HCNP Routing&Switching之組播技術-組播路由協議PIM

• 2022 年 4 月 1 日
• 筆記
• Assert斷言機制, HCNP Routing&Switching, PIM-DM工作流程, 剪枝加入過程（Prune/Join）, 嫁接（Graft）機制, 狀態刷新機制, 組播技術, 組播報文擴散過程（Flooding）, 組播路由協議PIM, 鄰居發現-DR選舉

　　前文我們了解了組播技術中組播分發樹相關話題，回顧請參考//www.cnblogs.com/qiuhom-1874/p/16019334.html；今天我們來聊一聊組播路由協議PIM相關話題；組播路由協議和我們前邊學習的單播路由協議本質上沒有什麼不同，不同的是組播路由協議主要生成描述組播數據轉發路徑，而單播路由協議是用來生成描述單播數據轉發路徑；

　　組播路由協議PIM

　　PIM（Protocol Independent Multicast，翻譯成中文就是協議無關組播）；所謂協議無關是指給組播提供路由信息的可以是靜態路由、RIP、OSPF、IS-IS、BGP等任何一種單播路由協議；這裡的無關是指組播路由與是何種單播路由協議無關；只要通過單播路由能夠產生對應組播路由表項即可；之所以PIM高度依賴單播來生成組播路由表項，是因為組播路由是利用單播路由表的路由信息進行組播報文RPF檢查，從而來創建組播路由表項，轉發組播報文；

　　組播路由協議概述

　　組播路由協議PIM主要運行在組播路由器之間，負責建立和維護組播路由，建立從組播源到多個接收端的無環轉發路徑，即分發樹；並正確、高效地轉發組播數據包；

　　PIM的模式

　　提示：PIM有兩種模式， 密集模式和稀疏模式；這兩種模式分別對應組播的兩種類型的分發樹，密集模式對應源樹，稀疏模式對應共享樹；密集模式主要用戶規模不大的組播網絡環境中，而稀疏模式主要用戶大規模組播網絡環境中；對於不同模式的PIM，其工作流程各不相同，但最終的目的都是生成傳播組播數據的無環路徑；

　　PIM-DM工作流程

　　PIM-DM（pim Dense Mode ,協議無關組播-密集模式），該模式使用「推（push）」方式來傳送數據，適用於小型網絡，組播組成員相對比較密集；

　　PIM-DM的工作流程主要經過鄰居發現、擴散、剪枝、狀態刷新、嫁接、Assert斷言機制；

　　1、鄰居發現

　　提示：PIM路由器之間會周期性的發送hello包，用於發現鄰居、建立並維護鄰居關係，這個和單播中的ospf協議很類似，只有建立起鄰居以後，才會有後續的信息交換生成路由表項；當共享網段路由器運行的IGMP版本是V1時，此時pim會選舉DR來充當igmp里的查詢器；因為IGMPv1本身不具有查詢器選舉的功能；v2,v3IGMP自身有查詢器選舉功能，不依賴pim；pim鄰居發現過程，雙方都把hello包發往224.0.0.13這個組播地址，這個組播地址就是用於pim hello地址；即運行pim的路由器，都會監聽224.0.0.13這個地址；

　　鄰居發現-DR選舉

　　選舉DR，充當IGMPv1的查詢器，其選舉規則如下

　　1、對比優先級，優先級高者成為DR；

　　2、如果優先級一樣，則對比ip地址，ip地址大者成為DR

　　注意：igmp v2 查詢器選舉規則是ip地址越小越優先和v1依賴pim選舉dr充當查詢器的規則相反；

　　2、組播報文擴散過程（Flooding）

　　提示：所謂擴散是將組播報文擴散到每一個運行PIM-DM的網段，沿途每一台路由器都建立（s,g）表項；不管對應路由器下是否有接收者，對應組播數據都會先擴散過去；當然這種擴散會帶來資源的消耗（帶寬和路由器內存等），因為沿途路由器都會建立（s,g）表項；這裡需要注意只有通過RPF檢查後的接口才會創建路由表項；

　　3、剪枝加入過程（Prune/Join）

　　提示：為了減少資源的消耗，對沒有組播數據轉發到分枝進行剪枝（Prune）操作，只保留包含接收者的分支；剪枝操作就是對應沒有接收者的分枝向上游接口發送Prune消息，用來告訴上游路由器對應接口不需要發送組播數據；即對應上游路由器相關接口就不需建立（s,g）表項；如果共享網段上有路由器連接接收者，則該路由器需向上游發送join消息覆蓋其他路由器發送到prune消息；如上圖RTD發送prune消息以後，對應RTC對應接口就不會建立（s,g）表項，但是RTE和RTD是共享網段，RTD發送Prune消息，對應RTE也會收到，但是RTE下有接收者，所以RTE會發送join消息來覆蓋RTD發送到prune消息；所以對應RTC來說，它對應接口還是會建立表項；剪枝是有剪枝超時計時器，這個時間是210秒；也就是說210秒過後如果沒有人發送prune消息，對應接口又會恢復成轉發數據的狀態；

　　SPT的形成

　　提示：經過上述的擴散-剪枝過程以後，形成組播源到組播接收者之間的SPT；擴散-剪枝過程是周期進行，由定時器控制，這個定時器是180s；也就是說每180s就會擴散一次；所以上述的剪枝超時210秒正常情況下都不會超時，即對應沒有接收者的路由對應接口不會變為轉髮狀態；

　　4、狀態刷新機制

　　提示：狀態刷新主要用來降低組播報文擴散到頻率，節省網絡帶寬；狀態刷新是離組播源最近的路由器發送state refresh消息，該消息會沿SPT的路徑向每個路由器擴散，收到該消息的路由器，對應路由器上接口的擴散、剪枝定時器都會刷新，從而降低擴散-剪枝所帶來的網絡資源消耗；狀態刷新的發送周期是60秒；

　　5、嫁接（Graft）機制

　　提示：當被剪枝分支的節點上出現了組播組成員時，為了減少該節點恢復成轉髮狀態所需的時間，使用嫁接（graft）機制主動恢復其對應組播數據的轉發；當路由器需要上游發送組播報文時，向上游發送Graft消息，上游路由器收到Graft消息後恢復Graft ACK消息進行確認，對應路由器的接口就會轉變為轉髮狀態；如上圖所示，RTF上如果有新的接收者出現，首先接收者通過IGMP發送成員報告，當RTF收到成員報告以後，它會立即向其上游RTC發送Graft消息，RTC收到graft消息以後，向RTF恢復graft ACK確認，此時，RTC和RTF上對應接口就會建立表項，對應接口也會恢復成轉髮狀態，進行數據轉發；

　　6、Assert斷言機制

　　提示：斷言機制主要針對在一個網段內如果存在多台組播路由器，則相同的組播報文會被重複發送到該網段，通過斷言機制可以選定網段上唯一的組播數據轉發者；如上圖所示，RTA和RTB到達組播源是等價路由，那麼對於RTC來說，如果沒有斷言機制，它可能從RTA和RTC都收到組播數據，這樣一來RTC就會收到兩份一模一樣的數據；為了解決RTC收到重複的組播報文，此時RTA和RTB會發送Assert消息，對應A和B收到對方的Assert消息以後，根據規則，其中一方路由器會停止轉發數據；

　　Assert選舉網段上唯一的組播數據轉發者規則

　　1、比較到組播源的優先級，優先級高者勝出成為組播數據轉發者；

　　2、如果優先級一樣，則比較到組播源的度量值，度量值小者成為組播數據轉發者；

　　3、如果優先級、度量值都一樣，則比較本地接口ip地址，ip地址大者成為組播數據轉發者；

　　實驗：如下拓撲配置pim 密集模式

　　配置PC1

　　配置PC2

　　配置組播源

　　配置R1

sys
sys R1 
int g0/0/0
ip add 11.0.0.254 24
int g0/0/1
ip add 13.0.0.1 24

ospf 123 router-id 1.1.1.1
area 0
net 11.0.0.254 0.0.0.0
net 13.0.0.1 0.0.0.0
q
q

multicast routing-enable

int g0/0/0
pim dm
igmp en
int g0/0/1
pim dm 

View Code

　　提示：因為R1是靠近接收者的路由器，所以對應接口下需要開啟igmp；跑ospf是讓三個路由器的網絡互通；當然你也可以使用靜態、RIP等都可以，只要網絡互通即可；

　　配置R2

sys
sys R2 
int g0/0/0
ip add 22.0.0.254 24
int g0/0/1
ip add 23.0.0.2 24

ospf 123 router-id 2.2.2.2
area 0
net 22.0.0.254 0.0.0.0
net 23.0.0.2 0.0.0.0
q
q

multicast routing-enable

int g0/0/0
pim dm
igmp en
int g0/0/1
pim dm 

View Code

　　配置R3

sys
sys R3
int g0/0/0
ip add 13.0.0.3 24
int g0/0/1
ip add 23.0.0.3 24
int g0/0/2
ip add 31.0.0.3 24

ospf 123 router-id 3.3.3.3
area 0
net 13.0.0.3 0.0.0.0
net 23.0.0.3 0.0.0.0
net 31.0.0.3 0.0.0.0
q
q

multicast routing-enable

int g0/0/0
pim dm
int g0/0/1
pim dm
int g0/0/2
pim dm

View Code

　　驗證R1ospf鄰居和路由情況

　　提示：可以看到R1和R3建立起鄰居，其狀態為full;

　　提示：可以看到R1已經學習到R2和R3上的路由；

　　驗證R2ospf鄰居和路由情況

　　提示：可以看到R2已經和R3建立起ospf鄰居，且狀態為full；對應R2已經學習到R1和R3上宣告的路由；

　　驗證R3ospf鄰居和路由情況

　　提示：可以看到R3和R1和R2分別建立起ospf鄰居，且狀態為full；對應R3也學習到R1和R2上的路由；至此組播的基礎環境已經搭建好；

　　驗證：R1、R2、R3組播鄰居

　　提示：可以看到R1、R2分別和R3互相建立起鄰居；

　　啟動組播源，在R2上抓包

　　提示：可以看到我們啟動組播源以後，對應在R2發送了prune消息；這是因為R2上沒有接收者，所以在把組播數據擴散到全網路由器以後，沒有接收者的路由器發送prune消息，進行剪枝；

　　驗證：查看pim路由

　　提示：可以看到三個路由器通過擴散剪枝這個過程後，對應pim的路由就生成了；這三個路由器上生成的pim表項都有一個特點是自由上游口，沒有下游口，這是因為R1和R2都沒有出現接收者；

　　將pc2加入組播組，抓包查看對應數據包

　　提示：可以看到pc2加入組播組，對應靠近接收者的接口會收到接收者發送的igmp 成員報告，R2收到igmp的成員報告後，立刻向上游R3發送嫁接（graft）消息，R3收到R2的嫁接消息以後，對應恢復graft-ack進行確認；此時R2和R3的pim路由就會有下游接口；

　　驗證：查看R2和R3的pim路由，看看對應是否有下游接口？

　　提示：可以看到R2和R3的pim路由中都產生了下游接口；

　　把pc1加入組播組，看看R3上的路由有什麼變化？

　　提示：可以看到pc1加入組播組以後，對應R3路由中就多了一個下游接口；

　　驗證：查看R1的pim路由，看看有什麼變化？

　　提示：可以看到R1的路由表中對應路由也有了下游接口；同時我們也注意到也多了一條共享樹（*,g）的表項；這是因為R1下有了接收者以後，對應就會生成共享樹；

　　pc1離開組播組，看看R1的路由有什麼變化？

　　提示：可以看到PC1離開組播組以後，對應R1的路由中對應下游接口也沒有了，隨之（*,g）的路由表項也沒有了；

　　查看R2路由表的詳細信息

　　提示：pim都是基於接口的，所以查看詳細信息我們需要查看某一個接口下的詳細信息；其中我們可以看到詳細信息中列出了pim版本信息，模式，DR 的地址，這裡我們使用的是默認igmp v2的版本，所以他這裡不會充當igmp的查詢器，由igmpv2的規則自動選舉產生；除此之外還有hello包間隔時間是30秒，死亡時間是105秒，斷言assert死亡時間是180秒；剪枝加入的間隔時間是60秒，超時時間是210秒，狀態刷新時間是60秒，嫁接延遲時間是3秒；

　　實驗：如下拓撲圖配置pim 抓包查看assert消息

　　R1的配置

sys
sys R1
int g0/0/0
ip add 11.0.0.1 24
int g0/0/1
ip add 12.0.0.1 24

multicast routing-enable

int g0/0/0
pim dm
int g0/0/1
pim dm 

View Code

　　R2的配置

sys
sys R2
int g0/0/0
ip add 11.0.0.2 24
int g0/0/1
ip add 22.0.0.2 24

multicast routing-enable

int g0/0/0
pim dm
int g0/0/1
pim dm 

View Code

　　運行組播源，在lsw2上任意接口抓包

　　提示：可以看到當我們啟動組播源以後，對應在lsw2上就能抓到assert包，其中R1R2都會發送的assert包，當assert包都發送以後，會根據各自包中攜帶的信息進行對比，根據規則在此環境中R2應該要勝出，因為在在優先級和開銷都一樣的情況下，本地接口ip地址大者勝出；

　　提示：可以看到在assert包沒發送之前，R1和R2都在轉發組播數據；

　　提示：可以看到assert包發送以後，後續都是R2在轉發數據；

　　驗證：查看R2的g0/0/1口的mac地址是否是12bd?

　　提示：可以看到我們抓到組播數據報中對應源mac地址正是R2的g0/0/1的mac地址，說明我們在交換機上抓到包都是由R2轉發，R1因為assert沒有勝出，所以R1並不轉發數據；