IGMP协议,igmp协议

('IGMP协议一九九八年十二月目录一、为什么要多播？......................................................................................................................4二、IP多播的应用..........................................................................................................................8三、IP多播服务模型....................................................................................................................10四、IGMPv1..................................................................................................................................15五、IGMPv2..................................................................................................................................19六、IGMP版本1和版本2的互操作性.......................................................................................33一、为什么要多播？23\uf06c当发送同一数据到多个接收者\uf06c更好的带宽利用率\uf06c减轻主机/路由器的处理负担\uf06c接收者的地址不明确\uf06c单播传送发送数据的多个拷贝，每个拷贝发送到一个接收者\uf0fc主机发送数据的3个拷贝，网络分别转发至少个不同的接收者\uf0fc主机一次只能发送至一个接收者\uf06c多播传送发送数据的一个拷贝到多个接收者\uf0fc主机发送数据的一个拷贝，网络在每个接收者的最后可能存在的一跳复制它，在一个给定的网络上每一个包只存在一次。\uf0fc主机可同时发送数据到多个接收者4单播（Unicast）与多播（Multicast）\uf06c在一对多或多对多的环境中，多播传送比单播传送提供了更多优点：\uf0fc提高效率：有效网络带宽得到了更有效地使用，因为重复数据流被单一传送所代替。\uf0fc优化性能：需要转发和处理的数据量更少。\uf0fc分布式应用：在单点传送的情况下，随着需求与应用的增长，多点应用将不太成为可能，因为单点传送中客户数量不能逐步增多。\uf0fc从图中可以看到，使用单播传送传输率以1:1的比率随客户数据增长，而使用多播传送，传输率不随着客户数量增长而增长。5多播的优点\uf06c提高效率：控制网络传输，减轻服务器和CPU负载\uf06c优化性能：减少的传输冗余\uf06c分布式应用：使多点应用成为可能\uf06c多播缺点--大多数的多播应用都是基于UDP的。和类似的单播、TCP应用相比这会导致一些边界作用。--尽力传送机制会导致一些偶然的包丢失，许多实时多播应用（如音频、视频）可能会受到掉包的影响。同样，在这一类应用的应用层要求丢失数据重传是不可行的。.在声音应用中频繁的数据丢失会合声音模糊、失真，严重时会使内容无法理解。.在视频应用中适度的掉包有时会由于人眼的影响而得到较好的容忍。然而，即使很小的掉包率也会使一些压缩算法受到很严重的影响。当解压算法在恢复时画面会模糊或冻结。--随着基于UDP的多播应用的增长，无拥塞控制将会导致网络整体性能下降。--由于多播网络拓扑结构的改变包的复制可能会偶然发生。应用程序应该预想到会有偶然发生的复制的包到达并进行相应设计。6多播的缺点多播是基于UDP（用户数据报协议）的！\uf06c尽力传送：数据有可能发生丢失。多播应用不能期望数据得到可靠的传送而应进行相应的设计。可靠的多播仍只是一个研究领域期望在这一领域取得更大进展。\uf06c无拥塞避免：缺乏TCP的窗口和slow-start机制可能导致网络拥塞。如有可能，多播应用应该试图检测并避免拥塞状况。\uf06c复制：有些多播协议机制（例如Asserts、Registers和SPT传送）会偶然产生包的复制，多播应用应设计成可以处理偶然复制的包。二、IP多播的应用随着对多点应用的需求的增长，许多多点应用逐渐出现：例如：实时应用包括实况转播，金融数据的发送、共享白板以及视频会议等，非实时应用包括文件传输、数据与文件的复制及video-on-demand等。多播应用举例：Mbone中的多播应用1．SDR--会议目录列出让大家都知道的多播组登录多播应用2．VIC--视频会议H.261视频压缩3．VAT--音频会议PCM、DVI、GSM及LPC4压缩3．WB--白板共享画图工具可以输入PostScript图象使用可靠的多播几个现有的MBONE多播应用--会议目录是一个允许参加者观看让大家都知道的多播组工具并登录合适的多播应用以加入一个存在的会议。--视频会议允许多个参加者交互共享音、视频--单频会议允许多个参加得交互共享音频--白板允许多个参加者在一个图文环境中交互合作。7SDR--会议目录：VIC--视频会议：VAT--音频会议：8WB--白板：白板使用可靠的多播形式--为保证关键的图形信息不会丢失可靠的多播是必要的。--大多数的多播应用只是简单使用UDP及尽力传输(Best-Effort)数据报的机制。下载Mbone应用多媒体会议应用档案包括sdr,vic,vat,wb及其他一些应用程序URL:http://www.video.ja.net/mice/index.html多平台支持SunOS,Solaris,HP,Linux,Windows95源代码几个Mbone的多媒体应用可以免费获得：--为合适的平台下载所需要的应用程序。-可同时获得源代码和二进制代码三、IP多播服务模型\uf06cRFC1112（多播支持的主机扩展）\uf06c每个多播组都由一个D类地址所确认\uf06c组成员可出现在Internet的任何地方\uf06c成员加入和离开组将此信息通知路由器\uf06c发送者和接收者截然不同：例如发送者可以不是组成员9\uf06c路由器接收来自所有多播组的报文并使用多播路由协议管理组RFC1112即网际网组管理协议(IGMP)--允许主机加入组以接收多播包--允许用户基于他们运行的应用程序动态登记（加入或离开组）--使用IP数据报传送数据编址D类IP地址是动态分配的多播IP地址代表接收者组，而不是某个单独的接收者。组成员接收者可在Internet中密集或松散地分布接收者可在路由器间使用IGMP协议在任何时间动态加入或离开多播会议。发送者不需要包适在他们发送的多播组内多播路由组分布要求包分布树能有效转发数据到多个接收者多播路由协议沿着网络路径有效地指挥多播传输—MOSPF、CBTIP多播服务模型\uf06cIP组地址D类地址的高三位置1（即224.0.0.0），地址范围从224.0.0.0至239.255.255.255\uf06c由IANA（InternetAssignedNumbersAuthority）分配的众所周知的地址保留使用：224.0.0.0至224.0.0.255224.0.0.1子网内的所有主机（全主机组）224.0.0.2子网内的所有路由器（全路由器组）参见ftp://ftp.isi.edu/in-notes/iana/assignments/multicast-addresses\uf06c短暂地址，动态分配和回收整个范围：224.0.1.0~238.255.255.255限制范围：239.0.0.0~239.255.255.255本地站点范围：239.253.0.0/16本地组织范围：239.192.0.0/14IP地址使用D类地址空间--D类地址是高4位设为1110的IP地址本地范围地址--地址从224.0.0.0至224.0.0.255--由IANA保留为网络协议使用例：224.0.0.1全主机组224.0.0.2全多播路由器组224.0.0.3全DVMRP路由器组224.0.0.5全OSPF路由器组224.0.0.6全OSPFDR?地址在这一范围内的多播包不转发出本地网络，而不考虑到包的TTL整个范围的地址10地址从224.0.1.0至238.255.255.255在整个Internet上动态分配管理范围地址地址从239.0.0.0至239.255.255.255保留为私有域内部使用多播协议基础多播分布树多播转发多播协议类型紧密模式稀疏模式稀疏—紧密模式多播分布树--定义了数据从信源到接收者的传输流的路径多播转发在单播中使用目的地址作为决定转发的依据，而在多播中源地址作为决定转发的依据。多播协议类型紧密模式协议稀疏模式协议稀疏—紧密模式协议多播分布树最短路径或源分布树最短路径或源分布树是具有最后一跳的网络路径例如图中在源和Receiver1间的最短路径是经过路由器A和路由器C，到Receiver2的最短路径是经过路由器E的另一跳。11共享分布树共享分布树是由共享点衍生而来的路径,信源和接收者必须通过共享点发送路径。不考虑接收者的位置和数量，发送者登记共享根节点（路由器D）并且通常从该共享根节点发送多播数据的一个拷贝至接收者。不考虑信源的位置和数量，组成员通常从共享根节点（路由器D）接收转发的多播数据。分布树的特点\uf06c源或最短路径树使用较多的内存O(SG)，但是可以得到一条从源至所有接收者的优化路径，延迟最小。\uf06c共享树使用较少的内存O(G)，但是可以得到一条从源至所有接收者的局部优化的路径，可能引入额外的延迟。源或最短路径树--提供了从源至所有接收者的优化路径（最短距离、最小延迟），但维护它需要较大内存。共享树--提供了从源至所有接收者的局部优化路径（可能不是最短距离、也可能引入额外延迟），但维护它需要较少内存。分布树是如何建立起来的？\uf06cPIM（ProtocolIndependentMulticast,协议无关多播）使用现有的单播路由表加上“加入/剪枝/嫁接”机制以建立树\uf06cDVMRP（Distance-VectorMulticastRoutingProtocol距离向量多播路由协议）使用DVMRP路由表加上Poison-Reverse机制以建立树\uf06cMOSPF（MulticastextensionsOSPF多点广播OSPF）使用对OSPF链路状态机制的扩展以建立树\uf06cCBT（Core-BasedTrees,有核树）使用现有的单播路由表加上“加入/剪枝/嫁接”机制以建立树分布树可用多种方法建立，依赖于所采用的多播路由协议PIM使用现有的单播路由表（任何单播路由协议）加上：加入（Join）12剪枝（Prune）嫁接（Graft）DVMRP使用特殊的类似于RIP的多播路由表加上：Poison-Reverse：剪枝与嫁接（Prune&Graft）MOSPF使用现有的OSPF单播路由表的链路状态广播以建立(S,G)树每一路由器维护一个最新的整个网络的拓扑映像。CBT使用现有的单播路由表加上“加入/剪枝/嫁接”机制以建立树（很像PIM-SM）多播转发多播路由与单播路由相反--单播路由关注的是包将发往何处--多播路由关注的是包从何处来多播路由使用反向路径转发多播转发--路由器必须知道包的来源，而不是目的地（与单播相反）源IP地址标记了已知的信源目的IP地址标记了未知的组接收者--多播路由使用反向路径转发广播：将包扩散到除信源的输入外的所有接口上，初始假定网络上的每一个主机都是多播组的一部分。剪枝：删除没有多播组成员的树枝，切断到没有感兴趣的接收者所在的局域网的包传送。选择性转发：需要它自己的综合的单播路由协议。回顾—三层多播编址IP组地址224.0.0.0至239.255.255.255D类地址高位为“1110”特殊的保留组地址：224.0.0.0~224.0.0.255224.0.0.1子网内的所有主机224.0.0.2子网内的所有路由器224.0.0.4DVMRP路由器IANA保留地址IANA是负责保留D类地址的分配的权威机构，其他感兴趣的保留地址为：224.0.0.2PIMv1（全路由器组）224.0.0.5OSPF全路由器组224.0.0.6OSPF指派路由器224.0.0.9RIP2路由器224.0.0.13PIMv2224.0.1.39CISCORP通告224.0.1.40CISCORP发现13附加信息“管理范围的IP多播”,1997年7月,对地址范围作了很好的讨论，这一文档可从下列Internet草案获得：draft-ietf-mboned-admin-ip-space-03.txt2层多播编址（以太网和FDDI）3层IP多播地址映射为2层多播地址：以太网和FDDI多播地址第一字节为0x01表示这个包为2层多播包，更进一步，”0x01-00-5E”前缀已被保留用于将3层IP多播地址映射为2层MAC地址将3层IP多播地址映射为2层地址时，IP多播地址组标识符中的最低23位，放入IEEEMAC地址的低23位。2层/3层多播地址重叠IP多播地址有28位地址空间（32位减去D类地址前缀的前四位1110），但只有23位被映射到IEEEMAC地址，共有5（28-23=5）位重叠，25=32，这样映射的一个明显结果是有25个IP多目地址会映射到同一个物理地址上。例如：以下所有IP多播地址都映射为同一2层地址：01-00-5e-0a-00-01224.10.0.1,225.10.0.1,226.10.0.1,227.10.0.1,228.10.0.1,229.10.0.1,230.10.0.1,231.10.0.1,……236.10.0.1,237.10.0.1,238.10.0.1,239.10.0.1IGMP主机如何告诉路由器关于组成员的消息路由器从直接相连的主机获得组成员RFC1112详细说明了IGMP协议的第一版RFC2236详细说明了IGMP协议的当前版IGMPv3增强在UNIX系统、PC机、MAC机上的支持IGMP的主要目的即是允许主机和本地网上的IP多播路由器通信，以通知路由器主机需要接收多播报文。然后IP多播路由器即加入指定的多播组，并转发多播报文至这一网段。最初的IGMP（v1）的详细说明是在RFC1112，“HostExtensionforIPMulticasting”中作出的，从那时起，IGMPv1中发现了许多问题和限制，这就导致了IGMPv2详细说明的开14发，它在1997年11月作为RFC2236被正式批准，现在的状态是提议标准（ProposalStandard）。即使在IGMPv2被正式批准前，下一代IGMP协议IGMPv3的研究工作即已开始了，然而IGMPv3仍处于研究阶段，而且没有任何一个厂商实现了它。四、IGMPv1RFC1112HostExtensionsforIPMulticasting--成员查询查询器（某一多播路由器）发出IGMP查询报文至224.0.0.1，其中TTL置为1。局域网中的某一多播路由器被指定或推选为发出查询报文的查询器。查询间隔为每20~60秒一次。--成员报告某一主机的IGMP报告可能被其他主机发出的IGMP报告所抑制限制每一局域网对某一多播组只产生一个报告报文当主机刚加入多播组时，主动发出成员报告IGMPv1成员查询IGMP成员查询报文由路由器发至全主机组224.0.0.1以发现在局域网内那个多播组存在活动的接收者。IGMPv1成员报告IGMPv1成员报告是由希望接收某一指定多播组的传输数据的主机发出的，成员报告被发至主机想接收传输的组的多播地址，其中的TTL置为1。主机的成员报告或者在它刚希望加入多播组时异步发出或者是响应成员查询，在后一种情况，响应是用来维护多播组处于活动状态，以便多播组的传输可以被转发到这一网段。报告抑制报告抑制用于同一组的成员之间，以便处在一个局域网内的一个组的所有成员不用对一个查询同时都响应，这样可以节省所有系统的CPU资源和带宽。多播成员的这一规则是因为只要某组在网段内存在一个成员，那么这组的数据包就要转发至这一网段。因此，成员报告抑制很有效。TTL因为成员查询和报告只在本地网才有意义，因此这些包的TTL值都置为1。这样这些包就不会转发出本地子网从而引起其它子网的混乱。IGMPv1包格式15版本：即IGMP版本号，在IGMPv1中应为0x1。类型：即IGMP报文类型1=主机成员查询2=主机成员报告在IGMPv2中这一字段扩充为8位。组地址：在报告报文中指定为多播组地址，在查询报文中该字段为0IGMPv1加入多播组加入成员发送成员报告至224.1.1.1立即完成加入。异步加入：成员加入组不用等待路由器发出的成员查询报文再加入，可以主动发动成员报告表示加入。这样在组内没有其它组成员的情况下缩短了端系统加入多播组的延迟（潜伏期）。IGMPv1通用查询周期性地发出通用查询报文至224.0.0.1以决定组成员通用查询通用查询报文发至全主机组多播地址（224.0.0.1），网段上的每个组的一个成员用报告报文应答。通用查询基于命令”ipigmpquery-interval”设置的查询间隔周期性地发出，缺省的间隔为60秒。IGMP查询器IGMPv1本身不存在正式的查询路由器选举过程，而是把这一过程留给了多播路由协议，不同的协议使用不同的选举机制，这样常常导致在一个单一的多访问网络内存在多个查询16器。IGMPv1多播组维护路由器周期性查询每个子网的每个组的一个成员报告其他成员的报告被抑制查询响应过程路由器周期性地多播IGMPv1成员查询到全主机组地址（224.0.0.1）。对某一查询每个组只有一个成员响应成员报告。这样可以节省子网带宽及主机处理时间。这一过程叫响应抑制。响应抑制机制响应抑制机制由以下步骤完成主机收到查询后，主机对参与的每个多播组启动一个倒数计时器，计时器初始化为一个给定时间范围内的随机值。（在IGMPv1中这一固定值为10秒，因此计时器的计数被置为一个0~10秒之间的随机数。当计时器计时值为0时，主机发送成员报告至与计时器相关的多播组，以通知路由器本地网中多播组处于活动状态。然而，当主机在它的倒数计时器达到0之前收到某一成员报告，那么它就停止与成员报告内组地址相同的倒数计时器的计时，这样就抑制了主机的这一成员报告。在上图中，主机H2的时间首先到期，因此它响应成员报告。主机H1和H3在收到H2的成员报告后，中止相关的多播组的计时器，这样即抑制了报告。IGMPv1离开多播组17路由器发出周期性查询主机默默离开（不发出任何报文）多播组路由器发出周期性查询路由器没有收到这个组的成员报告多播组超时中止联接IGMPv1离开在IGMP版本1中没有定义特殊的离开机制。IGMPv1主机在任何时候“被动的”“安静的”离开多播组而不用给路由器发任何通知。如果子网内有（同一多播组）的多个成员，那么主机这样离开多播组会出现什么问题，但如果离开多播组的是子网内的最后一个成员，那么路由器在一段时间内仍会继续没必要的转发这个多播组的传输到这个网段，虽然这时这一网段内已不存在该组成员。这取决于IGMP查询路由器在经过几个查询间隔过去后没有得到响应即可导到多播组超时中止联接。这样做缺乏效率，特别是当多播组个数太多并且（或）这些组的传输很重时。五、IGMPv2RFC2236--指定组查询在停止转发组数据到子网之前路由器发出指定组查询以确认不存在成员。--离开组报文主机发出离开报文假如主机离开组并且它是最后一个成员（与IGMPv1相比这样做减少了延迟）IGMPv2作为在IGMPv1中发现的一些限制的结果，IGMPv2的研究工作即是为了去除这些限制。从IGMPv1到IGMPv2的大多数变化的主要目的不但是为了解决在最初的协议说明中存在的二义性问题，而且要解决离开和加入多播组存在的延时（潜伏期）问题。（IGMP几乎处于标准状态）下面几节叙述了IGMPv2所作的一些显著改变：指定组查询：IGMP版本2中加上了指定组查询以允许路由器只查询某一个组而不是所有组的成员。这是为找出某组中是否还留有成员的优化办法，不要求所有组发出响应报告]指定组查询和通用查询的区别就在于通用查询多播到全主机组地址而指定组查询只多播到指定组的多播地址。。离开组报文IGMP版本2中还加上了一种离开组报文，以允许端系统告诉路由器它们正离开多播组，这样当离开的成员是组中最后一个成员时，就可减小网段上的离开延时（潜伏期）。标准中对什么时候应该且必须(shouldandmust)发出组离开报文没有严格定义。在讨论CGMP时这是一项很重要的考虑。18查询器选举机制在多访问网络中基于最低IP地址选举一个IGMP查询器。只有查询器才能发出查询。查询间隔响应时间通用查询指定了最大响应时间，它告知了主机必须在这一时间内响应通用查询。这样改善了响应的爆发性。与IGMPv1的向后兼容性查询选举不同于版本1，现在IGMP版本2本身就有一个查询器选举机制。具有最低单播IP地址的IGMP路由器被选举为查询器。所有的IGMP路由器初始时总认为自己是查询器，但只要它一收到同一网段上一个来自更低IP地址的查询它就放弃自己作为查询器的角色。间隔查询响应时间为控制报告报文的爆发响应引起网络拥塞在IGMP版本2中加上了间隔查询响应时间，这一个值指示了当查询报文传达到成员时，成员必须响应查询的时间限制。IGMPv2包格式类型：0x11成员查询0x12版本1成员报告0x16版本2成员报告0x17离开组最大响应时间在发出响应报告前的以1/10秒为单位的最长时间，缺省值为10秒。组地址多播组地址（如果是通用查询则为0.0.0.0）类型：在IGMP版本2中，旧的4位版本字段和旧的4位类型字段拼成了一个新的8位类型字段，通过分别将成员查询（版本1和版本2的）及版本1的成员报告报文的IGMP版本2的类型代码置为0x11和0x12，保持了IGMP版本1和版本2包格式的向后兼容。最大响应时间新的最大响应时间（以1/10秒为单位）字段允许查询用路由器为它的查询报文指定准确的查询间隔响应时间。IGMP版本2主机在随机选择它们的响应时间值时以此作为上限。这样在查询响应间隔时有助于控制响应的爆发。组地址：除了在通用查询时这一字段置为0.0.0.0外，这一字段和IGMP版本1中的这一字段意义相同。19IGMPv2加入多播组与IGMPv1一样，加入成员发送成员报告至224.1.1.1立即完成加入。异步加入：成员加入组不用等待路由器发出的成员查询报文再加入，可以主动发动成员报告表示加入。这样在组内没有其它组成员的情况下缩短了端系统加入多播组的延迟（潜伏期）。IGMP版本2加入一个组路由器rtr-a中的IGMP状态：在以太网端口0上存在活动组224.1.1.1并且：--在这一接口上活动了6天零17小时--如果在2分30秒内没有收到这组的IGMP成员报告那么它将失效被删除--报告成员的最后一个主机是1.1.1.11（H2）IGMPv2查询器选举20初始化所有路由器都发出查询具有最低IP地址的路由器被推选为查询器其它路由器成为非查询器查询器选举在IGMP版本1中没有正式的IGMP查询器选举过程，它取决于多播路由协议，不同的路由协议采用不同的选举机制，这就常常导致在一单个的多访问网络中产生多个查询器。随着IGMP版本2的定义，在协议内部就声明了一个正式的查询路由器选举过程。在IGMP版本2中，多访问网络上的每个路由器都初始假定自己为查询器并发出查询。每个路由器都将“看”到从其它IGMPv2路由器发出的查询，并查询发出这些的IP地址，然后所有的IGMPv2的路由器都服务具有最低IP地址的路由器。也就是说具有最低IP地址的IGMPv2路由器将成为查询路由器。最后，假如当前当选的查询路由器在某一指定的有限时间内发出查询失败。在其它IGMPv2路由器中的定时器将会超时导致它们重新初始化查询过程。组指定查询IGMPv2中增加了组指定查询的概念。相对于IGMPv2通用查询向全主机组多播地址（224.0.0.1）发出查询，指定组查询是通过向组的多播地址发现IGMPv2成员查询来完成的。查询间隔成员查询的缺省间隔是每60秒钟发出一次。IGMPv2查询器选举确定那一路由器是IGMP查询器校验IGMPv2查询器使用“showipigmpinterface”命令以决定那个路由器是多访问网络上的IGMPv2查询器21IGMPv2维护一个多播组路由器发出周期性查询每个子网中每个组只有一个成员报告其它成员抑制报告查询响应过程路由器周期性地多播IGMPv1成员查询到全主机组地址（224.0.0.1）。对某一查询每个组只有一个成员响应成员报告。这样可以节省子网带宽及主机处理时间。这一过程称为响应抑制。响应抑制机制响应抑制机制由以下步骤完成主机收到查询后，主机对参与的每个多播组启动一个倒数计时器，计时器初始化为一个给定时间范围内的随机值。（在IGMPv1中这一固定值为10秒，因此计时器的计数被置为一个0~10秒之间的随机数。当计时器计时值为0时，主机发送成员报告至与计时器相关的多播组，以通知路由器本地网中多播组处于活动状态。然而，当主机在它的倒数计时器达到0之前收到某一成员报告，那么它就停止与成员报告内组地址相同的倒数计时器的计时，这样就抑制了主机的这一成员报告。在上图中，主机H2的时间首先到期，因此它响应成员报告。主机H1和H3在收到H2的成员报告后，中止相关的多播组的计时器，这样即抑制了报告。22IGMPv2离开一个多播组23IGMPv2离开多播组H2离开多播组，发出多播报文路由器发出组指定查询剩余的成员主机发出报告组保持活动状态IGMPv2离开在IGMP版本1中，主机被动离开多播组，例如它们并不明确说出离开，而只是停止报告。但在IGMP版本2中有一个明确离开组的报文。当IGMP版本2路由器收到一个离开报文时，路由器的响应是针对相关的组发出一个组指定查询，以判断是否仍有其它主机希望接收这个组的传输，这一过程有助于减少总体上的离开延迟（潜伏期）。当CGMP使用时，IGMPv2的离开报文机制有助于路由器更好的管理switch中的CGMP状态。这同样也改善了指定主机在2层上的离开延迟。示例：在本例中H1已经离开#1—H2离开#2—路由器发出指定组查询以判断是否还有其它组成员存在#3—H3还没有离开因此它响应一个报告报文路由器继续向224.1.1.1发出多播因为还有>=1个成员存在24IGMPv2离开一个多播组25IGMPv2离开一个多播组最后一个主机离开组，发送离开报文路由器发出组指定查询没有收到报告组超时中止联结26IGMPv2离开多播组27IGMPv2响应调整报告抑制机制使报告报文分布在整个查询响应间隔上IGMPv2查询响应调整由于在所有主机上都有随机的报告定时器并且报告抑制有效，因此报告随机分布在查询响应间隔内，而不是所有报告立即同时发出。查询响应间隔由查询路由器指定，以支配端系统设置报告的随机定时器的上限28IGMPv2响应调整提高查询响应间隔将使报文分布更宽，减少响应的突发性。IGMPv2查询响应调整提高查询间隔和查询响应间隔的优点是减少经常性的开销和网段带宽的占用，同时也减轻路由器和端系统维护组的工作。将这些间隔延长的缺点就是在冗余的多播路由器环境中路由器的探测会失败。这是大多数路由协议中一种折衷选择。29IGMPv2响应调整查询响应调整尽可能使用缺省设置，调整要小心。30IGMPv2响应调整核实IGMPv2响应调整值检查IGMP响应调整在进行IGMP响应调整后使用”showipigmpinterface”命令以核实这些值已正确设置在上例中，查询间隔已设置为120秒而最大查询响应设置为20秒31六、IGMP版本1和版本2的互操作性主机H2：必须经常发送IGMPv1报告可能抑制IGMPv2离开IGMPv1-v2的互操作性IGMPv1路由器不能识别IGMPv2成员报告，因此，当IGMPv1路由器作为查询路由器，而同一网络中出现IGMPv2主机时，支持IGMPv2的主机必须发送IGMPv1成员报告，以便路由器能识别。另外如果路由器运行在IGMPv1状态下，假如主机发送离开报文，路由器不会有任何反应，但也不会有什么损害。32IGMPv1-v2互操作性路由器A：必须设置定时器以记录组224.1.1.1中出现的IGMPv1成员.必须忽略任何组224.1.1.1的版本2离开报文（直到定时器失效）IGMPv1-v2互操作性：假如查询路由器运行在IGMPv2模式下，当出现IGMPv1主机时，它必须能够识别因为v1主机不能事先知道v2查询响应间隔。进一步，在这种情况下，一个IGMPv2路由器必须忽略任何离开报文因为出现的v1主机既不能识别也不能响应组指定查询。假如路由器要处理离开报文，发出IGMPv2组指定查询并且组中存在的唯一主机是IGMPv1主机，那么这一本不应被剪枝的组将被剪掉。33IGMPv1-v2的互操作性路由器A：必须在这一接口上被手工配置为使用IGMP版本1IGMPv1-v2的互操作性：同一网段上的所有路由器必须运行同一版本的IGMP协议！缺省的，IOS运行IGMP版本2。假如网段上存在其它IGMPv1路由器，CISCO路由器必须手工配置为运行IGMP版本1。用于手工配置接口上的IGMP版本的IOS配置命令为：ipigmpversion1234IGMP版本1和版本2的互操作性确定接口上运行的IGMP版本核实接口上的IGMP版本使用”showipigmpinterface”命令以确定当前接口上运行的IGMP版本35IGMP版本3（未来的）draft-ietf-idmr-igmp-v3-??.txt处于设计阶段使主机可以只“听”发送给这一组的某个指定子网的主机的报文未来的IGMP版本3随着IGMP版本2临近正式批准，IDMR已经开始了IGMPv3的研究工作。推测新版本中对这一协议所作的增强还为时过早，已知的IDMR的一个目标就是在IGMPv3中指定一种机制，以允许主机只收到多播组内某个特定源的传源。36IGMPv3（未来）IGMPv3的应用例子：在这一例子中，主机H1已经加入组224..1.1.1但只希望收到从源1.1.1.1的传输。使用还没有详细说明的IGMPv3的机制，主机H1可以通知指定路由器R3，它只对信源1.1.1.1发至组224.1.1.1的多播传输感兴趣。由此路由器R3即可对这一指定的（S,G）传输源进行剪枝。37',)