u m ( 1 6 ) r e s e r v e dn u m b e ro f g r o u pr e c o r d s g r o u pr e c o r d s 图1 8i g m p v 3 关系报告的报文格式 类型字段的值为0 x 2 2 ，表示其为i g m p v 3 关系报告。 组记录数指定报文中包含的组记录数。与每个组相关的信息存放在组记录( g r o u p r e c o r d ) 里。 组记录的格式如下所示： r e c o r dt y p ea l d a t a t e n n u m b e ro f s o u r c e s m u i t i c a s ta d d r e s s s o u r c ea d d r e s s e s a u x i l i m yd a m 图1 9i g m p v 3 关系报告的组记录格式 记录类型字段表明组记录的类型，总共有六中记录类型，它们被分为三个类：当前状态 记录、过滤模式记录和源列表改变记录。 当前状态记录用以响应i g m p v 3 查询消息，当前状态记录包含两种记录类型( 数字代表 类型值，大写字母是宏定义) ： l( m o d ei s 仆i c l u d e ) 表明接口的过滤模式为包含模式( i n c u j d e ) ，包含指定的组播地址。 2( m o d ei se x c l u d e ) 表明接口的过滤模式为排除模式( e x c l u d e ) ，不包含指定的组播地址。 型： 过滤模式改变记录允许结点改变接口的过滤模式。过滤模式改变记录包含两种记录类 3 ( c h a n g et oi n c l u d e _ m o d e ) 表明该接口已经改到了包含模式。 4 ( c h a n g e t o e x c l u d e _ m o d e ) 表明该接口已经改到了排除模式。 泺列表改变记录允许结点改变源列表。源列表改变记录包含两种记录类型： 5 ( a l l o w _ n e w _ s o u r c e s ) 源地址字段为结点另外又想监听的源地址列表。如果是对i n l u c d e 源列 表的改变这些地址应该被添加到列表中。如果是对e x c l u d e 源列表的改 变，这些地址应该从列表中删除。 6 ( b l o c k o l d s o u r c e s ) 源地址字段为结点不再想监听的源地址列表。如果是对i n c l u d e 列表的 改变，这些地址应该从列表中删除。如果是对e x c l u d e 源列表的改变，这 些地址应该被添加到列表中。 7 东南大学硕士学位论文 与i g m p v 2 相比，i g m p v 3 增加了源过滤得功能并将离开报告合并进了关系报告当中。 lp r 6 组管理协议 在i p v 6 中，组管理协议功能被整合到了i c m p v 6 0 3 1 中。i p v 6 组管理协议被称为组播监 听者协议( m u l t i c e s tl i s t e n e rp r o t o c 0 1 ) ，简称m l d 。它的报文是一种i c m p v 6 报文。m l d 目前有两个版本，m l d v l1 1 4 】和m l d v 2 1 ”，分别对应于i g i v i p v 2 和i g m p v 3 。 m l d v l m l d v l 定义在r f c2 7 1 0 1 1 4 】中，其格式如下： t y p e c o d e ：c h k s u m m a x i m u mr e s p o n s ed e l a yr e s e r v e d m u l t i c a s ta d d r b s 图1 1 0 m l d v l 报文格式 m l d v l 有三种报文类型：组插监听者查询报文( t y p e = 1 3 0 ) ，组播监听者报告报文( t y p e = 1 3 1 ) 和组播监听者完成报文( t y p e = 1 3 2 ) 。 报文发送时c o d e 字段被置为0 ，接收时该字段被忽略。最大响应延迟( m a x i m u m r e s p o n s ed e l a y ) 字段仅用于查询报文中，在其他报文中该字段被置位0 。在一般查询报文 ( g e n e r a lq u e r y ) ，组播地址( m u l t i c a s ta d d r e s s ) 字段被置位0 ：在特定地址查询报文 ( a d d r e s s s p e c i f i cq u e r y ) d p ，该字段包含被查询的组地址；在报告或完成报文中，该字段包含 需要监听的或即将离开的组地址。 一般查询报文被路由器发送到链路局部组播地址( f f 0 2 ：i ) 上。特定地址查询报文和 组关系报告被路由器或组播接收者发送到特定的组播地址上。监听者完成报文则被组播接收 者发送到f f 0 2 ：2 地址上。下表列出了m l d 报文类型与其目的地址的对应关系 报文类型目的地址 一般查询报文f f 0 2 ：1 特定组播地址查询报文被杏询的组播地址 关系报告报文被查询的组播地址 监听者完成报文f f 0 2 ：2 表1 2m l d v l 报文与其对应的目的地址 m u v 2 m l d v 2 定义在r f c 3 8 1 0 i i ”中，它是参照i g m p v 3 定义的。它包含两种报文：组播监听 者查询报文( t y p e = 1 3 0 ) 和m l d v 2 组播监听者报告报文( t y p e = 1 4 3 ) 。为了与m l d v l 兼 容，m l d v 2 同样支持m l d v l 监听者报告报文( t y p e = 1 3 1 ) 和监听者完成报文( t y p e = 1 3 2 ) 。 监听者查询报文比m l d v i 增加了一些信息，其格式如图1 1 l 所示。 报文发送时c o d e 字段被置为0 ，接收时该字段被忽略。其他字段的意义与i g m p v 3 查 询报文中对应字段的意义相同。s 字段抑制收到该报文的组播路由器更新监听查询报文的一 般定时器。q r v 字段( 3 b i t ) 影响重试定时器和重试次数。q q i c 字段指定查询者的查询间 隔。这三者主要用于同步同一链路上的m l d v 2 路由器。 8 第一章绪论 t y p e 21 3 0c o d e ( 8 )c h e c k s u m ( 1 6 ) m a x i m u mr e s p o n s ec o d er e s e r v e d g r o u pa d d r e s s r e s v s q r vq q i c n u m b e ro f s o u r c e s ( n ) s o u r c ea d & e s sl i s t 图1 1 lm l d v 2 查询报文格式 关系报告报文的格式与i g m p v 3 关系报告报文类似其格式如下图所示 t y p e = 1 4 3 r e s c r v e dc h e c k s u m ( 1 6 ) r e s e p c e dn u m b e ro f g r o u pr e c o r d s g r o u pr o r a s 图1 1 2m l d v 2 关系报告的报文格式 其中组记录( g r o u pr e c o r d ) 是要加入的组播组的相关信息。组记录( g r o u pr e c o r d s ) 的个数由组记录数( n u m b e r o f g r o u p r e c o r d s ) 字段给出。组记录的格式如下所示： r e c o r dt y p ea u x d a t a l e n n u m b e r o f s o u r c e s m u l t i c a s ta d d r e s s s o u r c ea d d r e s s b a u x i l i a r yd a t a 图1 1 3m l d v 2 关系报告的组记录格式 记录类型字段表明组记录的类型，总共有六中记录类型，它们被分为三类：当前状态记 录、过滤模式记录和源列表改变记录。 当前状态记录用以响应m l d v 2 查询消息，当前状态记录包含两种记录类型( 数字代表 类型值，大写字母是宏定义) ： l ( m o d e _ i s i n c l u d e ) 表明接口的过滤模式为包含模式( i n c l u d e ) ，包含指定的组播地址。 2 ( m o d e - j s e x c l u d e ) 表明接口的过滤模式为排除模式( e x c l u d e ) ，不包含指定的组播地址。 过嚣模式改变记录允许结点改变接口的过滤模式。过滤模式改变记录包含两种记录类 型： 3 ( c h a n g e - ，o l i n c l u d e _ m o d e ) 表明该接口已经改到了i n c l u d e 模式。 4 ( c h a n g 置礁e x c l u d e _ m o d e ) 表明该接口已经改到了e x c l u d e 模式。 泺列表改变记录允许结点改变源列表。源列表改变记录包含两种记录类型 9 东南大学硕十学位论文 5 ( a l l o wn e ws o u r c e s ) 源地址字段为结点另外又想监听的源地址列表。如果是对i n l u c d e 源列 表的改变这些地址应该被添加到列表中。如果是对e x c l u d e 源列表的改 变，这些地址应该从列表中删除。 6 2 p 系统中资源杏找和资源存储及其他功能是混在一起的，这导致了p 2 p 系统 扩展的困难性。s t o i c a 等人将资源查找功能从其他功能中分离出来，构建了一个被称为 c h o r d 的协议。增加了p 2 p 系统的健壮性和可扩展性。c h o r d 协议主要由两部分组成：信息 的存储与信息的查找。 3 2 1 信息的存储 这里“信息的存储”主要讨论如何确定存储信息的位置，至于如何存放信息，在p 2 p 系统中有另一套机制。信息存储采用的是一致性散列( c o n s i s t e n th a s h i n g ) 1 3 1 l 方法。普通散 列方法用散列函数将与关键字对应的信息散列到不同的桶里。在分布式系统里普通散列方法 不起作用，因为桶的添加和删除都会造成所有关键字的重新散列，这会造成极大的不稳定。 l e w i n | 3 j 在其硕士论文中提出了一种新的散列方法：一致性散列。在这种方法中，桶的添加 和删除对现有桶中关键字的影响很小，桶的数量变化前后，关键字被映射的位置几乎是一致 的。 ，一一o 、。 o 毋 【_ j 图3 2 ：c h o r d 上信息的存储 在网络中，计算机结点就相当于散列算法中的桶。和桶一样，结点也有自己的标志符。 在c h o r d 中，结点和关键字都被分配一个m 位的标志符，结点按标志符由大到小的顺序组 成一个标志符环，这个环被称为c h o r d 环。上图中m = 6 。 c h o r d 协议中标志符通常是1 6 0 位，通过s h a 1 算法【”懒列i p 地址或关键字得到，因 1 9 东南大学硕+ 学位论文 为结点和关键字均被映射到同一个标志符空间所以每个结点内存储的关键字的数量在概率 上是相等的。 c h o r d 环中的每个结点都有一个前驱和一个后继，前驱是沿c h o r d 环逆时针走遇到的第 一个节点，如结点8 的前驱是结点l ，后继是治c