（计算机系统结构专业论文）ipv4ipv6组播过渡网关的研究与实现.pdf

摘要 摘要 i p v 4 一i p v 6 组播过渡网关模型的研究与实现 杨献烽曹争东南大学 作为下一代互联网的主要协议，i p v 6 受到越来越多的关注。国内c e 黜q e r r 2i p v 6 主干网的开 通，更将i p v 6 的发展推至一个崭新的阶段。但从i p v 4 完全过渡到i p v 6 仍需要相当长的时间在 这漫长的过渡期中，需要纯i p v 4 站点和纯i p v 6 站点之间能够直接通信。目前，有很多有用的过 渡技术，但绝大多数是关于单播的。 组播作为i p v 6 必须支持的特性之一，同样存在着过渡问题。成功用于单播的协议转换技术， 并不完全适用于组播，因为单播采用的是一对一的通信方式，而组播采用一对多的通信方式。国 际上已经有相关组织探讨了组播过渡的问题，国内也有少数科研工作者开始关注这方面的研究， 但目前都未提供可用于实际网络的具体解决方案。 本论文研究了几种具有代表性的现有组播过渡技术。分析了这些技术的工作原理、优缺点和 各自的适用性。在此基础上，针对l p v 4 组播域和i p v 6 组撂域中主机相互进行组播通信的问题， 论文提出了一个基于协议转换技术的组播过渡模型m 1 g ( m u l t i c a s tt r a r i s i “o ng a t e w a v ) 。m t g 是一个网关式系统，它位于i p y 4 组播网络和i p v 6 组播网络的边界。m m g 针对常用的组播通信需 求，支持多种部署方案，采用可管理可扩展的设计原则。m t g 针对组播视频会议和组播视频分发 两种主要组播应用，利用灵活可靠的跨域( i p h v 4 组播域和i p v 6 组播域) 组播交互机制，较好地解 决了一对多、多对多两种组播模型的过渡问题。 论文在基于网关技术( 网络层的组播协议转换技术) 的基础上，设计了简单、清洁、高效、 可管理和可扩展的m 1 g 模型。本文根据组播地址映射是否随时间变化，提出了静态组播地址映 射和动态组播地址映射的概念。既可以实现等量组地址空间的映射，也能完成大组播地址空间到 小组播地址空间的映射。 本文在深入分析l i n l l ) 【内核对组播支持的基础上，提出使用可装载的模块编程技术，利用 l i n u x 内核防火墙n “f i l t e r 框架，在内核中网络层报文处理的入口对组播报文进行处理。使m 1 1 g 具有较高的报文处理性能。同时也可以支持诸如s a p 等应用层协议的扩展。 在分析了a s m 组播模型的基础上，本文研究了组播成员活跃性探测问题，提出了可以使用 s n m p 采集r p 组播路由器中相关m i b 和使用可编程组播路由器作为r p 相结合的方法，获取组 播成员活跃性信息。论文还提出了基于端系统的组播会话应答协议s r p ，可以实现组播模型无关 的组播成员活跃性探测。 本文不仅研究了m 1 b 应用于a s m 的情况，还对应用于s s m 的情况作了一定的分析。论文 还针对不同的网络结构，给出了m t g 的网络部署以及与n a t - p t 的联合部署。 对组搔过渡网关模型的功能和性能测试表明，该模型能够有效地支持t p v 4 和i p v 6 之间的组 播通信，并且具有着良好的可管理性和可扩展性。 【关键字】i p v 6 ，组播，过渡，协议转换，组播地址映射 东南大学硕士论文 a b s t r a c t t h es t l l d y 锄di m p l e m 曲t a 五o no f m u l 廿c a s tt r a n s i 廿o ng a t e w a y y a n gx i 锄f h 岛c a oz h e n gs o u m e 硒tu n i v e r s 砬y a st l l em a i np r o t o c o lo ft h en e x tg e n e m t i o ni n t 锄c t ，i p 、r 6h 酷g o tm o r ea n dm o r ca t t e n 廿o n t h e c e r n e t 2p r d j e c th 孵m a d et h ed e v e l o p m e n to fi p v 6t oab r a n dn e wp h a s e b u ti p h v 4a n di p v 6w i l l c 俨e x i s tf o rm a n yy e a r s ，p o s s i b l yd e c a 出s ，s on n d i n gw a y sf o rt t l et w ot oi l l t e r d p e r a t ei si m p o r 鞠t ，t h e r e a r ean 啪b e r0 f t r a n s i t i o nt e c h n i q u e st 1 1 a tm i 曲t b eo f h e l p b u tm o s to f t l l e s eh a v ef u s e d0 nu n i c a s t a s0 l l eo f l l l em a i nf e a 加r e so f i p v 6 ，m u l t i c 船ta l s on e e d st ob ec o n s i d e r e d t h et r a n s i t i o nt e c l l l l i q u e t h 8 tw o r k sw e l ii nu n i c a s tm a yn o tb ef i tf o rm u l t i c a s t ，b e c a u s em u n i c a s ti so n e t o - m 锄yw l l i l eu n i c a s ti s o n e - t 0 - o n e a 1 _ 【i l o u g ha1 a 曙en 啪b e ro fr e p o r t sa 】1 dp a p e r sa r e 、讯t t e no nt r 彻s i t i o n b u tv e r yl m l eh a s b e e nw r i n e no nm u i t i c a s t t l l i sp 印竹f i 瞰s t u d i e ss o m et y p i c a ls o l u t i o n sf b rt h em u n i c a s t 仃a n s i t i o n ，a 1 1 d 锄硝y s c st h c i r m e c h 锄j s m ，s t r o n g p o j n ta n ds h o r t c 响i n g ，柚d 印p l i c a b i l i 吼a n dt 1 1 e n ，am u n i c 船t 仃锄s n i o nm o d e l n a m e dm t gb a s e do nt l l ep r o t i ) c o lt r 柚s l a t i o nt e c h n i q u ei sg i v 明m t bi sag a t e w a yp l a c e db e t w e e n i p v 4 锄di l 6n e 鲰o f k nc 醴b eu s o df b rm 试t i c 8 s tv i d e 0c o n f e r e n c ea n dr n u i t 主c a s td s t r i b u t i o n a c c o r d i n gt ow h e t h e ft l l em u n i c a s ta d d r e s sm a p p i n gw i l lc h a n g e ，t h ep a l ) e rd i v i d e si ti n t ot w op a r b s t a t i cm a p p - m gf b ra d 击e s sm a p p i n gw j t hs a m es i z e ，a n dd y n a m i cm 印p i n gf o rt h eo i l l e r s a n c r 柚a l y 2 i n gt h ei m p l e m e n to fm u l t i c a s ti nl i n u xk e m e i ，t h i sp a p e ru s e s1 0 a d a b l em o d l d ea n d n e 删t e rf r 岫e w o r kt om a l ( em t gw o r k i n go nt h en e 佃o r kl a y e la n dt 1 1 i se n a b l e sm 1 sh i 曲 p e r f b m 柚c e 触de x p 柚s i b i l 畸南r 印p l i c a t i 彻i a y e rp r o t o c 0 1 t sp 印盯s n l d i e sm l l l 廿c a s tm e m b e 幅h i pa n i v 时f 曲a s m a n di tp u t sf b 刑a r dt h em e l i l o db y c o l l e c t i n gr p sm i b 血r 叫曲卧i m po ru s i n gp r o g m m m a b l em u m c a s tm u t e r 鹤r pt 0g e tm l l l t i c a s t m e m b e r s h i p 扯t j “何a n d 柚0 t h e rm e t t 州n a m e ds m a yb eu s e f u lb yp l 扯i i l gt h ef u i l c t i o n 叽h o s t s t h a nf o u 亡t t 1 1 i sp a p e ra l s od i s c u s s e sn e t v o r kd e p l o y m e n t sa n ds o m es s mi s s u e s t h et e 蚰培r c s u l t ss h o wt l l i sm o d e lc a f le n a b l et h ei n t e r o p e r 硝o nb e 似e e l li p v 4 锄di p v 6m u l t i c a s t ， a i l di sm a g e a b l e ds c a l a b l e 【k e ) w o f d s 】1 p v 6 ，m u h i c a s t ，订柚s i t i o n ，p t o t o c o l ”a n s l a t e ，m u l t i c a s ta d d t e s sm a p p h g 1 l 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：孝嶂日期： 一6 ， ；j 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：幽导师签名：丝 日期：驷z 岁，礼 第一章绪论 第一章绪论 随着互联网的迅速膨胀，接入主机数量的爆炸性增k + 新型业务的不断涌现，使得现有的i p v 4 协议已经难以满足日益增长的需求。地址的桔竭、路由表项的几何级增长、安全性、o o s 等诸多 因素促使下一代互联网协议i p v 6 山现。从i p v 4 到i p v 6 的过渡是一个漫长的过程，如何在这段时 间内保证他们之间的兼容互通是这一领域比较热门的研究内容。但目前很多的研究都是基于单播 开展的，组播作为i p v 6 必须支持的特性之一，同样存在着过渡问题。成功用于单播的协议转换技 术，并不完全适用于组播，因为单播采用的是一对一的通信方式，而组搔采用一对多的通信方式。 本章主要进行相关背景知识介绍，包括i p v 6 协议的概述以及相关组播技术，并给出论文的研 究背景、主要研究内容以及论文的组织结构。 1 1 i p v 6 协议及过渡技术 中国互联网络信息中心( c n n i c ) “第十六次中国互联网络发展状况统计报告”显示，截至到 2 0 0 5 年6 月3 0 日，我国的上网计算机数量已达到4 5 6 0 万台，上网用户总数突破1 亿，为1 0 3 亿 人。而分配剑的i p v 4 地址却只有6 8 3 0 万个。加上各交换、路由设备和移动终端、特种设备对i p 地址的消耗，以及在分配过程中几乎不可避免的地址浪费，实际上我国的l p 地址数量极其紧张， 人均分配的i p 地址仅为0 0 2 。i p 地址的匮乏已经开始严重制约我国数据通信网络的进步发展。 除了地址匮乏的问题外，随着电信网络和数据通信网络的逐步融合，i p v 4 显示出不能满足服务质 量保证、节点的移动性和安全性等要求，因此有必要改进l p 协议。1 1 1 i e t f 在9 0 年代初开始正式研究、讨论下一代i p ( i p n 蓟。最早的描述r p v 6 及其支持协议的r i 标准于1 9 9 6 年发表，经过完善，i p v 6 被选为下一代网络( n g n ) 的网络层核心协议。【2 1 1 1 1ip 、r 6 协议的特点 i p v 6 协议相比i p v 4 协议主要做出了如下几个方面的改进： 1 、寻址能力的扩展p j 。i p v 6 的地址长度由i p v 4 的3 2 位增加到现在的1 2 8 位，可以提供几乎 无限的地址空间，彻底解决了l p v 4 地址不足的问题。其为每一台网络设备提供全球唯一i p v 6 地 址的能力，使得用于解决地址匮乏问题的网络地址转换( n a t ) 技术成为历史，消除了n a t 带来 的众多负面影响，恢复了网络的端到端透明性。 i p v 6 的寻址结构是层次化的，这不但使得地址的分配更加灵活和方便，而且能够有效地进行 地址前缀的聚合，减小了互联网路由表的大小，从而路由处理更加高效。虽然i p v 4 的无类域问路 由( c i d r ) 技术达到了同样的目的，但它效率不高且扩展性不强。 在i p v 6 协议中不再使用广播这个概念，取而代之的是i p v 6 组播。i p v 6 提供了大量的组播地 址，因此组播地址的分配不像i p v 4 一样由于数量稀少而受限；同时，i p v 6 协议在组播地址中增加 了一个“s c o p e ”域，提高了组播路由的可扩展性。另外，除了组播与单播地址，i p v 6 协议定义了 一种新的地址类型，称为任播( a n y c a s t ) 地址，其被定义为一组网络接口( 通常属于不同节点) 的标识，发往一个任播地址的分组将被转发到由该地址标识的“最近”的一个网络接口，而“最 近”的定义一般基于路由协议中的距离度量。 地址自动配置功能也是i p v 6 寻址架构中的一个重要特征。i p v 6 网络设备可以自动发现所属的 东南大学硕十论文 网络并且获取全球唯一的地址，免去了人工配置或服务器配置( 如d h c p 服务器) 的负担，实现 了设备在网络中的即插即用。 2 、报头格式的简化口j 。虽然i p v 6 地址长度的增加导致了整个i p v 6 报头长度的增加，但i p v 6 报头格式相对于i p v 4 来说火大简化了。i p v 4 基本头部大小为2 0 字节，但i p 选项域长度可变，增 加了路由器对报头例行处理的开销。相反，i p v 6 头部大小为固定的4 0 字节，它舍弃了i p v 4 报头 】2 个字段中的6 个，并将一些字段改名后保留，同时还增加了一些新的字段以提高效率并引入新 特性。i p v 4 报头和i p v 6 报头格式的比较可参见图1 1 。 ipv4报头ipv6报头 馘零濒窜聚蛾丈i ： 涣r 每豳心：s 蕊 _j ， ；： ；琦蟛蛳辫、 “h - 面- i “9董；j 鳓轼_ i 、 熹溢慕潦漆杂釜；i i _ 璃毒矗i 萄豢五j c j 、_ 、一、j d e 8 t l 岫“o n a d 斟8 ( ) 自一_ d l m 口 圈 未变字段 i ! ：! 圈舍弃宇段 名称乖u 位置改_ 变的字段臣! ：! 蜀新增字段 v e 恤蚰 、飞r 商e l 醯、n ! f 日柑e 旆“ t 心、寸、弋 、i 、? 、n 、弋x 斗、飞、。i 七、* ，。：弋、。孓沁 n ) = i _ 坤嘲t 睁啦、n ? 叶、黼。蜘裤e 、j ? j 脚城嗵弋- - x 心心u 、i 、：。i 带、弋、) 、j h 、：、? l 【k 日l n a h 删a 拙日8 图l l ：i p v 4 报头和i p “报头比较 如图1 1 所示，i p v 4 报头中的报头长度、报文分段、校验和、i p 选项字段已被i p v 6 报头舍弃。 原因分别在于：1 i p v 6 报头长度固定为4 0 字节；2 i p v 6 协议规定只在源点进行报文分段，中间 路由器无需进行分段处理；3 绝人多数链路协议已经做了校验和与差错控制，而链路层的可靠性 亦相对较高。加之在传输层亦要做校验和处理，i p 层的校验和处理己无必要；4 i p 选项已被口v 6 扩展头部功能所代替。 3 、增强的安全性1 4 i 。是否实现并使用i p s e c 在i p v 4 协议中是可选项，但对于i p v 6 协议则是 必须的，i p s e c 本身就是i p v 6 协议族的一部分。因此，可以在i p 、，6 网络上的每个节点上使能i p s e c ， 大大增强了网络的安全性。 i p v 6 协议定义了安全扩展头部a h 与e s p ，由此可以方便地实现加密、认证等功能。同时由 于i p v 6 提供全球唯一地址，恢复了网络透明性，因此可在不使用额外防火墙的基础上提供端到端 的安全服务，如访问控制、私密性及数据完整性等，消除了防火墙可能带来的负面影响，如性能 瓶颈等。 4 、更好的移动性1 5 j 。与l p s e c 一样，移动性在i p v 4 中是额外增加的新特性，而在i p v 6 中则 是必选项。任何可移动i p v 6 节点都可使用这一功能在不断开原有连接的基础上实现漫游。相对于 移动i p v 4 ，移动i p v 6 主要有如下的改进：一是定义了四个新的目的地选项：绑定更新、绑定通告、 绑定请求以及家乡地址，藉由家乡地址与转交地址的绑定缓存，送往移动节点的报文可被透明路 由至其转交地址，实现了路由优化，避免了移动i p v 4 中的三角路由问题；二是在移动i p v 6 中， 当移动节点位于外地网络且必须通过本地代理中转时，传输给它的报文使用i p v 6 路由扩展头，而 不使用移动i p v 4 中的封装技术，从而减小了数据报长度，降低了传输开销；三是由于移动l p v 6 节点在外地网络上的临时转交地址可通过地址自动配置实现，因此移动1 p v 4 中的外部代理实体在 移动1 p v 6 中被省略了，简化了系统模型。 1 l2i p v 4 到i p v 6 的迁移和共存 由于现有i n t e m e t 的巨人规模，更换网络层协议将是一个庞火的工程。对于最终用户来说，感 2 第一章绪论 受不到l p 地址匮乏带来的问题；对于网络管理者，虽然为l p 地址的短缺而苦恼，但是网络层协 议的升级要求为l n 把m e t 上的每个主机和路由器都找到并安装新版本的网络软件，考虑到目前已经 有大量网络连接到i n t e m e t ，而且有很多不同的平台运行着j p v 4 ，因此整体切换式的升级是很难接 受且难以实现的。 向i p v 6 过渡将是一个相对缓慢的过程。预计l p v 4 和i p v 6 将长期共存，也许将永远共存。i e t f 注意到了这个问题，在r f c2 8 9 3 、r f c2 1 8 5 、r f c2 0 7 1 以及r f c2 0 7 2 等文档中都涉及向i p v 6 过渡的讨论，并针对不同的情景和要求提出了相应的迁移技术与集成策略。目前存在的迁移技术 可分为三大类州：第一类是双栈技术，同时连接i p v 4 和v 6 网络；一类是隧道机制，致力于穿越 i p v 4 主干实现i p v 6 间的通讯：一类是协议转换，实现i p v 6 与i p v 4 网络之间的互通。 双栈技术”1 其核心在于节点的网络层协议采用双协议栈，能同时处理i p v 4 i p v 6 数据报，应用 可以根据要选择协议栈。采用顺栈技术的节点必须各配置一个j p v 4 i p v 6 地址。表面上看这是一个 比较彻底的口v 4 i p v 6 互联解决方案，但其缺陷仍很明显：1 ) 它要求所有的网络节点都必须支持 双协议栈，这是一个庞人的工程，难度巨大；2 ) 它要求所有网络节点都同时配置i p v 6 和i p v 4 地 址，若i p v 4 地址不足，将无法正常t 作；3 ) 双栈节点与i p v 6 主机互联，必须升级涉及到碑地址 的应用层协议和软件以支持i p v 6 ，代价巨大。虽然可以在i p v 6 终端上配合使用 b i s 毋u m p _ i n 劬e s t a c k ) 或者b i a ( b u m p i n t h e - a p i ) 解决，但是需要升级i p v 6 主机的系软件，一旦 i p v 6 网络扩大，将不再能满足需要，因此不能用于骨干网，只能用于早期小范围的过渡。 隧道机制“1 的基本思想是用i p v 4 报头对原始l p v 6 报文进行封装以穿越i p v 4 主干，按照建立 方式可分为以下三种。1 ) 手工配置隧道。这是一种静态隧道，需在隧道两端服务器上进行手动配 置。配置参数较简单，除了本方隧道接口地址之外，只要额外提供对方隧道接口的i p v 4 地址。使 用手工配置隧道很容易实现多个i p v 6 站点之间的互联，但由于每一对站点之间都配有隧道，当站 点增多时，隧道数量就会急剧增加，大大加重了管理配置的压力。并且，如果在隧道主体沿途有 n a t 设备，隧道就不能起作用。2 ) 半自动隧道。典型的如t u n n e l b r o k e r 服务| 8 l ，它通过某种机制 实现隧道配置的半自动化，用来减轻由于静态隧道增多所带来的配置管理压力。但由其建立的隧 道同样是静态的，因此严格来说仅仅是一种辅助机制，而不是独立的隧道技术。3 ) 全自动隧道。 这是一种动态建立隧道的机制，隧道两端服务器并不需要静态配置对方的i p v 4 地址，相反，该地 址可通过需封装的i p v 6 报文的目的地址得到。由于其配置和管理负担小，因此适用于大规模部署 i p h v 6 的情形。现有的全自动隧道技术很多，典型的有6 t 0 4 ，i s a l 噙p 等。 协议转换按其协议转换处理的协议层不同，可分为网络地址转换、协议转换( n a t _ p t p l ) 和 传输中继转换( t c p - u d pr e l a y ”) 两种。n a t - p t 是在传统的网络地址转换n a t 基础上发展起 来的l p v 4 l p v 6 协议转换技术。它工作于网络层，其核心是在一个边界网关上，修改口包头，将 1 p v 6 地址动态映射为l p v 4 地址，记录相应的映射关系。在收到i p v 4 报文时，检查是否有相应的 映射关系存在如果存在就按照记录将其转换为l p v 6 报文，否则丢弃。n a t - p t 使用了n a l 淞e t w o r k a d d r e s st r s i a t i o n ) 技术，在转换【碉关上将源i p v 6 地址动态替换为i p v 4 地址。n a t - p t 不需要更 改用户终端的软硬件，对于用户是完全透明的。n a t - p t 本身也有一些不足，但是都可以克服，因 此这是目前在骨干网上部署i h 6 网络最好的与i p v 4 互通的转换技术。t c p u d pr e l a y 则通过在 传输层进行报文中继来实现i p v 6 主机和i p v 4 主机的t c p 九j d p 通信，但其地址映射的基本思想和 n a t - p t 是一样的。 3 东南大学硕十论文 1 2 组播技术 1 2 1 组播的基本概念 i p 通信包括三种通信方式，如图1 2 ：单播( u n i c a s t ) ，广播( b m a d c a s t ) 和组播( m u i t t c a s t ) 。 单播是最常用的通信模式，通信只能发生在两个主机之间，连接必须是一一对应的，一个发送者 只能对应一个接收者；广播般发生在某个网段内部，某个主机向一个网络段中的所有主机发送 数据信息，该网段所有主机都必须接收这个数据信息，并对其进行处理。大量的广播报文容易引 起广播风暴，因此广播通常被限制在本网段内，路由器一般不对广播报文进行路由和转发；组播 介于单播和广播之间，某个主机向网络中特定的一组主机发送数据信息。这些主机是通过组播地 址来标识的。源点主机只需要发送一份报文，就可以传递到群组内的所有接收者，而不需要如单 播通信那样，源点需要和每个接收者都建立单独的通信通道，这样就大大的减轻了源点的负担， 也减轻了网络带宽的占有和路由器的转发压力。因此组播技术尤其适用于高带宽的多媒体流服务。 【1 1 单播 1 2 2 组播地址编址 广播 图i2 ：i p 通信的三种模式 网络中的每一个网络接口必须拥有一个唯一的i p 地址。i p 地址为一个3 2 位二进制整数，i p 地址分为5 类。单播地址唯一标识网络中的单个接口，组播地址标识网络中的一个群组。i a n a ( i n t e m e ta s s i g l l e dn u m b c “a u t h 州口) 把d 类地址空间分配给组播，用i p 地址的前4 位固定为 1 1 1 0 来标识是组播地址，因此l p 组播地址的范围从2 2 4 o o o 到2 3 9 2 5 5 2 5 5 2 5 5 。i a n a 按照用途 将组播地址进行了划分，从2 2 4 o - o o 到2 2 4 o - o - 2 5 5 的组播地址是本地网络控制地址，用于组播的 局域网络控制，路由器不转发属于此范围的数据包。例如，组播路由协议p i m 使用2 2 4 o o 1 3 交 互组播路由信息。从2 2 4 o 1 o 到2 2 4 o 1 2 5 5 的组播地址是互联网络控制地址，用于必须经过网络 转发的协议控制数据。从2 3 9 o o o 到2 3 9 2 5 5 2 5 5 2 5 5 的组播地址是管理域内组播地珧，用于将组 播的范围限制在管理域内部。【】” 为了实现组播通信，需要将组播地址映射到以太网的m a c 地址。l a n a 保留了一段m a c 地 址用于组播通信，该段地址为0 1 0 0 5 e - o o - 0 0 o o 到0 1 0 0 5 e f f f f f f 。组播地址的后2 3 位直接 代入这种m a c 地址的后2 3 位，如图1 3 。由于组播地址的个数多于m a c 地址个数，因此可能出 4 适 羊直 z 竿直早i是 第一章绪论 现多个组播地址( 最坏的情况是2 5 个组播地址) 映射到同一个m a c 地址。组播通过i p 层协议 来区分哪些属于自己的报文，来避免这种冲突。1 1 l l 2 慧h i 穗 厂 o43 l 1 2 3 组播分发树 图l3 ：组播i p 地址映射到m a c 地址 在单播技术中，报文通过网络沿着单一的路径从源主机向目标主机传递。然而在组播技术中， 组播源向任一被组播地址表示的一群主机传递信息。为了保证网络中某个群组内的所有接收者能 够接收到该群组内的信息，需要某种机制来描述组播报文在网络里经过的路径，这种机制就叫做 组播分发树。组播分发树只能描述组播报文在组播路由器间的转发路径，不能延伸到接收者所在 的主机，当组播报文由某个网络的边界路由器进入子网中进行传输时，由二层设备，例如交换机 来提供转发功能。 在目前的组播网络中，组播分发树有两种基本类型：有源树和共享树。l l ! ! ! ：! ：i ：! 垣垦壅 图1 4 ：组播共享树 有源树是最简单的组播分布树。有源树的根是组播信息流的数据源，有源树的分支是连接组 播成员的网络。有源树以最短路径贯穿网络，所以又被称为最短路径树( s p t ) ，用特殊的记号( s ， g ) 来标识，s 是数据源的l p 地址，g 是组播组地址。当一个组播组中有多个数据源时，每个数 据源都有各自单独的s p t ，每个s p t 能准确描述针对特定组播数据源发生的情况。 共享树是指以网络中的某个结点作为公共根( 通常被称为汇合点r p 或者核心) 而形成的组 播树。为了将信息组播给组中的每个成员，源主机必须先将信息发送给公共根，然后由公共根将 信息沿着组播树转发给每个成员，因此组播共享树也称为r p 树( r p t ) 或者有核树( c b t ) 。组 东南大学碗上论文 播共享树用一种通配符( + ，g ) 表示，+ 表示所有的主机，g 表示组播组地址，图1 4 中的共享树 可 ；i 表示成为( ，2 2 4 2 2 2 ) 。共享树的根为路由器d ，其中主机a ，b ，c 是组播组的成员，a 是数据源。当主机a 向组播组发送信息时，主机a 的信息先经过路由器a ，b 到达d ，然后由d 沿着组播树将信息传送给组成员b 和c 。 共享树分为两种：单向共享树和双向共享树。单向共享树中，数据只能通过共享树的根，才 能发送给各个组成员。因此，组搔源必须采取一些手段使根首先得到信息。一种方法是将根和最 短路径树结合，将组播流引到根，再转发到共享树。p i m 协议使用这种方法向根或r p 传送组播 信息。另一种方法是由组播源所在的第一跳路由器直接向根发送单播信息。c b t 协议使用这种方 法。在双向共享树中，组播信息可以经过也可以不经过共享树的根发送给各个组成员。例如在图 1 4 中，主机b 作为源主机，从主机b 发送到组播组2 2 4 2 2 2 的信息，一方面通过路由器b 流向 共享组播树的根( 路由器d ) ，另一方面又通过路由器b 流向路由器a ，转发给主机a 。 1 2 4 组播路由协议 对于大规模的i p 组播网络米说，组播路由协议一般分为域内组播路由协议和域间组播路由器 协议。其中域内组播路由协议由各个a s ( 自治域) 管理员运行和管理，域间协议主要实现域间的 组播通信。 目前常用的域内组播路由协议基本分为以下三个类型：密集模式协议( d v i r p 和p i m d m ) 、稀疏模式协议( p l m s m 和c b t ) 和链路状态协议( m o s p f ) 。其中p i m 协议，既能配 置在密集模式下工作，也能在稀疏模式下工作，甚至可以配置成动态的做出密集所疏决定的工作 方式。而域间组播路由协议主要包括m b g p ( m u n i c a s t b o r d e r g a l e w a v p r o t o c 0 1 ) 和m s d p f m u l t i c a s t s o u r c ed i s c o v e yp 咖c 0 i ) 。m b g p 对b g p 进行了一些扩展使之适合于多种协议的路由交换，但目 前主要用于组播。该协议增加了路由信息的状态，每一条路由可以标记为是单播的还是组播的路 由。这样就可以为组播维护其路由信息和状态，解决域间的组播路由问题。要完成域问组播，除 了要使用m b g p 解决路由问题，对于p i m - s m 域互联还要辅助使用m s d p ，该协议如其名字一样 主要用于解决不同域之间的组播源的发现问题。通过组播源的发现，域之间可以互相知道存在的 每一个域内的组播源，从而建立从组播源到组播接收者的组播分发树。1 1 4 l i “】 在分辨各种组播路由协议之前，首先要明确组播路由是一种颠倒的路由，也就是说，它所关 注的是组播报文从哪里来的，而不关心从哪里出去。这一点与单播路由中根据报文的目的地址选 择外出端口的方式是截然不同的。正因为如此，组播路由表中的信息往往被用来确定是否在正确 的端口收到了预期的组播报文。这样的工作方式被称为逆向路径转发( r p f ) ，而为了确定组播报 文到达正确的端口所进行的测试叫做i 心f 检查。当路由器接收到一个组播报文，首先检查它的单 播路由表来查找到此组播报文发送源路径最短的接口，如果这个接口就是该组播报文到达的接口， 那么路由器就将这个组播组信息记录到它的组播路由表中，并且将该组播报文向除接收到该数据 包的端口以外的其他端口进行转发；如果这个组播报文的到达接口不是该路由器到其发送源的最 短路径的接口，那么这个报文将被丢弃。通过这样一种机制，保证所构建的组播分发树中不会出 现环，并且从组播源到所有接收者的路径都是最短的。 稀疏模式协议一般利用共享树，有时根据需要也会使用到有源树。与密集模式协议不同，稀 疏模式协议采用p u l l 的方式，也就是说组播树不是预先覆盖到所有子网，而是预先设定网络中 没有群组接收者，除非使用加入动作来中请，否则组播报文不会被传送到该子网。为了将组播报 文p u l l 到组内接收者处，必须建立从共享树根结点( p l m s m 中的r p 和c b t 中的核心) 到接 收者所在于网的共享树分支。为了构造该分支，边界子网路由器向根结点发送共享树加入消息， 加入消息经过沿途逐跳路由器到达根结点，所经过的路径就构成了一个共享树的分支。在某些情 况下，也可以通过向组播源发送有源树加入信息，建立由各个组播源到接收者的有源树。当然， 6 第一章绪论 共享树的分支一旦建立以后，也不是永久存在的，如果不被更新的话，分支将被暂停并被删除。 因此需要通过周期性的发送加入更新消息来维护共享树的分支。例如p i m s m 就是通过周期性的 向共享树根重新发送加入消息来达到更新的目的。当组播流量不再需要时，可以通过剪枝的方式 撤销该共享树分支。以群组g 为例，当某个边界路由器检测到其所在子网不再有群组g 的接收者 时，该路由器向共享树根发送剪枝信息，采集该分支，这样不需要等待共享树分支超时，可以大 大减轻网络资源的占用。由于采用加入、更新、剪枝的工作方式，稀疏模式协议可以工作于大规 模的网络范围，例如i n t e m e t ，并且适用于组成员分布比较分散和组成员关系变化比较频繁的场合， 是目前1 p 组播网络中最常用的组播路由协议。 1 2 5 组管理协议 l g m p ( i 州e n l e tg r o u pm a l l a g ep r o t o c 0 1 ) 协议被用来动态地管理群组成员加入和退出。当一台 主机希望加入一个组播组，它发送i g m p 加入消息通知本地的组播路由器。本地组播路由器监听 i g m p 加入消息，知道该端口有主机要加入某个组播组，组播路由器就为该端口转发组播数据包。 当主机准备离开组播组，主机也发送i g m p 离开消息给本地的组播路由器，或者选择强行离开的 方式，当组播路由器发现端口r 游不再有其他的组播成员，就停i t 向这个端口转发组播信息。因 此可以看出，i g m p 协议主要用于本地组播路由器和本地子网内的主机之间进行交互，本地路由 器通过i g m p 协议或者本地子网内群组成员的情况，从而决定转发或抑制组播流量；主机通过 i g m p 协议来请求或终止组播流景。 l g m p 消息封装在l p 数据报文中，用i p 协议号2 来标识。并且传送l g m p 信息的i p 报文设 置r r l 值为1 ，因此i g m p 报文不会被路由器转发出去。目前i g h 但协议有三个版本，分别为 i g m p v l v 2 ，v 3 。 i g m p v l 是最早的】g m p 协议，包括两种消息：成员查洵和成员报告。这两种消息可以完成 最基本的群组加入和群组维护工作，i g m p v l 在r f c l l l 2 中有详细定义。 i g m p v 2 基本上与i g m p v l 相同，针对i g m p v l 中的缺点作了一些扩展。相对i g m p v l 来说， i g m p v 2 增加了指定组查询，1 g m p v 2 中可以直接对单个的组播组进行查询。另外，i g m p v 2 增加 了离开群组的消息，这样组成员可以显式地退出一个群组，而在l g m p v l 中，组播路由器要发出 查询请求后，发现没有组成员响应才能确定群组成员的离开。i g m p v 2 在r f c 2 2 3 6 中有详细描述。 l g m p v 3 目前已经成为标准( i 讧c 3 3 7 6 ) ，l g m p v 3 中增加了源点过滤的功能，它允许一个群 组加入者通知组播路由器它所希望接收的组播数据的源点，路由器只转发它指定的源点发送的数 据。这样一方面可以阻止不想要的组播流被发送到主机所在的子网，另一方面可以简化组播路由 协议，已经在s s m ( s o u r c e - s p e c 访c m u l t i c 8 s 1 ) 服务模型中得到应用。 i g m p 协议只适用于l p v 4 下的组播，在i p v 6 中，采用m l d ( m u l n c a s tl i s t e n e rd i s c o v e r v r _ f c 2 7 1 0 ) 米代替l g m p 。m l d v l 与l g m p 、，2 相对应，m l d v 2 与i g m p v 3 相对应。m l d 与i g m p 的基本交互过程是相似的。与i g m p 不同的是，m l d 是i c m p v 6 的一个子集。m l d 共有三类报 文：组播侦听查询报文( 1 c m p v 6 类型1 3 0 ) ，组播侦听报告报文( i c m p v 6 类型1 3 1 ) ，组播侦听 已完成报文( i c m p v 6 ，类型1 3 2 ) 。 目前，i p v 4 组播路由器均支持i g m p v l v 2 ，i p v 6 组播路由器均支持m l d v l ，一些高端的组 播路由器通过i o s 升级也可以部分支持i g m p v 3 ，m l d v 2 。对于主机系统来说，w j n d o w s 系统目前 基本都支持i g m p v 2 ，其中m n d o w sx p 部分支持i g m p v 3 ：u n i x 系统，特别是对于l i n u x 系统 来说目前也都基本支持i g m p 、，2 ，通过安装相应补丁程序，也可以支持l g m p v 3 。在现在的组播网 络中，“泛使用的是i g m p v 2 协议。【j i l l l 8 l 1 2 0 l 7 东南大学硕士论文 1 2 6 组播模型 组播模型在提出时，虽然具有单播所不能比拟的很多优点，但是相对于单播模型在商业化网 络中成功运行了很多年，组播模型还是仅仅局限于实验室的产品。当它真正被应用到商业化网络 中时，需要进行更进一步的研究。因此从组播模型提出开始，就延伸出一系列的组播模型。这些 新的组播模型各有特点，但是其研究的出发点都是针对原始组播模型的不足所进行的改进，或者 是提出的全新概念。目前所提出的组播模型包括： 1 a s m 组播模型。所谓a s m ，就是a n ys o u r c em u l t i c a s t ，任意源组播的意思。这个组播模型就 是r f c l l l 2 中所定义的最原始的组播模型。它的名字是相对于s s m 组播模型所提出的。在 a s m 组播模型中，任何主机都可以向任意群组发送报文，任何主杌都可以通过简单的加入机 制成为群组的成员，加入机制没有任何的限制和身份验证过程。总之，a s m 模型具有很强的开 放性和易用性。i l ” 2 s s m 组播模型。所谓s s m ，就是s o u r c es p e c 讯cm u l t i c a s t ，指定源组播的意思。s s m 组播模型 提出了比较长时阃了。l e t f 专门有一个s s m 小组来研究s s m 组播模型和相关技术。s s m 组 播模型定义在r f c 3 5 6 9 中，并且目前有路由器厂商来实现s s m 组播技术。在s s m 模型中， 不再是简单的通过组播地址g 来定义一个群组，而是将g 和组播源的单播地址s 绑定在一起 定义一个群组，表示为二元组 ，称作一个组播频道( c h a n n e l ) 。这样，任何接收者需要 通过预定( s u b s c r i b e ) 某个组播频道，从而接收该频道内的组播报文。这样，通过使用s s m 组 播模型，可以将组播服务抽象成一个组播频道的概念，这个组播频道由一个唯一的组播源s 和任意多个接收者所组成。s s m 模型是由早期的e x p r e s s 模型发展而来的，i a n a 分配了专 门的组播地址空间给s s m 模型，从而和a s m 模型进行区分。i p v 4 中，分配了2 3 2 8 给s s m 服务；i p v 6 中，分配了f f 3 x ：9 6 给s s m 服务。由于在s s m 模型中定义了一个全