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单击此处编辑母版标题样式,单击此处编辑母版文本样式,第二级,第三级,第四级,第五级,跳转到第一页,*,单击此处编辑母版标题样式,单击此处编辑母版文本样式,第二级,第三级,第四级,第五级,跳转到第一页,*,第,1,章 路由原理,本章要点,路由基础知识,路由协议,路由表分析,体系化寻址,可变长度子网掩码（VLSM）,路由归纳,路由的定义,路由：将文件从一个地方转发到另一个地方的一个中继过程,路由功能：学习和维持网络拓扑结构知识的机,交换过程：把数据流从路由器的输入接口经路由器传输到输出接口的过程,路由设备：同时具有路由和交换的功能,1.1,路由基础知识,路由的前提,为了进行路由，路由器必须知道下面三项内容：,（,1,）路由器必须确定它是否已激活了对一个协议组的支持,（,2,）路由器必须知道逻辑目的地网络,（,3,）路由器必须知道哪个输出接口是到达目的地的最佳路径,路由协议：通过度量值来决定到达目的地的最佳路径,最佳路径：具有较小度量值的路径,负载均衡：通过多条路径分流数据流量,路由,信息,路由表由若干个路由条目组成，每个条目的内容：,路由生成机制,逻辑目的地地址,管理距离,/,度量值,下一跳地址,新旧程度,输出接口,图,1-1,路由条目的含义,路由,信息,（,1,）路由生成机制：生成该路由所使用的机制：动态生成机制、手工生成机制。,（,2,）逻辑目的地地址：主网络地址、子网络地址、主机地址,（,3,）管理距离：路由学习机制可信赖程度的一个尺度,（,4,）度量值：度量一条路径的总开销,（,5,）下一跳地址。下一跳中继设备（路由器）的接口地址,（,6,）新旧程度。路由信息从上次更新以来在路由表中已存在的时间,（,7,）输出接口。去往目的地网络的接口,RouterA#show ip router,Codes,：,C-connected,，,S-static,，,I-IGRP,，,R-RIP,，,M-mobile,，,B-BGP,D-EIGRP,，,EX-EIGRP external,，,O-OSPF,，,IA-OSPF inter area,N1-OSPF NSSA external type 1,，,N2-OSPF NSSA external type 2,E1-OSPF external type 1,，,E2-OSPF external type 2,，,E-EGP,i-IS-IS,，,L1-IS-IS level-1,，,L2-IS-IS level-2,，,*,-candidate default,U-per-user static route,，,o-ODR,T-traffic engineered route,Gateway of last resort is not set,（缺省网关未设置）,173.16.0.0/16 is subnetted,，,2 subnets,I 173.16.8.0 100/113755 via 172.16.8.1 00,：,00,：,12 E0,图,1-2,路由条目的示例,对各元素的解释如表,1-1,所示。,表,1-1,路由条目各元素的解释,路由表条目元素,描述,I,这条路由是怎样生成的，在本例中，是通过,IGRP,生成的,173.16.8.0,逻辑目的地网络,/,子网,100,IGRP,路由协议的管理距离,113755,度量值：这是,IGRP,的缺省值，它是对带宽和延迟的综合考虑,via 172.16.8.1,下一跳逻辑地址,00,：,00,：,12,自上次更新后该条目已存在的时间（以,“,时：分：秒,”,的格式表示）,E0,数据包离开当前路由器去往目的地地址将经过的输出接口,管理距离,管理距离：当从多个渠道学到去往同一目的地网络的路由时，就采用管理距离来选择最可信的路由,使用方法：小的管理距离要比大的得好。,缺省管理距离的预先分配原则：,（,1,）人工设置路由条目优先级高于动态学到的路由条目,（,2,）度量值算法复杂的路由协议优先级高于度量值算法简单的路由协议,路由来源,缺省管理距离,直连的接口,0,以一个接口为出口的静态路由,0,以下一条路由器为出口的静态路由,1,EIGRP,的归纳,/,路由（,Summary Route,）,5,外部,EGP,（,EBGP,）,20,内部,EIGRP,90,IGRP,100,OSPF,110,IS-IS,115,RIP,（,v1,和,v2,）,120,EGP,140,外部,EIGRP,170,内部,BGP,（,IBGP,）,200,不知道,255,表,1-2,一些路由协议的管理距离,路由,度量值,（,1,）路由器用度量值来通告它到一个网络的成本,（,2,）常见例子：跳数（要通过几个路由器）、开销（基于宽带）和综合值（在度量值的计算中使用多个参数）。,1.1.5.1 RIP,的路由度量值,（,1,）,RIP,的路由度量值是采用跳数作为度量值，它等于到达目的地网络所必须经过的中间路由器的数量。,（,2,）在,Cisco,路由器中，,RIP,协议运行时可以分享多条具有相同条数的路径，因为负载均衡功能是缺省启用的。,1.1.5.1 RIP,的路由度量值,图,1-3 RIP,路由协议生成的路由表,1.1.5.2 IGRP,的路由度量值,图,1-4 IGRP,路由协议生成的路由表,IGRP,的度量值：带宽、延迟、可靠性、负载和最大传输单元（,MTU,）,1.1.5.2 IGRP,的路由度量值,所用公式如下：,度量值,=,（,K1,带宽）,+,（,K2,带宽）,/,（,256-,负载）,+,（,K3,延迟）,如果,K5,不等于,0,，那么还要再进行另外一个操作：,度量值,=,度量值,（,K5/,可靠性,+K4,）,缺省：,K1=K3=1,，,K2=K4=K5=0,，缺省公式为：,度量值,=,带宽,+,延迟,带宽：从输出接口出发沿着到目的地的路径找到所经过链路带宽的最小值，以,kbits/s,计算，然后去除,10,7,。,延迟：应该从输出接口出发沿着到目的地的路径将所经过链路的延迟求和，以,s,计算，然后除以,10,。,1.1.5.2 IGRP,的路由度量值,图,1-5 IGRP,的路由度量值计算用示例网络,路由器,B,向路由器,A,通告网络,173.15.4.0,。,路由器,B,通告网络,173.15.4.0,所用的度量值计算如下：,带宽,=10,7,/1544=6476,延迟,=20000/10=2000,度量值,=,带宽,+,延迟,=8476,1.1.5.2 IGRP,的路由度量值,路由器,A,通告网络,172.16.3.0,的度量值计算如下：,带宽,=10,7,/128=78125,延迟,=,（,20000+20000,）,/10=4000,度量值,=,带宽,+,延迟,=82125,1.1.5.2 IGRP,的路由度量值,路由器,A,通告网络,173.15.4.0,的度量值计算如下：,带宽,=10,7,/128=78125,延迟,=20000/10=2000,度量值,=,带宽,+,延迟,=80125,相邻关系,目的：,方法：,维持：,交换：,识别相邻路由器，并且开始进行通讯并学习网络拓扑结构。,用广播方式对相邻路由器进行数据帧传送，直到相邻路由器的链路层地址被学到为止。,路由协议会定期交换,Hello,消息或路由更新数据包，以维持相邻设备间联系。,路由器转发数据包。路由表已生成完成，向目的地的数据包转发就可以开始了。,相邻关系,图,1-6,路由器执行基本的交换功能,有类别路由,定义：不随网络地址发送子网掩码的路由协议，,RIPv1,和,IGRP,路由协议。,特点：属于同一主类网络（,A,类、,B,类、,C,类）的所有子网都必须使用同一子网掩码。例如，下图有,3,个子网都是,C,类网络，其子网掩码都必须相同，即,3,个子网的掩码都是,/27,。,1.2,路由协议,有类别路由,操作：路由器确定路由的网络部分的方法：,路由更新信息的地址类别,=,路由器接口上的地址类别，采用接口上的子网掩码。,路由更新信息的地址类别路由器接口上的地址类别，依据路由更新信息的地址类别采用缺省的子网掩码。,地址类别是依据,A,类、,B,类、,C,类的地址特征进行识别。,A,类、,B,类、,C,类的地址特征：,1126.*.*.*,、,128191.*.*.*,、,192223.*.*.*,A,类、,B,类、,C,类的掩码特征：,255.0.0.0,、,255.255.0.0,、,255.255.255.0,属于同一主类网络的路由器才交换子网路由。,属于不同主类网络的路由器只交换有类别的归纳路由。,有类别归纳路由的生成是由有类别路由协议自动处理的，归纳发生在主类网络边界上；不允许在主类网络地址中的其它比特位上的实施归纳。,路由器,C,的路由表中，路由条目,10.0.0.0,是,A,类网络,10.1.0.0,和,10.2.0.0,的归纳路由。,图,1-7,：路由器,A,的路由表中，路由条目,172.16.0.0,是,B,类网络,172.16.2.0,和,172.16.1.0,的归纳路由,图,1-7,运行有类别路由协议的样例网络,图,1-8,：当路由器,B,向路由器,C,发送路由信息时，路由器,B,会将有关,172.16.0.0,网络的路由信息进行归纳，因为它是通过属于不同主类网络（即网络,192.168.5.16/28,）中的接口进行发送的。当路由器,C,接收到有关,172.16.0.0,网络的信息时，它不采用路由器,B,知道的子网掩码（,/24,），而用缺省的标准,B,类网络掩码（,/16,）。,图,1-8,用于显示运行,RIPV1,的路由器不将子网掩码信息传输,给其邻居的样例网络,无类别路由概述,定义：随网络地址发送子网掩码的路由协议：,OSPF,、,EIGRP,、,RIPv2,、,IS-IS,、,BGP-4,。,特点：网络不分类别，可采用,VLSM,。,操作：路由器确定路由的网络部分的方法，利用地址与掩码进行与运算。,有类别路由,例如，下图有,3,个子网没有类别，其子网掩码可各不相同，即,1,个子网的掩码是,/27,，,1,个子网的掩码是,/24,，,1,个子网的掩码都是,/30,。,无类别路由概述,路由器,B,将子网和子网掩码信息传输给路由器,C,；路由器,C,将子网的详细信息放到它的路由表中。对于所接收到的路由信息，路由器,C,不必为之使用任何缺省掩码。,有类别路由协议,缺省管理距离,要求在主类网络中的所有子网都使用相同的掩码,每条路由都通告子网掩码,在主类网络边界用缺省的有类别主网掩码进行路由自动归纳,归纳过程库由人工控制，并可发生在任一,网络比特,位,要求主类网络中的所有路由器接口都使用相同的掩码,主类网络内的不同路由可以有不同的子网掩码,表,1-3,有类别路由协议和无类别路由协议,下面两节描述了路由协议分类的另一种方式距离矢量型和链路状态型。下面各节还将讨论距离矢量型和链路状态型路由协议之间的区别，以及它们与有类别和无类别分类方式的关系。,距离矢量型路由协议原理,定义,：由多数距离矢量型路由协议产生的定期的、例行的路由更新只传输到直接相连的路由设备。如RIP,v,1、RIP,v,2和IGRP,图,1-12,距离矢量型路由协议发送它们的整,个,路由表,距离矢量型路由协议原理,特征,：,IGRP,路由协议位于传输层，协议号为,9,，,TCP,协议号为,6,，用户数据报协议（,UDP,）号为,17,。,RIP,路由协议位于应用层，其,UDP,端口号为,520,，端口,53,是域名服务器，端口,69,是简单文件传输协议（,TFTP,），端口,161,是简单网络管理协议（,SNMP,）。,图,1-13,距离矢量型路由数据流承载于,IP,数据包内,表,1-4 Cisco,的,IP,距离矢量型路由协议的比较,特征,RIPv1,RIPv2,IGRP,EIGRP,计数到无限,横向隔离,抑制计时器,触发式更新，路由反向,poisoning,负载均衡,等成本路径,负载均衡,非等成本路径,VLSM,支持,路由算法,贝尔曼,-,福特,贝尔曼,-,福特,贝尔曼,-,福特,DUAL,度量值,跳数,跳数,复合,复合,跳数限制,15,15,100,100,易扩展性,小,小,中,大,链路状态型路由协议原理,定义：只当网络拓扑结构发生变化时才生成路由更新数据包。,特征：需要进行体系化设计；在一个区域内的变化只是引起该区域内路由器的路由表的重新计算，而不会影响到整个区域。,表,1-5,比较了链路状态型路由协议所具备的一些特征。,表,1-5 Cisco,的链路状态型路由协议的比较,特征,OSPF,IS-IS,EIGRP,要求体系化拓扑结构,保留对所有可能路由的了解,路由归纳,-,人工,路由归纳,-,自动,事件触发式通告,负载均衡,等成本路径,负载均衡,非等成本路径,VLSM,支持,路由算法,Dijkstra,IS-IS,DUAL,度量值,链路成本（带宽）,链路成本（带宽）,复合,跳数限制,无,1024,100,易扩展性,大,很大,大,1.3,路由表分析,显示路由表命令：,show ip route,删除路由表命令：,clear ip route,一个网络,|,子网络路由,|*,例,1-,3,展示出了某个路由器上的某个,IP,路由表样例。在这个网络中使用的是,OSPF,路由协议，它同时了解内部和外部路由。最后一行代表一个缺省网络。*符号说明该路由是缺省路径，它也是最后的可用网关。,1.3,路由表分析,例1-,3,IP路由表示样例,Backbone#,show ip route,Codes:C connected,S,static,I IGRP,R RIP,M mobile,B BGP,D EIGRP,EX EIGRP external,O OSPF,IA OSPF inter area,N1 OSPF NSSA external type 1,N2 OSPF NSSA external type 2,E1 OSPF external type 1,E2 OSPF external type 2,E EGP,i IS-IS,L1 IS-IS level-1,L2 IS-IS level-2,*-candidate default,Gateway of last resort is,10.5.5.6 to network 0.0.0.0,1,7,2.16.,0,.0/2,4,is subnetted,2,subnets,C 1,7,2.16.1,0,.,0,is directly connected,Loopback,1,00,C 1,7,2.16.1,1,.,0,is directly connected,Loopback101,O,E2,1,7,2.,22,.,0,.,0/16,110/,20,via 1,0,.,3,.,3,.,3,0,1,:06:28,Serial,1/,2,110/,20,via 1,0,.,4,.,4,.,4,0,1,:06:28,Serial1,/3,110/,20,via 1,0,.,5,.,5,.,5,0,1,:06:28,Serial,1/4,O,E2,192.168.,4,.,0/2,4,110/,20,via 1,0,.,4,.,4,.,4,0,1,:06:28,Serial1,/3,O,E2,192.168.,5,.,0/24,110/,20,via 1,0,.,5,.,5,.,5,0,1,:06:28,Serial,1/4,1,0,.,0,.,0,.,0,is,s,ubnetted,4,subnets,规划一个IP地址划分体系,电话网络使用一种包括国家代码、地区代码和交换号码的体系编码方案：,图,1-16,电话网络使用的一种地址划分体系,1.4,体系化寻址,（,1,）没有一个体系化的地址结构：各电话局将要把全球的每个电话号码都放入它的定位表中。,（,2,）有一个体系化的地址结构：各电话局只需要存储归纳性的号码，比如地区代码和国家代码。一个归纳性的号码代表了一组号码。例如，,029-8220,这个代码就是西安市雁塔区的归纳号码。也就是说，如果我们在国内任何一个地方拨打,029-8220,、后面跟着,4,位电话号码，各电话局都会将这个电话号码转接到西安市雁塔路电话局。这就是,Internet,专家们试图采用的以及我们作为网络中实施的一种寻址策略。,体系化寻址的优点,（,1,）减少路由表条目的数量，从而可以带来以下好：,a,）提高路由效率。,b,）当重新计算路由表或通过路由表条目检索一个匹配时，所需要的,CPU,周期数减少了。,c,）降低了对路由器的内存需求。,d,）在网络发生变化时可以更快的收敛。,e,）容易排错。,（,2,）有效的地址分配。因为地址是连续的，体系化寻址可以利用所有可能的地址。,VLSM概述,VLSM提供了一个主类（A类，B类，C类）网络内包含多个子网掩码的能力，以及对一个子网的再进行子网划分的能力。VLSM的优点包括以下几点：,（1）对IP地址更为有效地使用。如果不采用VLSM，公司将被限制为在整个A、B或C类网络号内只能使用一个子网掩码。,1.5,可变长度子网掩码（VLSM）,例如，考虑用,24,位长掩码将,172.16.0.0/16,网络地址划分成几个子网，同时将这个范围内的子网之一，即,172.16.14.0/24,，进一步用,27,位长的掩码划分成更小的子网，如图,1,-,16,所示。这些更小的子网范围是,172.16.14.0/27,到,172.16.14.224/27,。在图,1,-,16,中，这些更小的子网之一，即,172.16.14.128,，有被进一步通过前缀,/30,细分，创建了只有两台主机的子网以用于广域网链路（所有的子网的细节如图,1,-,16,所示）。,图,1-17 VLSM,允许在一个主类网络中使用多个子网掩码,（2）应用路由归纳的能力更强。VLSM允许在寻址计划中有更多的体系分层，因此可以在路由表内进行更好的路由归纳。例如，在图1-16中，地址172.16.14.0/24可以归纳网络172.16.14.0下的所有子网，包括那些来自172.16.14.0/27和172.16.14.128/30的子网。,在图1-1,7,中，可用的子网如下表1-,6,所示。,表1-,6,图1-1,7,中的可用的子网,从,172.16.0.0./24,：,172.16.0.0/24,（没有在本例中使用）,172.16.1.0/24,173.16.2.0/24,172.16.14.0/24,（没有被使用，但被进一步划分为子网,172.16.14.0/27,）,从172.16.14.0/27：,172.16.14.0/27（没有在本例中使用）172.16.14.32/27,172.16.14.64/27,172.16.14.96/27,1,72.16.14.128/27（没有被使用，但被进一步划分为子网172.16.14.128/30）,从172.16.14.128/0：,172.16.14.128/30（没有在本例中使用）172.16.14.132/30,172.16.14.136/30,172.16.14.140/30,计算VLSM,通过,VLSM,，我们可以对一个子网进一步划分子网，以得到更多的子网地址和每个网络上较少的主机数目，这样更适宜于该网络拓扑结构。,将,172.16.32.0/20,进一步划分子网为,172.16.32.0/26,，我们可以获得,64,个子网，每个子网可以容纳,62,台主机。,步骤,1,：写出,172.16.32.0,的二进制形式；,步骤,2,：如图所示，在第,20,和,21,比特之间画一条垂直线；,步骤,3,：如图所示，在第,26,和,27,比特之间画一条垂直线；,步骤,4,：用两条垂直线之间的比特来计算,64,个子网地址，从最低值到最高值。,子网化地址：,172.16.32.0/20,以二进制表示：,10101100.00010000.00100000.00000000,VLSM,地址：,172.156.32.0/26,以二进制表示：,10101100.00010000.0010|0000.00|000000,子网,1,：,10101100,.,00010000,.0010,0000.00,0000000=172.16.32.0/26,子网,2,：,10101100,.,00010000,.0010,0000.01,0000000=172.16.32.64/26,子网,3,：,10101100,.,00010000,.0010,0000.10,0000000=172.16.32.128/26,子网,4,：,10101100,.,00010000,.0010,0000.11,0000000=172.16.32.192/26,子网,5,：,10101100,.,00010000,.0010,0001.00,0000000=172.16.33.0/26,网络,子网,VLSM,子网,主机,图,1-18,进一步划分子网,一个VLSM的应用实例,图,1-19,使用以太网和点对点广域网链路的,VLSM,应用实例,路由归纳概述,定义：路由归纳是将较长的掩码合并成较短的掩码以包含更多的网段，（也称为路由聚合（,route aggregation,）或超网（,supernetting,）可以减少路由器必须保存的路由条目数量。,下图,1-20,中，路由器,A,可以要么发送,3,条路由更新条目，要么将这,3,个地址归纳为一个网络号。,1.6,路由归纳,图,1-20,路由器可以进行路由归纳以减少路由条目数量,在字节内的归结,某个路由器可以接收到对下列路由的更新信息：,172.16.168.0/24 172.16.169.0/24,172.16.170.0/24 172.16.171.0/24,172.16.172.0/24 172.16.173.0/24,172.16.174.0/24 172.16.175.0/24,在这种情况下，为确定归纳路由，路由器要判断在所有上述地址中都匹配的高位（最左边）比特的个数。如图1-20所示,172.16.168.0/24=,10101100.00010000.10101,000.00000000,172.16.169.0/24=,10101100.00010000.10101,001.00000000,172.16.170.0/24=,10101100.00010000.10101,010.00000000,172.16.171.0/24=,10101100.00010000.10101,011.00000000,172.16.172.0/24=,10101100.00010000.10101,100.00000000,172.16.173.0/24=,10101100.00010000.10101,101.00000000,172.16.174.0/24=,10101100.00010000.10101,110.00000000,172.16.175.0/24=,10101100.00010000.10101,111.00000000,共同比特数=21,汇总：172.16.168.0/21,共同比特数=11,图,1,-,21,在字节内进行归纳的例子,最左边的,21,个比特在所有这些地址中都匹配。因此，最佳的归纳路由是,172.16.168.0/21,（或,172.16.168.0 255.255.248.0,）。,为让路由器可以将大多数,IP,地址聚合到一个路由归纳中，我们的,IP,地址规划应该在本质上是体系化的。,在采用VLSM设计的网络中归纳地址,当使用体系化的IP寻址时，采用VLSM设计可以最大限度地利用IP地址，更高效地完成路由更新通信。例如，在图1-2,2,中，路由归纳发生在两个级别上：,（1）路由器C将把网络172.16.32.64/26和网络172.16.32.128/26的路由更新归纳成一条路由更新：173.16.32.0/24。,（2）路由器A收到三条不同的路由更新，但在传播给公司网络之前已将它们归纳成了一条路由更新。,路由归纳的以减少网络拓扑变化造成路由表的变化，可以减少路由表的条目数。正如图1-21所示，路由器A将收到的三条路由归纳成一条，并发送出去。172.16.128.0/20，172.16.32.0/24和172.16.64.0/20被归纳172.16.0.0/16发送到公司网络。,图,1,-,22,在采用,VLSM,的网络中进行归纳的示例,路由归纳的实施,要使网络中的路由器能够正确工作，必须满足下面三个要求：,（1）多个IP地址必须共享相同的高位比特；,（2）路由协议必须根据32位比特的IP地址和可达32比特的前缀长度来作出路由或转发的决定；,（3）路由更新必须将前缀长度（子网掩码）与32比特的IP地址一起传输。,从接口向外通告的路由信息被RIP、IGRP和EIGRP路由协议自动地在主类（有类别）网络地址的边界上进行归纳。对于OSPF，必须人工配置归纳。,如果在路由表中有多个条目与某个目的地相匹配，将使用路由表中前缀最长的那个匹配。,Cisco路由器中的路由归纳操作,Cisco,通过以下两种方法来管理路由归纳：,发送路由归纳,从路由归纳中选择路由,例如，如果某个路由表中有如图1-22所示的路径，寻址目的地为172.16.5.99（172.16.5.01100011）的数据包将按去往网络172.16.5.0/24的路径进行转发，因为该地址有与目的地地址最长的匹配。,目的地,前缀长度,网络或主机,目的地二进制,与,172.16.5.99,的匹配长度,172.16.5.33,/32,主机,172.16.5.,00100001,0,172.16.5.32,/27,子网,172.16.5.,00100000,0,172.16.5.0,/24,网络,172.16.5.,00000000,24,位,172.16.0.0,/16,网络区块,172.16.0.0,0000000,18,位,0.0.0.0,/0,缺省,-,-,表,1-7,在选择路由时，路由器将使用最长的匹配,在地址不连续的网络中归纳路由,定义：,由其他不同的主类网络所分开的同一主类网络中的子网。,在图1-23所示的例子中，因为RIPv1不能穿过不同的主类网络通告子网，所以路由器A和B不通告172.16.5.0 255.255.255.0和172.16.6.0 255.255.255.0子网；但路由器A和B都通告网络172.15.0.0。当路由穿过网络192.168.14.0时这会引起混乱。例如，路由器C从两个不同的方向都收到关于网络172.16.0.0的路由，因此，它有可能做不出正确的路由决定。,采用,RIPv2,、,OSPF,或,EIGRP,协议，需禁止使用路由归纳；当使用,OSPF,和,EIGRP,的协议时，通告形式是可配置的。,各种IP路由协议对路由归纳支持情况,表1-8提供了所讨论过的各种IP路由协议对路由归纳支持情况的一个小结。,表1-8 路由协议对路由归纳的支持情况,协议,是否在有类别网络边界自动进行归纳,是否能够关闭自动归纳,是否能在有类别网络边界之外进行归纳,RIPv1,是,否,否,RIPv2,是,是,否,IGRP,是,否,否,EIGRP,是,是,是,OSPF,否,-,是,第,2,章 RIP协议及其配置方法,RIP报文格式,RIP路由表,计算距离矢量,操作机制,本章要点,更新路由表,第,2,章 RIP协议及其配置方法,寻址问题,拓扑结构变化与路由收敛,RIP配置方法,计值到无穷,本章要点,RIP的限制,路由信息协议，通常称为RIP，是一类基于距离矢量路由算法的协议,。,2.1 RIP报文格式,图,2-1,显示了路由信息域中只带一个目的地的,RIP,报文。,图,2-1,RIP,报文结构,RIP,报文中至多可以出现,25,个,AFI,、互联网络地址和度量域。这样允许使用一个,RIP,报文来更新一个路由器中的多个路由表项。具有两个表项的,RIP,报文如图,2-2,所示。,图,2-2,具有两个表项的,RIP,报文,命令域,命令域指出RIP报文是一个请求报文还是对请求的应答报文。两种情形均使用相同的帧结构：,特点,a)请求报文请求路由器发送整个或部分路由表。,b)应答报文包括和网络中其他RIP节点共享的路由表项。应答报文可以是对请求的应答，也可以是主动的更新。,版本号域,版本号域包括生成RIP报文时所使用的版本。RIP只有两个版本：版本1和版本2。,（1）0域。大多数0域为的是为了向后兼容旧的如RIP一样的协议，0域说明不支持它们所有的私有特性。至少有一个0域是为将来的使用而保留的。,（2）AFI域。地址家族标识(Address Family Identifier，AFI)域指出了互联网络地址域中所出现的地址家族。,（3）互联网络地址域。4字节的互联网络地址域包含一个互联网络地址。,（4）度量标准域。RIP报文中的最后一个域是度量标准域，数量标准有效的范围是在115之间。16是度量标准域中的错误值，不在有效范围内。,版本号域,2.2 RIP路由表,（,1,）目的,IP,地址域。任何路由表中所包含的最重要信息是到所知目的地的,IP,地址。,（,2,）度量标准域。路由表中的度量域指出报文从起始点到特定目的地的总耗费。,（,3,）下一跳,IP,地址域。下一跳,IP,地址域包括至目的地的网络路径上下一个路由器接口的,IP,地址。,（,4,）路由变化标志域。路由变化标志域用于指出至目的,IP,地址的路由是否在最近发生了变化。,（,5,）路由计时器域。有两个计时器与每条路由相联系，一个是超时计时器，一个是路由刷新计时器。这些计时器一同工作来维护路由表中存储的每条路由的有效性。,图2-3 每个RIP节点把它的路由表内容广播给它的直接相邻者,路由器,A,、,B,和,C,只有一条连接至网关，它们只能和网关直接交换信息。它们可以通过共享网关的信息来学习到其他主机的信息。,表2-1 路由表内容,路由器,主机名,下一跳,A,192.168.130.10,局部,192.168.130.15,局部,B,192.168.125.2,局部,192.168.125.9,局部,C,192.168.254.5,局部,192.168.254.20,局部,表2-2 网关路由器的路由表内容,目的主机名,下一跳,跳数,192.168.130.10,A,1,192.168.130.15,A,1,192.168.125.2,B,1,192.168.125.9,B,1,192.168.254.5,C,1,192.168.254.20,C,1,表2-3 路由器A的路由表内容,目的主机名,下一跳,跳数,192.168.130.10,局部,0,192.168.130.15,局部,0,192.168.125.2,网关,2,192.168.125.9,网关,2,192.168.254.5,网关,2,192.168.254.20,网关,2,2.,3,计算距离矢量,1）在RFC1058所描述的RIP采用单一的距离矢量度量：跳数。RIP中缺省的跳度量为1。因此，对于每一台接收和转发报文的路由器而言，RIP报文数量域中的跳数递增1。,图,2-4,具有相同耗费的同构网络,（2）路由器管理员可以改变缺省的度量。管理员可以增加到其他路由器的低速链路的度量，但并不建议这样做。设置比1大的度量值使报文到达最大跳数16变得更容易！,图2-5 改变跳数以区分基本路由和可选路由,图2-5中的拓扑加入了低速冗余链路。网络管理员，为了保证可选路由保持其状态，把这些可选路由的度量值设为10。这些更高的耗费使得路由选择趋向于更高带宽的T1传输线路。在其中一条T1线路发生故障时，互联网络能继续保持工作正常。,图2-6,T1,线路发生故障时的网络,表2-4 具有链路故障的路由器A的路由表内容,目的主机名,下一跳,跳数,192.168.130.10,局部,0,192.168.130.15,局部,0,192.168.125.2,网关,11,192.168.125.9,网关,11,192.168.254.5,网关,11,192.168.254.20,网关,11,路由器,A,的路由表，在网络收敛于新的拓扑之后，其内容汇总在表,2-4,中。,当两条,T1,线路发生故障，由于两条可选链路具有耗费,10,，它们同时活跃导致一条路由耗费大于,16,。如果一条路由的度量,(,或耗费,),超过,16,，路由就被宣布为无效，一个通知报文,(,触发更新,),就会发送给所有直接相邻的路由器。表,2-5,显示了又一条链路故障对路由器,A,的路由表的影响。,表2-5 具有两条链路故障的路由器A的路由表内容,目的主机名,下一跳,跳数,192.168.130.10,局部,0,192.168.130.15,局部,0,192.168.125.2,网关,11,192.168.125.9,网关,11,192.168.254.5,网关,16,192.168.254.20,网关,16,从表2-5中很明显地看出，路由器A和C之间的路由耗费超过16，所有的表项声明为无效。路由器A仍能和路由器B通信，因为那条路由的总耗费仅为11。,图2-7 跳数会很快加到16,（1）RIP积极地维护路由表的完整性。通过要求所有活跃的RIP路由器在固定时间间隔广播其路由表内容至相邻的RIP路由器来做到这一点。,（2）RIP依赖3个计时器来维护路由表：更新计时器、路由超时计时器、路由刷新计时器。更新计时器用于在节点一级初始化路由表更新。每个RIP节点只使用一个更新计时器。相反的，路由超时计时器和路由刷新计时器为每一个路由维护一个。,2.5 更新路由表,初始化表更新,特点,（1）RIP路由器每隔30秒触发一次表更新。更新计时器用于记录时间量。一旦时间到，RIP节点就会产生一系列包含自身全部路由表的报文。,（2）为了帮助区别故障和错误的重要程度，RIP使用多个计时器来标识无效路由。,标识无效路由,（1）一个路由如果在一个给定时间之内没有收到更新就中止，那条路由表项标记为无效，通过设置它的路由度量值为16来实现。比如，路由超时计时器通常设为180秒。当路由变为活跃或被更新时，这个时钟被初始化。，并且要设置路由变化标志。这个信息可以通过周期性的路由表更新来与其相邻路由器交流。,第一种方式,第二种方式,（,2,）接到路由新的无效状态通知的相邻节点使用此信息来更新它们自己的路由表。,删除无效路由,（1）一旦路由器认识到路由已无效，它会初始化路由刷新计时器。在最后一次超时计时器初始化后180秒，路由刷新计时器被初始化，这个计时器通常设为90秒。,（2）如果路由更新在270秒之后仍未收到(180秒超时加上90秒路由刷新时间)，就从路由表中移去此路由(也就是刷新)。,（3）主动节点是那些主动地进行共享路由信息的节点。它们从相邻者处接收更新，并且转发它们的路由表项拷贝至那些相邻节点。,（4）被动站点从相邻者处接收更新，并且使用那些更新来维护它们的路由表。然而被动节点不主动地发布它们自己路由表项的拷贝。,2.6 寻址问题,（1）指示缺省路由。RIP允许计算至单独主机的路由，也允许计算至包含大量主机的网络的路由。当RIP路由器收到一个IP报文时，必须查看目的地址。它试图把这个地址与路由表中的目的地址进行匹配。如果它不能找到那个目的地主机地址，就会检查目的地址是否能和一个已知的子网或网络号进行匹配。如果在这一级也不能进行匹配，RIP路由器会使用缺省路由来转发报文。,（2）路由至网关。路由计算的是到网络的地址而非到主机的地址。例如，任一网络(子网)上的每一台主机可以通过相同的网关访问，路由表能简单地把网关定义为目的IP地址。所有寻址到那个网络或子网的报文可以转发至网关。之后网关承担把报文转发至最终目的地的责任。,在图2-8中，主机172.31.254.5要传输一个IP报文至主机192.168.125.10。这个地