Олифер В.Г., Олифер Н.А. - Компьютерные сети. Принципы, технологии, протоколы (4-ое изд.) - 2010 - обработка (953099), страница 160
Текст из файла (страница 160)
Будем считать также, что точка встречи сконфигурирована статически: и источники, и получатели знают индивидуальный эдрес точки встречи, роль которой в этой сети играет маршрутизатор 13. Для оповещения узлов сети об адресе точке встречи имеется стандартный протокол автоматического оповещения, называемый протоколом загрузки. В ющий ться 6 Рис. ! В. ! 7.
Этап 1 — построение разделяемого дерева Эмап ! — построение разделяемого ВРТ-дерева от получателя к точке еппречи. Когда разделяемое дерево уже построено, график группового вещания передается от точки встречи 638 Глава 18. Дополнительные функции марщругнзагоров 1Р-сегей в направлении заинтересованных получателей. Однако процесс построения разделяемого дерева движется в обратном направлении — от получателей к точке встречи на основе пошагового (Ьор-Ьу-Ьор) подхода. Итак, пусть хост А решает присоединиться к группе С, по этой причине он посылает 1ОМР- сообщение отчета о членстве, содержащее адрес группы 6, в локальную сеть, к которой он подключен.
Это сообщение будет получено маршрутизатором С, через который данная локальная сеть подключена к другим сетям. Маршрутизатор С, получив от хоста А это 1СМР-сообщение, посылает сообщение протокола Р1М-5М о присоединении ()о(п) на индивидуальный адрес маршрутизатора 1), выполняющего функции точки встречи. Это сообщение продвигается обычным образом на основе таблиц маршрутизации, построенных любыми протоколами маршрутизации. На всех промежуточных маршрутизаторах, расположенных вдоль пути от хоста-получателя к точке встречи, фиксируется состояние продвижения для данной группы. Каждый маршрутизатор добавляет интерфейс, принявший сообщение протокола Р1 М-8М о присоединении, к своему списку интерфейсов, через которые заинтересованным получателям может быть доставлен трафик группы, упомянутой в сообщении.
В результате для данной группы формируется разделяемое дерево, и его корнем является точка встречи. В нашем примере на данном этапе нет активных источников, поэтому данные группового вещания еще не поступают к точке встречи (см. рис 18.17). Этап 2 — построение 5РТ-дерева огл источника к точке встречи.
Когда источник 5 становится активным и начинает посылать пакеты с групповым адресом в свою локальную сеть, маршрутизатор Г, к которому эта сеть непосредственно подключена, замечает, что источник 5 стал источником группового вещания. Маршрутизатор Г посылает Р1М-сообщение о регистрации (гейбзгег) на индивидуальный адрес точки встречи (маршрутизатора 1)). При этом сообщение о регистрации инкапсулируется в пакет группового вещания от источника 5 (рис. 18.18).
Когда маршрутизатор Р (точка встречи) получает сообщение о регистрации, он реагирует на это двумя действиями. Во-первых, он продвигает инкапсулированные данные группового вещания по разделяемому дереву (КРТ) от точки встречи до получателя, во-вторых, посылает Р1М-сообщение о присоединении назад по направлению к источнику с тем, чтобы создать дерево кратчайшего пути (ЗРТ). Это сообщение передается от одного маршрутизатора к другому, при этом информация о присоединении к группе фиксируется нз соответствующих интерфейсах.
Как только дерево кратчайшего пути от источника к точке встречи построено, маршрутизатор 1) начинает получать по две копии каждого пакета группового вещания. Одна копия приходит от источника 5 по вновь созданному кратчайшему пути, другая — от маршрутнзатора Г, который, продолжая реагировать на выявленную активность источника 5, снова посылает сообщение о регистрации, в котором в инкапсулированном виде содержится вторая копия группового пакета Когда маршрутизатор точки встречи распознает эту ситуацию, он посылает маршрутизатору Г сообщение с требованием прекратить регистрацию (ге81згег егор).
Получив это сообщение для данной пары источник-группа, маршрутизатор Г прекращает генерировать сообщения о регистрации и инкапсулировать в них групповые пакеты источника'. Вместо этого он начинает посылать их в исходном виде с групповын ' В дальнейшем маршрутизатор время от времени продолжит посылать одиночные сообщения о регистрация до тех пор, пока источник остается активным. 639 Групповое вещание адресом, так как к этому моменту источник уже присоединился к дереву группы, и это присоединение зафиксировано на нужных маршрутизаторах. щнй Рис.
18.18. Этап 2 — регистрация источника с построением дерева кратчайшего вуги Таким образом, поток данных группового вещания от источника 5 начинает передаваться по ЯРТ-дереву до точки встречи, а затем далее от точки встречи по разделяемому дереву ко всем заинтересованным получателям (в том числе на маршрутизатор С, к которому подключен хост А). Этап 3 — построение дерева кратчайшего пути от источника к получателю. Когда маршрутизатор С получает первый групповой пакет, он узнает из его заголовка 1Р-адрес отправителя, каковым в данном случае является источник 5.
На основании этого адреса щршрутизатор С пытается построить дерево кратчайшего пути непосредственно от источника до самого себя. В нашем примере кратчайший путь — это путь через маршрутизатор В. Маршрутизатор С посылает сообщение о присоединении маршрутизатору В, который затем, в свою очередь, посылает сообщение о присоединении маршрутизатору Е При этом каждый из них фиксирует интерфейс, на который он будет направлять пакеты ыя данной группы.
1еперь, когда дерево кратчайшего пути для'пары (источник 5, получатель А) построено, маршрутизаторы Р, В и С начинают продвигать пакеты группового вещания вдоль него. Когда пакеты начинают прибывать на маршрутизатор С, он обнаруживает по две копии мждого пакета — одна приходит по новому кратчайшему пути через маршрутизатор В, лругая по разделяемому дереву от маршрутизатора Р. Чтобы прекратить дублирование, мзршрутизатор С посылает Р1М-сообщение об отсечении точки встречи (маршрутизато)у 0), который отсекает источник от разделяемого КРТ-дерева (рис.
18.19). Глава 18. Дополнительные функции маршрутизаторов 1Р-сот щий Рис. ! 6. 19. Этап 3 — построение дерева кратчайшего пути от источника к получателю С этого момента маршрутизатор С получает только по одной копии каждого пакета от и точника 5 через свое отдельное дерево кратчайшего пути и передает его в локальную сет в которой находится получатель. Для упрощения мы описали случай, когда в сети имеется только одна точка встречи н с вдается только одно разделяемое дерево. Однако технология допускает наличие в се1 нескольких точек встречи.
Решение о том, сколько в сети должно быть точек встречи н ю их расположить, составляет предмет планирования сети и протоколом Р!М не опред ляется. Информацию об иерархическом подходе к орга- Ф низации группового вещания вы можете найти на сайте епие о11тег со цй в разделе ч Междоменное групповое вещание». !Рмб как развитие стека ТСР/!Р В начале 90-х годов стек протоколов ТСР/1 Р столкнулся с серьезными проблемами. Име~ но в это время началось активное промышленное использование Интернета: переход к л строению сетей предприятий на основе транспорта Интернета, применение веб-технолою для доступа к корпоративной информации, ведение электронной коммерции через И| тернет, внедрение Интернета в индустрию развлечений (распространение вндеофильмо звукозаписей, интерактивные игры).
В41 !Рчб как развитие стека ТОР/1Р Все это привело к резкому росту числа узлов сети (в начале 90-х годов новый узел в Интернете появлялся каждые 30 секунд), изменению характера трафика и ужесточению требований, предъявляемых к качеству обслуживания сетью ее пользователей. Сообщество Интернета, а вслед за ним и весь телекоммуникационный мир, начали решать новые задачи путем создания новых протоколов для стека ТСР/1Р таких как протокол резервирования ресурсов (КВЧР), защищенный протокол 1Р (!Радес), протокол коммутации меток (МР!.5) и т.
п. Однако ведущим специалистам было ясно, что только за счет добавления новых протоколов технологию ТСР/1Р развивать нельзя — нужно решиться на модернизацию сердцевины стека, протокола 1Р Некоторые проблемы нельзя было решить без изменения формата 1Р-пакета и логики обработки полей заголовка 1Р-пакетов. Наиболее очевидной проблемой такого рода была проблема дефицита 1р-адресов, которую невозможно снять, не расширив размер полей адресов источника н приемника.
Критике стала все чаще подвергаться масштабируемость маршрутизации. Дело в том, что быстрый рост сети вызвал перегрузку маршрутизаторов, которые должны уже сегодня обрабатывать в своих таблицах маршрутизации информацию о нескольких десятках тысяч номеров сетей, да еще решать некоторые вспомогательные задачи, такие, например, как фрагментация пакетов. Некоторые из предлагаемых решений данной проблемы также требовали внесения изменений в протокол 1Р Наряду с добавлением новых функций непосредственно в протокол 1Р, необходимо было абеспечить его тесное взаимодействие с новыми протоколами — членами стека ТСР/1Р, что также требовапо добавления в заголовок! Р новых полей, обработку которых осуществляли бы эти протоколы. Например, для работы КБЧР было желательно введение в заголовок !Р-поля метки потока, а для протокола 1РВес — специальных полей для передачи данных, поддерживающих его функции обеспечения безопасности.
В результате сообщество Интернета после достаточно долгого обсуждения решило подвергнуть протокол 1Р серьезной переработке', выбрав в качестве основных целей модернизации; (3 создание масштабируемой схемы адресации; (3 сокращение объема работы, выполняемой маршрутизаторами; () предоставление гарантий качества транспортных услуг; (1 обеспечение защиты данных, передаваемых по сети. Система адресации протокола ! Рмб Новая (шестая) версия протокола 1Р (1рчб) внесла существенные изменения в систему адресации. Прежде всего, зто коснулось увеличения разрядности адреса: вместо 4 байт !Р-адреса в версии 1Рч4 в новой версии под адрес отведено 1б байт.
![](https://s.studizba.com/z.php?f=/templates/si/i/noavatar.png&w=100&h=100&t=1"){kind=avatar}
