По вашему запросу ничего не найдено :(
Убедитесь, что запрос написан правильно, или посмотрите другие
наши статьи:
Допустим нам нужно отправить почтой посылку куда-то в Лондон. Что мы делаем? Идем в почту, берём специальный бланк и заполняем соответствующие поля. Отправитель Вася Пупкин, адрес: ул. Тверская, дом 40, кв. 36., Москва, Россия. Кому: Шерлок Холмс, Baker Street 221B, London, United Kingdom. То есть мы отправили посылку конкретному лицу, проживающему по конкретному адресу. Как и в реальном мире, в мире информационных технологий тоже есть своя адресация. В данном случае получателем выступает компьютер, за которым закреплён соответствующий IP адрес. IP aдрес это уникальный идентификатор устройства, подключённого к локальной сети или интернету.
p>
Видео про IP - адрес
На данный момент существуют две версии IP адресов: IP версии 4 (IPv4) и IP версии 6 (IPv6). Смысл создания новой версии заключается в том, что IP адреса в 4-ой версии уже исчерпаны. А новые устройства в сети появляются с огромной скоростью и им всем нужно выделать свой уникальный адрес.
IPv4 представляет собой 32-битное двоичное число. Удобной формой записи IP-адреса (IPv4) является запись в виде четырёх десятичных чисел (от 0 до 255), разделённых точками, например, 192.168.0.1. Но так как компьютеры понимают только двоичную систему исчисления, то указанный адрес преобразуют в двоичную форму - 11000000 10101000 00000000 00000000.
Длина же IPv6 адресов равна 128-битам. IPv6 адрес представляется в виде строки шестнадцатеричных цифр, разделенной двоеточиями на восемь групп, по 4 шестнадцатеричных цифрр в каждой. Например: 2003:00af:café:3daf:1000:edaf:1001:afad. Каждая группа равна 16 битам в двоичном представлении.
IP адреса принято делить на публичные и приватные. Публичный адрес это адрес, который виден в Интернете. Все сайты в глобальной сети имеют публичный или "белый" IP адрес. Для merionet.ru он равен 212.193.249.136. Да и ваш компьютер тоже имеет публичный адрес, который можете просмотреть либо на роутере, либо на специальных сайтах, например 2ip.ru. Но в вашем случае под одним IP адресом в Интернет могут выходить 10, 50, 100 пользователей из вашей же сети. Потому что на самом деле это адрес не конкретного компьютера в сети, а маршрутизатора, через который вы выходите в сеть. Публичные адреса должны быть уникальны в пределах всего Интернета.
Приватные же адреса это такой тип адресов, которые используют в пределах одной локальной сети и не маршрутизируются в Интернет. Существуют следующие диапазоны приватных IP адресов: 10.0.0.0-10.255.255.255, 172.16.0.0-172.31.255.255, 192.168.0.0-192.168.255.255. Посмотреть свой локальный приватный адрес можете либо в свойствах сетевого адаптера, либо в командной строке набрав команду ipconfig.
В начале зарождения Интернета IP адреса было принято делить на классы:
Класс
Начальный IP
Конечный IP
Число сетей
Число хостов
Класс A
0.0.0.0
127.255.255.255
126
16777214
Класс B
128.0.0.0
191.255.255.255
16382
65536
Класс C
192.0.0.0
223.255.255.255
2097150
254
Класс D
224.0.0.0
239.255.255.255
Класс E
240.0.0.0
254.255.255.255
При этом адрес 0.0.0.0 зарезервирован, он назначается хосту, когда он только что подключен к сети и не имеет IP адреса. Если в сети имеется DHCP сервер, то хост в качестве адреса источника отправляет адрес 0.0.0.0. Адрес 255.255.255.255 это широковещательный адрес. А адреса начинающиеся на 127 зарезервированы для так называемой loopback адресации.
Адреса класса D зарезервированы для мультикаст соединений, адреса класса E для исследований (не только крысы страдают от исследований).
IP адрес хоста имеет две части адрес сети и адрес узла. Где адрес сети, а где адрес узла - определяется маской сети. Маска сети это 32-битное число, где подряд идущие биты всегда равны 1. На самом деле каждое десятичное число IP адреса - это не что иное, как сумма степеней числа 2. Например, 192 это 1100000. Чтобы получить это значение переводим десятичное число в двоичное. Хотя это азы информатики, но подойдет любой калькулятор, даже встроенный в Windows:
А теперь посмотрим как мы получаем 192 из суммы степеней двойки:
1 * 27+1*26+0*25+0*24+0*23+0*27+0*21+0*20 = 1*27+1*26 = 128 + 64 = 192. И так каждый октет может включать в себя следующие числа:
128 64 32 16 8 4 2 1. Если в IP адресе есть место одной из указанных чисел, то в двоичном представлении на месте этого числа подставляется 1, если нет 0. В маске сети все подряд идущие биты должны быть равны 1.
Первый октет
Второй октет
Третий октет
Четвёртый октет
255
255
255
0
11111111
11111111
11111111
00000000
Принадлежность адреса классу определяется по первым битам. Для сетей класса A первый бит всегда равен 0, для класса B 10, для класса С 110.
При классовой адресации за каждым классом закреплена своя маска подсети. Для класса А это 255.0.0.0, класса B 255.255.0.0, а для класса C 255.255.255.0.
Но со временем стало ясно, что классовая адресация не оптимально использует существующие адреса. Поэтому перешли на бесклассовую адресацию, так называемую Classless Inter-Domain Routing (CIDR), где любой подсети можно задать любую маску. Отличную от стандартной. При это, маску подсети можно увеличивать, но никак не уменьшать. Наверное не раз встречали адреса типа 10.10.121.25 255.255.255.0. Этот адрес по сути является адресом класса А, но маска относится к классу C.
Но даже в случае бесклассовой адресации наблюдается перерасход IP адресов. В маленьких сетях, где всего один отдел с 40-50 компьютерами это не очень заметно. Но в больших сетях, где нужно каждому отделу выделить свой диапазон IP адресов этот вопрос стоит боком. Например, бухгалтерии вы выделили сеть с адресом 192.168.1.0/24, а там всего 25 хостов. В указанной сети же 254 адресов. Значит 229 адреса остаются не используемыми.
На самом деле здесь 256 адресов, но первый 192.168.1.0 является адресом сети, а последний 192.168.1.255 широковещательнымадресом. Итого в распоряжении администратора всего 254 адреса. Существует формула расчета количества хостов в указанной сети. Выглядит она следующим образом:
H=2n 2
Где H число хостов, n число бит отведенных под номер хоста. Например, 192.168.1.0 маска 255.255.255.0. Здесь первый 24 бит определяют номер сети, а оставшиеся 8 бит номер хоста. Исходя из этого, H=28-2 = 254.
Тут и вспоминаем про деление сетей на подсети. Кроме экономии адресного пространства, сабнеттинг дает еще и дополнительную безопасность. Трафик между сетями с разной маской не ходит, а значит пользователи одной подсети не смогут прослушать трафик пользователей в другой. Это еще и упрощает управление разрешениями в сети, так как можно назначать списки доступа и тем самым ограничивать доступ пользователей в критически важные сегменты сети.
С другой стороны, сегментирование сети позволяет увеличивать количество широковещательных доменов, уменьшая при этом сам широковещательный трафик.
В сегментировании сети используется такой подход как маска подсети с переменной длиной VLSM (Variable Length Subnet Mask). Суть состоит в том, что вам выделяют диапазон IP адресов, и вы должны распределить их так, чтобы никто не мог проснифить трафик другого и всем досталось хотя бы по одному адресу.
Выделением блоков IP адресов занимается организация IANA (Internet Assigned Numbers Authority ). Она делегирует права региональным регистраторам, которые в свою очередь выделяют блоки адресов национальным. Например, региональным регистратором для Европы является RIPE. А последние в свою очередь делят адреса, имеющиеся у них, между провайдерами.
Например, нам выделили адрес 192.168.25.0 с маской подсети 255.255.255.0.
Маску подсети можно указывать сокращенно: 192.168.25.0/24. 24 это число единиц в маске.
Нам как администраторам предприятия предстоит разделить их между четырьмя отделами, в которых по 50 хостов. Начинаем вычисления. Нам нужно 5 * 50 = 250 уникальных адресов. Но основная задача, пользователи должны быть в разных подсетях. Значит необходимо четыре подсети. Для определения количества подсетей в сети есть специальная формула:
N = 2n
Где N число подсетей, а n число бит заимствованных из хостовой части IP адреса. В нашем случае мы пока не позаимствовали ничего значить подсеть всего одна: 20 = 1. Нам же нужно четыре подсети. Простая математика нам подсказывает, что должны позаимствовать минимум 2 бита: 22 = 4. Итак, маска у нас становиться 255.255.255.192 или /26. Остальные 6 битов нам дают количество адресов равных 64 для каждой подсети, из которых доступны 62 адреса, что полностью покрывает нужду наших подсетей:
Сеть №
Число хостов
Маска подсети
Первый IP
Последний IP
Номер подсети
Широковещательный адрес
Сеть 1
50
255.255.255.192
192.168.25.1
192.168.25.62
192.168.25.0
192.168.25.63
Сеть 2
50
255.255.255.192
192.168.25.65
192.168.25.126
192.168.25.64
192.168.25.127
Сеть 3
50
255.255.255.192
192.168.25.129
192.168.25.190
192.168.25.128
192.168.25.191
Сеть 4
50
255.255.255.192
192.168.25.193
192.168.25.254
192.168.25.192
192.168.25.255
Тестировать будем в виртуальной среде Cisco Packet Tracer. Как видно из рисунка, здесь три разных хоста маски у всех одинаковые, но маршруты по умолчанию разные. По умолчанию, трафик между всеми этими подсетями идет, так как у нас в сети существует маршрутизатор, который занимается передачей трафика из одной подсети в другую. Чтобы ограничить трафик нужно прописать соответствующие списки доступа Access Lists. Но мы не будем заниматься этим сейчас, так как тема статьи совсем другая.
Чтобы определить к какой подсети относится хост, устройство выполняет операцию побитового "И" между адресом узла и маской подсети. Побитовое "И" это бинарная операция, действие которой эквивалентно применению логического "И" к каждой паре битов, которые стоят на одинаковых позициях в двоичных представлениях операндов. Другими словами, если оба соответствующих бита операндов равны 1, результирующий двоичный разряд равен 1; если же хотя бы один бит из пары равен 0, результирующий двоичный разряд равен 0.Покажем на примере:
192
168
1
125
1
1
0
0
0
0
0
0
1
0
1
0
1
0
0
0
0
0
0
0
0
0
0
1
0
1
1
1
1
1
0
1
1
1
1
1
1
1
1
1
1
1
1
1
1
1
1
1
1
1
1
1
1
1
1
1
0
0
0
0
0
0
0
0
255
255
255
0
1
1
0
0
0
0
0
0
1
0
1
0
1
0
0
0
0
0
0
0
0
0
0
1
0
0
0
0
0
0
0
0
192
168
1
0
На рисунке выше маска подсети для всех сетей одинаковая 255.255.255.192. Но давайте представим ситуацию, когда у нас подсетей так же 4, но количество хостов разное:
Сеть 1
120
Сеть 2
60
Сеть 3
25
Сеть 4
12
В принципе, можно оставить и предыдущую маску, но мы провайдер, у нас много клиентов и мы не можем позволить себе тратить IP адреса впустую. Итак, в первой сети на нужно 120 IP адресов, значит маска сети должна быть где-то в районе 120. Мы могли бы выбрать маской 120, но это невозможно, так как 120 не является степенью двойки, поэтому выбираем 128. Для второй подсети первая доступная маска 64. Но так как первые 128 адресов выделены под Сеть 1, то выбираем следующие 64 адреса, а маска будет 192, потому что именно эта маска даст нам нужное количество адресов. Третья сеть у нас состоит из 25 хостов. Ближайший возможный блок адресов это 32. А маска 224 как раз даст эти 32 адреса. В четвёртой же сети нам нужно 16 адресов. Маска будет равна 240.
Лайфхак: Чтобы быстро вычислить маску подсети из количества доступных адресов вычитываем необходимое. Например, в этой подсети 256 адресов, нам нужно 32 адреса. Производим простое вычисление: 256 32 = 224. Это число и будет в последнем октете.
Сеть №
Число хостов
Маска подсети
Первый IP
Последний IP
Номер подсети
Широковещательный адрес
Сеть 1
120
255.255.255.128
192.168.25.1
192.168.25.126
192.168.25.0
192.168.25.127
Сеть 2
60
255.255.255.192
192.168.25.129
192.168.25.190
192.168.25.128
192.168.25.191
Сеть 3
25
255.255.255.224
192.168.25.193
192.168.25.222
192.168.25.192
192.168.25.223
Сеть 4
12
255.255.255.240
192.168.25.225
192.168.25.238
192.168.25.224
192.168.25.239
А сейчас каждому интерфейсу маршрутизатора присвоен IP подсетей с масками разной длины. При этом в каждой подсети у нас остались как минимум 2 свободных адреса на случай добавления новых хостов.
На самом деле в сети уже есть готовые таблицы, где уже произведены все подсчеты и прописаны маски для разных сетей. Но умение самому вычислять не помешает, так как на экзаменах по сетевой сертификации попадаются такие задания.
В сегодняшней статье рассмотрим один из самых важных модулей Asterisk, который является необходимым инструментом в решении проблем со звонками (траблшутинга), статистики и отчётности. Речь пойдёт о модуле CDR Reports. Все примеры, традиционно, будем приводить на нашем FreePBX 13
/p>
CDR (Call Detailed Record) – это подробная запись об акте коммутации (звонке), которые были проведены на телефонной станции. Такие записи есть практически у любой существующей цифровой АТС. Каждый производитель цифровой АТС предлагает свои сервисы для просмотра CDR. В Asterisk это модуль CDR Reports.
Модуль CDR Reports позволяет формировать мгновенные отчёты о телефонных звонках, которые так или иначе проходили через Вашу IP-АТС. Это могут быть как внутренние звонки между сотрудниками компании, так и звонки из/во “внешний мир", Asterisk записывает всё. Можно посмотреть, как полную историю звонков, так и создать уникальный отчёт, отфильтровав записи по дате, временным интервалам, только исходящим звонкам, только по определенным номерам CID и так далее. Звонки, которые появятся в сформированном отчёте, можно прослушать прямо из модуля. Важно отметить, что модуль CDR Reports требует, чтобы CDR – записи хранились в базе данных.
О том, как Asterisk записывает детализирует телефонные события, вы можете прочитать в статье про cистему CEL (Channel Event Logging)
Для формирования вышеупомянутых отчётов, модуль CDR Reports имеет интерфейс. Нужно отметить, что неопытному пользователю может быть трудно работать с интерфейсом, поскольку он имеет множество опций, с которыми не все знакомы. Однако, напротив каждой опции предусмотрены подсказки, подробно описывающие для чего они нужны.
Рассмотрим интерфейс на примере FreePBX 13. Для того, чтобы в него попасть, с главной страницы переходим по следующему пути Reports - > CDR Reports, как показано на рисунке.
Перед нами открывается интерфейс модуля CDR Reports с множеством фильтров
Как видно, благодаря имеющимся фильтрам можно создавать самые разные отчёты. Коротко рассмотрим каждый фильтр:
Call Date – Дата звонка. Справа можно выбрать временной промежуток, который нас интересует
CallerID Number – Номер звонящего. Выводит все записи по определенному интересующему номеру телефона. Можно ввести множество номеров, разделяя их запятыми. Справа можно выбрать условия совпадения – “Начинается с", “Содержит", “Заканчивается на" и “Совпадает точно" данные условия можно применить и для остальных фильтров
CallerID Name – Имя звонящего
Outbound CallerID Number – Номер, с которого звонят, при исходящем звонке
DID – Искать по набранному номеру. Это удобно, когда в компании несколько входящих линий
Destination –Искать по номеру назначения. Например, когда звонок переведен на внутреннего сотрудника или звонок попал на Ring группу
Destination CallerID Name – Искать по имени, присвоенного номеру назначения
Userfield – Искать по полю Userfield, если оно включено на Extension’е
Account Code – Искать по Аккаунт коду
Duration – Продолжительность звонка. Справа можно выбрать интервал в секундах
Disposition – Искать по характеру обработки вызова. Например: ANSWERED, BUSY, NO ANSWER. Позволяет найти не отвеченные звонки, звонки которые были приняты, звонки, которые не были приняты по причине занятости абонента
Также записи можно сгруппировать по различным параметрам при помощи опции Group By
Как только все нужные фильтры заполнены интересующими входными данными, необходимо нажать клавишу Search, чтобы сформировался отчёт
Интерфейс статистики Merion Metrics
Как видите, стандартный модуль CDR Report содержит очень много различных фильтров и параметров, которые, зачастую, просто не нужны рядовому пользователю. Именно поэтому, мы создали свой собственный интерфейс построения отчётов для Asterisk, интуитивно понятный и упрощенный. Наша разработка обладает не только базовым функционалом модуля CDR Report, но также позволяет формировать визуализированные отчёты и диаграммы.
Посмотрите видео о том, как много радости приносит наш интерфейс статистики для IP - АТС Asterisk:
Интерфейс можно попробовать бесплатно, пройдя по ссылке -
Bellman-Ford - один из наиболее простых для понимания протоколов, поскольку он обычно реализуется путем сравнения недавно полученной информации о пункте назначения с существующей информацией о том же пункте назначения. Если вновь обнаруженный маршрут лучше, чем известный в настоящее время, маршрут с более высокой стоимостью просто заменяется в списке путей - в соответствии с правилом кратчайшего пути для поиска путей без петель в сети. Таким образом, перебирая всю топологию, можно найти набор кратчайших путей к каждому месту назначения. Рисунок 7 используется для иллюстрации этого процесса.
Примечание. Хотя Bellman-Ford в основном известен своим распределенным вариантом, реализованным в широко распространенных протоколах, таких как Routing Information Protocol (RIP), он изначально был разработан как алгоритм поиска, выполняемый в единой структуре, описывающей топологию узлов и ребер. Беллман-Форд рассматривается здесь как алгоритм.
Алгоритм Bellman-Ford
Bellman-Ford рассчитывает Shortest Path Tree к каждому достижимому пункту назначения в наихудшем случае O (V * E), где V - количество узлов (вершин) в сети, а E - количество каналов (ребер). По сути, это означает, что время, необходимое Bellman-Ford для работы с топологией и вычисления Shortest Path Tree, линейно зависит от количества устройств и каналов. Удвоение количества любого из них удвоит время, необходимое для выполнения. Удвоение обеих одновременно увеличит время работы в 4 раза.
Таким образом, алгоритм Bellman-Ford является умеренно медленным при использовании против более крупных топологий, когда узлы в таблице топологии начинаются в порядке от самого дальнего от корня до ближайшего к корню. Если таблица топологии отсортирована от ближайшего к корню до самого дальнего, Bellman-Ford может завершить работу за O(E), что намного быстрее. В реальном мире трудно обеспечить любой порядок, поэтому фактическое время, необходимое для построения Shortest Path Tree, обычно находится где-то между O(V * E) и O(E).
Bellman-Ford - это greedy алгоритм, предполагающий, что каждый узел в сети, кроме локального, доступен только по бесконечным стоимостям, и заменяющий эти бесконечные стоимости фактическими стоимостями по мере прохождения топологии. Предположение, что все узлы бесконечно удалены, называется ослаблением вычислений, так как он использует приблизительное расстояние для всех неизвестных пунктов назначения в сети, заменяя их реальной стоимостью после ее расчета.
Фактическое время выполнения любого алгоритма, используемого для расчета Shortest Path Tree, обычно ограничивается количеством времени, требуемым для передачи информации об изменениях топологии по сети. Реализации всех этих протоколов, особенно в их распределенной форме, будут содержать ряд оптимизаций, чтобы сократить время их выполнения до уровня, намного меньшего, чем наихудший случай, поэтому, хотя наихудший случай дается в качестве контрольной точки, он часто имеет мало влияющие на производительность каждого алгоритма в реальных развернутых сетях.
Чтобы запустить алгоритм Bellman-Ford в этой топологии, ее необходимо сначала преобразовать в набор векторов и расстояний и сохранить в структуре данных, такой как показано в Таблице 1.
В этой таблице девять записей, потому что в сети девять звеньев (граней). Алгоритмы кратчайшего пути вычисляют однонаправленное дерево (в одном направлении вдоль графа). В сети на рисунке 7 показано, что SPT берет начало в узле 1, а расчет показан удаленным от узла 1, который будет точкой, из которой будут выполняться вычисления. Алгоритм в псевдокоде следующий:
// создаем набор для хранения ответа, по одной записи для каждого узла
// первый слот в результирующей структуре будет представлять узел 1,
// второй узел 2 и т. д.
define route[nodes] {
predecessor // как узел
cost // как целое число
}
// установите для источника (меня) значение 0
// позиция 1 в массиве - это запись исходной точки.
route[1].predecessor = NULL
route[1].cost = 0
// таблица 1, приведенная выше, содержится в массиве под именем topo
// Обходим таблицу вершин (граней) один раз для каждой записи в маршруте
// (результаты) таблица, замены более длинных записей на более короткие
i = nodes
while i > 0 {
j = 1
while j <= nodes { // перебирает каждую строку в топологии
table
source_router = topo[j].s
destination_router = topo[j].d
link_cost = topo[j].cost
if route[source_router].cost == NULL {
source_router_cost = INFINITY
} else {
source_router_cost = route[source_router].cost
}
if route[destination_router].cost == NULL {
destination_router_cost = INFINITY
} else {
destination_router_cost = route[destination_router].cost
}
if source_router_cost + link_cost <= destination_router_cost {
route[destination_router].cost = source_router_cost + link_
cost
route[destination_router].predecessor = source_router
}
j = j + 1 //or j++ depending on what pseudocode this is
representing
}
i = i - 1
}
Этот код обманчиво выглядит сложнее, чем есть на самом деле. Ключевой строкой является сравнение if route [topo [j] .s] .cost + topo [j] .cost route [topo [j] .d] .cost. Полезно сосредоточиться на этой строке в примере. При первом прохождении внешнего цикла (который выполняется один раз для каждой записи в таблице результатов, здесь называется маршрутом):
Для первой строки topo-таблицы:
j равно 1, поэтому topo[j] .s - это узел 6 (F), источник вектора в таблице граней
j равно 1, поэтому topo[j] .d - это узел 7 (G), адресат вектора в таблице граней.
route[6].cost = infinity, topo[1].cost = 1, and route[7].cost = infinity (где infinity - бесконечность)
infinity + 1 == infinity, поэтому условие не выполняется и больше ничего не происходит
Любая запись в topo-таблице с исходной стоимостью infinity даст тот же результат, что и infinity + все, что всегда будет равно infinity. Остальные строки, содержащие источник со стоимостью infinity, будут пропущены.
Для восьмой строки topo-таблицы (восьмая грань):
j равно 8, поэтому topo[j].s - это узел 1 (A), источник вектора в таблице граней
j равно 8, поэтому topo[j].d - это узел 2 (B), место назначения вектора в таблице граней.
route [1].cost = 0, topo[8].cost=2 и route[2].cost = infinity.
0 + 2 = infinity, поэтому условие выполняется
route[2].predecessor установлен на 1, а route [2].cost установлен на 2
Для девятой строки topo -таблицы (девятая грань):
j равно 9, поэтому topo[j].s - это узел 1 (A), источник вектора в таблице граней
j равно 9, поэтому topo[j].d - это узел 3 (C), место назначения вектора в таблице граней.
route[1].cost=0, topo[9].cost=1 и route[3].cost = infinity.
0 + 1 = infinity, поэтому условие выполняется
route[3].predecessor установлен на 1, а route[3].cost установлен на 1
Во втором прогоне внешнего цикла:
Для пятой строки topo-таблицы (пятая грань):
j равно 5, поэтому topo[j].s - это узел 2 (B), источник вектора в таблице граней
j равно 5, поэтому topo[j].d - это узел 6 (F), место назначения вектора в таблице граней.
route[2].cost=2,topo[5].cost=1 и route[6].cost = infinity.
2 + 1 = infinity, поэтому условие выполняется
route[6].predecessor установлен на 2, а route[6].cost установлен на 3
Для шестой строки topo -таблицы (шестая грань):
j равно 6, поэтому topo[j].s равно 2 (B), источник вектора в таблице граней
j равно 6, поэтому topo[j].d равно 5 (E), место назначения вектора в таблице граней
route[2].cost=2, topo[6].cost=2 и route[5].cost = infinity.
2 + 2 = infinity, поэтому условие выполняется
route[5].predecessor установлен на 2, а route[5].cost установлен на 4
Окончание этого прогона показан в Таблице 2.
В третьем прогоне внешнего цикла узел 8 представляет особый интерес, поскольку есть два пути к этому месту назначения. Для второй строки topo -таблицы (вторая грань):
j равно 2, поэтому topo[j].s - это узел 5 (E), источник вектора в таблице граней
j равно 2, поэтому topo[j].d - это узел 8 (H), место назначения вектора в таблице граней
route[5].cost=4, topo[2].cost=1 и route[8].cost = infinity.
4 + 1 = infinity, поэтому условие выполняется
route[8].predecessor установлен на 5, а route[8].cost установлен на 5
Для третьей строки topo -таблицы (третья грань):
j равно 3, поэтому topo[j].s - это узел 4 (D), источник вектора в в таблице граней
j равно 3, поэтому topo[j].d - это узел 8 (H), источник вектора в таблице граней
route[4].cost=2,topo[3].cost=2 и route[8].cost = 5.
2 + 2 = 4, поэтому условие выполняется
route[8].predecessor установлен на 4, а route[8].cost установлен на 4
Интересным моментом в третьем цикле в topo-таблице является то, что запись для грани [5,8] обрабатывается первой, которая устанавливает передатчик 8 (H) на 5 и стоимость на 5. Однако когда обрабатывается следующая строка в таблице topo [4,8], алгоритм обнаруживает более короткий путь к узлу 8 и заменяет существующий. Таблица 2 показывает состояние таблицы маршрутов при каждом проходе через таблицу topo.
В таблице 2 верхняя строка представляет запись в таблице маршрутизации и узел, доступный в сети. Например, A (1) представляет лучший путь к A, B (2) представляет лучший путь к B и т. д. Столбец P представляет предшественника или узел, через который A должен пройти, чтобы достичь указанного пункта назначения. C представляет собой стоимость достижения этого пункта назначения. Рассмотренный пример сети может быть завершен за три цикла, если алгоритм настроен так, чтобы обнаруживать завершение дерева. Псевдокод, как показано, не имеет никакого теста для этого завершения и в любом случае будет выполнять полные 8 циклов (по одному для каждого узла).
Теперь почитайте про алгоритм диффузного обновления DUAL.