По вашему запросу ничего не найдено :(
Убедитесь, что запрос написан правильно, или посмотрите другие
наши статьи:
Протокол RIP (Routing Information Protocol)
Протокол Routing Information Protocol (RIP) был первоначально указан в RFC1058. Протокол Routing Information Protocol опубликован в 1998 году. Протокол был обновлен в серии более поздних RFC, включая RFC2435, RIP версии 2,3 и RFC2080, RIP Next Generation для IPv6.
Рисунок 1 используется для объяснения работы RIP.
Работа RIP обманчиво проста. На рисунке 1:
A обнаруживает 2001:db8:3e8:100::/64, поскольку он настроен на непосредственно подключенный интерфейс.
A добавляет этот пункт назначения в свою локальную таблицу маршрутизации со стоимостью 1.
Поскольку 100 :: / 64 установлен в локальной таблице маршрутизации, A будет анонсировать этот достижимый пункт назначения (маршрут) для B и C.
Когда B получает этот маршрут, он добавляет стоимость входящего интерфейса, чтобы путь через A имел стоимость 2, и проверяет свою локальную таблицу на предмет любых других более дешевых маршрутов к этому месту назначения. Поскольку у B нет другого пути к 100::/64, он установит маршрут в своей таблице маршрутизации и объявит маршрут к E.
Когда C получает этот маршрут, он добавит стоимость входящего интерфейса, чтобы путь через A имел стоимость 2, и проверит свою локальную таблицу на предмет любых более дешевых маршрутов к этому пункту назначения. Поскольку у C нет другого пути к 100 :: / 64, он установит маршрут в своей таблице маршрутизации и объявит маршрут D и E.
Когда D получает этот маршрут, он добавляет стоимость входящего интерфейса от C, чтобы путь через C имел стоимость 3, и проверяет свою локальную таблицу на предмет любых более дешевых маршрутов к этому месту назначения. Поскольку у D нет другого пути к 100 :: / 64, он установит маршрут в свою таблицу маршрутизации и объявит маршрут к E.
E теперь получит три копии одного и того же маршрута; один через C со стоимостью 3, один через B со стоимостью 4 и один через D со стоимостью 5. E выберет путь через C со стоимостью 2, установив этот путь на 100 :: / 64 в свою локальную таблицу маршрутизации.
E не будет объявлять какой-либо путь к 100 :: / 64 к C, потому что он использует C как лучший путь для достижения этого конкретного пункта назначения. Таким образом, E выполнит split horizon своего объявления 100 :: / 64 в сторону C.
В то время как E будет объявлять свой лучший путь через C как D, так и B, ни один из них не выберет путь через E, поскольку у них уже есть лучшие пути к 100 :: / 64.
RIP объявляет набор пунктов назначения и определяет стоимость в один прыжок за раз через сеть. Следовательно, он считается протоколом вектора расстояния. Процесс, который RIP использует для поиска набора безцикловых путей через сеть, считается распределенной формой алгоритма Беллмана-Форда, но не совсем ясно, как процесс, который использует RIP, связан с Беллманом-Фордом.
Связь Bellman-Ford с RIP
Чтобы увидеть соединение, лучше всего представить каждый переход в сети как одну строку в таблице топологии. Это отображено на рисунке 2.
Раздел «Пути одноадресной передачи без петель», описывает работу Bellman-Ford с таблицей топологии, организованной как набор столбцов и строк. Используя номера строк, показанные на рисунке 2, вы можете построить аналогичную таблицу топологии для этой сети, как показано в таблице 1.
Предположим, что каждая строка таблицы проходит через алгоритм Беллмана-Форда другим узлом. Например, A вычисляет Беллмана-Форда по первой строке и передает результат B. Аналогичным образом, B вычисляет Bellman-Ford по соответствующим строкам и передает результат C. Беллман-Форд по-прежнему будет алгоритмом, используемым для вычисления набор без петель в сети. Он просто будет распределен по узлам в сети. Фактически, так работает RIP. Учтите следующее:
A вычисляет первую строку в таблице, устанавливая предшественника для 100::/64 в A и стоимость в 1. A передает этот результат B для второго раунда обработки.
B обрабатывает вторую строку в таблице, устанавливая для предшественника 100 :: / 64 значение B, а стоимость - 2. B передает этот результат C для третьего раунда обработки.
C обрабатывает вторую строку в таблице, устанавливая для предшественника 100 :: / 64 значение C, а стоимость - 2. C передает этот результат в D.
Распределенную обработку Беллмана-Форда труднее увидеть в более сложных топологиях, потому что по сети передается более одной «таблицы результатов». Однако эти «таблицы результатов» в конечном итоге объединятся на исходном узле. Рисунок 3 иллюстрирует это.
На рисунке 3 A вычислит предварительную таблицу результатов в качестве первого «раунда» алгоритма Беллмана-Форда, передав результат как B, так и E. B вычислит предварительный результат на основе локальной информации, передав его в C, а затем из C в D. Таким же образом E вычислит предварительную таблицу результатов на основе локальной информации, передав ее в F, а затем F в D. В D два предварительных результата объединяются в окончательную таблицу с точки зрения D. Конечно, предварительная таблица считается окончательной для устройства на каждом шаге. С точки зрения E, таблица, которую он вычисляет на основе локально доступной информации и объявления от A, является финальной таблицей путей без петель для достижения 100::/64.
Весь распределенный процесс имеет тот же эффект, что и хождение по каждой строке в таблице топологии столько же раз, сколько записей в самой таблице топологии, медленно сортируя поля предшественника и стоимости для каждой записи на основе вновь установленных предшественников в предыдущем раунде вычислений.
Реакция на изменения топологии
Как RIP удаляет информацию о доступности из сети в случае отказа узла или канала? Рисунок 4 используется для объяснение этого случая.
В зависимости от версии и конфигурации RIP, работающего в этой сети, существует две возможные реакции на потерю канала [A, B]. Первая возможная реакция - просто дать тайм-аут информации о 100::/ 64. Предполагая, что недействительный таймер (форма таймера удержания) для любого заданного маршрута составляет 180 секунд (обычная настройка в реализациях RIP):
B немедленно заметит сбой связи, поскольку он подключен напрямую, и удалит 100 :: / 64 из своей локальной таблицы маршрутизации.
B прекратит объявлять достижимость 100 :: / 64 в направлении C.
C удалит доступность к этому месту назначения из своей локальной таблицы маршрутизации и прекратит объявлять достижимость от 100 :: / 64 до D через 180 секунд после того, как B перестанет объявлять достижимость до 100 :: / 64.
D удалит доступность к этому месту назначения из своей локальной таблицы маршрутизации через 180 секунд после того, как C прекратит объявлять достижимость до 100 :: / 64.
На этом этапе сеть сконцентрировалась на новой информации о топологии. Очевидно, что это довольно медленный процесс, так как каждый переход должен ждать, пока каждый маршрутизатор, ближайший к месту назначения, отсчитает время, прежде чем обнаружит потерю соединения.
Чтобы ускорить этот процесс, большинство реализаций RIP также включают инициированные обновления. Если инициированные обновления реализованы и развернуты в этой сети, когда канал [A, B] выйдет из строя (или будет удален из службы), B удалит доступность 100 :: / 64 из своей локальной таблицы и отправит инициированное обновление в C, информацию C о неудавшейся достижимости к месту назначения. Это инициируемое обновление обычно принимает форму объявления с бесконечной метрикой, или, скорее, того, что известно как ядовитый реверс. Инициируемые обновления часто выполняются с заданной скоростью, поэтому колеблющееся соединение не приведет к тому, что сами инициированные обновления не будут перегружать канал или соседний маршрутизатор.
Два других таймера указаны в RIP для использования во время схождения: flush timer и hold-down timer. По истечении времени ожидания маршрута (как описано выше) он не удаляется сразу из локальной таблицы маршрутизации. Вместо этого устанавливается другой таймер, который определяет, когда маршрут будет удален из локальной таблицы. Это flush timer. Кроме того, существует отдельный период времени, в течение которого любой маршрут с метрикой хуже, чем ранее известная, не будет приниматься. Это hold-down timer.
Подведение итогов- RIP
RIP несет информацию о локально достижимых пунктах назначения соседям, а также стоимость для каждого пункта назначения. Следовательно, это протокол вектора расстояния. Достижимые пункты назначения изучаются через локальную информацию на каждом устройстве и передаются по сети протоколом независимо от потока трафика; следовательно, RIP-это проактивная плоскость управления.
RIP не формирует смежности для надежной передачи данных по сети. Скорее, RIP полагается на периодически передаваемые обновления, чтобы гарантировать, что информация не устарела или не была случайно сброшена. Количество времени, в течение которого хранится любая часть информации, основано на таймере удержания (hold-down timer), а частота передач основана на таймере обновления (lush timer). Таймер удержания обычно устанавливается в три раза больше значения таймера обновления.
Поскольку RIP не имеет истинного процесса смежности, он не определяет, существует ли двусторонняя связь- следовательно, нет двусторонней проверки подключения (Two-Way Connectivity Check-TWCC). В RIP также не встроен метод проверки MTU между двумя соседями.
Enhanced Interior Gateway Routing Protocol
Enhanced Interior Gateway Routing Protocol (EIGRP) был выпущен в 1993 году для замены протокола Interior Gateway Routing Protocol (IGRP) компании Cisco. Основной причиной замены IGRP была его неспособность передавать информацию о классовой маршрутизации. В частности, IGRP не может переносить маски подсети. Вместо того, чтобы перестраивать протокол для поддержки длины префикса, инженеры Cisco (в частности, Дино Фариначчи и Боб Олбритсон) решили создать новый протокол, основанный на алгоритме диффузного обновления Гарсиа-Луны (Diffusing Update Algorithm-DUAL). Дэйв Кац перестроил транспорт, чтобы решить некоторые часто встречающиеся проблемы в середине 1990-х годов. Основываясь на этой первоначальной реализации, команда под руководством Донни Сэвиджа в 2000-х годах сильно изменила работу протокола, добавив ряд функций масштабирования и переписав ключевые части реакции EIGRP на изменения топологии. Протокол EIGRP был выпущен вместе с практически всеми этими улучшениями в RFC7868 в 2013 году.
В то время как EIGRP не часто рассматривается для активного развертывания в большинстве сетей поставщиков услуг (большинство операторов предпочитают протокол состояния канала), DUAL вводит некоторые важные концепции в обсуждение о безцикловых путях. DUAL также используется в других протоколах, таких как BABEL (указанный в RFC 6126 и используемый в простых домашних сетях).
Метрики EIGRP
Первоначально протокол EIGRP был разработан для считывания полосы пропускания, задержки, частоты ошибок и других факторов с каналов в режиме, близком к реальному времени, и передачи их в качестве метрик. Это позволит EIGRP реагировать на изменение сетевых условий в реальном времени и, следовательно, позволит сетям, на которых запущен EIGRP, более эффективно использовать доступные сетевые ресурсы. Однако в при первоначальном развертывании EIGRP, не существовало «защитных ограждений» для предотвращения петель обратной связи между, например, реакцией протокола на изменения доступной полосы пропускания и сдвигами в трафике в зависимости от доступной полосы пропускания. Если пара каналов с доступной полосой пропускания, близкой к реальному времени, была размещена параллельно друг другу, трафик переключится на канал с наиболее доступной полосой пропускания, в результате чего протокол будет реагировать, показывая большую доступную полосу пропускания на другом канале, улучшая его метрики и следовательно, трафик переместится на другую линию связи. Этот процесс переключения трафика между линиями может быть решен различными способами, но он вызывал достаточно проблем в ранних развертываниях EIGRP для того, чтобы эту возможность почти реального времени можно было удалить из кода. Вместо этого EIGRP считывает характеристики интерфейса в определенное время и объявляет эти показатели для интерфейса независимо от сетевых условий.
EIGRP несет пять различных атрибутов маршрута, включая полосу пропускания, задержку, нагрузку, надежность и MTU. Четыре показателя объединяются по формуле, показанной на рисунке 5.
Значения K по умолчанию в этой формуле приводят к сокращению всей формулы до (107/throughput) * delay. Замена пропускной способности (throughput) минимальной полосой пропускания (bandwidth) дает версию, с которой знакомо большинство инженеров: (107 / bandwidth) * delay.
Однако значения пропускной способности (bandwidth) и задержки (delay) масштабируются в более поздних версиях EIGRP для учета каналов с пропускной способностью более 107 кбит/с.
Примечание.В ходе этого обсуждения EIGRP предполагается, что полоса пропускания каждого канала установлена на 1000, а значения K установлены на значения по умолчанию, оставляя задержку в качестве единственного компонента, влияющего на метрику. Учитывая это, только значение задержки используется в качестве метрики в этих примерах для упрощения расчетов.
Рисунок 6 используется для описания работы EIGRP.
Работа EIGRP в этой сети на первый взгляд очень проста:
A обнаруживает 2001: db8: 3e8: 100 :: / 64, потому что он напрямую подключен (например, через настройки интерфейса).
A добавляет к маршруту стоимость входящего интерфейса, которая здесь показана как задержка (delay) 100, и устанавливает ее в свою локальную таблицу маршрутизации.
A объявляет 100 :: / 64 B и C через два других подключенных интерфейса.
B получает этот маршрут, добавляет стоимость входящего интерфейса (общая задержка 200) и проверяет свою локальную таблицу на предмет любых других (или лучших) маршрутов к этому месту назначения. У B нет маршрута к 100 ::/64, поэтому он устанавливает маршрут в своей локальной таблице маршрутизации.
B объявляет 100 :: / 64 для D.
C получает этот маршрут, добавляет стоимость входящего интерфейса (общая задержка 200) и проверяет свою локальную таблицу на предмет любых других (или лучших) маршрутов к этому месту назначения. У C нет маршрута к 100 :: / 64, поэтому он устанавливает маршрут в своей локальной таблице маршрутизации.
C объявляет 100 :: / 64 для D.
D получает маршрут к 100 ::/64 от B, добавляет стоимость входящего интерфейса (общая задержка 300) и проверяет свою локальную таблицу на предмет любых других (или лучших) маршрутов к этому месту назначения. D не имеет маршрута к этому месту назначения, поэтому он устанавливает маршрут в своей локальной таблице маршрутизации.
D получает маршрут к 100 :: / 64 от C, добавляет стоимость входящего интерфейса (общая задержка 400) и проверяет свою таблицу на предмет любых других (или лучших) маршрутов к этому месту назначения. D действительно имеет лучший маршрут к 100 :: / 64 через B, поэтому он вставляет новый маршрут в свою локальную таблицу топологии.
D объявляет маршрут от 100 :: / 64 до E.
E получает маршрут к 100 :: / 64 от D, добавляет стоимость входящего интерфейса (общая задержка 400) и проверяет свою локальную таблицу на предмет любых других (или лучших) маршрутов к этому месту назначения. E не имеет маршрута к этому месту назначения, поэтому он устанавливает маршрут в своей локальной таблице маршрутизации.
Все это очень похоже на работу RIP. Шаг 9, однако, требует более подробного рассмотрения. После шага 8 у D есть путь к 100 :: / 64 с общей стоимостью 300. Это допустимое расстояние до пункта назначения, а B - преемник, так как это путь с наименьшей стоимостью. На шаге 9 D получает второй путь к тому же месту назначения. В RIP или других реализациях Bellman-Ford этот второй путь либо игнорируется, либо отбрасывается. EIGRP, основанный на DUAL, однако, проверит этот второй путь, чтобы определить, свободен ли он от петель или нет. Можно ли использовать этот путь, если основной путь не работает?
Чтобы определить, является ли этот альтернативный путь свободным от петель, D должен сравнить допустимое расстояние с расстоянием, которое C сообщила как стоимость достижения 100 :: / 64 - заявленное расстояние. Эта информация доступна в объявлении, которое D получает от C (помните, что C объявляет маршрут с его стоимостью до пункта назначения. D добавляет к нему стоимость канала [B, D], чтобы найти общую стоимость через C для достижения 100: : / 64). Сообщаемое расстояние через C составляет 200, что меньше локального допустимого расстояния, равного 300. Следовательно, маршрут через C не имеет петель и помечен как возможный преемник.
Реакция на изменение топологии.
Как используются эти возможные преемники? Предположим, что канал [B, D] не работает, как показано на рисунке 7.
Когда этот канал выходит из строя, D проверяет свою таблицу локальной топологии, чтобы определить, есть ли у нее другой путь без петель к месту назначения. Поскольку путь через C отмечен как возможный преемник, у D есть альтернативный путь. В этом случае D может просто переключиться на использование пути через C для достижения 100 :: / 64. D не будет пересчитывать допустимое расстояние в этом случае, так как он не получил никакой новой информации о топологии сети.
Что, если вместо этого произойдет сбой соединения между C и A, как показано на рисунке 8?
В этом случае до сбоя у C есть два пути к 100 :: / 64: один через A с общей задержкой 200 и второй через D с общей задержкой 500. Возможное расстояние в C будет установлено на 200 , поскольку это стоимость наилучшего пути, доступного после завершения сходимости. Сообщаемое расстояние в D, 300, больше, чем возможное расстояние в C, поэтому C не будет отмечать путь через D как возможный преемник. После сбоя канала [A, C], поскольку C не имеет альтернативного пути, он пометит маршрут как активный и отправит запрос каждому из своих соседей, запрашивая обновленную информацию о любом доступном пути к 100 :: / 64.
Когда D получает этот запрос, он проверяет свою таблицу локальной топологии и обнаруживает, что его лучший путь к 100 :: / 64 все еще доступен. Поскольку этот путь все еще существует, процесс EIGRP на D может предположить, что на текущий лучший путь через B не повлиял отказ канала [A, C]. D отвечает на этот запрос своей текущей метрикой, которая указывает, что этот путь все еще доступен и не имеет петель с точки зрения D.
Получив этот ответ, C заметит, что он не ждет ответа от других соседей (поскольку у него только один сосед, D). Поскольку C получил все ответы, которых он ожидает, он пересчитает доступные пути без петель, выбрав D в качестве преемника, а стоимость через D в качестве допустимого расстояния.
Что произойдет, если D никогда не ответит на запрос C? В более старых реализациях EIGRP C устанавливал таймер, называемый Stuck in Active Timer. Если D не отвечает на запрос C в течение этого времени, C объявит маршрут как Stuck in Active (SIA), и сбросит соседнюю смежность с помощью D. В новых реализациях EIGRP C установит таймер, называемый таймером запроса SIA (Query timer). Когда этот таймер истечет, он повторно отправит запрос к D. Пока D отвечает, что он все еще работает над ответом на запрос, C будет продолжать ждать ответа.
Где заканчиваются эти запросы? Как далеко будет распространяться запрос EIGRP в сети? Запросы EIGRP завершаются в одной из двух точек:
Когда у маршрутизатора нет других соседей для отправки запросов;
Когда маршрутизатор, получающий запрос, не имеет никакой информации о пункте назначения, на который ссылается запрос.
Это означает, что, либо на «конце сети EIGRP» (называемой автономной системой), либо на одном маршрутизаторе, за пределами какой-либо политики или конфигурации, скрывающей информацию о конкретных местах назначения. Например, один переход после точки, в которой маршрут агрегируется.
Диапазон запросов EIGRP и дизайн сети.
EIGRP всегда был известен как «протокол, который будет работать в любой сети» из-за его больших свойств масштабирования и очевидной способности работать в «любой» топологии без особой настройки. Однако основным фактором, определяющим масштабирование EIGRP, является диапазон запросов. Основная задача проектирования сети в сети EIGRP - ограничение объема запросов через сеть. Во-первых, диапазон запросов влияет на скорость схождения EIGRP: каждый дополнительный переход диапазона запроса добавляет небольшое количество времени к общему времени конвергенции сети (в большинстве случаев около 200 мс). Во-вторых, диапазон запросов влияет на стабильность сети. Чем дальше по сети должны проходить запросы, тем больше вероятность того, что какой-то маршрутизатор не сможет сразу ответить на запрос. Следовательно, наиболее важным моментом при проектировании сети на основе EIGRP в качестве протокола является ограничение запросов посредством агрегации или фильтрации определенного типа.
Обнаружение соседей и надежная передача.
EIGRP проверяет двустороннюю связь между соседями, канал MTU, и обеспечивает надежную передачу информации плоскости управления через сеть путем формирования отношений соседей. Рисунок 9 демонстрирует процесс формирования соседей EIGRP.
Шаги, показанные на рисунке 9, следующие:
A отправляет многоадресное приветствие (multicast hello) по каналу, совместно используемому между A и B.
B переводит A в состояние ожидания. Пока A находится в состоянии ожидания, B не будет отправлять стандартные обновления или запросы к A и не будет принимать ничего, кроме специально отформатированных обновлений от A.
B передает пустое обновление с битом инициализации, установленным в A. Этот пакет отправляется на адрес одноадресного интерфейса A.
При получении этого обновления A отвечает пустым обновлением с установленным битом инициализации и подтверждением. Этот пакет отправляется на адрес одноадресного интерфейса B.
Получив это одноадресное обновление, B переводит A в состояние подключения и начинает отправлять обновления, содержащие отдельные записи таблицы топологии, в сторону A. В каждый пакет добавляется подтверждение для предыдущего пакета, полученного от соседа.
Поскольку EIGRP не формирует смежности с наборами соседей, а только с отдельными соседями, этот процесс обеспечивает доступность как одноадресной, так и многоадресной рассылки между двумя маршрутизаторами, образующими смежность. Чтобы гарантировать, что MTU не совпадает ни на одном конце канала, EIGRP заполняет определенный набор пакетов во время формирования соседа. Если эти пакеты не принимаются другим маршрутизатором, MTU не совпадает, и отношения соседства не должны формироваться.
Примечание. EIGRP отправляет многоадресные приветствия (multicast hellos) для обнаружения соседей по умолчанию, но будет использовать одноадресные приветствия, если соседи настроены вручную.
Подведение итогов – EIGRP.
EIGRP представляет ряд интересных решений проблем, с которыми сталкиваются протоколы маршрутизации при отправке информации по сети, вычислении путей без петель и реагировании на изменения топологии. EIGRP классифицируется как протокол вектора расстояния, использующий DUAL для вычисления путей без петель и альтернативных путей без петель через сеть. EIGRP объявляет маршруты без привязки к потокам трафика через сеть, поэтому это проактивный протокол.
Протоколы вектора расстояния и таблица маршрутизации.
В большинстве дискуссий о протоколах вектора расстояния- эти протоколы объясняются таким образом, что подразумевает, что они работают полностью отдельно от таблицы маршрутизации и любых других процессов маршрутизации, запущенных на устройстве. Однако это не так. Протоколы векторов расстояний взаимодействуют с таблицей маршрутизации не так, как протоколы состояния каналов. В частности, протокол вектора расстояния не объявляет маршрут к пункту назначения, который он не установил в локальной таблице маршрутизации.
Например, предположим, что EIGRP и RIP работают на одном маршрутизаторе. EIGRP узнает о некотором пункте назначения и устанавливает маршрут к этому пункту назначения в локальной таблице маршрутизации. RIP узнает о б этом же месте назначения и пытается установить маршрут, который он узнал, в локальную таблицу маршрутизации, но ему это не удается - маршрут EIGRP перезаписывает (или переопределяет) маршрут, полученный RIP. В этом случае RIP не будет анонсировать этот конкретный маршрут ни одному из своих соседей.
Для такого поведения есть две причины. Во-первых, маршрут, полученный через EIGRP, может указывать на совершенно другой следующий переход, чем маршрут, полученный через RIP. Если метрики установлены неправильно, два протокола могут образовать постоянную петлю пересылки в сети. Во-вторых, RIP не может узнать, насколько действителен маршрут EIGRP. Возможно, RIP объявляет маршрут, заставляя другие маршрутизаторы отправлять трафик локального устройства, предназначенный для объявленного пункта назначения, а затем локальное устройство фактически отбрасывает пакет, а не пересылает его. Это один из примеров black hole.
Чтобы предотвратить возникновение любой из этих ситуаций, протоколы вектора расстояния не будут объявлять маршруты, которых сам протокол не имеет в локальной таблице маршрутизации. Если маршрут протокола вектора расстояния будет перезаписан по какой-либо причине, он остановит объявление о доступности пункта назначения.
Первая часть тут.
Вектор пути основан на хранении списка узлов, через которые проходит путь. Любой узел, который получает обновление с самим собой в пути, просто отбрасывает обновление, поскольку это не жизнеспособный путь. Рисунок 12 используется в качестве примера. На рисунке 12 каждое устройство объявляет информацию о местах назначения каждому соседнему устройству; для пункта назначения, прикрепленного к E:
E будет анонсировать F с самим собой в источнике, поэтому с путем [E], как B, так и D.
От B: B анонсирует F к A с путем [E, B].
Из D: D анонсирует F в C с путем [E, D].
От C: C анонсирует F к A с путем [E, D, C]
Какой путь предпочтет A? В системе вектора пути может быть ряд метрик, включая длину пути, предпочтения политики и т. д. Например, предположим, что есть метрика, которая устанавливается локально на каждом узле, переносимом с каждым маршрутом. Эта локальная метрика переносится между узлами, но никак не суммируется при прохождении через сеть, и каждый узел может устанавливать эту метрику независимо от других узлов (при условии, что узел использует одну и ту же метрику по отношению к каждому соседу). Например, локальная метрика E объявляется B, который затем устанавливает свою собственную локальную метрику для этого пункта назначения и объявляет результирующий маршрут A и т. д.
Чтобы определить лучший путь, каждый узел может затем
Отбросить любое место назначения с идентификатором локального узла в пути.
Сравнить метрику, выбрав наивысшую локальную метрику из полученных.
Сравнить длину пути, выбрав самый короткий из полученных.
Объявить только тот путь, который используется для пересылки трафика.
Примечание.Не имеет значения, выбирает ли каждый узел самую высокую или самую низкую метрику. Важно только то, что каждый узел выполняет одно и то же действие во всей сети. Однако при сравнении путей узел всегда должен выбирать более короткий путь.
Если каждый узел в сети всегда будет следовать этим трем правилам, то петля не образуется.
Например:
E объявляет F в B с путем [E] и метрикой 100.
B объявляет F к A с путем [E, B] и метрикой 100.
E объявляет F в D с путем [E] и метрикой 100.
D объявляет F в C с путем [E, D] и метрикой 100.
C объявляет F в A с путем [E, D, C] и метрикой 100.
У A есть два пути, оба с одинаковой метрикой, и, следовательно, будет использовано второе правило, чтобы выбрать один путь, который является наиболее коротким. В этом случае A выберет путь через [E, B]. A будет объявлять маршрут, который он использует, к C, но если C следует тому же набору правил, у него также будет два пути с доступной метрикой 100, один с путем [E, B, A], а второй с путем [E, D, C]. В этом случае должен быть механизм разрешения конфликтов, который C использует внутри для выбора между двумя маршрутами. Неважно, что это за механизм разрешения конфликтов, если он постоянно применяется в узле. Независимо от того, какой путь выберет C, трафик к F не будет закольцован. Предположим, однако, несколько иное стечение обстоятельств:
E объявляет F в B с путем [E] и метрикой 100.
B объявляет F к A с путем [E, B] и метрикой 100.
E объявляет F в D с путем [E] и метрикой 50.
D объявляет F в C с путем [E, D] и метрикой 50.
C объявляет F в A с путем [E, D, C] и метрикой 50.
У A есть два пути: один с метрикой 100, а другой с метрикой 50.
Следовательно:
A выберет более высокую из двух метрик, путь через [E, B], и объявит этот маршрут C
C выберет более высокую из двух метрик, путь через [E, B, A], и объявит этот маршрут D.
D выберет более высокий из двух метрик, путь через [E, B, A, C], и объявит этот маршрут E.
E отбросит этот маршрут, поскольку E уже находится на пути.
Следовательно, даже если метрика перекрывает длину пути в (почти) каждом узле, цикл не образуется.
Проблемы метрик
Каждый алгоритм, обсуждавшийся до этого момента, использовал одну метрику для вычисления путей без петель, за исключением вектора пути, а вектор пути использует две метрики очень ограниченным образом, причем одна всегда предпочтительнее другой. Путь, по сути, можно рассматривать как «фактор разрешения конфликтов», который вступает в игру только тогда, когда основная метрика, которая никак не связана с путем (поскольку она не суммируется шаг за шагом в сети), не соответствует предотвратить петлю. Некоторые протоколы могут использовать несколько метрик, но они всегда будут каким-то образом комбинировать эти метрики, поэтому для поиска путей без петель используется только одна комбинированная метрика. Почему?
С математической точки зрения, все методы, используемые для нахождения набора свободных от петель (или кратчайших) путей через сеть, разрешимы за полиномиальное или неэкспоненциальное время - или, скорее, они считаются проблемами класса P. Существует более широкий класс задач, содержащих P, который содержит любую задачу, решаемую с помощью (теоретической) недетерминированной машины Тьюринга. Среди NP-проблем есть набор задач, которые считаются NP-полными, что означает, что не существует известного эффективного способа решения проблемы. Другими словами, для решения проблемы необходимо перечислить все возможные комбинации и выбрать из этого набора наилучшее возможное решение.
Проблема с множественными метриками классифицируется как NP-complete, и, следовательно, хотя и разрешима, она никоим образом не решаема, что позволяет использовать ее в коммуникационных сетях, близких к реальному времени.
Алгоритмы непересекающихся путей
Рассмотрим ситуацию медицинской операции, выполняемой роботом, который следует за руками живого хирурга на другом конце света. Возможно, что для того, чтобы такая система работала, требуется, чтобы пакеты доставлялись от датчиков на руках хирурга к роботу в реальном времени, по порядку, с минимальным значением параметра jitter или без него, и никакие пакеты нельзя отбрасывать. Это один из примеров. Конечно, он может быть расширен для других различных ситуаций, включая финансовые системы и другие механические системы управления, где требуется доставка пакетов в реальном времени без сбоев.
В таких ситуациях часто требуется передать две копии каждого пакета, а затем позволить получателю выбрать пакет, наилучшим образом соответствующий характеристикам качества обслуживания (QoS) и потерям пакетов, необходимым для поддержки приложения. Однако все системы, рассмотренные до сих пор, могут найти только один путь без циклов и потенциально альтернативный путь (LFA и / или rLFA). Таким образом, с помощью алгоритмов непересекающихся путей решается следующая проблема:
Как можно построить пути в сети таким образом, чтобы они использовали наименьшее количество перекрывающихся ресурсов (устройств и каналов), насколько это возможно (следовательно, максимально непересекающиеся или максимально избыточные)?
В этой части лекций мы начнем с описания концепции двухсвязной сети, а затем рассмотрим два разных (но, казалось бы, связанных) способа вычисления непересекающихся топологий в двухсвязных сетях.
Двухсвязные сети
Двусвязная сеть - это любая сеть, в которой есть как минимум два пути между источником и местом назначения, которые не используют одни и те же устройства (узлы) или каналы (ребра). Обратите внимание на:
Сеть является двусвязной по отношению к определенному набору источников и пунктов назначения; большинство сетей не имеют двух соединений для каждого источника и каждого пункта назначения.
Небольшие блоки любой данной сети могут быть подключены двумя соединениями для некоторых источников и пунктов назначения, и эти блоки могут быть соединены между собой узкими одно- или двумя соединенными точками подключения.
Часто проще всего понять двусвязность на реальном примере. На рисунке 13 показана сеть, с выделенными блоками.
В блоке A есть как минимум два разных непересекающихся пути между X и F:
[X, A, B, E, F] и [X, C, F]
[X, A, B, F] и [X, C, F]
В блоке B есть одна пара непересекающихся путей из G в L: [G, K, L] и [G, H, L]. Непересекающихся путей к Z нет, так как этот узел односвязен. Между F и G также нет непересекающихся путей, так как они односвязны. Канал [F, G] можно рассматривать как узкую точку между этими двумя блоками топологии. В сети, показанной на рисунке 13, невозможно вычислить два непересекающихся пути между X и Z.
Алгоритм непересекающегося пути Суурбалле
В 1974 году Дж. Суурбалле опубликовал статью, описывающую, как использовать несколько запусков SPF-алгоритма Дейкстры для поиска нескольких непересекающихся топологий в сети. Алгоритм по существу вычисляет SPF один раз, удаляет подмножество линий, используемых в SPT, а затем вычисляет второй SPF по оставшимся линиям. Алгоритм Суурбалле труднее объяснить, чем проиллюстрировать на примере, поскольку он опирается на направленный характер связей, вычисляемых с помощью SPT. В качестве примеров используются рисунки 14-18.
На рисунке 14 показано состояние операций после завершения первого запуска SPF и вычисления начального SPT. Обратите внимание на стрелки направления на линиях. Не принято думать, что SPT является направленным, но на самом деле это так, когда каждая линия ориентирована в сторону от источника или корня дерева. Когда F вычисляет дерево обратно к X, оно также создает направленное дерево со стрелками, указывающими в противоположном направлении.
Ребра (или связи) на SPT называются ребрами дерева, а ребра (или связи), не входящие в результирующий SPT, называются ребрами не деревьев. На рис. 14 края дерева отмечены сплошным черным цветом со стрелками направления, а ребра не деревьев - более светлыми серыми пунктирными линиями.
Второй шаг показан на рисунке 15.
На рисунке 15 показано каждое звено с измененными затратами; каждая линия, которая была частью исходного SPT (каждое ребро дерева, показано сплошной линией), имеет две стоимости, по одной в каждом направлении, в то время как линии, которые изначально не были частью SPT (ребра, не входящие в состав дерева, показаны пунктирными линиями), имеют свои исходные расходы. Обратите внимание на стрелки, показывающие направление стоимости в каждом случае; это будет важно на следующем этапе расчета. Для расчета стоимости двух направленных линий для каждого ребра дерева:
Именуем один конец линии символом u, а другой конец линии символом v. Обратите внимание, что уравнение выполняется в обоих направлениях.
Вычтем стоимость источника до v из стоимости линии от u до v.
Добавим стоимость из источника к u.
Если источник s: d[sp](u,v) = d(u,v) ? d(s,v) + d(s,u)
По сути, это устанавливает стоимость ребер дерева равной 0, как можно увидеть, выполнив математические вычисления для ссылки [B, E]:
B - есть u, E - есть v, A - есть s
d(u,v) = 2, d(s,v) = 3, d(s,u) = 1
2 ? 3 + 1 = 0
Однако для всех ребер, не входящих в дерево, будет установлена некоторая (обычно большая) ненулевая стоимость. Для сети на рисунке 15:
Для линии [B, A] (примечание [A, B] не является линией в вычисляемом дереве направлений):
B - есть u, A - есть v, A - есть s
d(u,v) = 0, d(s,v) = 0, d(s,u) = 1
0 ? 0 + 1 = 1
Для линии [E,B]:
E – есть u, B – есть v, A - есть s
d(u,v) = 2, d(s,v) = 1, d(s,u) = 3
2 ? 1 + 3 = 4
Для линии [C,A]:
C – есть u, A – есть v, A – есть s
d(u,v) = 2, d(s,v) = 0, d(s,u) = 2
2 ? 0 + 2 = 4
Для линии [F,D]:
F – есть u, D – есть v, A – есть s
d(u,v) = 1, d(s,v) = 4, d(s,u) = 5
1 ? 4 + 5 = 2
Для линии [D,B]:
D – есть u, B – есть v, A – есть s
d(u,v) = 1, d(s,v) = 1, d(s,u) = 2
1 ? 1 + 2 = 2
Следующий шаг, показанный на рисунке 16, состоит в том, чтобы удалить все направленные ребра, указывающие на источник, который лежит вдоль исходного SPT к определенному месту назначения (в данном случае Z), изменить направление ребер с нулевой стоимостью (линий) вдоль этого же пути, а затем снова запустить SPF Дейкстры, создав второй SPT на той же топологии.
Возвращаясь к исходному SPT, путь от X до Z проходил по пути [A,B,D,F]. Таким образом, четыре ненулевых ребра (пунктирные линии), указывающие назад к источнику, А, вдоль этого пути были удалены. Вдоль того же пути [A, B,D,F] направление каждого ребра было изменено. Например, [A,B] первоначально указывало от A к B, а теперь указывает от B к A. Следующий шаг-запустить SPF по этому графику, помня, что трафик не может течь против направления линии. Полученное дерево показано на рисунке 17.
На рисунке 17 показано исходное дерево и вновь вычисленное дерево, наложенные на исходную топологию в виде двух различных пунктирных линий. Эти две топологии все еще имеют общую связь [B,D], так что они еще не совсем разобщены. В этой точке есть два кратчайших пути от X до Z:
[A,B,D,F]
[A,C,D,B,E,F]
Эти два графа объединяются, образуя набор ребер, и любые связи, которые включены в оба графа, но в противоположных направлениях, отбрасываются; комбинированный набор выглядит так: [A->B, B->E, E->F, A->C, C->D, D->F]
Обратите внимание на направленность каждой линии связи еще раз - очень важно отсечь перекрывающуюся линию, которая будет указана как [B-> D] и [D-> B]. С помощью этого подмножества возможных ребер на графе можно увидеть правильный набор кратчайших путей: [A, B, E, F] и [A, C, D, F].
Алгоритм Суурбалле сложен, но показывает основные моменты вычисления непересекающихся деревьев, в том числе то, насколько сложно их вычислить.
Максимально избыточные деревья
Более простой альтернативой алгоритму Суурбалла для вычисления непересекающихся деревьев является вычисление максимально избыточных деревьев (Maximally Redundant Trees-MRT). Чтобы лучше понять MRT - это изучить Depth First Search (DFS), особенно нумерованный DFS. Рисунок 18 используется в качестве иллюстрации.
На рисунке 18 левая сторона представляет простую топологию. Правая-ту же топологию, которая была пронумерована с помощью DFS. Предполагая, что алгоритм DFS, используемый для «обхода» дерева, всегда выбирает левый узел над правым, процесс будет выглядеть примерно так:
01 main {
02 dfs_number = 1
03 root.number = dfs_number
04 recurse_dfs(root)
05 }
06 recurse_dfs(current) {
07 for each neighbor of current {
08 child = left most neighbor (not visited)
09 if child.number == 0 {
10 dfs_number++
11 child.number = dfs_number
12 if child.children > 0 {
13 recurse_dfs(child)
14 }
15 }
16 }
17 }
Лучший способ понять этот код-пройти рекурсию несколько раз, чтобы увидеть, как она работает. Используя рисунок 18:
При первом вызове recurse_dfs в качестве текущего узла устанавливается A или root.
Оказавшись внутри recurse_dfs, выбирается крайний левый узел A или B.
B не имеет номера при входе в цикл, поэтому оператор if в строке 09 верен.
B назначается следующий номер DFS (строка 11).
У B есть дочерние элементы (строка 12), поэтому recurse_dfs вызывается снова с B в качестве текущего узла.
Оказавшись внутри (второго уровня) recurse_dfs, выбирается крайний левый сосед B, которым является E.
E не имеет номера DFS, поэтому оператор if в строке 09 верен.
E назначается следующий номер DFS (3)
E не имеет дочерних элементов, поэтому обработка возвращается к началу цикла.
F теперь является крайним левым соседом B, который не был посещен, поэтому он назначен дочернему элементу.
F не имеет числа, поэтому оператор if в строке 09 верен.
F назначается следующий номер DFS (4).
У B больше нет дочерних элементов, поэтому цикл for в строке 07 завершается ошибкой, и программа recurse_dfs завершается.
Однако на самом деле recurse_dfs не выходит - он просто «возвращается» к предыдущему уровню рекурсии, то есть к строке 14. Этот уровень рекурсии все еще обрабатывает соседей A.
C - следующий сосед A, который не был затронут, поэтому дочерний элемент установлен в C.
И так далее
Изучение номеров узлов в правой части рисунка 18 приводит к следующим интересным наблюдениям:
Если A всегда следует за возрастающим числом, чтобы достичь D,оно будет следовать по пути [A, C,G,D].
Если D всегда следует за уменьшающимся числом DFS, чтобы достичь A,он будет следовать по пути [D, A].
Эти два пути на самом деле не пересекаются.
Это свойство сохраняется для всех топологий, которым были присвоены номера в результате поиска DFS: путь, следующий за постоянно увеличивающимися числами, всегда будет не пересекаться с путем, который всегда следует за убывающими числами. Это именно то свойство, на котором MRT строят непересекающиеся пути. Однако проблема с нумерацией DFS заключается в том, что это трудно сделать почти в реальном времени. Должен быть какой-то избранный корень, трафик на локальном уровне неоптимален (во многом как Minimum Spanning Tree или MST), и любые изменения в топологии требуют перестройки всей схемы нумерации DFS. Чтобы обойти эти проблемы, MRT строит непересекающиеся топологии, используя тот же принцип, но другим способом. Рисунок 19 используется для пояснения.
Первым шагом в построении MRT является поиск короткого цикла в топологии от корня (обычно эти петли обнаруживаются с помощью алгоритма SPF Дейкстры). В этом случае в качестве корня будет выбран A, а цикл будет [A, B, C, D]. Этот первый цикл будет использоваться как первая из двух топологий, скажем, красная топология. Обращение цикла к [A, D, C, B] создает непересекающуюся топологию, скажем, синюю топологию. Эта первая пара топологий через этот короткий цикл называется «ухом».
Для расширения диапазона МРТ к первому добавляется второе ухо. Для этого открывается второй цикл, на этот раз через [A, D, F, E, B], а непересекающаяся топология - [A, B, E, F, D]. Возникает вопрос: какое из этих двух расширений топологии следует добавить к красной топологии, а какое - к синей? Здесь вступает в игру форма нумерации DFS.
Каждому устройству в сети уже должен быть назначен идентификатор либо администратором, либо через какой-либо другой механизм. Эти идентификаторы должны быть уникальными для каждого устройства. В схеме нумерации DFS также существует концепция нижней точки, которая указывает, где на конкретном дереве прикрепляется этот узел, а также какие узлы присоединяются к дереву через этот узел.
Учитывая эти уникальные идентификаторы и возможность вычислять нижнюю точку, каждый узел в сети может быть упорядочен так же, как ему был присвоен номер в процессе нумерации DFS. Ключ в том, чтобы знать, как порядок соответствует существующей красной и синей топологиям. Предположим, что нижняя точка B выше, чем C, если топология [A, B, C, D] является частью красной топологии. Для любого другого «уха» или петли в топологии, которая проходит через B и C, направление «уха», в котором B меньше C, должно быть помещено в красную топологию. Петля в обратном направлении должна быть размещена на синей топологии. Это объяснение является довольно поверхностным, но оно дает вам представление о том, как MRT образуют непересекающиеся топологии.
Двусторонняя связь
В этой и предыдущей лекциях было описано несколько различных способов вычисления пути без петель (или набора непересекающихся путей) через сеть. В каждом из этих случаев вычисленный путь является однонаправленным - от корня дерева до краев или достижимых мест назначения. Фактически, обратного пути не существует. Другими словами, источник может иметь возможность достичь пункта назначения по пути без петель, но может не быть обратного пути от пункта назначения к источнику. Это может быть необычный режим отказа в некоторых типах каналов, результат фильтрации информации о доступности или ряд других ситуаций в сети.
Примечание. Двусторонняя связь не всегда нужна. Рассмотрим, например, случай с подводной лодкой, которая должна получать информацию о своей текущей задаче, но не может передавать какую-либо информацию, не раскрывая своего текущего местоположения. Желательна возможность отправлять пакеты устройствам, расположенным на подводной лодке, даже если к ним нет двусторонней связи. Плоскости управления должны быть модифицированы или специально спроектированы для обработки такого необычного случая, поскольку обычно для правильной работы сети требуется двустороннее соединение.
Еще одна проблема, с которой должны столкнуться плоскости управления в области вычислительных трактов, - это обеспечение сквозной двусторонней связи.
Уровень управления может решить эту проблему несколькими способами:
Некоторые плоскости управления просто игнорируют эту проблему, что означает, что они предполагают, что какой-то другой протокол, например транспортный протокол, обнаружит это состояние.
Плоскость управления может проверить наличие этой проблемы во время расчета маршрута. Например, при вычислении маршрутов с использованием алгоритма Дейкстры можно выполнить проверку обратной связи при вычислении путей без петель. Выполнение этой проверки обратной линии связи на каждом этапе вычислений может гарантировать наличие двусторонней связи.
Плоскость управления может предполагать двустороннюю связь между соседями, обеспечивая сквозную двустороннюю связь. Плоскости управления, которые выполняют явные проверки двусторонней связи для каждого соседа, могут (как правило) безопасно предполагать, что любой путь через этих соседей также поддерживает двустороннюю связь.
В первой статье серии EIGRP мы познакомились с функциями EIGRP, рассмотрели пример базовой конфигурации и набор команд проверки. Сегодня, в этой статье, мы углубимся в понимание того, как EIGRP устанавливает соседство, изучает маршрут к сети, определяет оптимальный маршрут к этой сети, и пытается ввести этот маршрут в таблицу IP-маршрутизации маршрутизатора.
Предыдущие статьи из цикла про EIGRP:
Часть 1. Понимание EIGRP: обзор, базовая конфигурация и проверка
Следующие статьи из цикла:
Часть 2.2. Установка K-значений в EIGRP
Часть 3. Конвергенция EIGRP – настройка таймеров
Часть 4. Пассивные интерфейсы в EIGRP
Часть 5. Настройка статического соседства в EIGRP
Часть 6. EIGRP: идентификатор роутера и требования к соседству
Операции EIGRP могут быть концептуально упрощены в три основных этапа:
Этап 1. Обнаружение соседей: посредством обмена приветственными сообщениями EIGRP-спикер маршрутизаторы обнаруживают друг друга, сравнивают параметры (например, номера автономной системы, K-значения и сетевые адреса) и определяют, должны ли они образовывать соседство.
Этап 2. Обмен топологиями: если соседние EIGRP маршрутизаторы решают сформировать соседство, они обмениваются своими полными таблицами топологии друг с другом. Однако после установления соседства между маршрутизаторами передаются только изменения существующей топологии. Этот подход делает EIGRP намного более эффективным, чем протокол маршрутизации, такой как RIP, который объявляет весь свой список известных сетей через определенные интервалы времени.
Этап 3. Выбор маршрутов: как только таблица топологии EIGRP маршрутизатора заполнена, процесс EIGRP проверяет все изученные сетевые маршруты и выбирает лучший маршрут к каждой сети. EIGRP считает, что сетевой маршрут с самой низкой метрикой является лучшим маршрутом к этой сети.
Очень важно, что в когда вы читаете вышеописанные этапы, подробно описывающее обнаружение соседей EIGRP, обмен топологией и выбор маршрута, должны понимать, что в EIGRP, в отличие от OSPF, нет понятия назначенного маршрутизатора (DR) или резервного назначенного маршрутизатора (BDR).
Обнаружение соседей и обмен топологиями
Чтобы лучше понять, как маршрутизатор EIGRP обнаруживает своих соседей и обменивается информацией о топологии с этими соседями, рассмотрим рисунок ниже.
Шесть шагов, изображенных на рисунке выше, выполняются следующим образом:
Шаг 1. Маршрутизатор OFF1 хочет видеть, есть ли какие-либо EIGRP-спикер маршрутизаторы вне его интерфейса Gig 0/1, с которым он мог бы, возможно, сформировать соседство. Таким образом, он осуществляет многоадресную рассылку приветственного сообщения EIGRP (EIGRP Hello) на хорошо известный EIGRP multicast-адрес 224.0.0.10 с просьбой к любым EIGRP-спикер маршрутизаторам, идентифицировать себя.
Шаг 2. После получения приветственного сообщения маршрутизатора OFF1 маршрутизатор OFF2 отправляет одноадресное сообщение обновления (unicast Update message)обратно на IP-адрес маршрутизатора OFF1 10.1.1.1. Это сообщение обновления содержит полную таблицу топологии EIGRP маршрутизатора OFF2.
Шаг 3. Маршрутизатор OFF1 получает обновление маршрутизатора OFF2 и отвечает одноадресным сообщением подтверждения (Acknowledgement (ACK), отправленным на IP-адрес маршрутизатора OFF2 10.1.1.2.
Шаг 4. Затем процесс повторяется, и роли меняются местами. В частности, маршрутизатор OFF2 отправляет приветственное сообщение на адрес многоадресной рассылки EIGRP 224.0.0.10.
Шаг 5. Маршрутизатор OFF1 отвечает на приветственное сообщение маршрутизатора OFF2 одноадресным обновлением (unicast Update), содержащим полную таблицу топологии EIGRP маршрутизатора OFF1. Это unicast Update достигается IP-адрес маршрутизатора OFF2 10.1.1.2.
Шаг 6. Маршрутизатор OFF2 получает информацию о маршрутизации маршрутизатора OFF1 и отвечает одноадресным сообщением ACK, отправленным на IP-адрес маршрутизатора OFF1 10.1.1.1.
На этом этапе было установлено соседство EIGRP между маршрутизаторами OFF1 и OFF2. Маршрутизаторы будут периодически обмениваться приветственными сообщениями, чтобы подтвердить, что сосед каждого маршрутизатора все еще присутствует. Однако это последний раз, когда маршрутизаторы обмениваются своей полной информацией о маршрутизации. Последующие изменения топологии объявляются через частичные обновления, а не полные обновления, используемые во время создания соседства. Кроме того, обратите внимание, что сообщения обновления во время установления соседа были отправлены как одноадресные сообщения. Однако будущие сообщения обновления отправляются как многоадресные сообщения, предназначенные для 224.0.0.10. Это гарантирует, что все EIGRP-спикер маршрутизаторы на сегменте получают сообщения об обновлении.
EIGRP имеет преимущество перед OSPF в том, как он отправляет свои сообщения об обновлении. В частности, сообщения об обновлении EIGRP отправляются с использованием надежного транспортного протокола ( Reliable Transport Protocol (RTP). Это означает, что, в отличие от OSPF, если сообщение обновления будет потеряно при передаче, он будет повторно отправлено.
Примечание: аббревиатура RTP также относится к Real-time Transport Protocol (RTP), который используется для передачи голосовых и видеопакетов.
Выбор маршрута
Маршруты, показанные в таблице топологии EIGRP, содержат метрическую информацию, указывающую, насколько "далеко" она находится от конкретной целевой сети. Но как именно рассчитывается эта метрика? Расчет метрики EIGRP немного сложнее, чем с RIP или OSPF. В частности, метрика EIGRP по умолчанию является целочисленным значением, основанным на пропускной способности и задержке. Также, вычисление метрики может включать и другие компоненты. Рассмотрим формулу вычисления метрики EIGRP:
Обратите внимание, что расчет метрики включает в себя набор K-значений, которые являются константами, принимающие нулевые значения или некоторые положительные целые числа. Расчет также учитывает пропускную способность, задержку, нагрузку и надежность (bandwidth, delay, load, reliability). Интересно, что большая часть литературы по EIGRP утверждает, что метрика также основана на Maximum Transmission Unit (MTU). Однако, как видно из формулы расчета метрики, MTU отсутствует. Так в чем же дело? Учитывает ли EIGRP MTU интерфейса или нет?
В самом начале разработки EIGRP, MTU был обозначен как Тай-брейкер, если два маршрута имели одинаковую метрику, но разные значения MTU. В такой ситуации был бы выбран маршрут с более высоким MTU. Таким образом, хотя сообщение об обновлении EIGRP действительно содержит информацию MTU, эта информация непосредственно не используется в расчетах метрик.
Далее, давайте рассмотрим каждый компонент расчета метрики EIGRP и tiebreaking MTU:
Bandwidth (Пропускная способность): значение пропускной способности, используемое в расчете метрики EIGRP, определяется путем деления 10 000 000 на пропускную способность (в Кбит / с) самого медленного канала вдоль пути к целевой сети.
Delay (Задержка): в отличие от полосы пропускания, которая представляет собой "самое слабое звено", значение задержки является кумулятивным. В частности, это сумма всех задержек, связанных со всеми интерфейсами, которые используются чтобы добраться до целевой сети. Выходные данные команды show interfaces показывают задержку интерфейса в микросекундах. Однако значение, используемое в расчете метрики EIGRP, выражается в десятках микросекунд. Это означает, что вы суммируете все задержки выходного интерфейса, как показано в выводе show interfaces для каждого выходного интерфейса, а затем делите на 10, чтобы получить единицу измерения в десятки микросекунд.
Reliability (Надежность): надежность-это значение, используемое в числителе дроби, с 255 в качестве ее знаменателя. Значение дроби указывает на надежность связи. Например, значение надежности 255 указывает на то, что связь надежна на 100 процентов (то есть 255/255 = 1 = 100 процентов).
Load (Нагрузка): как и надежность, нагрузка-это значение, используемое в числителе дроби, с 255 в качестве ее знаменателя. Значение дроби указывает, насколько занята линия. Например, значение нагрузки 1 указывает на то, что линия загружена минимально (то есть 1/255 = 0,004 1%)
MTU: хотя он не отображается в Формуле вычисления метрики EIGRP, значение MTU интерфейса (которое по умолчанию составляет 1500 байт) переносится в сообщение обновления EIGRP, которое будет использоваться в случае привязки (например, два маршрута к целевой сети имеют одну и ту же метрику, но разные значения MTU), где предпочтительно более высокое значение MTU.
Для улучшения запоминания используйте следующий алгоритм Big Dogs Really Like Me. Где B в слове Big ассоциируется с первой буквой в слове Bandwidth. Буква D в слове Dogs соответствует первой букве D в слове Delay, и так далее.
Однако по умолчанию EIGRP имеет большинство своих K-значений равными нулю, что значительно упрощает расчет метрики, учитывая только пропускную способность и задержку. В частности, значения K по умолчанию являются:
K1 = 1
K2 = 0
K3 = 1
K4 = 0
K5 = 0
Если мы подставим эти дефолтные значения K в расчет метрики EIGRP, то значение каждой дроби будет равно нулю, что сводит формулу к следующему:
Чтобы закрепить знания по вычислению метрики, давайте проведем расчет метрики и посмотрим, соответствует ли она нашей таблице топологии EIGRP. Рассмотрим топологию, показанную на рисунке ниже.
Предположим, что мы хотим вычислить метрику для сети 198.51.100.0/24 от роутера OFF1 для маршрута, который идет от OFF1 до OFF2, а затем выходит в целевую сеть. Из топологии мы можем определить, что нам нужно будет выйти с двух интерфейсов маршрутизатора, чтобы добраться от маршрутизатора OFF1 до сети 198.51.100.0 /24 через маршрутизатор OFF2. Эти два выходных интерфейса являются интерфейсами Gig0/1 на маршрутизаторе OFF1 и интерфейсом Gig0/3 на маршрутизаторе OFF2. Мы можем определить пропускную способность и задержку, связанные с каждым интерфейсом, изучив выходные данные команд show interfaces, приведенных в следующем примере.
Определение значений пропускной способности и задержки интерфейса на маршрутизаторах OFF1 и OFF2
Из приведенного выше примера мы видим, что оба выходных интерфейса имеют пропускную способность 1 000 000 Кбит/с (то есть 1 Гбит/с). Кроме того, мы видим, что каждый выходной интерфейс имеет задержку в 10 микросекунд. Значение пропускной способности, которое мы вводим в нашу формулу вычисления метрики EIGRP, - это пропускная способность самого медленного канала на пути к целевой сети, измеряемая в Кбит/с. В нашем случае оба выходных интерфейса имеют одинаковую скорость соединения, то есть мы говорим, что наша "самая медленная" связь составляет 1 000 000 Кбит/с.
Для примера ниже показаны общие значения по умолчанию для пропускной способности и задержки на различных типах интерфейсов маршрутизатора Cisco.
Общие значения по умолчанию для пропускной способности и задержки интерфейса:
Наше значение задержки может быть вычислено путем сложения задержек выходного интерфейса (измеренных в микросекундах) и деления на 10 (чтобы дать нам значение, измеренное в десятках микросекунд). Каждый из наших двух выходных интерфейсов имеет задержку в 10 микросекунд, что дает нам суммарную задержку в 20 микросекунд. Однако мы хотим, чтобы наша единица измерения была в десятках микросекунд. Поэтому мы делим 20 микросекунд на 10, что дает нам 2 десятка микросекунд. Теперь у нас есть два необходимых значения для нашей формулы: пропускная способность = 1 000 000 Кбит/с и задержка = 2 десятка микросекунд. Теперь давайте добавим эти значения в нашу формулу:
Вычисленное значение показателя EIGRP составляет 3072. Теперь давайте посмотрим, является ли это фактической метрикой, появляющейся в таблице топологии EIGRP маршрутизатора OFF1. Выходные данные команды show ip eigrp topology, выведенные на маршрутизаторе OFF1, показаны в следующем примере.
Проверка метрики EIGRP для сети 198.51.100.0/24 на маршрутизаторе OFF1
Как и предполагалось, метрика (также известная как допустимое расстояние) от маршрутизатора OFF1 до Сети 198.51.100.0 /24 через маршрутизатор OFF2 составляет 3072. Напомним, что в этом примере мы использовали значения K по умолчанию, что также является обычной практикой в реальном мире. Однако для целей проектирования мы можем манипулировать K-значениями. Например, если мы обеспокоены надежностью каналом связи или нагрузкой, которую мы могли бы испытать на линии, мы можем манипулировать нашими K-значениями таким образом, чтобы EIGRP начал бы рассматривать надежность и/или нагрузку в своем метрическом расчете. В следующей статье мы рассмотрим, как мы можем изменить эти K - значения в EIGRP по умолчанию.