计算机网络——网络层（路由选择协议、路由器工作原理、IP多播、虚拟专用网和网络地址转换）_业界新闻

发布时间:2024-07-17 21:00

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收到IP多播数据报的主机还要在网际层利用软件进行过滤

网际组管理协议IGMP的基本工作原理——加入多播组

网际组管理协议IGMP的基本工作原理——监视多播组的成员变化

网际组管理协议IGMP的基本工作原理——退出多播组

路由选择协议

应当指出，路由选择是个非常复杂的问题，因为它是网络中的所有节点共同协调工作的结果。其次，路由选择的环境往往是不断变化的，而这种变化有时无法事先知道。

例如，网络中出了某些故障。此外，当网络发生拥塞时，就特别需要有能缓解这种拥塞的路由选择

倘若从路由算法能否随网络的通信量或拓扑自适应地进行调整变化来划分，则只有两大类，即静态路由选择策略与动态路由选择策略。静态路由选择也叫作非自适应路由选择，

静态路由选择：
采用人工配置的方式给路由器添加网络路由.默认路由和特定主机路由等路由条目。
静态路由选择简单、开销小，但不能及时适应网络状态(流量、拓扑等)的变化。
静态路由选择一般只在小规模网络中采用。

动态路由选择：
路由器通过路由选择协议自动获取路由信息。
动态路由选择比较复杂、开销比较大，但能较好地适应网络状态的变化。
动态路由选择适用于大规模网络。

因特网的路由选择协议特点

解释因特网的路由选择协议——分层次特点

路由信息协议RIP

路由信息协议(Routing Information Protocol，RIP）是内部网关协议中最先得到广泛使用的协议之一。

RIP要求自治系统AS内的每一个路由器，都要维护从它自己到AS内其他每一个网络的距离记录。这是一组距离，称为距离向量(Distance-Vector，D-V) 。

RIP衡量目的网络距离

RIP使用跳数(Hop Count)作为度量(Metric)来衡量到达目的网络的距离。
RIP将路由器到直连网络的距离定义为1。
RIP将路由器到非直连网络的距离定义为所经过的路由器数加1。
RIP允许一条路径最多只能包含15个路由器，距离等于16时相当于不可达。因此RIP只适用于小型互联网。
举例说明如下：

RIP选择路由器的方式

RIP认为好的路由就是“距离短”的路由，也就是所通过路由器数量最少的路由。
当到达同一目的网络有多条RIP距离相等的路由时，可以进行等价负载均衡，也就是将通信量均衡地分布到多条等价的路径上。

RIP具有以下三个重要特点

和谁交换信息：
        仅和相邻路由器交换信息。

交换什么信息：
        路由器自己的路由表。
        即本路由器到所在自治系统AS中各网络的最短RIP距离，以及到各网络应经过的下一跳路由器。
何时交换信息：
        周期性交换（例如，每隔约30秒)。
        为了加快RIP的收敛速度，当网络拓扑发生变化时，路由器要及时向相邻路由器通告拓扑变化后的路由信息，这称为触发更新。

RIP的基本工作流程

RIP的基本工作过程小结如下
路由器刚开始工作时，只知道自己到直连网络的RIP距离为1。
每个路由器仅和相邻路由器周期性地交换并更新路由信息。
若干次交换和更新后，每个路由器都知道到达本自治系统AS内各网络的最短距离和下一跳路由器,称为收敛。

RIP的距离向量算法

D中路由表修改规则如下：

除了上述RIP路由条目更新规则，在RIP的距离向量算法中还包含以下一些时间参数:
路由器每隔大约30秒向其所有相邻路由器发送路由更新报文。
若180秒(默认）没有收到某条路由条目的更新报文，则把该路由条目标记为无效（即把RIP距离设置为16，表示不可达)，若再过一段时间(如120秒)，还没有收到该路由条目的更新报文，则将该路由条目从路由表中删除。

RIP存在的问题——“坏消息传播得慢”

“ 坏消息传播得慢”的问题又被称为路由环路或RIP距离无穷计数问题。这是距离向量算法的一个固有问题。可以采取以下多种措施减少出现该问题的概率或减小该问题带来的危害:
限制最大RIP距离为15(16表示不可达)。
当路由表发生变化时就立即发送路由更新报文(即“触发更新”)，而不仅是周期性发送。
让路由器记录收到某个特定路由信息的接口，而不让同一路由信息再通过此接口向反方向传送(即“水平分割”)。

使用上述措施仍无法彻底解决问题。因为在距离向量算法中，每个路由器都缺少到目的网络整个路径的完整信息，无法判断所选的路由是否出现了环路。

RIP的封装

现在较新的RIP版本是1998年11月公布的RIP2，已经成为因特网标准协议。与RIP1相比，RIP2可以支持变长子网掩码和CIDR。另外，RIP2还提供简单的鉴别过程并支持多播。

RIP相关报文使用运输层的用户数据报协议UDP进行封装，使用的UDP端口号为520。

从RIP报文封装的角度看，RIP属于TCP/IP体系结构的应用层。
但RIP的核心功能是路由选择，这属于TCP/IP体系结构的网际层。

开放最短路径优先协议OSPF

开放最短路径优先(Open Shortest Path First，OSPF）协议是为了克服路由信息协议RIP的缺点在1989年开发出来的。

“开放”表明OSPF协议不是受某一厂商控制，而是公开发表的。
“最短路径优先”是因为使用了Dijkstra提出的最短路径算法(Shortest Path First，SPF)。

‘开放最短路径优先”只是一个路由选择协议的名称，但这并不表示其他的路由选择协议不是“最短路径优先”。实际上，用于自治系统AS内部的各种路由选择协议（例如RIP)，都要寻找一条“最短”的路径。

OSPF是基于链路状态的，而不像RIP是基于距离向量的。
OSPF基于链路状态并采用最短路径算法计算路由，从算法上保证了不会产生路由环路。
OSPF不限制网络规模，更新效率高，收敛速度快。

链路状态

链路状态是指本路由器都和哪些路由器相邻，以及相应链路的“代价(cost)" 。“代价”用来表示费用、距离、时延和带宽等，这些都由网络管理人员来决定。

OSPF路由器邻居关系的建立和维护

OSPF相邻路由器之间通过交互问候(Hello)分组来建立和维护邻居关系。

问候(Hello)分组封装在IP数据报中，发往组播地址224.0.0.5。IP数据报首部中的协议号字段的取值为89，表明lP数据报的数据载荷为OSPF分组。

问候(Hello)分组的发送周期为10秒。
若40秒未收到来自邻居路由器的问候(Hello)分组，则认为邻居路由器不可达。
每个路由器都会建立一张邻居表。

R1邻居表另一边状态如下：

链路状态通告

使用OSPF的每个路由器都会产生链路状态通告(Link State Advertisement，LSA)LSA中包含以下两类链路状态信息:

直连网络的链路状态信息
邻居路由器的链路状态信息

链路状态分组

链路状态通告LSA被封装在链路状态更新(Link State Update，LSU)分组中，采用可靠的洪泛法(Flooding)进行发送。

洪泛法的要点是路由器向自己所有的邻居路由器发送链路状态更新分组，收到该分组的各路由器又将该分组转发给自己所有的邻居路由器（但其上游路由器除外)，以此类推。
可靠是指收到链路状态更新分组后要发送确认，收到重复的更新分组无需再次转发，但要发送一次确认。

链路状态数据库

使用OSPF的每一个路由器都有一个链路状态数据库(Link State Database，LSDB)，用于存储链路状态通告LSA。
通过各路由器洪泛发送封装有各自链路状态通告LSA的链路状态更新分组LSU，各路由器的链路状态数据库LSDB最终将达到一致。

这是在路由器R2的链路状态数据库，其中记录有系统中各路由器的链路状态通告

基于链路状态数据库进行最短路径优先计算

使用OSPF的各路由器，基于链路状态数据库LSDB进行最短路径优先计算，构建出各自到达其他各路由器的最短路径，即构建各自的路由表。

OSPF的五种分组类型

OSPF构成的数据报很短。这样做可减少路由信息的通信量。

数据报很短的另一好处是可以不必将长的数据报分片传送。分片传送的数据报只要丢失一个，就无法组装成原来的数据报，而整个数据报就必须重传。

OSPF的基本工作过程

多点接入网络中的OSPF路由器

在多点接入网络中OSPF路由器邻居关系的建立


        为了确保链路状态数据库与全网的状态保持一致，OSPF 还规定每隔一段时间，如30分钟，要刷新一次数据库中的链路状态。
        由于一个路由器的链路状态只涉及与相邻路由器的连通状态，因而与整个互联网的规模并无直接关系。因此当互联网规模很大时，OSPF 协议要比距离向量协议RIP 好得多。

为了减少所发送问候分组和链路状态更新分组的数量，OSPF采用以下措施:
选举指定路由器(Designated Router，DR)和备用的指定路由器(Backup DesignatedRouter，BDR)
所有的非DR/BDR只与DR/BDR建立邻居关系
非DR/BDR之间通过DR/BDR交换信息

OSPF协议划分区域

为了使OSPF协议能够用于规模很大的网络，OSPF把一个自治系统AS再划分为若干个更小的范围，称为区域(area) 。

每个区域的规模不应太大，一般所包含的路由器不应超过200个。

划分区域的好处就是把利用洪泛法消化链路状态信息的范围局限于每一个区域，而不是整个自治系统的AS，这样就减少了整个网络上的信息量。

区域中路由器的种类
自治系统边界路由器：在主干区域内还要有一个路由器，专门和本自治系统外的其他自治系统交换路由信息。如本例中的R6
主干路由器：主区区域内的路由器。例如本例中的路由器R3、R4、R5、R6和R7
区域内路由器：路由器的所有接口都在同一个区域内。区域1内的R1和R2，区域2内的R8，区域3内的R9
区域边界路由器：一个接口用于连接自身所在区域，另一个接口用于连接主干区域。本例中的R3、R4和R7

区域边界路由器的工作
以R3为例，R3向区域1发送区域区域0、2和3的链路状态通告；而向主干区域发送区域1的链路状态通告

采用划分区域的方法，虽然使交换信息的种类增多了，同时也使OSPF协议更加复杂了，但这样做能使每一个区域内部交换路由信息的通信量大大减小，因而使OSPF协议能够用于规模更大的自治系统AS.

练习

外部网关协议BGP

外部网关协议BGP对互联网非常重要。我们知道，前面两节所介绍的路由选择协议 RIP和 OSPF，都只能在一个自治系统AS内部工作。

因此，若没有协议BGP，那么分布在全世界数以万计的AS都将是一个个没有联系的孤岛。正是由于有了BGP这种黏合剂，才使得这么多的AS 孤岛能够连接成一个完整的互联网。

BGP的产生原因

Q:在不同自治系统AS之间的路由选择为什么不能使用内部网关协议，如RIP或OSPF?
        A:内部网关协议（如RIP或OSPF）主要是设法使数据报在AS中尽可能有效地从源站传送到目的站。在一个AS内部也不需要考虑其他方面的策略
        然而BGP的适应环境大不相同：
互联网的规模太大，使得自治系统AS之间路由选择非常困难：
链路状态相关协议所遇到的问题：目前在互联网的主干网路由器中，一个转发表的项目数甚至可达到50万个网络前缀。如果使用链路状态协议，则每一个路由器必须维持一个很大的链路状态数据库。
        对于这样大的主干网用Dijkstra 算法计算最短路径时花费的时间也太长。

路径度量相关协议所遇到的问题：另外，由于自治系统AS各自运行自己选定的内部路由选择协议，并使用本AS指明的路径度量，因此，当一条路径通过几个不同AS时，要想对这样的路径计算出有意义的代价是不太可能的。
例如，对某 AS来说，代价为1000可能表示一条比较长的路由。但对另一AS，代价为1000却可能表示不可接受的坏路由。
合理的做法：在自治系统之间交换“可达性”信息（“可到达”或“不可到达”)。例如，告诉相邻路由器:“到达网络前缀N可经过自治系统AS1”
自治系统AS之间的路由选择必须考虑有关策略:
由于相互连接的网络的性能相差很大，会有如下情况出现
根据最短距离（即最少跳数）找出来的路径，可能并不合适。
也有的路径的使用代价很高或很不安全。
还有一种情况，如自治系统AS3,要发送数据报给自治系统AS3，本来最好是经过自治系统AS3;。但AS3不愿意让这些数据报通过本自治系统的网络即使AS1愿意支付一定的费用。
但另一方面，自治系统AS3愿意让某些相邻自治系统的数据报通过自己的网络，特别是对那些付了服务费的某些自治系统更是如此。
因此，自治系统之间的路由选择协议应当允许使用多种路由选择策略，这些策略并不是基于路由协议本身，而是包括政治、安全或经济方面的考虑：
例如，我国国内的站点在互相传送数据报时不应经过国外兜圈子，特别是不要经过某些对我国的安全有威胁的国家。
还可举出一些策略的例子，如:“仅在到达下列这些地址时才经过AS1,"，“AS1和AS2相比时应优先通过AS1”
显然使用这些策略只是为了找出更好路由而不是最佳路由

由于上述情况，边界网关协议 BGP只能是力求选择出一条能够到达目的网络前缀且比较好的路由（不能兜圈子)，而并非要计算出一条最佳路由。

这里所说的BGP路由，是指经过哪些自治系统AS可以到达目的网络前缀。当然，这选择出的比较好的路由，也有时不严格地称为最佳路由。

BGP采用了路径向量(path vector)路由选择协议，它与距离向量协议(如RIP）和链路状态协议（如OSPF）都有很大的区别。

BGP的工作流程概括

BGP发言人除了运行BGP协议外，还必须运行自己所在AS所使用的内部网关协议IGP，例如RIP或OSPF。

BGP路由的一般格式

前缀：就是通告的BGP路由终点（子网前缀)。
AS-PATH(自治系统路径）是通告的BGP路由所经过的自治系统。BGP路由每经过一个AS，就将其自治系统号ASN加入到AS-PATH中，“BGP路由”必须指出通过哪些自治系统AS，但不指出路由中途要通过哪些路由器。
NEXT-HOP（下一跳）是通告的BGP路由起点。

BGP属性有好几种类型，但最重要两个就是这里列出的 AS-PATH和 NEXT-HOP。

BGP工作流程详解

R4收到R1的BGP路由
这样，路由器R4只要收到要到达前缀X的分组，都按照R4→R3→R2→R1→X的路径,最后到达前缀X。

三种不同的AS自治系统

在互联网中自治系统AS的数量非常之多，其连接图也是相当复杂的。但归纳起来，可以把AS划分为三大类，即末梢AS (stub AS)、穿越AS（transit AS) 和对等AS (peering AS)。

末梢AS (stub AS)
末梢AS不是穿越AS，它不允许分组穿越自己的自治系统。
末梢AS5也不能把（AS5→AS2一AS4）这样的BGP路由信息通告给AS3;如果AS3有分组要转发给AS4，可以通过对等AS2转发，但不能通过末梢AS5。

对等AS
是经过事先协商的两个AS，彼此之间的发送或接收分组都不收费，这样大家转发分组都比较方便。

穿越AS
往往是拥有很好的高速通信干线的主干AS，其任务就是为其他的AS有偿转发分组。通常都会有很多的AS连接到穿越AS上。

BGP路由必须避免兜圈子的出现

因此AS3应立即删除此BGP路由，因而避免了兜圈子路由的出现。

BGP的路由选择

假如从一个AS到另外一个AS中的前缀X只有一条BGP路由，那么就不存在选择BGP路由的问题，因为这时BGP路由是唯一的。
但如果到前缀X有两条或更多的BGP路由可供选择，那么就应当根据以下的原则，按照这里给出的先后顺序，选择一条较好的BGP路由。

本地偏好LOCAL-PREF (LOCAL PREFerence)值最高的路由要首先选择。
        在 BGP路由中的属性里面有一个选项叫作本地偏好，在属性中记为LOCAL-PREF。
        本地偏好也就是本地优先，是指，从本AS开始的、到同一个前缀的不同 BGP路由中，挑选一个较好的（即偏好值最高的）路由。这可由路由器管理员或网络管理员根据政治上或经济上的策略来设置。
        但是，即使所有的通信量都通过这条高速链路，使得链路负荷过重，协议 BGP也无法把一些负载调整到负载较轻的那条低速链路上。

如果从几条BGP路由中找不出本地偏好值最高的路由，则执行下一条。

选择具有AS跳数最少的路由
这个例子再次说明了协议BGP无法选择出最佳路由。

如果按前两种方法都无法选择最好的路由，那么就在要进入BGP路由的AS，执行热土豆路由选择算法

热土豆路由选择算法

选择BGP标识符最小的路由
在BGP进行交互的报文中，其首部有一4字节的字段，叫作 BGP标识符，记为 BGP ID。这个字段被赋予一个无符号整数作为运行 BGP 的路由器的唯一标识符。
具有多个接口的路由器有多个IP地址。BGP ID 就使用该路由器的IP地址中数值最大的一个。

BGP适用于多级结构的因特网

BGP-4的四种报文

BGP报文是作为TCP报文的数据部分来传送的，四种类型的BGP报文具有同样的首部。

练习

路由器基本工作原理

路由器是一种具有多个输入端口和输出端口的专用计算机，其任务是转发分组。

这是典型的路由器基本结构，它由路由选择部分和分组转发部分这两部分构成
路由选择部分的核心构建是路由选择处理机
分组转发部分由交换结构,一组输入端口以及一组输出端口构成。
路由选择处理机的作用：其任务是根据所使用的路由选择协议的周期性的与其他路由器进行路由信息的交换，以便构建和更新路由表。

路由器的工作流程

数据分组进入交换结构后

数据分组转发
假如输入端网络层传输的是路由报文

路由器的各端口还应具有输入缓冲区和输出缓冲区
输入缓冲区用来暂存新进入路由器，但还来不及处理的分组。
输出缓冲区用来暂存已经处理完毕，但还来不及发送的分组。

交换结构的速率

交换结构的速率对于路由器的性能是至关重要的。

为了提高路由器的转发速率，实现转换结构的三种基本方式是通过存储器，通过总线以及通过互联网络这三种交换结构可实现的。

IP多播

多播(Multicast，也称为组播）是一种实现“一对多”通信的技术，与传统单播“一对一”通信相比，多播可以极大地节省网络资源。

在因特网上进行的多播，称为IP多播。

IP多播可以分为以下两种:

只在本局域网上进行的硬件多播。
在因特网上进行的多播。

现在IP多播(multicast，以前曾译为组播）已成为互联网的一个热门课题。这是由于有许多的应用需要由一个源点发送到许多个终点，即一对多的通信。
例如，实时信息的交付（如新闻、股市行情等)、软件更新、交互式会议等。随着互联网的用户数目的急剧增加，以及多媒体通信的开展，有更多的业务需要多播来支持。

用视频接收来举例说明
当多播组的成员数量很大时，采用多播方式可以显著地减少网络中各种资源的消耗。

IP多播与多播组

目前大部分主机都是通过局域网接入因特网的。因此，在因特网上进行多播的最后阶段，还是要把IP多播数据报在局域网上用硬件多播交付给多播组的所有成员。

每个多播组的成员是可以随时变动的，一台主机可以随时加入或离开多播组。
多播组成员的数量和所在的地理位置也不受限制，一台主机可以属于几个多播组。
非多播组成员也可以向多播组发送IP多播数据报。
与IP数据报相同，IP多播数据报也是“尽最大努力交付”，不保证一定能够交付给多播组内的所有成员。

IPv4多播地址又可分为预留的多播地址（永久多播地址)、全球范围可用的多播地址以及本地管理的多播地址。

在局域网上进行硬件多播

由于MAC地址（也称为硬件地址）有多播MAC地址这种类型，因此只要把IPv4多播地址映射成多播MAC地址，即可将IP多播数据报封装在局域网的MAC帧中。
当给某个多播组的成员主机配置其所属多播组的IP多播地址时，系统就会根据映射规则从该IP多播地址生成相应的局域网多播MAC地址。

剖析mac地址和ip地址的关系

因特网号码指派管理局IANA，将自己从IEEE注册管理机构申请到的以太网MAC地址块中从01-00-5E-00-00-00到01-00-5E-7F-FF-FF的多播MAC地址，用于映射IPv4多播地址。

最大多播mac地址和最小多播mac地址

32位ipv4地址映射成48位多播mac地址的方法

IP多播地址与多播MAC地址的映射关系
如果不同的IP多播地址之间的不同之处仅出现在不能映射的那5个比特,则这些IP多播地址会映射出同一个多播MAC地址。

收到IP多播数据报的主机还要在网际层利用软件进行过滤

在mac层无法匹配的主机
在mac层匹配的，但网际层不匹配
mac层和网际层都匹配的

在因特网上进行IP多播的两种协议

要在因特网上进行IP多播，就必须要考虑IP多播数据报经过多个多播路由器进行转发的问题。

多播路由器必须根据IP多播数据报首部中的IP多播地址，将其转发到有该多播组成员的局域网。

简述两种协议的作用

IGMP的作用

网际组管理协议IGMP

和网际控制报文协议ICMP相似，IGMP使用IP数据报传递其报文(即 IGMP报文加上IP首部构成IP数据报)，但它也向IP提供服务。因此，我们不把 IGMP看成是一个单独的协议，而是属于整个网际协议IP的一个组成部分。

洪泛法建立广播树

洪泛法在网络环路中会兜圈产生广播风暴。

网际组管理协议IGMP的基本工作原理——加入多播组

网际组管理协议IGMP的基本工作原理——监视多播组的成员变化

大约两秒钟后，主机B发送IGMP成员报告报文

假设主机C不再是多播组228.1.1 1.1的成员

        需要说明的是，收到IGMP成员查询报文的被查询多播组的任何成员将会发送IGMP成员报告报文作为应答。为了减少不必要的重复应答，每个多播组只需要有一个成员应答就可以了。
        因此采用了一种延迟响应的策略，那就是收到IGMP成员查询报文的主机，并不是要立即响应，而是在1到10秒的范围内等待一段随机的时间后再进行响应。如果在这段随机的时间内收到了同组其他成员发送的IGMP呈报报告报文就取消响应。