CF-RIP：一种无收敛的RIP协议

王滨，张建辉，郭云飞，兰巨龙

（1. 解放军信息工程大学 电子技术学院，河南 郑州 450004；2. 国家数字交换系统工程技术研究中心，河南 郑州 450002）

1 引言

传统的路由算法（包括基于链路状态和距离向量的算法）中某些特定事件的信息，比如链路失效信息等，需要向全网传播，以达到全网信息一致，保证协议正常工作。这个信息的传播过程称为收敛过程。在收敛过程中，由于全网各个节点的信息不一致，可能导致产生路由环路、错误路由等问题，而受到网络规模、节点处理速度等因素的影响，收敛过程通常要持续一段时间。在一个规模较大的网络中（几千节点），收敛过程的持续时间可达几十秒。因此，如何加速收敛过程，减少收敛时间，是路由研究中的一个热点问题。

为了解决协议的收敛问题通常采用以下3类方法。1) 重新设计独立于现有路由协议的快速收敛路由协议[1,2]，这种途径涉及到路由协议的重新设计，在目前的情况下很难被部署和使用。2) 修改现有路由协议的参数，减少收敛时间[3,4]，文献[3]中提出的OSPF通过减小Hello间隔，以及文献[4]中提出的BGP通过减小最小路由通告间隔MRAI可以加快网络的收敛。但是由于 Internet中大多数的故障都是短时存在的[5]，太过频繁地触发重收敛可能引发路由抖动，增加网络的不稳定性[6]。3) 为了保证收敛过程中网络的可用性使用预计算备份路由策略[1,7～14]，这种途径供的备用路由只能在一定的程度上保证其正确性，保护覆盖的范围有限，只能够抵抗网络中部分节点和链路的单故障；在各种拓扑条件下采用的不同方法，复杂度相对比较高；另外这种方法是基于保护路径，灵活性较差。

为了实现路由协议的无收敛K.Lakshminarayanan等人提出了一种新型的无收敛路由协议[15]，该协议使用错误信息传送包(FCP, failure-carrying packet)的方法。检测到故障链路的节点将生成故障信息，对于链路故障发生后的第一个数据分组，将该链路故障信息放入其中，该数据分组即为FCP。收到FCP的每一个下游节点，重新计算路由表，并继续转发该FCP直至目的节点。该方法具有多链路故障的应对能力，并且从另一个角度实现了协议无收敛，避免了收敛过程中伴随的路由不可达和路由环路等问题。

本文研究了无收敛路由机制FCP存在的问题，并为了解决RIP协议的收敛速度慢的问题，设计了一种基于 RIP协议的无收敛路由机制——CF-RIP(convergence-free RIP )，并从理论和仿真实验2方面分析了该机制对网络可用性和稳定性的影响，以及对网络故障的应对能力。

2 FCP及其存在的问题

文献[15]中提出无收敛路由协议(以下简称 FCP协议)，其基本思路是各个节点拥有一张全网的拓扑图，各节点的拓扑图保持一致。其通过使用携带途径链路的失效路由信息的方法，使得途径的节点获知路由失效信息，从而避免将路由失效信息广播到整个网络，浪费网络的带宽。该协议存在以下的问题。

1) FCP协议是完全独立于现有的域内路由协议，其设计思路属于解决收敛过程带来的问题的第一种途径，显然其在目前的网络情况下这种途径只存在理论上的研究价值。

2) FCP协议之所以能够实现无收敛，其中一个关键的技术是各个节点拥有一张全网的拓扑图，各节点的全网拓扑图保持一致，但是在目前的网络环境下要实现这个功能存在如下的问题：① 网络拓扑服务器如何保证其所分发网络拓扑图的正确性和实时性；② 如何保证各个节点能够及时收到最新的网络拓扑，并且保证全网各节点在更新过程中的粗同步性。如果这些问题不能很好的解决，那么协议的可用性将会大大降低，甚至会导致整个网络的不可用。

由于 FCP协议给出了一种很好的解决路由协议收敛问题的思路，所以如何克服其存在的弊端，并将这种思想应用于目前已有的距离矢量类路由协议是本文研究的主要内容。

3 CF-RIP的设计

CF-RIP协议是通过使用FCP的方法和为每个节点备份多个到达目的节点的下一跳的方法，实现对故障链路的显式标识与定向通告，从而实现无收敛路由。CF-RIP协议具有以下的特点：

1) 实现 RIP协议的无收敛路由，有效地解决RIP协议的慢收敛问题；

2) 增强路由的稳定性，提高服务的可用性， 实现与RIP协议的无缝结合；

3) 计算得到的路由正确，且不会产生路由环；

4) 有效处理多链路或节点的相继或同时故障。

3.1 RIP协议介绍

路由信息协议(RIP, routing information protocol)是因特网工程任务组（IETF）的内部网关协议工作组为IP网络专门设计的路由协议，是一种基于距离矢量算法的内部网关动态路由协议，该协议易于配置和管理，所以应用较为广泛。每个运行RIP的路由器都维护着一张RIP路由表，该路由表的内容为＜目的，下一跳，度量，标志，年龄＞。下一跳（nexthop）表示下一站数据分组要到达的地址；度量（metric）代表把数据分组从本路由器送达目的站所需的花费（cost），也就是跳数。RIP路由器周期性地以多播形式向邻居发送自己的路由表拷贝，即＜目的，度量＞组，每个接收到该消息的路由器修改消息中路由的度量，在每条路由的度量上加上接收该路由消息接口的花费。然后，依据度量的大小来判断路由的好坏，把度量值最小的一条路由放入路由表。

如今的RIP已经从RIPv1、RIPv2，发展到今天有变革意义的基于IPv6的RIPng。本文提到的RIP协议如无特殊说明，都是指RIPv2协议。

3.2 相关概念定义

CF-RIP协议需要引入以下几个概念。

定义 1 路由信息库(RIB, routing information base)，每一个节点有一个RIB，保存最近一次从各个邻居节点收到的路由信息。路由选择程序将从RIB中选择最佳路由，然后保存进路由表。RIB中的保存格式为＜dest_id, neighbor, next hop, cost＞，这里的dest_id就是目的节点的地址；neighbor表示发送update创建了这个条目的邻居（也就是这个路由的下一跳）；next hop表示邻居节点到达目的节点的下一跳；cost是邻居节点到达目的节点的距离。

定义2 主要的下一跳，CF-RIP协议将为每个节点备份多个下一跳，而按照Bellman-Ford算法计算得到下一跳定义为主要下一跳。

定义 3 备用下一跳集，就是除了可以到达某个目的节点的主要下一跳之外的其他也可以达到该目的节点的可用下一跳组成的集合。

3.3 备份节点集的生成算法

当某个直连链路发生拥塞或故障，将该链路从有效链路列表中删除，并重新计算路由，这个过程称为重计算路由。预计算路由是指假设一个主要下一跳节点出现故障或拥塞时为了将数据送达对应的目的地，提前为该节点计算备用的下一跳，并将结果保存在节点的路由表中，当某直连链路拥塞或发生错误时，立即启用相应的备用链路，使计算时延减少为零。CF-RIP协议预计算备份点集的生成是该协议中一个重要的环节，算法使用的符号如下：V表示所有的节点集合；Ni表示节点i的所有的邻居节点集合；表示节点i到节点D的主要下一跳集合；表示节点i到节点D的备份下一跳集合；表示节点i到节点D的代价；表示节点i的RIB数据库中可到达节点D的路由信息；Bellman-Ford(·)表 示 Bellman-Ford 算 法 ；Sort↑(·)表示一个按升序排列的算法。

备份节点集的生成算法：

1) For all D∈V do

2) For all d∈V do

假设在一个有n+1节点的网络中，节点d的备份节点集的生成算法其生成步骤如下。

1) 当节点d收到其邻居节点发送过来的路由更新信息时，首先将邻居发送过来的路由信息＜dest_id, next hop, cost1＞修改为＜dest_id, neighbor,next hop, cost2＞存入RIB，其中的neighbor为节点发送该条路由信息的邻居，cos t2=cos t1+1，从而得到，其中 Di∈V/ d(i = 1 ,… ,n)；

2) 按照RIB中的信息，使用Bellman-Ford算法生成节点的主要下一跳集合，也就是RIP协议生成的实际转发表Di∈ V / d( i =1,…,n )。

3) 将所有邻居节点(不包括主要下一跳)Nd/，使用升序排序算法 S ort↑(·)，按度量值进行排序后将其记入，这就组成了到达目的节点D的备份节点集。

3.4 CF-RIP转发处理流程

CF-RIP协议节点收到一个数据分组后，其转发数据分组流程图如图1所示。

图1 CF-RIP转发数据分组流程

CF-RIP协议转发数据分组的详细步骤如下。

step1 查看数据分组后附的错误信息，如果错误信息非空，那么节点将对应的错误节点采取避让策略，在进行路由选择时，不选择这些错误节点作为下一跳，也不选择以这些错误节点作为下一跳的节点。

step2 判断主要下一跳是否可达，如果主要下一跳是可达的，那么将数据分组转发出去；如果主要下一跳不可达，那么进入本地重路由进程。

step3 进入本地重路由进程后首先检查备用下一跳集合是否为空，如果为空，那么说明该节点没有可以到达目的网路的下一跳，此时丢弃该数据分组；如果集合非空，那么从对应目的节点的备用下一跳集合中取出第一个备用节点。

step4 选出备用节点后，检查其是否可达，如果不可达，那么从备份下一跳集合中删除该节点，并返回step3。

step5 如果备用节点可达，那么将发生错误的节点信息加入到错误信息中，并将数据分组转发出去到可达备用节点。

3.5 错误处理策略

RIP协议中只要一个路由器发现其邻居节点的链路状态发生改变，该路由器就要向其邻居节点发送更新的路由信息。但是根据文献[19,20]对网路故障的研究数据可以得到：在固定网络中，绝大部分故障持续时间短、影响范围小。所以为了节约网络带宽和减少网络的负载，CF-RIP协议为了实现无收敛路由将采用如下的办法来处理这些错误消息：当条链路发现故障时，其并不立即向其邻接的节点发送Update消息，而是启动一个定时器抑制错误信息一段时间δ，在此期间节点将不修改任何关于故障链路的路由信息，如果定时器在重启之前没有收到发生错误链路的Update消息，此时修改自己的路由表，等待下一个路由更新周期到来将路由表发送给其邻居；相反如果在定时器重启之前收到了邻居的Update消息，那么就不修改路由表中对应的路由表项将路由表发送给其邻居。下面讨论定时器的时间δ应该如何设置。

按照文献[18,19]的一组来自Sprint IP骨干网的统计数据结果，在所有类型的故障中，只有10%的故障持续时间超过 20min，40%的故障持续时间介于1～20min之间，50%的故障持续时间不到1min。也就是说如果将抑制时间设置为大于 60s，那么就可能使得将近50%的网络错误不会被通告出去。如图2所示其中T1为节点发现链路故障的时间，T2为定时器重启的时间，且 T2-T1=δ，下面讨论δ如何取值才能保证不论T1出现在轴上的何处都能保证从错误被检测出来到错误消息被通告出去的时间大于 60s。为了讨论的方便假设 T1∈ [ 0,30)，T2∈ [ 30n, 30(n + 1 ))，而 3 0(n + 1 )- T1≥60，所以只要1≤n就能满足不等式，这就意味着T2∈ [ 60,+ ∞)，而要保证T2一定出现在[60,+∞)之间那么δ≥60，所以取δ＝60s。

图2 错误抑制时间的取值

4 CF-RIP的分析

4.1 CF-RIP的性能分析

CF-RIP协议具有以下的性质。

1) CF-RIP协议可以有效处理多链路或节点的相继或同时故障。

传统的多径路由为节点备份几条路径，当这些备份路径上均出现故障的时候，对应的多径路由机制就没有办法实现快速的重路由。相反，由于CF-RIP协议是为每个节点备份到达目的地的多个下一跳，所以只要是网络中有到达目的节点的路径，那么不论网络中有多少的链路或节点相继或同时出现故障，该数据分组均可送达。所以说采用CF-RIP协议可以有效处理多链路/节点的相继或同时故障。

下面将以图3所示的网络拓扑中为例子，对比弹性路由层IP快速重路由方法[16]来说明CF-RIP协议可以有效处理多链路或节点的相继或同时故障。首先按照弹性路由层技术将为源节点S和目的节点D 之间备份 3条路径(S , 1,2,3,D ), (S , 4,5,6,D),(S , 7,8,9,D)，假设常用路径为(S , 1,2,3,D )，但是源节点S向目的节点D发送数据分组时，当数据分组到达节点1时发现链路故障，通告给源节点；源节点将改用路径(S , 4,5,6,D)进行数据转发，但是此时当数据到达节点5时，发现链路故障，通告给源节点；源节点将改用路径(S , 7,8,9,D)进行数据转发，但是此时当数据到达节点7时，发现链路故障，通告源节点，源节点认为节点D不可达。但是如果使用CF-RIP协议当数据到达节点1后发现节点2错误，将会把数据发送到备用下一跳节点5，节点5发现其主要下一跳不可达时，会自动将数据发送给其备用下一跳节点3，节点3将数据转发给目的节点D，从而CF-RIP实现了应对网络中多链路或节点的相继或同时故障。

图3 CF-RIP处理多链路错误

2) CF-RIP协议不会产生回环路由。

为了说明CF-RIP协议不会产生回环路由，使用反证法来证明。假设一个数据分组p在网络中沿着一个闭合的环进行路由，其起始节点为v，路由的闭合环路径为v=v0→v1→v2→…→vn→v0=v，其中节点{v0, v1, v2,…,vn}各不相同。如果网络中没有链路故障，RIP协议保证了不会出现这种上述的情况，所以此时节点v0到达目的节点的主要下一跳vx不可达，而选用了备用下一跳v1，而对于节点vn来说v0一定是其主要或备用到达目的节点的下一跳，但是由于vx是v0到达目的节点的主要下一跳，所以v0在进行初始路由通告时一定通告的是〈D, vx,cost〉，而vn的RIB中记录为〈D, v0, vx,cost +1〉，但是由于当v0选用了备用下一跳v1进行数据转发时一定会生成节点vx的错误消息附加在数据分组后，而节点vn收到数据分组后会首先检查不可达节点，并在接下来的选路过程中回避节点vx，所以节点vn一定不会选择v0作为其下一跳，故假设不成立。下面以2个节点之间的来回转发为例说明。

假设数据在节点v0、v2、v1之间形成路由环。这种情况发生可能如图4所示，按照常规路由RIP协议保证了不会出现这种2个节点之间的来回转发，所以网络中一定出现了故障，导致了v0到达目的节点的主要下一跳vx不可达，所以节点v0在备份路集中选出备用下一跳节点v2进行数据转发，转发之前v0需要将不可达节点的信息附在转发数据分组后，v2收到数据报后将数据分组转发给其下一跳v1；当节点v1收到数据分组后，会首先检查数据分组附带的错误信息，此时发现节点vx不可达，那么就会回避所有经过节点vx的下一跳节点，此时其将不使用RIB中的记录〈D, v1, v2,cost 3〉这个条目，所以此时节点v1不会在将数据转发给v0，所以这时会发生路由环的问题。

图4 3个节点路由环

3) CF-RIP协议可以增强路由的稳定性，提高服务的可用性。

CF-RIP协议在处理错误节点消息时，并不是马上对发现的错误进行通告，而是对错误消息进行一定时间的抑制，这里抑制时间记为δ，按照文献[9]中给出的关于网络稳定性的评估公式为：，m表示网络的链路条数，=P{ Sl( t )=0}，Sl( t)=0表示网络在时间t处在不稳定的状态。由此可见网络中的不稳定状态时间越少，网络的稳定性越高。

在RIP协议中当节点按照更新的网络拓扑信息重新计算转发表，在这个期间内将导致某些节点不可达，从而导致大量的数据分组被丢弃，定义这个时期网络是不可用的。所以减少网络中节点的路由表的重计算次数可以有效的提高网络的可用性。但是在RIP协议中如果对错误链路消息进行抑制，将会导致某些节点不可达，会导致更多的数据分组被丢弃，这个时间网络仍然定义为是不可用的。由3.5节可知，由设置的δ保证了错误信息被抑制时间时大于60s才被通告出去的，其可以使得将近50%的网络错误不会被通告出去。所以如果能够既能对错误消息进行抑制又能保证网络是可用的就可以大大提高网络的可用性。由CF-RIP协议的重路由策略可以看到，CF-RIP协议可以对错误消息进行一定时间的抑制，而且还能保证网络是可用的。

综上所述，CF-RIP协议可以增强路由的稳定性，提高服务的可用性。

4) 实现无收敛路由，解决了RIP协议的慢收敛问题。

按照文献[15]中定义的无收敛路由的定义，所谓的无收敛就是在协议的运行过程中即使网络中存在触发更新事件，节点也不去进行触发更新，通俗的说无收敛路由就是没有触发更新的路由，通过3.5节可知，CF-RIP的节点当检测到网络中存在触发更新事件时并不进行触发更新，所以 CF-RIP协议也是一个无收敛的协议。

CF-RIP协议可以较好的解决 RIP协议的一个严重的缺陷，即“慢收敛”（slow convergence）问题，又叫“计数到无穷”（count to infinity）问题。而所谓的慢收敛问题就是如果网络中出现环路，直到路径长度达到16，路径环路才会被解除。例如当前节点到达某个目的地的距离为 3，那么要经过7个来回（至少30×7=210s），路径回路才能被解除。

CF-RIP协议采用的错误处理策略是当节点R1发现节点R2不可达时，此时启动一个定时器，在定时器规定时间内（如 60s），R1采取只接受邻居节点的路由信息但是忽略这些路由信息中所有关于R2的路由信息，如果定时器在重启之前没有收到R2的消息，此时修改自己的路由表，并将路由表发送给其邻居；相反如果在定时器重启之前收到了R2消息，那么就不修改路由表中对应的路由表项将路由表发送给其邻居。从而可以有效地解决慢收敛问题。

4.2 扩展性

CF-RIP协议是基于RIP协议设计的，RIP协议所能实现的功能 CF-RIP协议全部可以实现，并且除了删除了 RIP协议的触发更新机制外，没有对RIP协议做任何改变。而CF-RIP协议通过增加RIB，使用备份节点生成算法来实现有效处理多链路或节点的相继或同时故障、无环路由；并且在通过为RIP协议增加错误处理策略，解决了RIP协议固有的慢收敛问题。

由于 CF-RIP协议为每个节点都备份多个下一跳，所以会导致网络节点转发表增大，转发表的大小为本地的接口数目乘以所有网络节点接口数目；除此之外RIB的增加也会导致路由器存储空间的增加，由于RIB存储路由信息为其邻居节点每次路由更新所发送过来的路由表，通过计算可以得到RIB存储路由信息平均所需要的存储空间为(20βN + 4β)byte，其中N为网络中的节点数，β为节点的邻居个数。当网络中某个节点有5个邻居，网络规模达到2 000时，RIB所需的存储空间仅为20kB。

CF-RIP协议对原始的 RIP协议几乎没有作任何修改，增加的额外代价很小，由此可见 CF-RIP协议可以与RIP协议进行无缝的结合，因此CF-RIP协议具有良好的扩展性。

5 CF-RIP的仿真实验

本节将使用SSFNet[16]仿真工具对CF-RIP协议的各项性能进行仿真实验验证。使用的拓扑是BRITE[17]生成的随机拓扑。使用的接口是10Mbit/s的以太网口，设定链路延迟为0.001s，接口输出延迟，路由器检测链路失效的时间设定为0.02s。图5是由BRITE生成的20个节点的BA-2拓扑。

图5 20个节点的BA-2拓扑

5.1 故障恢复时间

表1中给出了在BA-2拓扑中选取的一组源点到目的节点，RIP收敛时间TRIP就是故障的恢复时间，而CF-RIP的路由表切换时间 TCF-RIP为故障的恢复时间，在本实验中将故障的检测时间从故障的恢复时间中省略。通过表1可以看到CF-RIP切换路由表的时间远远低于 RIP协议的收敛时间，由于RIP协议在收敛期间会导致大量的数据分组被丢弃，造成网络的可用性降低，所以使用 CF-RIP将会大大提高网络的可用性。

表1 RIP和CF-RIP的故障恢复时间

5.2 网络的丢包率

表 2得到是在网络选择不同路径发送数据分组，当路径上出现链路错误时使用 RIP协议和CF-RIP协议网络的丢包率，由表 2可以看出使用RIP协议网络的丢包率大致为21.334%，而CF-RIP协议的丢包率却只有大致0.098%，2种协议的丢包率相差217倍。

表2 单链路错误网络的丢包率

表3得到是在表2相同的路径上发送数据分组，设置路径上出现2条链路故障时使用RIP协议和CF-RIP协议网络的丢包率，由表3可以看出使用RIP协议网络的丢包率大致为47.172%，而CF-RIP协议的丢包率却只有大致0.124 4%。可见当一条路径上出现两条链路故障时，使用RIP协议的网络有一半的数据分组被丢弃，此时网络基本上是不可用的；但是使用CF-RIP协议的网络仍然有平均 99.8756%的包能成功到达目的节点。

表3 双链路并发错误网络的丢包率

通过表2、表3可以清楚地看到CF-RIP协议可以有效地处理链路或节点的相继或同时故障。

5.3 节点转发表

由于 CF-RIP协议为每个节点都备份多个下一跳，所以会导致网络节点转发表增大，转发表的大小为本地的接口数目乘以所有节点接口数目，由于仿真实验所用的网络拓扑节点的平均连接度为4.2，所以使用 CF-RIP协议的网络中节点的转发表比使用RIP协议的网络中节点的转发表平均增大4.2倍。RIB平均需要的存储空间为1.696kB。

6 结束语

本文应用 FCP协议给出的一种设计无收敛路由协议的思想，设计了一种无收敛的RIP协议——CF-RIP，该协议基于错误信息传送包的思想，通过为每个节点生成每目的备份节点集和使用错误处理策略，实现了RIP协议的无收敛。CF-RIP协议不仅可以有效的处理链路或节点的相继或同时故障，并且克服了RIP协议的慢收敛问题，从而增强了路由的稳定性，提高服务的可用性。

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