SRv6网络编程自学系列 | IP FRR与端到端保护
书籍来源：《SRv6网络编程：开启IP网络新时代》
这本书已经出了很多年了，但多年之后因为工作需要再来读一遍，除了温习之外，发现自己学到了更多的知识。一边学习一边整理读书笔记，并与大家分享，侵权即删，谢谢支持！
附上汇总贴：SRv6网络编程自学系列 | 汇总_COCOgsta的博客-CSDN博客
TI-LFA是一种FRR保护机制，是LFA的增强方案，TI-LFA具有以下特点。
第一，TI-LFA可以在网络拓扑中不存在PQ节点的情况下，实现对任意拓扑的保护。
第二，TI-LFA基于故障收敛之后的拓扑计算FRR备份路径，使得FRR备份路径与最终网络收敛后的重路由路径一致，避免了转发路径的再次切换。
第三，由于SRv6支持在PLR插入Repair Segment List，显式地指定转发路径，所以基于SRv6的TI-LFA无须创建Target LDP隧道，减少了网络节点维护的隧道状态。
在节点1和节点3之间的链路发生故障以后，TI-LFA首先计算故障收敛之后的最短路径为节点1→节点2→节点4→节点3。基于SRv6的TI-LFA可以计算从节点4到节点3的Repair Segment List，然后利用Repair Segment List指导报文转发。
图6-6 RLFA无法形成保护的拓扑
下面通过图6-7介绍SRv6 TI-LFA的工作原理。在图6-7中，节点A到节点F的最短路径为A→B→E→F，节点B需要计算到节点F的备份路径，步骤如下。
① 排除主下一跳（B-E链路）计算收敛后的最短路径为A→B→C→D→E→F。
② 计算P空间。P空间中的节点为节点B和节点C。
③ 计算Q空间。Q空间中的节点为节点D、节点E和节点F。
④ 计算Repair Segment List。如果存在PQ节点，则将流量转发到PQ节点即可，整条路径均为无环路径，此时Repair Segment List可以是P节点的End SID，也可以是空。如果不存在PQ节点，则需要指定P节点到Q节点的无环转发路径。
图6-7 SRv6 TI-LFA的工作原理
如表6-2所示，节点B根据TI-LFA计算结果预先安装备份转发表，用于主下一跳发生故障的时候激活备份下一跳，确保到目的节点F的可达性。
表6-2 节点B的TI-LFA备份转发表参数
当B-E链路发生故障时，数据转发过程如下。
① 节点B收到目的地址为6::的报文，根据6::查找转发表，主出接口为If1。
② 节点B查询到If1接口状态为Down，使用备份表项转发，备份出接口为If2，并使用“H.Insert”的方式封装Segment List 3::1，新增1个SRH，将用于修复故障的Segment List和目的地址6::封装在SRH中，SL初始化为1。
③ 节点C收到报文以后，识别出目的地址3::1是End.X SID，所以需要执行End.X SID对应的指令。
④ 节点D收到报文以后，根据报文的目的地址6::查找IPv6路由表，沿着最短路径转发到目的地址F。
6.1.2 SRv6 Endpoint的故障保护
在SRv6 TE场景中，经常要约束数据报文在网络中的转发路径，需要指定报文沿途经过的节点或链路。如图6-8所示，节点A要发送报文到节点F，要求转发路径经过节点E。当节点E发生故障的时候，由于备份路径仍旧必须经过节点E,TI-LFA也无法达到保护的效果。
图6-8 TI-LFA保护失效的场景
当某个Endpoint节点发生故障时，它就无法完成对应SID的处理动作，造成转发失败。
为了解决上述问题，需要由Endpoint节点的上游节点（代理转发节点）代替它完成这个转发处理。代理转发节点感知到报文的下一跳接口发生故障，并且下一跳是报文目的地址，且SL > 0，则代替执行End行为，然后按照下层SID的指令进行转发，从而绕过故障节点，实现对SRv6 Endpoint故障节点的保护。
以图6-9为例，对SRv6 Endpoint故障节点的保护过程如下。
① 节点A向目的节点F转发报文，并在SRv6 SRH中指定经过中间节点E。
② 节点E发生故障的时候，节点B感知到报文下一跳接口发生故障，而下一跳正好是报文当前的目的地址5::，且SL > 0，所以节点B执行代理转发行为。此时由于SL = 0，节点B可以去掉SRH，然后根据目的地址6::查表转发。
③ 由于目的地址6::的主下一跳依然是节点E，但是节点B不是该目的地址的倒数第二跳，且SL = 0，所以节点B不再符合代理转发条件，而是按照正常TI-LFA转发流程切换到备份路径转发，备份路径的Repair Segment List为<3::1>，所以节点B使用“H.Insert”的方式封装Segment List 3::1，新增1个SRH，经过备份路径转发到节点F。
④ 在节点A感知到节点E故障，根据5::查表转发的时候，无法命中路由，此时节点A就要作为代理转发节点执行代理转发行为，然后根据目的地址6::查表转发到节点B。节点B如果完成收敛，则按照收敛后的最短路径将报文转发到节点F；节点B如果未完成收敛，则按照TI-LFA流程经过备份路径转发到节点F。通过上述方式，就绕过了故障节点E。
图6-9 对SRv6 Endpoint故障节点的保护
初学者可能不太容易理解普通TI-LFA和Endpoint保护的区别，本质上二者的区别在于下一跳节点是中转节点还是目的地址中的Endpoint节点。
如图6-10所示，节点A发送报文携带Segment List
图6-10 TI-LFA和Endpoint保护的区别
6.1.3 尾节点保护
图6-11描述了一个SRv6 L3VPN场景，节点A是头节点PE，节点F和G是尾节点PE,CE双归到节点F和节点G。在这个场景中，P节点不能维护到私网的路由表，业务报文必须要在PE节点进行终结才能继续往CE转发。所以，对于PE节点故障，必须通过冗余保护才能确保业务不中断。
图6-11 对SRv6 L3VPN场景的保护
当前有两种方法可以实现尾节点保护：Anycast FRR和镜像保护。
- Anycast FRR
Anycast FRR 方法是在 CE 双归的 PE 节点配置相同的 SID 来实现FRR。
如图6-12所示，CE双归的PE节点F和节点G配置了相同的Locator和VPN SID，网络节点在计算Anycast前缀的时候，会将Anycast前缀虚拟成一个节点并归属到发布Anycast的节点。节点D预安装到目的地址6::的备份路径，形成FRR主备表项，其中主路径为D→F，备份路径为D→E→G，计算的Repair Segment List为<5::7>。
节点F发生故障后，节点D感知到下一跳直连接口的故障，快速切换到备份路径，并且封装Repair Segment List <5::7>，然后将报文转发到节点G。节点G利用VPN SID 6::1查找本地SID表，然后执行VPN SID的指令，通过私网接口将报文转发到CE节点。
图6-12 Anycast FRR保护
- 镜像保护
业界提出了另外一种尾节点保护技术：镜像保护。在双归PE场景下，一对PE节点可以配置成镜像组，并通过IGP在网络里扩散镜像关系。当镜像组内的某个节点发生故障的时候，可以通过FRR到达镜像组内的其他节点，以达到快速收敛的目的。
如图6-13所示，SRv6 L3VPN场景下，CE双归到节点F和节点G，节点F和节点G上配置的Locator分别为6::/64和7::/64,VPN SID分别为6::100和7::100，同时在节点G上针对节点F的Locator 6::/64配置Mirror SID（镜像SID），取值为7::1。节点G收到节点F发布的VPN路由时，生成双归PE的VPN SID的镜像表项<7::1, 6::100>:<7::100>。
图6-13 镜像保护
节点G配置Mirror SID以后，会在IGP发布一个Mirror SID TLV，将Mirror SID泛洪出去，Mirror SID TLV同时还携带该Mirror SID要保护的Locator。
IGP网络节点收到该TLV以后，会做如下处理。
在备份表项计算阶段，如果接收到TLV的网络节点是被保护Locator对应节点的直连节点，该节点计算Mirror SID要保护的Locator路由的备份路径时，会使用Mirror SID作为备份，也就是将报文引导到该节点的镜像保护节点。
如图6-13所示，节点D在计算路由6::/64的备份路径的时候，会使用7::1作为备份路径的最后一个SID，从而将流量引导到节点G。此外，为确保流量能够转发到节点G，还需要增加Repair Segment List <5::7>，这样节点D计算出来的完整Repair Segment List就是<5::7,7::1>。
在数据转发阶段，正常情况下，根据下一跳IGP路由的开销，节点A会优选节点F发布的路由。在报文转发时，节点A将报文目的地址封装为6::100（VPN SID），并转发到节点F。节点F收到报文以后，根据6:100关联到对应的VPN实例路由转发表，根据内层IP目的地址查表转发到CE。
当节点F发生故障时，节点D先感知到故障，激活备份路径，封装Repair Segment List <5::7,7::1>，指导报文无环转发到节点G。节点G根据7::1查找本地SID表，命中一个Mirror SID，节点G执行Mirror SID的指令，然后根据内层报文的IP地址，在SID 7::100关联的本地VPN实例路由转发表中进行查表转发到CE。