Маршрутизация групповых дейтаграмм

Веерная рассылка (Flooding)

Веерная рассылка – наиболее простой метод маршрутизации групповых дейтаграмм, при котором дейтаграмма рассылается во все сети системы независимо от наличия в той или иной сети членов группы. При поступлении групповой дейтаграммы маршрутизатор проверяет, впервые ли он получает эту дейтаграмму. Если да, то маршрутизатор рассылает дейтаграмму через все свои интерфейсы, кроме того, с которого она была получена. Иначе дейтаграмма игнорируется.

Отметим, что маршрутизатор должен хранить в памяти список всех "недавно" полученных групповых дейтаграмм от каждого источника для каждой группы и производить поиск в этом списке при получении каждой дейтаграммы. При интенсивном групповом трафике это потребует больших затрат памяти и мощности процессора.

Другим существенным недостатком этого метода является то, что групповая дейтаграмма рассылается от источника всеми возможными путями: в некоторые сети дейтаграмма может быть передана несколько раз (разными маршрутизаторами). При этом наличие или отсутствие получателей не принимается в расчет.

Плюсы веерной рассылки: простота реализации, надежность (за счет избыточности), независимость от маршрутных таблиц и протоколов маршрутизации.

Остовые деревья (Spanning Trees)

В системе сетей выбирается корневой маршрутизатор, после этого из графа системы выделяется подграф-дерево, соединяющий корневой маршрутизатор со всеми остальными маршрутизаторами системы. Эта процедура производится на этапе инициализации системы – в процессе работы дерево не изменяется.

После построения остового дерева каждый маршрутизатор должен хранить для каждого из своих интерфейсов только флаг "этот интерфейс принадлежит/не принадлежит дереву". Групповая дейтаграмма от любого узла распространяется следующим образом: полученная маршрутизатором дейтаграмма ретранслируется через все интерфейсы, принадлежащие остовому дереву, кроме того интерфейса, с которого она была получена.

Метод остовых деревьев несколько лучше веерной рассылки – в том смысле, что теперь дейтаграммы распространяются по строго определенным маршрутам и в каждую сеть попадает только один экземпляр дейтаграммы. Также существенно уменьшена нагрузка на маршрутизаторы, которым больше не требуется хранить "исторические" таблицы дейтаграмм.

Однако групповые дейтаграммы по-прежнему рассылаются во все сети независимо от наличия в них получателей, кроме того:

требуется реализация механизма (протокола) выбора корневого узла и построения дерева;

весь групповой трафик ложится на одни и те же связи (сети), составляющие, возможно, небольшое подмножество всей системы сетей;

для некоторых пар отправитель-получатель путь по установленному дереву будет неоптимальным.

 

RPF

Метод RPF (Reverse Path Forwarding) состоит в следующем.

 

Маршрутизатор получил через интерфейс I групповую дейтаграмму от источника S. Если через I лежит кратчайший маршрут от данного маршрутизатора до узла S, то ретранслировать дейтаграмму через все интерфейсы кроме того, с которого она получена. Иначе дейтаграмму игнорировать.

В результате каждый маршрутизатор принимает для ретрансляции только те групповые дейтаграммы, которые следуют от источника к маршрутизатору по кратчайшему пути. Иными словами, дейтаграммы распространяются от источника ко всем маршрутизаторам системы по оптимальному остовому дереву с корнем в источнике. Для каждого источника такое дерево возникает автоматически по мере продвижения дейтаграммы.

Однако поскольку ретрансляция групповой дейтаграммы производится маршрутизатором через все интерфейсы, кроме входного, некоторые экземпляры дейтаграммы являются лишними и засоряют сеть. Речь идет о тех дейтаграммах, которые будут отброшены соседними маршрутизаторами на основании того, что они прибыли с "неоптимальных" интерфейсов, то есть распространялись не по ветвям дерева. Избежать ретрансляции дейтаграммы через связи, не принадлежащие дереву, можно с помощью следующей модификации алгоритма: "Полученная групповая дейтаграмма предается только в те сети, где находятся маршрутизаторы, кратчайший маршрут к которым от узла S проходит через данный маршрутизатор." Следуя этому правилу, узел С не отправит дейтаграмму в В, поскольку кратчайший путь от источника до узла В проходит не через С.

Важно отметить, что для реализации метода RPF необходимо иметь доступ к таблице маршрутов. Более того, для реализации модифицированного алгоритма требуется доступ к внутренним данным протокола внутренней маршрутизации (например, к базе данных состояния связей OSPF) – иначе нельзя сделать вывод о маршрутах, используемых другими узлами системы (источниками групповых дейтаграмм).

Следующая модификация RPF призвана учесть наличие или отсутствие получателей групповой дейтаграммы в сетях системы с тем, чтобы дейтаграммы рассылались только в те сети, где есть члены данной группы. Применяемый для этого метод называется prunes – усечение (от английского prune – "обрезать ветви дерева").

Первая групповая дейтаграмма распространяется обычным образом по алгоритму RPF и достигает всех маршрутизаторов системы. Если к какому-то "конечному" маршрутизатору не присоединены члены данной группы (это устанавливается с помощью протокола IGMP), он посылает через тот интерфейс, откуда получил групповую дейтаграмму, специальное сообщение Prune (по адресу данной группы). Это сообщение, принятое маршрутизатором, находящемся в вышестоящем узле дерева, означает "не посылать больше через этот интерфейс дейтаграммы от данного источника для данной группы". Вышестоящий маршрутизатор помечает этот интерфейс как pruned (усеченный) на определенный срок. По истечении этого срока процесс повторяется сначала. Однако имеется сообщение Graft (от английского "прививать растение"), позволяющее быстро подсоединиться к существующему дереву (то есть отменить ранее посланное Prune), не дожидаясь очередной рассылки "пробной" дейтаграммы.

Если Prune получено от всех нижележащих маршрутизаторов, маршрутизатор отправляет Prune еще более вышестоящему маршрутизатору – таким образом можно усекать целые поддеревья.

Метод RPF (с усечением) обладает следующими чрезвычайно существенными достоинствами:

групповые дейтаграммы от каждого источника рассылаются по оптимальным путям – и эти пути определяются динамически в момент рассылки;

при этом учитывается членство в группах – дейтаграммы в сети, где нет получателей, не рассылаются;

групповой трафик распределяется по различными сегментам системы сетей, а не концентрируется в определенном подмножестве связей.

Недостатки рассматриваемого метода:

 

Каждый маршрутизатор должен хранить таблицу, в которой отслеживается получение сообщений Prune, и производить поиск в ней при получении каждой дейтаграммы. Размер этой таблицы равен произведению числа интерфейсов, числа групп и числа источников, дейтаграммы от которых проходили через маршрутизатор. (Отметим, что источники нужно запоминать тоже, так как для каждого источника создается свое дерево рассылки.) Безусловно, эта таблица не так велика, как при использовании веерной рассылки, но при интенсивном групповом трафике ее поддержка может отнять существенные ресурсы.

 

Первая групповая дейтаграмма и, периодически, последующие "пробные" распространяются по всей системе сетей. При этом если в группе мало членов, а система велика (например, Интернет), возникает избыточный трафик, состоящий как из ретранслируемых экземпляров дейтаграммы, так и из потока Prune-сообщений, которые к тому же требуется обработать и внести в таблицу.

 

Необходимость наличия интерфейса к структурам данных модуля маршрутизации (или необходимость создания "сопровождающего" протокола маршрутизации) увеличивает сложность реализации RPF.

 

Несмотря на описанные недостатки, именно метод RPF лежит в основе многих протоколов групповой маршрутизации.

 

CBT

 

Метод CBT (Core Based Trees, Деревья с фиксированным ядром) основан на том, что для каждой группы назначается главный маршрутизатор, называемый ядром, – он будет корнем дерева рассылки. Все маршрутизаторы, к которым могут быть подключены потенциальные члены группы, знают адрес ядра. После того, как член группы зарегистрировался на маршрутизаторе с помощью протокола IGMP, маршрутизатор посылает в сторону ядра сообщение Join для присоединения к дереву рассылки. Промежуточные маршрутизаторы, пересылая это сообщение в сторону ядра, одновременно помечают интерфейсы, через которые получены сообщения Join, как принадлежащие дереву рассылки для данной группы. Сообщение следует до ядра или до первого маршрутизатора, уже присоединенного к дереву рассылки.

Cостояние принадлежности к дереву имеет определенный срок годности, поэтому периодически требуется посылка подтверждений. Отметим, что каждый маршрутизатор посылает подтверждение вышестоящему (следующему по пути к ядру) маршрутизатору. Неподтвержденные в течение некоторого времени ветви дерева усекаются.

Рассылка же самих групповых дейтаграмм маршрутизаторами происходит аналогично методу остовых деревьев: дейтаграмма рассылается через все интерфейсы, принадлежащие дереву рассылки, кроме того, с которого дейтаграмма была получена. Если источник дейтаграммы не является членом группы, то его маршрутизатор сначала инкапсулирует групповую дейтаграмму в обычную, адресованную ядру, а ядро уже инициирует групповую рассылку по дереву.

 

Достоинства этого метода:

все групповые дейтаграммы рассылаются только участникам группы (в отличие от RPF нет "пробных" дейтаграмм);

размер таблицы принадлежности интерфейсов к деревьям рассылки, которую требуется хранить на маршрутизаторе, меньше чем при использовании метода RPF (произведение числа групп на число интерфейсов; для всех источников одной группы используется одно дерево);

не требуется доступ к маршрутным таблицам.

 

Недостатки CBT аналогичны недостаткам метода остовых деревьев:

 

весь групповой трафик ложится на одни и те же связи (сети), составляющие, возможно, небольшое подмножество всей системы сетей; узким местом является ядро;

для некоторых пар отправитель-получатель путь по установленному дереву будет неоптимальным.