理解快速生成树协议8021w.docx
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理解快速生成树协议8021w
理解快速生成树协议（802.1w）
注：
本文译自思科的白皮书UnderstandingRapidSpanningTreeProtocol（802.1w）.
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介绍
Catalyst交换机对RSTP的支持
新的端口状态和端口角色
端口状态（PortState）
端口角色（PortRoles）
新的BPDU格式
新的BPDU处理机制
BPDU在每个Hello-time发送
信息的快速老化
接收次优BPDU
快速转变为Forwarding状态
边缘端口
链路类型
802.1D的收敛
802.1w的收敛
Proposal/Agreement过程
UplinkFast
新的拓扑改变机制
拓扑改变的探测
拓扑改变的传播
与802.1D兼容
结论
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介绍
在802.1d生成树（STP）标准设计时，认为网络失效后能够在1分钟左右恢复，这样的性能是足够的。
随着三层交换引入局域网环境，桥接开始与路由解决方案竞争，后者的开放最短路由协议（OSPF）和增强的内部网关路由协议（EIGRP）能在更短的时间提供备选的路径。
思科引入了UplinkFast、BackboneFast和PortFast等功能来增强原始的802.1D标准以缩短桥接网络的收敛时间，但这些机制的不足之处在于它们是私有的，并且需要额外的配置。
快速生成树协议（RSTP；IEEE802.1w）可以看作是802.1D标准的发展而不是革命。
802.1D的术语基本上保持相同，大部分参数也没有改变，这样熟悉802.1D的用户就能够快速的配置新协议。
在大多数情况下，不经任何配置RSTP的性能优于思科的私有扩展。
802.1w能够基于端口退回802.1D以便与早期的桥设备互通，但这会失去它所引入的好处。
新版的802.1D标准，IEEE802.1D-2004，合并了IEEE802.1t-2001和IEEE802.1w标准。
本文提供了RSTP对先前的802.1D标准增强的内容。
Catalyst交换机对RSTP的支持
下表总结了Catalyst交换机对RSTP的支持和所需软件的最低版本。
CatalystPlatform
MSTw/RSTP
RPVST+（PVRST+）
Catalyst2900XL/3500XL
Notavailable.
Notavailable.
Catalyst2940
12.1（20）EA2
12.1（20）EA2
Catalyst2950/2955/3550
12.1（9）EA1
12.1（13）EA1
Catalyst2970/3750
12.1（14）EA1
12.1（14）EA1
Catalyst3560
12.1（19）EA1
12.1（19）EA1
Catalyst3750Metro
12.1（14）AX
12.1（14）AX
Catalyst2948G-L3/4908G-L3
Notavailable.
Notavailable.
Catalyst4000/2948G/2980G（CatOS）
7.1
7.5
Catalyst4000/4500（IOS）
12.1（12c）EW
12.1（19）EW
Catalyst5000/5500
Notavailable.
Notavailable.
Catalyst6000/6500
7.1
7.5
Catalyst6000/6500（IOS）
12.1（11b）EX,12.1（13）E,12.2（14）SX
12.1（13）E
Catalyst8500
Notavailable.
Notavailable.
新的端口状态和端口角色
802.1D定义了四个不同的端口状态：
●Listening,
●Learning,
●Blocking
●Forwarding
参见下面的表格以获得更多信息。
这些端口的状态，无论对于阻塞或转发流量，还是它在活动拓扑中的角色（Root端口，Desgnated端口等）来说，都是混杂的。
比如，从操作的观点来看，Blocking和Listening状态的端口没有区别，它们都丢弃帧，也不学习MAC地址。
真正的不同在于生成树给予它们的角色。
我们可以安全的确定，Listening状态是Designated端口或Root端口在转变成Forwarding状态的过程中。
不幸的是，一旦成为Forwarding状态，我们无法从端口状态推断该端口是Root还是Designated角色。
这一点说明这个基于状态的术语的失败。
RSTP通过分离端口的角色和状态来陈述这个主题。
端口状态（PortState）
RSTP中只留下了三个端口状态，它们对应着三个可能的操作状态。
802.1D中的Disabled,Blocking和Listening状态在802.1w中合并为同一个Discarding状态。
STP（802.1D）端口状态
RSTP（802.1w）端口状态
端口包括在活动拓扑中?
端口学习MAC地址?
Disabled
Discarding
No
No
Blocking
Discarding
No
No
Listening
Discarding
Yes
No
Learning
Learning
Yes
Yes
Forwarding
Forwarding
Yes
Yes
端口角色（PortRoles）
现在，角色成为赋予端口的一个变量。
root端口和Designated端口这两种角色仍然保留，然而Blocking端口角色被分成了Backup和Alternate角色。
生成树算法（STA）根据桥协议数据单元（BPDUs）决定端口角色。
简单起见，关于BPDU需要记住，总有一个方法可以用来比较它们并决定哪一个是最优的，这是基于存于BPDU中的变量来得到的，偶尔也存在接收它们的端口上。
考虑到这种情况，以下的段落用实践的方式来解释端口角色。
Root端口角色
在桥设备上接收最优BPDU的端口是Root端口。
它是按照术语路径开销（pathcost）来计算的距离根网桥最近的端口。
生成树算法（STA）在整个桥接网络中选择一个根桥，根网桥发送的BPDU比其他桥设备更有用。
根网桥是在桥接网络中唯一没有Root端口的设备，所有其他的网桥都至少在一个端口上接收BPDU。
Designated端口角色
如果一个端口在向它所连接的网段上发送最优BPDU，该端口就是一个Designated端口。
802.1D桥设备把不同的段（segments），比如以太网段，连接在一起来产生一个桥接域。
在一给定的段中，只能有一条通往根桥的路径。
如果有两条的话，网络中就会有桥接环路。
连在同一段的所有桥设备侦听每个BPDU，并一致同意发送最好BPDU的网桥作为该段的指定网桥，该网桥的相应端口就是Desinated端口。
Alternate和Backup端口角色
有两个端口角色对应于802.1D的Blocking状态。
阻塞的端口被定义为非Designated和Root的端口。
阻塞的端口接收到的BPDU优于其发送的BPDU。
记住，一个端口绝对需要接收BPUD以便保持阻塞。
为此，RSTP引入了两个角色。
Alternate端口由于收到其它网桥更优的BPDU而被阻塞，如下图所示：
Backup端口由于收到自己发出的更优的BPDU而被阻塞，如下图所示：
这种区别其实在802.1D中已经做了区分，这也正是思科UplinkFast功能的本质。
基本原理在于Alternate端口提供了一个到根网桥的备选路径，因此如果Root端口失效可以替代Root端口。
当然，Backup端口提供了到达同段网络的备选路径，但不能保证到根网桥的备用连接。
因此，它不包括在Uplink的组中。
同样，RSTP用和802.1D同样的标准来计算生成树最终的拓扑，网桥和端口优先级的使用也没有丝毫改变，在思科的实现中，Discarding状态被称作Blocking，CatOSrelease7.1及其后版本仍然显示Listening和Learning状态，这就比IEEE标准提供了更多的有关端口的信息。
然而，这新功能会使协议定义的端口角色和它当前状态存在不一致的情况。
比如，现在一个端口同时既是Designated又是Blocking是完全合法的，然而，这种情况只发生在很短的时间内，只是表示该端口正在向Designatedforwarding状态转变。
新的BPDU格式
RSTP的BPDU引入了很少改变。
在802.1D中仅仅定义了两个标志：
拓扑改变（TC）和TC确认（TCA）。
然而，如今RSTP用来剩余的所有6位，用于：
●编码产生该BPDU的端口的角色和状态
●执行Proposal/Agreement机制
新的BPDU处理机制
BPDU在每个Hello-time发送
BPDU在每个Hello-time时间间隔都会发送，而不再仅仅传播（relay）。
在802.1D中，非根网桥只有在其Root端口收到BPDU时，才产生BPDU。
事实上，网桥只是传播（relay）BPDU，而不是生成BPUD。
在802.1w中不再是这样，网桥在每一个（默认2秒）都会发送包含自己当前信息的BPDU，即便自己没有收到根网桥的BPDU。
信息的快速老化
一个端口如果连续三次没有收到hello，协议信息就会立即老化（或者如果max_age过期）。
由于上面提到的协议修改，BPUD可以用作网桥之间的keep-alive机制。
如果一个网桥连续没有收到三个BPDU，它就会认为自己已经和其直连的Root或Designated网桥失去连接。
信息的快速老化可以快速的检测链路故障，如果一个网桥不能从其相邻的设备收到BPDU，它们之间的连接无疑已经断开了。
这和802.1D是不同的，这种问题在802.1D中可能发生在通往根网桥的路径中的任何地方。
注：
物理链路的失效能够更快的探测出来。
接收次优BPDU
这个概念是BackboneFast（Cisco）的核心。
IEEE802.1w委员会决定在RSTP中引入类似的机制。
当网桥从它的Designated或Root网桥收到次优的BPUD，它会立即接受它并替换掉先前存储的信息。
由于网桥C仍然知道根（Root）网桥是有效的和正常的，它立即想网桥B发送一个包含根网桥信息的BPDU。
因此，网桥B不再发送它自己的BPDU，并接受连接到网桥C的端口为Root端口。
快速转变为Forwarding状态
快速转变是802.1w引入的最重要的功能。
先前的STA（快速生成树算法）在把一个端口转变成Forwarding状态前，只是被动的等待网络收敛。
要想获得较快的收敛只能调整保守的默认参数（ForwardDelay和Max_age定时器），并往往造成网络的稳定性问题。
新的快速STP能够主动的确定端口能够安全的转变成Forwarding状态，而无需依赖任何定时器。
现在，在RSTP兼容的设备中有了一个真正的反馈机制。
为了在端口上获得快速收敛，协议依靠两个新的变量：
边缘端口（edgeport）和链路类型（linktype）。
边缘端口
边缘端口的概念思科生成树用户早已熟知，因为它和PortFast功能紧密相关。
在网络中，所有和终端用户直连的端口不会产生环路。
因此，边缘端口可以直接转变为Forwarding状态，而略去Listening和Learning阶段。
当链路断开或连上时，边缘端口和使能了PortFast的端口都不会引起拓扑改变。
与PortFast不同，边缘端口一旦收到一个BPDU，它就会立即失去边缘端口的属性而称为一个正常的生成树端口。
从这一点来看，边缘端口有一个用户配置值和一个操作值。
思科在实现中保留了PortFast关键字用于边缘端口的配置，这使用户易于转变到RSTP。
链路类型
RSTP只能在边缘端口和点对点链路上实现快速的转换为Forwarding状态。
链路类型是从端口的双工模式（duplexmode）自动获取的。
默认时，操作在全双工模式的端口被认为是点对点的，而操作在半双工模式的端口被认为是共享端口。
这自动设置的链路类型能被显式的配置所覆盖。
在当今的交换网络中，大多数的链路都是工作在全双工模式，RSTP会认为它们是点对点链路。
因此，它们可以快速的转换为Forwarding状态。
802.1D的收敛
下面的图演示了当一个新的链路新加入桥网络时，802.1D的处理过程：
Root和交换机A中新加入的端口立即进入Listening
状态，阻塞流量。
从根开始的BPDU开始通过A传播
在这种情景下，根桥和A之间的链路刚刚加入。
假设之前桥A和根桥已经存在一条非直连路径（图中通过C-D）。
STA会阻塞一个端口以避免桥接环路。
首先，根桥和A之间链路的两个端口一旦激活，它们就会进入Listening状态。
现在，桥A能够直接从根桥收到BPDU，它会立即把它的BPDU从Designated端口向树的枝叶方向传播出去。
桥B和桥C一旦收到从桥A发送来的更优的BPDU，它们也会立即向枝叶方向传播这些信息。
几秒钟后，桥D收到从根桥发送来的BPDU并立即阻塞端口P1。
很快，从根桥发出的BPDU到达桥D，桥D立即阻塞它的端口P1。
虽
然现在拓扑收敛了，但网络被破坏了转发延时（forward_delay）的2倍时间。
802.1w的收敛
现在来看RSTP是怎样处理相同的情景。
记住，最终的拓扑结构和802.1D计算的完全相同（就是说，一个Blocked端口位于和上面相同的位置），只是用于达到这种拓扑的步骤改变了。
桥A和根桥之间链路两端的端口一旦激活，它们就会被置于Designated阻塞状态。
到目前为止，所有的行为和纯802.1D环境中完全相同。
然而，在这个阶段，桥A和根桥之间要进行一次协商。
一旦桥A收到根桥的BPDU，它就会阻塞它的非边缘端口。
这个操作叫做同步。
同步一完成，桥A就会明确的授权根桥将其端口置为Forwarding状态。
下图演示了网络中这一过程的结果：
桥A和根桥之间的链路被阻塞了，并且它们在交换BPDU。
一旦桥A阻塞了它的非边缘端口，桥A和根桥之间的链路就被置于Forwarding状态，而到达如下情景：
现在仍然没有环路。
网络不再阻塞桥A以上的链路，而是阻塞桥A以下的链路。
然而，这在不同的位置切断了网络环路。
断点位置沿着根桥产生的BPDU通过桥A在树中向下传播。
在这阶段，桥A中新的阻塞端口也会通过与桥B和桥C相连的端口进行协商而快速的进入Forwarding状态，当然在次之前桥B和桥C也会进行同步操作。
不像根桥的端口和桥A，桥B只有边缘Designated端口。
因此，没有端口需要阻塞以授权桥A进入Forwarding状态。
同样，桥C仅阻塞它和桥D相连的Designated端口。
图中的状态到达如下情景：
记住，最终的拓扑结构和802.1D实例中的完全相同，这意味这桥D的端口P1最终会被阻塞。
这表示，仅在新的BPDU在树中传播的时间内，已经到达了最终的拓扑结构。
在这快速的收敛过程中没有定时器参与。
RSTP唯一引入的新机制是，一个交换机可以在它新的Root端口发送确认（acknowledgment）信息用于授权立即转换到Forwarding状态，而略过两倍的转发延时的Listening和Learning状态。
管理员仅需要记住这些从快速收敛中的受益：
●网桥之间的协商仅发生在点对点之间的链路中（就是说在全双工链路，除非显式的端口配置）
●边缘端口扮演一个比802.1D中的PortFast更为重要的角色。
如果管理员没有在桥B上正确的配置边缘端口，这些端口的连通性就会受到桥A和根桥之间链路的影响。
Proposal/Agreement过程
当一个端口被STA选为Designated端口，802.1D仍然会等两倍的<转发延时>秒（默认=2*15秒），才把它转为Forwarding状态。
在RSTP中，这种情况对应于一个端口拥有Designated角色但处于Blocking状态。
下图演示了快速状态转换是怎样一步一步完成的。
假如根桥和桥A之间接入了新的链路，链路两端的端口都会被置于一个Designated阻塞状态，知道它们从对段受到BPDU。
当一个Designated端口处于Discarding或者Learning状态（并仅在这种情况下），它会在它发出的BPDU中设置proposal位。
这正是在上图所示的步骤1中，根桥的端口p0所需要做的。
由于桥A受到更优的信息，它立即知道p1称为新的Root端口。
桥A接着就会启动一个同步操作，以确定它所有的端口都处于同步状态。
一个端口如果满足以下条件之一，那它就处于同步状态：
●端口处于Blocking状态，即在稳定拓扑中的discarding状态。
●端口是一个边缘端口。
为了演示同步机制对不同种类的端口的影响，假设网桥A存在一个Alternate端口p2，一个Designated端口p3，和一个边缘端口p4。
请注意，p2和p4已经满足以上一个条件。
为了同步（见上图的步骤2），桥A仅仅需要阻塞端口p3，并把它置为discarding状态。
现在，桥A所有的端口都以同步，它可以打开它新选的Root端口p1并向根桥发送一个agreement消息（见步骤3）。
这个消息是它收到的proposalBPDU的复制，不同之处仅是设置了agreement位而不是proposal位。
这确保端口p0确切的知道它收到的是哪个proposal的agreement。
一旦p0收到该agreement，它会立即转换为Forwarding状态。
这就是过程图中的步骤4。
注意，同步后端口p3处于designateddiscarding状态。
在步骤4中，这个端口处于与步骤1中的端口p0相同的状态。
同样，它会和它的相邻网桥开始propose，试图快速的转变成转发状态。
Proposal/agreement机制是很快速的，因为它不依靠任何定时器。
握手的浪潮快速的向网络的边缘扩散，并在网络拓扑改变后迅速的恢复连接。
如果DesignatedDiscarding端口在发出proposal后没有受到哦agreement，它也会慢慢的转变为Forwarding状态，这又退回到了传统的802.1D的Listening-Learning过程。
如果对端设备不能识别RSTPBPDU，或对端的端口处于阻塞状态，就会发生这种情况。
思科加强了同步机制，网桥同步时仅阻塞它先前的Root端口。
这种机制的工作细节超出了本文的范围。
然而，可以安全的假设它包括了绝大多数通常的重新收敛的情况。
这种机制在本文“802.1w的收敛”一节中描述的情景中非常有效，因为仅仅在通往最终阻塞端口的路径上的端口临时阻塞了。
UplinkFast
RSTP引入了另一个快速转变为Forwarding状态类似与思科的UplinkFast生成树私有扩展。
基本上来讲，当一个网桥失去了它的Root端口，它能将它的最优的Alternate端口直接置为Forwarding状态（RSTP也会处理新Root端口的出现）。
一个Alternated端口被选为新的Root端口会引起拓扑改变。
802.1w拓扑改变机制会清除上游网桥可编址内容表（CAM）的相应条目。
ThisremovestheneedforthedummymulticastgenerationprocessofUplinkFast。
UplinkFast不需要进一步的配置，因为RSTP本来就包括并自动使能了该机制。
新的拓扑改变机制
当802.1D网桥检测到了拓扑改变，它会用一个可靠的机制来首先通知根网桥。
如下图所示：
T处产生了拓扑改变。
第一步，一个TCN向上发送给根桥。
第二步，根桥广播TC<最大老化时间+转发延时>时间
一旦根网桥得知网络拓扑有改变，它会在它所发出的BPDU中设置TC标志，这会传播给网络中的所有网桥。
当一个网桥收到一个设置了TC标志位的BPDU，它会把它的桥转发表（bridge-table）的老化时间减少到转发延时的时间。
这可以相对快速的清除旧信息，参见UnderstandingSpanning-TreeProtocolTopologyChanges以获得有关这一过程的更多信息。
在RSTP中，这一机制发生了很大改进，无论拓扑改变过程的探测还是其在网络中的传播。
拓扑改变的探测
在RSTP中，仅仅非边缘端口转变为Forwarding状态会引起拓扑改变。
这和802.1D不同，一个连接的断开不再被认为是拓扑改变（这就是说，一个端口转变为Blocking不再设置TC标志）。
当一个RSTP网桥检测到拓扑改变：
●如果必要，它会启动一个TC等待定时器（TCwhiletimer），定时器的长度等于它所有非边缘Designated端口和Root端口的hello-time的两倍。
●它会刷新所有和这些端口相关的MAC地址。
注：
只要端口运行TC等待定时器，从这个端口发送出去的BPDU都会设置TC标志位。
当TC等待定时器激活时，Root端口也会发送BPDU。
拓扑改变的传播
当网桥从邻接的网桥收到设置了TC位的BPDU，它会：
●它会清除它所有端口上学到的MAC地址，除了收到拓扑改变的那个端口。
●它会启动一个TC等待定时器，并在它所有的Designated和Root端口发送带有TC标志的BPDU（RSTP不再用特定的TCNBPDU，除非需要通知一个早期的网桥）。
这样，TCN快速的洪泛到整个网络。
现在，TC传播成为一个一步的过程。
事实上，是拓扑改变的发起者来洪泛该信息，不像在802.1D中，仅仅根网桥可以洪泛拓扑改变。
这就不再需要等待通知根网桥，再在网络中维持<最大老化时间+转发延时>秒的拓扑改变状态。
TC产生者直接洪泛该信息到整个网络
仅在几秒之内，或几倍的Hello-time，整个网络中设备的CAM表中的大部分条目就会刷新。
这个方法会引起更多的临时洪泛，但另一方面，它清除了潜在的会影响快速收敛的过时信息。
与802.1D兼容
RSTP可以和早前的STP协议共同工作。
不过，需要指出的是当与早期的网桥互操作时，802.1w会失去其固有的快速收敛的好处。
每一个端口都维护着一个变量，用于定义相应网段的协议。
在端口激活时，一个3秒的迁移延时定时器也会同时启动。
当定时器运行时，端口当前的STP或RSTP模式会被锁定。
当迁移定时器过期时，端口会适应为它所收到的下一个BPDU的相应模式。
如果端口是由于收到BPDU而改变操作模式，迁移延时会重新开始。
这就限制了可能的频繁改变模式。
举例来说，假设上图中桥A和B在运行RSTP，桥A为该段的Designated端口。
一个运行早期STP的桥C被引入该链路。
由于802.1D网桥忽略RSTPBPDU并丢弃它们，C认为该段中没有其他的网桥，并开始发送它的次优的802.1D格式的BPDU。
当桥A收到这些BPDU，最大两倍hello-time以后，该端口会改
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