Хочу все знать. Язык Scheme. Отладка и профилирование

Я много писал о протоколе TCP/IP. Все из этих протоколов являются маршрутизируемыми, но как все это понимать. Прочитайте эту статью и все будет немного понятней.

Маршрутизируемый против маршрутизирующего

Меня всегда очень сильно привлекали сетевые протоколы (networking protocol). Я не знаю, почему они всегда меня так очаровывали, но они очень сильно интересовали меня. Большое количество моего времени было потрачено на изучение и работу с протоколами, которые входят в состав протокола TCP/IP. Общим во всех этих протоколах является то, что все они являются маршрутизируемыми протоколами. В результате этого возникает вопрос, а что маршрутизирует их? В самом деле очень хороший вопрос, и об этом было написано немало книг.

В этой статье я расскажу, что такое маршрутизирующие протоколы. Как они работают и какого типа бывают маршрутизирующие протоколы. Вещи, о которых я не буду рассказывать – это синтаксис Cisco IOS, который используется для настройки этих маршрутизирующих протоколов. Об этом также уже было написано несколько замечательных книг. Вместо этого, как я уже и упоминал, я сконцентрируюсь на том, чтобы предоставить вам обзор маршрутизирующих протоколов, рассказать вам об их различных типах и что они делают.

Преимущества и недостатки

Мы уже знаем, что пакеты, которые формируются на наших компьютерах, являются частью маршрутных протоколов. В свою очередь, чтобы пакеты дошли до своих получателей, эти протоколы должны быть маршрутизированы. Как пакет придет к получателю? Это достаточно сложно, т.к. он маршрутизируется несколькими маршрутизаторами, а это в свою очередь в основном происходит благодаря IP адресу, который находится в IP заголовке. Благодаря такому упрощенному объяснению мы попробуем рассмотреть две категории маршрутизирующих протоколов.

Сами по себе маршрутизирующие протоколы разбиваются на две категории. Это Interior Gateway Protocols (внутренние протоколы шлюза IGP) и Exterior Gateway Protocols (внешние протоколы шлюза EGP). Как можно догадаться из названия, первая группа используется внутри, а вторая снаружи. Например, серия IGP маршрутизирующих протоколов используется во внутренних сетях (internal networks), а серия EGP марштизирующих протоколов используется в самом интернет. Что же это в действительности означает? Это означает, что когда вы выполняете начальную конфигурацию всеми вами любимого маршрутизатора Cisco router, то вы должны выбрать какой тип маршрутизирующего протокола вы будете устанавливать и настраивать.

Теперь пришло время привести список различных типов маршрутизирующих протоколов для каждой группы. Interior Gateway Protocols (внутренние протоколы шлюза) подразделяются на:

• IGRP: Interior Gateway Routing Protocol (внутренний маршрутизирующий протокол шлюза)
• EIGRP: Enhanced Interior Gateway Routing Protocol (улучшенный IGRP)
• OSPF: Open Shortest Path First (сначала открывать самый короткий путь)
• RIP: Routing Information Protocol (протокол для маршрутизирующей информации)
• IS-IS: Intermediate System – Intermediate System

Внешние протоколы шлюза (Exterior Gateway Protocol) подразделяются:

• EGP: Exterior Gateway Protocol (внешний протокол шлюза)
• BGP: Border Gateway Protocol (пограничный протокол шлюза)

Внутренние протоколы шлюза

Из приведенных выше примеров протоколов IGP (Interior Gateway Protocols) мы можем заключить, что существует несколько из них. Все ли из них используются в современных внутренних сетях? Я предполагаю, что они должны бы использоваться, но наиболее часто на сегодняшний день встречаются OSPF и RIP. Помня это, давайте рассмотрим RIP. RIP называют динамическим маршрутизирующим протоколом (dynamic routing protocol). Это значит, что он автоматически определяет маршрутные таблицы на свое усмотрение. Другими словами системному администратору не нужно вручную вводить все возможные маршруты. А это достаточно большая работа!

Итак, RIP автоматически вычисляет маршруты, а также вторичные маршруты, которые будут использоваться в случае аварии на основных. Если вы думаете, что это похоже на балансирования нагрузки “load balancing”, то вы в принципе будете правы. Еще одна вещь, которую нужно знать и помнить о RIP, что это протокол удаленного вектора “distance vector”. Т.к. эта статья является лишь обзором протоколов, то я лишь скажу удаленный вектор (distance vector) включает в себя метод определения маршрутов. Чтобы получить более подробную информацию по этой очень важной теме, пожалуйста, нажмите здесь. Также о протоколе RIP необходимо помнить, что он использует порт 520 и протокол UDP в качестве транспортного протокола (transport protocol).

OSPF – это другой часто используемый протокол IGP. Основное различие между RIP и OSPF заключается в том, что OSPF – это протокол состояния канала (link state protocol). Это просто означает, что он использует другой способ для построения маршрутных таблиц (routing tables). Маршрутизаторы OSPF сообщают величины, которые содержат информацию о том, какой маршрутизатор OSPF будет использоваться для построения маршрутных таблиц. Это одновременно и просто и сложно Основные вещи, которые необходимо помнить про OSPF – это то, что он поддерживает многоканальную передачу (multicasting) и подсети (subnets). И наконец, OSPF использует IP, а не TCP или UDP.

Внешние протоколы шлюза

Итак, мы поверхностно обсудили два основных протокола IGP, а как насчет протоколов EGP(Exterior Gateway Protocols)? Действительно, давайте взглянем на них тоже. Прокол BGP или Border Gateway Protocol – это маршрутный протокол, который используется на сегодняшний день маршрутизаторами, формирующими интернет. Под этим я понимаю маршрутизаторы, которые, например, используются вашим ISP. Также как и протокол RIP, BGP использует протокол или алгоритм удаленного вектора (distance vector). Один примечательный факт, касающийся BGP, заключается в том, что он использует TCP в качестве транспортного протокола и общается по порту 179. Другими словами, маршрутные таблицы передаются по протоколу TCP и по порту 179. Мы немного поговорили о BGP, а что можно сказать о EGP? В действительности о нем можно сказать немного, т.к. реально он нигде не используется. Он был заменен BGP.

Резюме

Итак, как вы могли увидеть, я не шутил, когда сказал, что лишь приведу обзор маршрутных протоколов. Только по одному протоколу BGP было написано несколько толстых книг. Поэтом было бы невозможно рассказать обо всех этих протоколах подробно в одной статье. Целью этой статьи было показать разнообразие маршрутных протоколов и различие между ними и маршрутизируемыми протоколами. Что вы должны сделать, чтобы больше узнать об этих маршрутных протоколах? Я всегда очень много надежд возлагал на практику. По моему мнению, это лишь единственный способ для закрепления полученных знаний.

С этой точки зрения, если у вас есть финансовые возможности, попытайтесь использовать несколько сетевых устройств Cisco. Они не очень дорого стоят, и вполне окупятся для вас полученными знаниями о трафике, который они маршрутизируют. После покупки нескольких сетевых устройств я бы посоветовал воспользоваться вам программой под названием Nemesis, которая позволит вам выделить RIP, OSPF и IGMP среди других. Способность выделения пакетов некоторых маршрутных протоколов позволит вам также увидеть, как они реагируют на определенные ситуации. Работа с пакетами позволяет гораздо лучше разобраться с протоколом. Благодаря этому вы сможете больше узнать о самом протоколе и о принципах его работы. И последнее, как было упомянуто выше, работа с сетевыми устройствами является ключевой, т.к. настройка протокола должна быть произведена с помощью этого аппаратного обеспечения. Но если вы ограничены бюджетом, то вы можете купить один из симуляторов, которых сейчас полно на рынке.

Итак, мы подошли к концу моего обзора маршрутных протоколов. Я надеюсь, что информации в этой статье было достаточно для того, чтобы разбудить у вас аппетит к дальнейшему изучению этой важной области компьютерных сетей. Как всегда, жду ваши отзывов, и на этом прощаюсь с вами!

Иcточник: netdocs.ru

Итак, приступим.

Статей и видео о том, как настроить OSPF горы. Гораздо меньше описаний принципов работы. Вообще, тут такое дело, что OSPF можно просто настроить согласно мануалам, даже не зная про алгоритмы SPF и непонятные LSA. И всё будет работать и даже, скорее всего, прекрасно работать - на то он и рассчитан. То есть тут не как с вланами, где приходилось знать теорию вплоть до формата заголовка.
Но инженера от эникейщика отличает то, что он понимает, почему его сеть функционирует так, а не иначе, и не хуже самогo OSPF знает, какой маршрут будет выбран протоколом.
В рамках статьи, которая уже на этот момент составляет 8 000 символов, мы не сможем погрузиться в глубины теории, но рассмотрим принципиальные моменты.
Очень просто и понятно, кстати, написано про OSPF на xgu.ru или в английской википедии .
Итак, OSPFv2 работает поверх IP, а конкретно, он заточен только под IPv4 (OSPFv3 не зависит от протоколов 3-го уровня и потому может работать с IPv6).

Рассмотрим его работу на примере вот такой упрощённой сети:

Для начала надо сказать, что для того, чтобы между маршрутизаторами завязалась дружба (отношения смежности) должны выполниться следующие условия:

1) в OSPF должны быть настроены одинаковые Hello Interval на тех маршрутизаторах, что подключены друг к другу. По умолчанию это 10 секунд в Broadcast сетях, типа Ethernet. Это своего рода KeepAlive сообщения. То есть каждые 10 секунд каждый маршрутизатор отправляет Hello пакет своему соседу, чтобы сказать: “Хей, я жив”,
2) Одинаковыми должны быть и Dead Interval на них. Обычно это 4 интервала Hello - 40 секунд. Если в течение этого времени от соседа не получено Hello, то он считается недоступным и начинается ПАНИКА процесс перестроения локальной базы данных и рассылка обновлений всем соседям,
3) Интерфейсы, подключенные друг к другу, должны быть в одной подсети ,
4) OSPF позволяет снизить нагрузку на CPU маршрутизаторов, разделив Автономную Систему на зоны. Так вот номера зон тоже должны совпадать,
5) У каждого маршрутизатора, участвующего в процессе OSPF есть свой уникальный индентификатор - Router ID . Если вы о нём не позаботитесь, то маршрутизатор выберет его автоматически на основе информации о подключенных интерфейсах (выбирается высший адрес из интерфейсов, активных на момент запуска процесса OSPF). Но опять же у хорошего инженера всё под контролем, поэтому обычно создаётся Loopback интерфейс, которому присваивается адрес с маской /32 и именно он назначается Router ID. Это бывает удобно при обслуживании и траблшутинге.
6) Должен совпадать размер MTU

1) Штиль. Состояние OSPF - DOWN
В это короткое мгновение в сети ничего не происходит - все молчат.

2) Поднимается ветер: маршрутизатор рассылает Hello-пакеты на мультикастный адрес 224.0.0.5 со всех интерфейсов, где запущен OSPF. TTL таких сообщений равен одному, поэтому их получат только маршрутизаторы, находящиеся в том же сегменте сети. R1 переходит в состояние INIT .

В пакеты вкладывается следующая информация:

• Router ID
• Hello Interval
• Dead Interval
• Neighbors
• Subnet mask
• Area ID
• Router Priority
• Адреса DR и BDR маршрутизаторов
• Пароль аутентификации

Нас интересуют пока первые четыре или точнее вообще только Router ID и Neighbors.
Сообщение Hello от маршрутизатора R1 несёт в себе его Router ID и не содержит Neighbors, потому что у него их пока нет.
После получения этого мультикастного сообщения маршрутизатор R2 добавляет R1 в свою таблицу соседей (если совпали все необходимые параметры).

И отправляет на R1 уже юникастом новое сообщение Hello, где содержится Router ID этого маршрутизатора, а в списке Neigbors перечислены все его соседи. В числе прочих соседей в этом списке есть Router ID R1, то есть R2 уже считает его соседом.

3) Дружба. Когда R1 получает это сообщение Hello от R2, он пролистывает список соседей и находит в нём свой собственный Router ID, он добавляет R2 в свой список соседей.

Теперь R1 и R2 друг у друга во взаимных соседях - это означает, что между ними установлены отношения смежности и маршрутизатор R1 переходит в состояние TWO WAY .

Общий совет по всем задачам:

Даже если Вы сразу не знаете ответа и решения, постарайтесь подумать к чему относится условие задачи:
- К каким особенностям, настройкам протокола?
- Глобальные эти настройки или привязаны к конкретному интерфейсу?
Если Вы не знаете или забыли команду, такие размышления, скорее всего, приведут Вас к правильному контексту, где Вы просто, с помощью подсказки в командной строке, можете догадаться или вспомнить как настроить то, что требуется в задании.
Постарайтесь поразмышлять в таком ключе прежде чем пойдете в гугл или на какой-то сайт в поиске команд.

На реальной сети при выборе диапазона анонсируемых подсетей нужно руководствоваться регламентом и насущными потребностями.

Прежде чем мы перейдём к тестированию резервных линков и скорости, сделаем ещё одну полезную вещь.
Если бы у нас была возможность отловить трафик на интерфейсе FE0/0.2 msk-arbat-gw1, который смотрит в сторону серверов, то мы бы увидели, что каждые 10 секунд в неизвестность улетают сообщения Hello. Ответить на Hello некому, отношения смежности устанавливать не с кем, поэтому и пытаться рассылать отсюда сообщения смысла нет.
Выключается это очень просто:

msk-arbat-gw1(config)#router OSPF 1
msk-arbat-gw1(config-router)#passive-interface fastEthernet 0/0.2

Такую команду нужно дать для всех интерфейсов, на которых точно нет соседей OSPF (в том числе в сторону интернета).
В итоге картина у вас будет такая:

*Не представляю, как вы до сих пор не запутались*

Кроме того, эта команда повышает безопасность - никто из этой сети не прикинется маршрутизатором и не будет пытаться поломать нас полностью.

Теперь займёмся самым интересным - тестированием.
Ничего сложного нет в настройке OSPF на всех маршрутизаторах в Сибирском кольце - сделаете сами.
И после этого картина должна быть следующей:

msk-arbat-gw1#sh ip OSPF neighbor

172.16.255.32 1 FULL/DR 00:00:31 172.16.2.2 FastEthernet0/1.4
172.16.255.48 1 FULL/DR 00:00:31 172.16.2.18 FastEthernet0/1.5
172.16.255.80 1 FULL/BDR 00:00:36 172.16.2.130 FastEthernet0/1.8
172.16.255.112 1 FULL/BDR 00:00:37 172.16.2.197 FastEthernet1/0.911

Питер, Кемерово, Красноярск и Владивосток - непосредственно подключенные.

msk-arbat-gw1#sh ip route

172.16.0.0/16 is variably subnetted, 25 subnets, 6 masks



S 172.16.2.4/30 via 172.16.2.2



O 172.16.2.160/30 via 172.16.2.130, 00:05:53, FastEthernet0/1.8
O 172.16.2.192/30 via 172.16.2.197, 00:04:18, FastEthernet1/0.911





S 172.16.16.0/21 via 172.16.2.2
S 172.16.24.0/22 via 172.16.2.18
O 172.16.24.0/24 via 172.16.2.18, 00:24:03, FastEthernet0/1.5
O 172.16.128.0/24 via 172.16.2.130, 00:07:18, FastEthernet0/1.8
O 172.16.129.0/26 via 172.16.2.130, 00:07:18, FastEthernet0/1.8

O 172.16.255.32/32 via 172.16.2.2, 00:24:03, FastEthernet0/1.4
O 172.16.255.48/32 via 172.16.2.18, 00:24:03, FastEthernet0/1.5
O 172.16.255.80/32 via 172.16.2.130, 00:07:18, FastEthernet0/1.8
O 172.16.255.96/32 via 172.16.2.130, 00:04:18, FastEthernet0/1.8
via 172.16.2.197, 00:04:18, FastEthernet1/0.911
O 172.16.255.112/32 via 172.16.2.197, 00:04:28, FastEthernet1/0.911

Все обо всех всё знают.
Каким маршрутом трафик доставляется из Москвы в Красноярск? Из таблицы видно, что krs-stolbi-gw1 подключен напрямую и это же видно из трассировки:

1 172.16.2.130 35 msec 8 msec 5 msec

Теперь рвём интерфейс между Москвой и Красноярском и смотрим, через сколько линк восстановится.
Не проходит и 5 секунд, как все маршрутизаторы узнали о происшествии и пересчитали свои таблицы маршрутизации:

msk-arbat-gw1(config-subif)#do sh ip ro 172.16.128.0

Known via «OSPF 1», distance 110, metric 4, type intra area
Last update from 172.16.2.197 on FastEthernet1/0.911, 00:00:53 ago
Routing Descriptor Blocks:
* 172.16.2.197, from 172.16.255.80, 00:00:53 ago, via FastEthernet1/0.911
Route metric is 4, traffic share count is 1

Vld-gw1#sh ip route 172.16.128.0
Routing entry for 172.16.128.0/24
Known via «OSPF 1», distance 110, metric 3, type intra area
Last update from 172.16.2.193 on FastEthernet1/0, 00:01:57 ago
Routing Descriptor Blocks:
* 172.16.2.193, from 172.16.255.80, 00:01:57 ago, via FastEthernet1/0
Route metric is 3, traffic share count is 1

Msk-arbat-gw1#traceroute 172.16.128.1
Type escape sequence to abort.
Tracing the route to 172.16.128.1

1 172.16.2.197 4 msec 10 msec 10 msec
2 172.16.2.193 8 msec 11 msec 15 msec
3 172.16.2.161 15 msec 13 msec 6 msec

То есть теперь Красноярска трафик достигает таким путём:

Как только вы поднимете линк, маршрутизаторы снова вступают в связь, обмениваются своими базами, пересчитываются кратчайшие пути и заносятся в таблицу маршрутизации.
На видео всё это более наглядно. Рекомендую ознакомиться .

Как любой хороший протокол, OSPF поддерживает аутентификацию - два соседа перед установлением соотношений соседства могут проверять подлинность полученных OSPF-сообщений. Оставляем на самостоятельное изучение - довольно просто.

EIGRP

Теперь займёмся другим очень важным протоколом

Итак, чем хорош EIGRP?
- прост в конфигурации
- быстрое переключение на заранее просчитанный запасной маршрут
- требует меньше ресурсов роутера (по сравнению с OSPF)
- суммирование маршрутов на любом роутере (в OSPF только на ABR\ASBR)
- балансировка трафика на неравноценных маршрутах (OSPF только на равноценных)

Мы решили перевести одну из записей блога Ивана Пепельняка, в которой разбирается ряд популярных мифов про EIGRP:
- “EIGRP это гибридный протокол маршрутизации”. Если я правильно помню, это началось с первой презентации EIGRP много лет назад и обычно понимается как «EIGRP взял лучшее от link-state и distance-vector протоколов». Это совершенно не так. У EIGRP нет никаких отличительных особенностей link-state. Правильно будет говорить «EIGRP это продвинутый distance-vector- протокол маршрутизации».

- “EIGRP это distance-vector протокол”. Неплохо, но не до конца верно тоже. EIGRP отличается от других DV способом, которым обрабатывает потерянные маршруты (или маршруты с возрастающей метрикой). Все остальные протоколы пассивно ждут обновления информации от соседа (некоторые, например, RIP, даже блокируют маршрут для предотвращения петель маршрутизации), в то время как EIGRP ведет себя активнее и запрашивает информацию сам.

- “EIGRP сложен во внедрении и обслуживании”. Неправда. В свое время, EIGRP в больших сетях с низкоскоростными линками было сложновато правильно внедрить, но ровно до того момента, как были введены stub routers. С ними (а также несколькими исправлениями работы DUAL-алгоритма), он не чуть не хуже, чем OSPF.

- “Как и LS протоколы, EIGRP хранит таблицу топологии маршрутов, которыми обменивается”. Просто удивительно, насколько это неверно. EIGRP не имеет вообще никакого понятия о том, что находится дальше ближайших соседей, в то время как LS протоколы точно знают топологию всей области, к которой они подключены.

- “EIGRP это DV протокол, который действует, как LS”. Неплохая попытка, но по-прежнему, абсолютно неверно. LS протоколы строят таблицу маршрутизации, проходя через следующие шаги:
- каждый маршрутизатор описывает сеть, исходя из информации, доступной ему локально (его линки, подсети, в которых он находится, соседи, которых он видит) посредством пакета (или нескольких), называемого LSA (в OSPF) или LSP (IS-IS)
- LSA распространяются по сети. Каждый маршрутизатор должен получить каждую LSA, созданную в его сети. Информация, полученная из LSA, заносится в таблицу топологии.
- каждый маршрутизатор независимо анализирует свою таблицу топологии и запускает SPF алгоритм для подсчета лучших маршрутов к каждому из других маршрутизаторов
Поведение EIGRP даже близко не напоминает эти шаги, поэтому непонятно, с какой стати он «действует, как LS»

Единственное, что делает EIGRP - это хранит информацию, полученную от соседа (RIP сразу же забывает то, что не может быть использовано в данный момент). В этом смысле, он похож на BGP, который тоже хранит все в таблице BGP и выбирает лучший маршрут оттуда. Таблица топологии (содержащая всю информацию, полученную от соседей), дает EIGRP преимущество перед RIP – она может содержать информацию о запасном (не используемом в данный момент) маршруте.

Теперь чуть ближе к теории работы:

Каждый процесс EIGRP обслуживает 3 таблицы:
- Таблицу соседей (neighbor table), в которой содержится информация о “соседях”, т.е. других маршрутизаторах, непосредственно подключенных к текущему и участвующих в обмене маршрутами. Можно посмотреть с помощью команды show ip eigrp neighbors
- Таблицу топологии сети (topology table), в которой содержится информация о маршрутах, полученная от соседей. Смотрим командой show ip eigrp topology
- Таблицу маршрутизации (routing table), на основе которой роутер принимает решения о перенаправлении пакетов. Просмотр через show ip route

Метрика.
Для оценки качества определенного маршрута, в протоколах маршрутизации используется некое число, отражающее различные его характеристики или совокупность характеристик- метрика. Характеристики, принимаемые в расчет, могут быть разными- начиная от количества роутеров на данном маршруте и заканчивая средним арифметическим загрузки всех интерфейсов по ходу маршрута. Что касается метрики EIGRP, процитируем Jeremy Cioara: “у меня создалось впечатление, что создатели EIGRP, окинув критическим взглядом свое творение, решили, что все слишком просто и хорошо работает. И тогда они придумали формулу метрики, что бы все сказали “ВАУ, это действительно сложно и профессионально выглядит”. Узрите же полную формулу подсчета метрики EIGRP: (K1 * bw + (K2 * bw) / (256 - load) + K3 * delay) * (K5 / (reliability + K4)), в которой:
- bw это не просто пропускная способность, а (10000000/самая маленькая пропускная способность по дороге маршрута в килобитах) * 256
- delay это не просто задержка, а сумма всех задержек по дороге в десятках микросекунд * 256 (delay в командах show interface, show ip eigrp topology и прочих показывается в микросекундах!)
- K1-K5 это коэффициенты, которые служат для того, чтобы в формулу “включился” тот или иной параметр.

Страшно? было бы, если бы все это работало, как написано. На деле же из всех 4 возможных слагаемых формулы, по умолчанию используются только два: bw и delay (коэффициенты K1 и K3=1, остальные нулю), что сильно ее упрощает - мы просто складываем эти два числа (не забывая при этом, что они все равно считаются по своим формулам). Важно помнить следующее: метрика считается по худшему показателю пропускной способности по всей длине маршрута .

Интересная штука получилась с MTU: довольно часто можно встретить сведения о том, что MTU имеет отношение к метрике EIGRP. И действительно, значения MTU передаются при обмене маршрутами. Но, как мы можем видеть из полной формулы, никакого упоминания об MTU там нет. Дело в том, что этот показатель принимается в расчет в довольно специфических случаях: например, если роутер должен отбросить один из равнозначных по остальным характеристикам маршрутов, он выберет тот, у которого меньший MTU. Хотя, не все так просто (см. комментарии).

Определимся с терминами, применяемыми внутри EIGRP. Каждый маршрут в EIGRP характеризуется двумя числами: Feasible Distance и Advertised Distance (вместо Advertised Distance иногда можно встретить Reported Distance, это одно и то же). Каждое из этих чисел представляет собой метрику, или стоимость (чем больше-тем хуже) данного маршрута с разных точек измерения: FD это “от меня до места назначения”, а AD- “от соседа, который мне рассказал об этом маршруте, до места назначения”. Ответ на закономерный вопрос “Зачем нам надо знать стоимость от соседа, если она и так включена в FD?”- чуть ниже (пока можете остановиться и поломать голову сами, если хотите).

У каждой подсети, о которой знает EIGRP, на каждом роутере существует Successor- роутер из числа соседей, через который идет лучший (с меньшей метрикой), по мнению протокола, маршрут к этой подсети. Кроме того, у подсети может также существовать один или несколько запасных маршрутов (роутер-сосед, через которого идет такой маршрут, называется Feasible Successor). EIGRP- единственный протокол маршрутизации, запоминающий запасные маршруты (в OSPF они есть, но содержатся, так сказать, в “сыром виде” в таблице топологии- их еще надо обработать алгоритмом SPF), что дает ему плюс в быстродействии: как только протокол определяет, что основной маршрут (через successor) недоступен, он сразу переключается на запасной. Для того, чтобы роутер мог стать feasible successor для маршрута, его AD должно быть меньше FD successor’а этого маршрута (вот зачем нам нужно знать AD). Это правило применяется для того, чтобы избежать колец маршрутизации.

Предыдущий абзац взорвал мозг? Материал трудный, поэтому еще раз на примере. У нас есть вот такая сеть:

С точки зрения R1, R2 является Successor’ом для подсети 192.168.2.0/24. Чтобы стать FS для этой подсети, R4 требуется, чтобы его AD была меньше FD для этого маршрута. FD у нас ((10000000/1544)*256)+(2100*256) =2195456, AD у R4 (с его точки зрения это FD, т.е. сколько ему стоит добраться до этой сети) = ((10000000/100000)*256)+(100*256)=51200. Все сходится, AD у R4 меньше, чем FD маршрута, он становится FS. *тут мозг такой и говорит: “БДЫЩЬ”*. Теперь смотрим на R3- он анонсирует свою сеть 192.168.1.0/24 соседу R1, который, в свою очередь, рассказывает о ней своим соседям R2 и R4. R4 не в курсе, что R2 знает об этой подсети, и решает ему рассказать. R2 передает информацию о том, что он имеет доступ через R4 к подсети 192.168.1.0/24 дальше, на R1. R1 строго смотрит на FD маршрута и AD, которой хвастается R2 (которая, как легко понять по схеме, будет явно больше FD, так как включает и его тоже) и прогоняет его, чтобы не лез со всякими глупостями. Такая ситуация довольно маловероятна, но может иметь место при определенном стечении обстоятельств, например, при отключении механизма “расщепления горизонта” (split-horizon). А теперь к более вероятной ситуации: представим, что R4 подключен к сети 192.168.2.0/24 не через FastEthernet, а через модем на 56k (задержка для dialup составляет 20000 usec), соответственно, добраться ему стоит ((10000000/56)*256)+(2000*256)= 46226176. Это больше, чем FD для этого маршрута, поэтому R4 не станет Feasible Successor’ом. Но это не значит, что EIGRP вообще не будет использовать данный маршрут. Просто переключение на него займет больше времени (подробнее об этом дальше).

соседство

Роутеры не разговаривают о маршрутах с кем попало - прежде чем начать обмениваться информацией, они должны установить отношения соседства. После включения процесса командой router eigrp с указанием номера автономной системы, мы, командой network говорим, какие интерфейсы будут участвовать и одновременно, информацию о каких сетях мы желаем распространять. Незамедлительно, через эти интерфейсы начинают рассылаться hello-пакеты на мультикаст- адрес 224.0.0.10 (по умолчанию каждые 5 секунд для ethernet). Все маршрутизаторы с включенным EIGRP получают эти пакеты, далее каждый маршрутизатор-получатель делает следующее:
- сверяет адрес отправителя hello-пакета, с адресом интерфейса, из которого получен пакет, и удостоверяется, что они из одной подсети
- сверяет значения полученных из пакета K-коэффициентов (проще говоря, какие переменные используются в подсчете метрики) со своими. Понятно, что если они различаются, то метрики для маршрутов будут считаться по разным правилам, что недопустимо
- проверяет номер автономной системы
- опционально: если настроена аутентификация, проверяет соответствие ее типа и ключей.

Если получателя все устраивает, он добавляет отправителя в список своих соседей, и посылает ему (уже юникастом) update-пакет, в котором содержится список всех известных ему маршрутов (aka full-update). Отправитель, получив такой пакет, в свою очередь, делает то же самое. Для обмена маршрутами EIGRP использует Reliable Transport Protocol (RTP, не путать с Real-time Transport Protocol, который используется в ip-телефонии), который подразумевает подтверждение о доставке, поэтому каждый из роутеров, получив update- пакет, отвечает ack -пакетом (сокращение от acknowledgement- подтверждение). Итак, отношение соседства установлены, роутеры узнали друг у друга исчерпывающую информацию о маршрутах, что дальше? Дальше они будут продолжать посылать мультикаст hello-пакеты в подтверждение того, что они на связи, а в случае изменения топологии- update-пакеты, содержащие сведения только об изменениях (partial update).

Теперь вернемся к предыдущей схеме с модемом.

R2 по каким-то причинам потерял связь с 192.168.2.0/24. До этой подсети у него нет запасных маршрутов (т.е. отсутствует FS). Как всякий ответственный роутер с EIGRP, он хочет восстановить связь. Для этого он начинает рассылать специальные сообщения (query- пакеты) всем своим соседям, которые, в свою очередь, не находя нужного маршрута у себя, расспрашивают всех своих соседей, и так далее. Когда волна запросов докатывается до R4, он говорит “погодите-ка, у меня есть маршрут к этой подсети! Плохонький, но хоть что-то. Все про него забыли, а я-то помню”. Все это он упаковывает в reply-пакет и отправляет соседу, от которого получил запрос (query), и дальше по цепочке. Понятное дело, это все занимает больше времени, чем просто переключение на Feasible Successor, но, в итоге, мы получаем связь с подсетью.

А сейчас опасный момент: может, вы уже обратили внимание и насторожились, прочитав момент про эту веерную рассылку. Падение одного интерфейса вызывает нечто похожее на широковещательный шторм в сети (не в таких масштабах, конечно, но все-таки), причем чем больше в ней роутеров, тем больше ресурсов потратится на все эти запросы-ответы. Но это еще пол-беды. Возможна ситуация и похуже: представим, что роутеры, изображенные на картинке- это только часть большой и распределенной сети, т.е. некоторые могут находится за много тысяч километров от нашего R2, на плохих каналах и прочее. Так вот, беда в том, что, послав query соседу, роутер обязан дождаться от него reply. Неважно, что в ответе- но он должен прийти. Даже если роутер уже получил положительный ответ, как в нашем случае, он не может поставить этот маршрут в работу, пока не дождется ответа на все свои запросы. А запросы-то, может, еще где-нибудь на Аляске бродят. Такое состояние маршрута называется stuck-in-active. Тут нам нужно познакомится с терминами, отражающими состояние маршрута в EIGRP: active\passive route. Обычно они вводят в заблуждение. Здравый смысл подсказывает, что active значит маршрут “активен”, включен, работает. Однако тут все наоборот: passive это “все хорошо”, а состояние active означает, что данная подсеть недоступна, и маршрутизатор находится в активном поиске другого маршрута, рассылая query и ожидая reply. Так вот, состояние stuck-in-active (застрял в активном состоянии) может продолжатся до 3 минут! По истечение этого срока, роутер обрывает отношения соседства с тем соседом, от которого он не может дождаться ответа, и может использовать новый маршрут через R4.

История, леденящая кровь сетевого инженера. 3 минуты даунтайма это не шутки. Как мы можем избежать инфаркта этой ситуации? Выхода два: суммирование маршрутов и так называемая stub-конфигурация.

Вообще говоря, есть еще один выход, и он называется фильтрация маршрутов (route filtering). Но это настолько объемная тема, что впроу отдельную статью под нее писать, а у нас и так уже пол-книги получилось в этот раз. Поэтому на ваше усмотрение.

Как мы уже упоминали, в EIGRP суммирование маршрутов можно проводить на любом роутере. Для иллюстрации, представим, что к нашему многострадальному R2 подключены подсети от 192.168.0.0/24 до 192.168.7.0/24, что очень удобненько суммируется в 192.168.0.0/21 (вспоминаем binary math). Роутер анонсирует этот суммарный маршрут, и все остальные знают: если адрес назначения начинается на 192.168.0-7, то это к нему. Что будет происходить, если одна из подсетей пропадет? Роутер будет рассылать query-пакеты с адресом этой сети (конкретным, например, 192.168.5.0/24), но соседи, вместо того, чтобы уже от своего имени продолжить порочную рассылку, будут сразу в ответ слать отрезвляющие реплаи, мол, это твоя подсеть, ты и разбирайся.

Второй вариант- stub- конфигурация. Образно говоря, stub означает “конец пути”, “тупик” в EIGRP, т.е., чтобы попасть в какую-то подсеть, не подключенную напрямую к такому роутеру, придется идти назад. Роутер, сконфигурированный, как stub, не будет пересылать трафик между подсетями, которые ему стали известны от EIGRP (проще говоря, которые в show ip route помечены буквой D). Кроме того, его соседи не будут отправлять ему query-пакеты. Самый распространенный случай применения- hub-and-spoke топологии, особенно с избыточными линками. Возьмем такую сеть: слева- филиалы, справа- основной сайт, главный офис и т.п. Для отказоустойчивости избыточные линки. Запущен EIGRP с дефолтными настройками.

А теперь “внимание, вопрос”: что будет, если R1 потеряет связь с R4, а R5 потеряет LAN? Трафик из подсети R1 в подсеть главного офиса будет идти по маршруту R1->R5->R2(или R3)->R4. Будет это эффективно? Нет. Будет страдать не только подсеть за R1, но и подсеть за R2 (или R3), из-за увеличения объемов трафика и его последствий. Вот для таких-то ситуаций и придуман stub. За роутерами в филиалах нет других роутеров, которые вели бы в другие подсети, это “конец дороги”, дальше только назад. Поэтому мы с легким сердцем можем сконфигурировать их как stub’ы, что, во-первых, избавит нас от проблемы с “кривым маршрутом”, изложенной чуть выше, а во-вторых, от флуда query-пакетов в случае потери маршрута.

Существуют различные режимы работы stub-роутера, задаются они командой eigrp stub:

R1(config)#router eigrp 1
R1(config-router)#eigrp stub?
connected Do advertise connected routes
leak-map Allow dynamic prefixes based on the leak-map
receive-only Set IP-EIGRP as receive only neighbor
redistributed Do advertise redistributed routes
static Do advertise static routes
summary Do advertise summary routes

По умолчанию, если просто дать команду eigrp stub, включаются режимы сonnected и summary. Интерес представляет режим receive-only, в котором роутер не анонсирует никаких сетей, только слушает, что ему говорят соседи (в RIP есть команда passive interface, которая делает то же самое, но в EIGRP она полностью отключает протокол на выбранном интерфейсе, что не позволяет установить соседство).

Важные моменты в теории EIGRP, не попавшие в статью:

• В EIGRP можно настроить аутентификацию соседей
• Концепция graceful shutdown

Практика EIGRP

“Лифт ми Ап” купили фабрику в Калининграде. Там производят мозги лифтов: микросхемы, ПО. Фабрика очень крупная - три точки по городу - три маршрутизатора соединены в кольцо.

Но вот незадача - на них уже запущен EIGRP в качестве протокола динамической маршрутизации. Причём адресация конечных узлов совсем из другой подсети - 10.0.0.0/8. Все другие параметры (линковые адреса, адреса лупбэк интерфейсов) мы поменяли, но несколько тысяч адресов локальной сети с серверами, принтерами, точками доступа - работа не на пару часов - отложили на потом, а в IP-плане зарезервировали на будущее для Калининграда подсеть 172.16.32.0/20.

Сейчас у нас используются такие сети:

Как настраивается это чудо? Незамысловато, на первый взгляд:

router eigrp 1
network 172.16.0.0 0.0.255.255
network 10.0.0.0

В EIGRP обратную маску можно задавать, указывая тем самым более узкие рамки, либо не задавать, тогда будет выбрана стандартная маска для этого класса (16 для класса B - 172.16.0.0 и 8 для класса 8 - 10.0.0.0)

Такие команды даются на всех маршрутизаторах Автономной Системы. АС определяется цифрой в команде router eigrp, то есть в нашем случае имеем АС №1. Эта цифра должна быть одинаковой на всех маршрутизаторах (в отличии от OSPF).

Но есть в EIGRP серьёзный подвох: по умолчанию включено автоматическое суммирование маршрутов в классовом виде (в версиях IOS до 15).
Сравним таблицы маршрутизации на трёх калининградских маршрутизаторах:

Сеть 10.0.0.1/24 подключена у нас к klgr-center-gw1 и он о ней знает:

klgr-center-gw1:
10.0.0.0/8 is variably subnetted, 2 subnets, 2 masks
D 10.0.0.0/8 is a summary, 00:35:23, Null0
C 10.0.0.0/24 is directly connected, FastEthernet1/0

Но не знает о 10.0.1.0/24 и 10.0.2.0/24/

Klgr-balt-gw1 знает о своих двух сетях 10.0.1.0/24 и 10.0.2.0/24, но вот сеть 10.0.0.0/24 он куда-то спрятал.

10.0.0.0/8 is variably subnetted, 3 subnets, 2 masks
D 10.0.0.0/8 is a summary, 00:42:05, Null0
C 10.0.1.0/24 is directly connected, FastEthernet1/1.2
C 10.0.2.0/24 is directly connected, FastEthernet1/1.3

Они оба создали маршрут 10.0.0.0/8 с адресом next hop Null0.

А вот klgr-center-gw2 знает, что подсети 10.0.0.0/8 находятся за обоими его WAN интерфейсами.

D 10.0.0.0/8 via 172.16.2.41, 00:42:49, FastEthernet0/1
via 172.16.2.45, 00:38:05, FastEthernet0/0

Что-то очень странное творится.
Но, если вы проверите конфигурацию этого маршрутизатора, то, вероятно, заметите:

router eigrp 1
network 172.16.0.0
network 10.0.0.0
auto-summary

Во всём виновато автоматическое суммирование. Это самое большое зло EIGRP. Рассмотрим более подробно, что происходит. klgr-center-gw1 и klgr-balt-gw1 имеют подсети из 10.0.0.0/8, они их суммируют по умолчанию, когда передают соседям.
То есть, например, msk-balt-gw1 передаёт не две сети 10.0.1.0/24 и 10.0.2.0/24, а одну обобщённую: 10.0.0.0/8. То есть его сосед будет думать, что за msk-balt-gw1 находится вся эта сеть.
Но, что произойдёт, если вдруг на balt-gw1 попадёт пакет с адресатом 10.0.50.243, о котором тот ничего не знает? На этот случай и создаётся так называетмый Blackhole-маршрут:
10.0.0.0/8 is a summary, 00:42:05, Null0
Полученный пакет будет выброшен в эту чёрную дыру. Это делается во избежание петель маршрутизации.
Так вот оба эти маршрутизатора создали свои blackhole-маршруты и игнорируют чужие анонсы. Реально на такой сети эти три девайса друг друга так и не смогут пинговать, пока… пока вы не отключите auto-summary.

Первое, что вы должны сделать при настройке EIGRP:

router eigrp 1
no auto-summary

На всех устройствах. И всем будет хорошо:

Klgr-center-gw1:

C 10.0.0.0 is directly connected, FastEthernet1/0
D 10.0.1.0 via 172.16.2.37, 00:03:11, FastEthernet0/0
D 10.0.2.0 via 172.16.2.37, 00:03:11, FastEthernet0/0

klgr-balt-gw1

10.0.0.0/24 is subnetted, 3 subnets
D 10.0.0.0 via 172.16.2.38, 00:08:16, FastEthernet0/1
C 10.0.1.0 is directly connected, FastEthernet1/1.2
C 10.0.2.0 is directly connected, FastEthernet1/1.3

klgr-center-gw2:

10.0.0.0/24 is subnetted, 3 subnets
D 10.0.0.0 via 172.16.2.45, 00:11:50, FastEthernet0/0
D 10.0.1.0 via 172.16.2.41, 00:11:48, FastEthernet0/1
D 10.0.2.0 via 172.16.2.41, 00:11:48, FastEthernet0/1

Настройка передачи маршрутов между различными протоколами

Наша задача организовать передачу маршрутов между этими протоколами: из OSPF в EIGRP и наоборот, чтобы все знали маршрут до любой подсети.
Это называется редистрибуцией (перераспределением) маршрутов.

Для её осуществления нам нужна хотя бы одна точка стыка, где будут запущены одновременно два протокола. Это может быть msk-arbat-gw1 или klgr-balt-gw1. Выберем второй.

Из EIGRP в OSPF:

klgr-gw1(config)#router ospf 1
klgr-gw1(config-router)#redistribute eigrp 1 subnets

Смотрим маршруты на msk-arbat-gw1:

msk-arbat-gw1#sh 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, ia - IS-IS inter area
* - candidate default, U - per-user static route, o - ODR
P - periodic downloaded static route

Gateway of last resort is 198.51.100.1 to network 0.0.0.0

10.0.0.0/8 is variably subnetted, 3 subnets, 2 masks
O E2 10.0.0.0/8 via 172.16.2.34, 00:25:11, FastEthernet0/1.7
O E2 10.0.1.0/24 via 172.16.2.34, 00:25:11, FastEthernet0/1.7
O E2 10.0.2.0/24 via 172.16.2.34, 00:24:50, FastEthernet0/1.7
172.16.0.0/16 is variably subnetted, 30 subnets, 5 masks
O E2 172.16.0.0/16 via 172.16.2.34, 00:25:11, FastEthernet0/1.7
C 172.16.0.0/24 is directly connected, FastEthernet0/0.3
C 172.16.1.0/24 is directly connected, FastEthernet0/0.2
C 172.16.2.0/30 is directly connected, FastEthernet0/1.4
C 172.16.2.16/30 is directly connected, FastEthernet0/1.5
C 172.16.2.32/30 is directly connected, FastEthernet0/1.7
O E2 172.16.2.36/30 via 172.16.2.34, 01:00:55, FastEthernet0/1.7
O E2 172.16.2.40/30 via 172.16.2.34, 01:00:55, FastEthernet0/1.7
O E2 172.16.2.44/30 via 172.16.2.34, 01:00:55, FastEthernet0/1.7
C 172.16.2.128/30 is directly connected, FastEthernet0/1.8
O 172.16.2.160/30 via 172.16.2.130, 01:00:55, FastEthernet0/1.8
O 172.16.2.192/30 via 172.16.2.197, 00:13:21, FastEthernet1/0.911
C 172.16.2.196/30 is directly connected, FastEthernet1/0.911
C 172.16.3.0/24 is directly connected, FastEthernet0/0.101
C 172.16.4.0/24 is directly connected, FastEthernet0/0.102
C 172.16.5.0/24 is directly connected, FastEthernet0/0.103
C 172.16.6.0/24 is directly connected, FastEthernet0/0.104
O 172.16.24.0/24 via 172.16.2.18, 01:00:55, FastEthernet0/1.5
O 172.16.128.0/24 via 172.16.2.130, 01:00:55, FastEthernet0/1.8
O 172.16.129.0/26 via 172.16.2.130, 01:00:55, FastEthernet0/1.8
O 172.16.144.0/24 via 172.16.2.130, 00:13:21, FastEthernet0/1.8

O 172.16.160.0/24 via 172.16.2.197, 00:13:31, FastEthernet1/0.911
C 172.16.255.1/32 is directly connected, Loopback0
O 172.16.255.48/32 via 172.16.2.18, 01:00:55, FastEthernet0/1.5
O E2 172.16.255.64/32 via 172.16.2.34, 01:00:55, FastEthernet0/1.7
O E2 172.16.255.65/32 via 172.16.2.34, 01:00:55, FastEthernet0/1.7
O E2 172.16.255.66/32 via 172.16.2.34, 01:00:55, FastEthernet0/1.7
O 172.16.255.80/32 via 172.16.2.130, 01:00:55, FastEthernet0/1.8
O 172.16.255.96/32 via 172.16.2.130, 00:13:21, FastEthernet0/1.8
via 172.16.2.197, 00:13:21, FastEthernet1/0.911
O 172.16.255.112/32 via 172.16.2.197, 00:13:31, FastEthernet1/0.911
198.51.100.0/28 is subnetted, 1 subnets
C 198.51.100.0 is directly connected, FastEthernet0/1.6
S* 0.0.0.0/0 via 198.51.100.1

Вот те, что с меткой Е2 - новые импортированные маршруты. Е2 - означает, что это внешние маршруты 2-го типа (), то есть они были введены в процесс OSPF извне

Теперь из OSPF в EIGRP. Это чуточку сложнее:

klgr-gw1(config)#router eigrp 1
klgr-gw1(config-router)#redistribute ospf 1 metric 100000 20 255 1 1500

Без указания метрики (вот этого длинного набора цифр) команда выполнится, но редистрибуции не произойдёт.

Импортированные маршруты получают метку EX в таблице маршрутизации и административную дистанцию 170, вместо 90 для внутренних:

klgr-gw2#sh ip route

Gateway of last resort is not set

172.16.0.0/16 is variably subnetted, 30 subnets, 4 masks
D EX 172.16.0.0/24 [170 /33280] via 172.16.2.37, 00:00:07, FastEthernet0/0
D EX 172.16.1.0/24 via 172.16.2.37, 00:00:07, FastEthernet0/0
D EX 172.16.2.0/30 via 172.16.2.37, 00:00:07, FastEthernet0/0
D EX 172.16.2.4/30 via 172.16.2.37, 00:00:07, FastEthernet0/0
D EX 172.16.2.16/30 via 172.16.2.37, 00:00:07, FastEthernet0/0
D 172.16.2.32/30 [90 /30720] via 172.16.2.37, 00:38:59, FastEthernet0/0
C 172.16.2.36/30 is directly connected, FastEthernet0/0
D 172.16.2.40/30 via 172.16.2.37, 00:38:59, FastEthernet0/0
via 172.16.2.46, 00:38:59, FastEthernet0/1
….

Вот так, казалось бы незамысловато это делается, но простота поверхностная - редистрибуция таит в себе много тонких и неприятных , когда добавляется хотя бы один избыточный линк между двумя разными доменами.
Универсальный совет - старайтесь избегать редистрибуции, если это возможно. Тут работает главное жизненное правило - чем проще, тем лучше.

Маршрут по умолчанию

Теперь самое время проверить доступ в интернет. Из Москвы он прекрасно себе работает, а вот если проверить, например из Петербурга (помним, что мы удалили все статические маршруты):

PC>ping linkmeup.ru

Pinging 192.0.2.2 with 32 bytes of data:

Reply from 172.16.2.5: Destination host unreachable.
Reply from 172.16.2.5: Destination host unreachable.
Reply from 172.16.2.5: Destination host unreachable.

Ping statistics for 192.0.2.2:
Packets: Sent = 4, Received = 0, Lost = 4 (100% loss),

Это связано с тем, что ни spb-ozerki-gw1, ни spb-vsl-gw1, ни кто-либо другой в нашей сети не знает о маршруте по умолчанию, кроме msk-arbat-gw1, на котором он настроен статически.
Чтобы исправить эту ситуацию, нам достаточно дать одну команду в Москве:

msk-arbat-gw1(config)#router ospf 1
msk-arbat-gw1(config-router)#default-information originate

После этого по сети лавинно распространяется информация о том, где находится шлюз последней надежды.

Интернет теперь доступен:

PC>tracert linkmeup.ru

Tracing route to 192.0.2.2 over a maximum of 30 hops:

1 3 ms 3 ms 3 ms 172.16.17.1
2 4 ms 5 ms 12 ms 172.16.2.5
3 14 ms 20 ms 9 ms 172.16.2.1
4 17 ms 17 ms 19 ms 198.51.100.1
5 22 ms 23 ms 19 ms 192.0.2.2

Полезные команды для траблшутинга

1) Список соседей и состояние связи с ними вызывается командой show ip ospf neighbor

msk-arbat-gw1:

Neighbor ID Pri State Dead Time Address Interface
172.16.255.32 1 FULL/DROTHER 00:00:33 172.16.2.2 FastEthernet0/1.4
172.16.255.48 1 FULL/DR 00:00:34 172.16.2.18 FastEthernet0/1.5
172.16.255.64 1 FULL/DR 00:00:33 172.16.2.34 FastEthernet0/1.7
172.16.255.80 1 FULL/DR 00:00:33 172.16.2.130 FastEthernet0/1.8
172.16.255.112 1 FULL/DR 00:00:33 172.16.2.197 FastEthernet1/0.911

2) Или для EIGRP: show ip eigrp neighbors

IP-EIGRP neighbors for process 1
H Address Interface Hold Uptime SRTT RTO Q Seq
(sec) (ms) Cnt Num
0 172.16.2.38 Fa0/1 12 00:04:51 40 1000 0 54
1 172.16.2.42 Fa0/0 13 00:04:51 40 1000 0 58

3) С помощью команды show ip protocols можно посмотреть информацию о запущенных протоколах динамической маршрутизации и их взаимосвязи.

Klgr-balt-gw1:

Routing Protocol is «EIGRP 1 »

Default networks flagged in outgoing updates
Default networks accepted from incoming updates
EIGRP metric weight K1=1, K2=0, K3=1, K4=0, K5=0
EIGRP maximum hopcount 100
EIGRP maximum metric variance 1
Redistributing: EIGRP 1, OSPF 1
Automatic network summarization is in effect
Automatic address summarization:
Maximum path: 4
Routing for Networks:
172.16.0.0

172.16.2.42 90 4
172.16.2.38 90 4
Distance: internal 90 external 170

Routing Protocol is «OSPF 1»
Outgoing update filter list for all interfaces is not set
Incoming update filter list for all interfaces is not set
Router ID 172.16.255.64
It is an autonomous system boundary router
Redistributing External Routes from,
EIGRP 1
Number of areas in this router is 1. 1 normal 0 stub 0 nssa
Maximum path: 4
Routing for Networks:
172.16.2.32 0.0.0.3 area 0
Routing Information Sources:
Gateway Distance Last Update
172.16.255.64 110 00:00:23
Distance: (default is 110)

4) Для отладки и понимания работы протоколов будет полезно воспользоваться следующими командами:
debug ip OSPF events
debug ip OSPF adj
debug EIGRP packets

Попробуйте подёргать разные интерфейсы и посмотреть, что происходит в дебаге, какие сообщения летят.

Задача №7
На последок комплесная задачка.
На последнем совещании Лифт ми Ап было решено, что сеть Калининграда необходимо также переводить на OSPF.
Переход должен быть совершен без разрывов связи. Было решено, что лучшим вариантом будет параллельно с EIGRP поднять OSPF на трёх маршрутизаторах Калининграда и после того, как будет проверено, что вся информация о маршрутах Калининграда распространилась по остальной сети и наоборот, отключить EIGRP. за логотип сайта.

OSPF

EIGRP

route redistribution

packet tracer

сети для самых маленьких

Добавить метки

Для автоматического построения таблиц маршрутизации в составных сетях применяются специальные служебные протоколы - так называемые протоколы маршрутизации. Они могут быть реализованы на основе разных алгоритмов, отличающихся методами построения таблиц маршрутизации, способами выбора наилучшего маршрута и другими особенностями.

В предыдущих выпусках рубрики «Первые уроки», посвященных принципам маршрутизации, предполагалось, что в таблицах маршрутизации для каждого адреса назначения указывается только следующий (ближайший) маршрутизатор, а не вся их цепочка от начального до конечного узла. В соответствии с этим подходом маршрутизация выполняется по распределенной схеме - каждый маршрутизатор отвечает за выбор только одного этапа пути, а окончательный маршрут складывается в результате работы всех маршрутизаторов, через которые проходит данный пакет. Такие алгоритмы маршрутизации называются одношаговыми.

Существует и прямо противоположный, многошаговый подход - маршрутизация от источника (Source Routing). В соответствии с ним узел-источник указывает в отправляемом в сеть пакете полный маршрут его следования через все промежуточные маршрутизаторы. Такой способ не требует построения и анализа таблиц маршрутизации. Это ускоряет прохождение пакета по сети и разгружает маршрутизаторы, но при этом большая нагрузка ложится на конечные узлы. Данная схема применяется гораздо реже, чем схема распределенной одношаговой маршрутизации.

Статические алгоритмы и простая маршрутизация

В зависимости от способа формирования таблиц маршрутизации одношаговые алгоритмы делятся на три класса:

• алгоритмы фиксированной (или статической) маршрутизации;
• алгоритмы простой маршрутизации;
• алгоритмы адаптивной (или динамической) маршрутизации.

В первом случае все записи в таблице маршрутизации статические. Администратор сети сам решает, на какие маршрутизаторы надо передавать пакеты с теми или иными адресами, и заносит соответствующие записи в таблицу маршрутизации вручную (например, с помощью утилиты route ОС UNIX или Windows NT).

Таблица, как правило, создается в процессе загрузки и редактируется по мере необходимости. Такие исправления могут понадобиться, в частности, если в сети отказывает какой-либо маршрутизатор, и его функции передаются другому.

Таблицы делят на одномаршрутные, в которых для каждого адресата задан один путь, и многомаршрутные, когда предлагается несколько альтернативных путей. В случае многомаршрутных таблиц должно быть задано правило выбора одного из маршрутов. Чаще всего один путь является основным, а остальные - резервными.

Очевидно, что алгоритм фиксированной маршрутизации с его способом формирования таблиц маршрутизации вручную приемлем только в небольших сетях с простой топологией. Однако он может быть эффективно использован и на магистралях крупных сетей с простой структурой и очевидными наилучшими путями следования пакетов в подсети.

В алгоритмах простой маршрутизации таблица маршрутизации либо вовсе не используется, либо строится без участия протоколов маршрутизации. Выделяют три типа простой маршрутизации:

• случайная маршрутизация, когда прибывший пакет посылается в первом попавшемся направлении, кроме исходного;
• лавинная маршрутизация, когда пакет широковещательно посылается по всем возможным направлениям, кроме исходного (аналогично тому, как мосты обрабатывают кадры с неизвестным адресом);
• маршрутизация с учетом накопленного опыта, когда выбор маршрута осуществляется по таблице, но таблица строится так же, как и в случае моста путем анализа адресных полей поступающих пакетов.

АДАПТИВНАЯ МАРШРУТИЗАЦИЯ

Наибольшее распространение получили алгоритмы адаптивной (или динамической) маршрутизации. Они обеспечивают автоматическое обновление таблиц маршрутизации после изменения конфигурации сети. Используя протоколы адаптивных алгоритмов, маршрутизаторы могут собирать информацию о топологии связей в сети и оперативно реагировать на все изменения конфигурации связей. В таблицы маршрутизации обычно заносится информация об интервале времени, в течение которого данный маршрут будет оставаться действительным. Это время называют временем жизни маршрута (Time To Live, TTL).

Адаптивные алгоритмы имеют распределенный характер, т. е. в сети нет специально выделенных маршрутизаторов для сбора и обобщения топологической информации: эта работа распределена между всеми маршрутизаторами.

В последнее время наметилась тенденция использовать так называемые серверы маршрутов: они собирают маршрутную информацию, а затем по запросам раздают ее маршрутизаторам. В этом случае последние либо освобождаются от функции создания таблицы маршрутизации, либо создают только часть таблицы. Взаимодействие маршрутизаторов с серверами маршрутов осуществляется по специальным протоколам, например Next Hop Resolution Protocol (NHRP).

Адаптивные алгоритмы маршрутизации должны отвечать нескольким важным требованиям. Прежде всего, они обязаны обеспечивать выбор если не оптимального, то хотя бы рационального маршрута. Второе условие - их непременная простота, чтобы соответствующие реализации не потребляли значительных сетевых ресурсов: в частности, они не должны порождать слишком большой объем вычислений или интенсивный служебный трафик. И, наконец, алгоритмы маршрутизации должны обладать свойством сходимости, т. е. всегда приводить к однозначному результату за приемлемое время.

Современные адаптивные протоколы обмена информацией о маршрутах, в свою очередь, делятся на две группы, каждая из которых связана с одним из следующих типов алгоритмов:

• дистанционно-векторные алгоритмы (Distance Vector Algorithm, DVA);
• алгоритмы состояния каналов (Link State Algorithm, LSA).

В алгоритмах дистанционно-векторного типа каждый маршрутизатор периодически и широковещательно рассылает по сети вектор, компонентами которого являются расстояния от данного маршрутизатора до всех известных ему сетей. Под расстоянием обычно понимается число транзитных узлов. Метрика может быть и иной, учитывающей не только число промежуточных маршрутизаторов, но и время прохождения пакетов между соседними маршрутизаторами или надежность путей.

Получив вектор от соседа, маршрутизатор увеличивает расстояние до указанных в нем сетей на длину пути до данного соседа и добавляет к нему информацию об известных ему других сетях, о которых он узнал непосредственно (если они подключены к его портам) или из аналогичных объявлений других маршрутизаторов, а затем рассылает новое значение вектора по сети. В конце концов, каждый маршрутизатор узнает информацию обо всех имеющихся в объединенной сети сетях и о расстоянии до них через соседние маршрутизаторы.

Дистанционно-векторные алгоритмы хорошо работают только в небольших сетях. В крупных же они загружают линии связи интенсивным широковещательным трафиком. Изменения конфигурации отрабатываются по этому алгоритму не всегда корректно, так как маршрутизаторы не имеют точного представления о топологии связей в сети, а располагают только обобщенной информацией - вектором расстояний, - к тому же полученной через посредников. Работа маршрутизатора в соответствии с дистанционно-векторным протоколом напоминает работу моста, так как точной топологической картины сети такой маршрутизатор не имеет. Наиболее распространенным протоколом на базе дистанционно-векторного алгоритма является протокол RIP.

Алгоритмы состояния каналов позволяют каждому маршрутизатору получить достаточную информацию для построения точного графа связей сети. Все маршрутизаторы работают на основании одинаковых графов, в результате процесс маршрутизации оказывается более устойчивым к изменениям конфигурации. «Широковещательная» рассылка (т. е. передача пакета всем ближайшим соседям маршрутизатора) производится здесь только при изменениях состояния связей, что в надежных сетях происходит не так часто. Вершинами графа являются как маршрутизаторы, так и объединяемые ими сети. Распространяемая по сети информация состоит из описания связей различных типов: маршрутизатор-маршрутизатор, маршрутизатор-сеть.

Для того чтобы понять, в каком состоянии находятся линии связи, подключенные к его портам, маршрутизатор периодически обменивается короткими пакетами HELLO со своими ближайшими соседями. Этот служебный трафик также засоряет сеть, но не в такой степени, как, например, пакеты RIP, так как пакеты HELLO имеют намного меньший объем.

Примерами протоколов на базе алгоритма состояния связей могут служить IS-IS (Intermediate System to Intermediate System) стека OSI, OSPF (Open Shortest Path First) стека TCP/IP и протокол NLSP стека Novell.

СТРУКТУРА INTERNET

Большинство протоколов маршрутизации, применяемых в современных сетях с коммутацией пакетов, появилось благодаря Internet и его предшественницы - сети ARPANET. Для того чтобы понять их назначение и особенности, полезно познакомится со структурой сети Internet, которая наложила отпечаток на терминологию и типы протоколов.

Internet изначально строился как сеть, объединяющая большое количество независимых систем. С самого начала в его структуре выделяли магистральную сеть (core backbone network), а подключенные к магистрали сети рассматривались как автономные системы (autonomous system). Магистраль и каждая из автономных систем имели свои собственные административное управление и протоколы маршрутизации. Необходимо подчеркнуть, что деление на автономные системы не связано прямо с делением Internet на сети и домены имен. Автономная система объединяет сети, где маршрутизация осуществляется под общим административным руководством одной организации, а домен имен - единый для компьютеров (возможно, принадлежащих разным сетям), в которых назначение уникальных символьных имен происходит под таким же руководством. Естественно, область действия автономной системы и домена имен могут в частном случае совпадать, если одна организация выполняет обе указанные функции.

Маршрутизаторы, применяемые для формирования сетей и подсетей внутри автономной системы, называются внутренними шлюзами (interior gateway), а те, с помощью которых автономные системы подключаются к магистрали сети, - внешними шлюзами (exterior gateway). Магистраль сети также является автономной системой. Все автономные системы имеют уникальный 16-разрядный номер, который присваивается централизованно соответствующим административным органом Internet.

Используемые внутри автономных систем протоколы маршрутизации называются протоколами внутренних шлюзов (Interior Gateway Protocol, IGP), а протоколы обмена маршрутной информацией между внешними шлюзами и шлюзами магистральной сети - протоколами внешних шлюзов (Exterior Gateway Protocol, EGP). Внутри магистральной сети также может функционировать любой собственный внутренний протокол IGP.

Разделение всей сети Internet на автономные системы необходимо для многоуровневой модульной организации, без чего невозможно значительно расширить любую крупную систему. Изменение протоколов маршрутизации внутри какой-либо автономной системы не должно повлиять на работу остальных автономных систем. Кроме того, деление Internet на автономные системы способствует агрегированию информации на магистральных и внешних шлюзах. Внутренние шлюзы могут использовать для внутренней маршрутизации достаточно подробные графы взаимных связей, чтобы выбрать наиболее рациональный маршрут. Однако если информация такой степени детализации будет храниться во всех маршрутизаторах сети, то топологические базы данных настолько разрастутся, что потребуется память гигантских размеров, а время принятия решений о маршрутизации станет неприемлемо большим.

Поэтому детальная топологическая информация остается внутри автономной системы, которую внешние шлюзы представляют для остальной части Internet как единое целое. Они сообщают о внутреннем составе автономной системы минимально необходимые сведения - количество сетей IP, их адреса и внутреннее расстояние до этих сетей от данного внешнего шлюза.

Техника бесклассовой маршрутизации CIDR может значительно сократить объемы маршрутной информации, передаваемой между автономными системами. Так, если все сети внутри некоторой автономной системы начинаются с общего префикса, скажем 194.27.0.0/16, то внешний шлюз автономной системы должен делать объявления только об этом адресе, не сообщая отдельно о существовании внутри данной автономной системы, например сети 194.27.32.0/19 или 194.27.40.0/21, так как эти адреса агрегируются в адресе 194.27.0.0/16.

Приведенная на Рисунке 1 структура Internet с единственной магистралью была таковой достаточно долго, поэтому специально для нее был разработан протокол обмена маршрутной информацией между AS, названный EGP. Однако по мере развития сетей провайдеров услуг структура Internet стала гораздо более сложной, с произвольным характером связей между автономными системами. Поэтому протокол EGP уступил место протоколу BGP, который позволяет распознать наличие петель между автономными системами и исключить их из межсистемных маршрутов. Протоколы EGP и BGP используются провайдерами услуг Internet только на внешних шлюзах автономных систем. На маршрутизаторах корпоративных сетей работают внутренние протоколы маршрутизации, такие, как RIP и OSPF.

RIP и OSPF

Протокол RIP (Routing Information Protocol) - внутренний протокол маршрутизации дистанционно-векторного типа. Это один из наиболее ранних протоколов обмена маршрутной информацией, до сих пор чрезвычайно распространенный ввиду простоты реализации. Кроме варианта RIP для сетей TCP/IP версия RIP имеется и для сетей IPX/SPX компании Novell. Протокол RIP для IP представлен двумя версиями: первой и второй. RIP v.1 не поддерживает маски, т. е. он распространяет между маршрутизаторами только информацию о номерах сетей и расстояниях до них, а информацию о масках этих сетей не рассылает, считая, что все адреса принадлежат к стандартным классам A, B или С. Протокол RIP v.2 передает информацию о масках сетей, поэтому он в большей степени соответствует требованиям сегодняшнего дня.

Протокол OSPF (Open Shortest Path First, открытый протокол «первоочередного выбора кратчайшего пути») принят в 1991 г. Будучи реализацией алгоритма состояния каналов, он разрабатывался в расчете на применение в крупных гетерогенных сетях. Вычислительная сложность протокола OSPF быстро растет с увеличением размерности сети, т. е. увеличением количества сетей, маршрутизаторов и связей между ними. Для решения этой проблемы в протоколе OSPF вводится понятие «область» сети (area) (не следует путать с автономной системой Internet). Маршрутизаторы, принадлежащие некоторой области, строят граф связей только для нее, что сокращает размерность сети. Между областями информация о связях не передается, а пограничные маршрутизаторы обмениваются определенной информацией об адресах сетей, находящихся в каждой из областей, и о расстоянии от пограничного маршрутизатора до каждой сети. При передаче пакетов между областями выбирается один из пограничных маршрутизаторов области, а именно тот, у которого расстояние до нужной сети меньше. При передаче адресов в другую область маршрутизаторы OSPF агрегируют несколько адресов общим префиксом в один.

Маршрутизаторы OSPF могут принимать адресную информацию от других протоколов маршрутизации, например от протокола RIP, что полезно для работы в гетерогенных сетях. Такая адресная информация обрабатывается так же, как и внешняя информация между разными областями.

Наталья Олифер - обозреватель LAN. С ней можно связаться по адресу:

Большинство протоколов маршрутизации, используемых сегодня, основано на одном из двух алгоритмов распределенной маршрутизации: анализ состояния канала и дистанционный вектор. В последующих разделах мы обсудим различные свойства, присущие алгоритмам дистанционного вектора и анализа состояния канала.

Дистанционно-векторные протоколы маршрутизации

Дистанционно-векторные протоколы маршрутизации иногда именуются протоколами Беллмана-Форда (Bellman-Ford) в честь изобретателей алгоритма вычислений кратчайших маршрутов2, которые впервые описали механизм распределенного применения этого алгоритма3. Термин дистанционный вектор (distance vector) возник ввиду того, что в протоколе имеется вектор (список) расстояний (счетчик переприемов или другие параметры), который связан с каждым префиксом получателя, содержащимся в сообщении о маршруте.

Дистанционно-векторные протоколы маршрутизации, такие как протокол маршрутной информации Routing Information Protocol (RIP), при расчете маршрута используют механизм распределенных вычислений для каждого префикса пункта назначения. Другими словами для работы дистанционно-векторных протоколов необходимо, чтобы каждый узел отдельно занимался вычислением наилучшего маршрута (исходящего соединения) для каждого префикса пункта назначения.

Выбрав наилучший маршрут, маршрутизатор посылает дистанционные векторы своим соседям, уведомляя их таким образом о доступности каждого из пунктов назначения и о метриках маршрутов, которые выбраны для доставки данных в соответствующий пункт назначения. Параллельно соседние с маршрутизатором узлы также вычисляют наилучший маршрут к каждому пункту назначения и уведомляют своих соседей о доступных маршрутах (и связанных с ними метриках), с помощью которых можно достичь заданного пункта назначения. На основании квитанций (отчетных сообщений) от соседей, где детально описывается маршрут к пункту назначения и его метрики, маршрутизатор может "решить", что существует лучший маршрут через другого соседа. Затем он повторно рассылает уведомления об имеющихся маршрутах и их метриках своим соседям. Эти процедуры повторяются до тех пор, пока все маршрутизаторы не определят наилучшие маршруты для каждого пункта назначения.

Начальные спецификации дистанционно-векторных протоколов, таких как RIP версии 1 (RIP-1), имели серьезные недостатки. Например, подсчет количества переприемов был единственной метрикой в RIP-1, которая использовалась при выборе маршрута. Кроме того, этот протокол имел несколько ограничений. Рассмотрим, например, маршрутные таблицы маршрутизатора RTA (рис. 4.1). В одной из них представлена информация о маршрутах, собранная протоколом RIP, а в другой - протоколом OSPF (этот протокол маршрутизации на основе анализа состояния канала будет обсуждаться в последующих разделах).

При использовании RIP-1 маршрутизатор RTA выберет прямое соединение между RTA и RTB, чтобы достичь сети 192.10.5.0. Маршрутизатор RTA выбирает это соединение потому, что при непосредственном соединении для того, чтобы достичь заданной сети, используется лишь один переприем через узел RTB, против двух переприемов при выборе маршрута через узлы RTC и RTB. Однако маршрутизатор RTA "знает" о том, что канал RTA- RTB имеет меньшую производительность и большое время задержки, а канал RTC-RTB обеспечит более высокое качество обслуживания.

С другой стороны, при использовании протокола OSPF и метрик при выборе

маршрута, помимо подсчета количества переприемов, маршрутизатор RTA обнаружит, что путь к маршрутизатору RTB через RTC (вес: 60 + 60 = 120; 2 переприема) является более оптимальным, чем прямой путь (вес: 2000; 1 переприем).

Еще при подсчете переприемов следует учитывать ограничения, налагаемые на

количество переприемов, т. е. их не может быть бесконечное множество. В дистанционно- векторных протоколах (например, в RIP-1) количество переприемов ограничено, как правило, числом 15. При превышении этого предела узел считается недоступным по заданному маршруту. Таким образом, распространение информации о маршрутах в больших сетях также вызывало определенные проблемы (в тех из них, где насчитывалось более 15 узлов на маршрут). Зависимость от количества переприемов - одна из определяющих

характеристик дистанционно-векторных протоколов, хотя более новые протоколы этой категории (RIP-2 и EIGRP) не столь строги.

Еще один недостаток - способ обмена маршрутной информацией. Для традиционных дистанционно-векторных протоколов в настоящее время применяется следующая концепция: маршрутизаторы ведут обмен всеми IP-адресами, которые могут быть достигнуты при периодическом обмене данными посредством широковещательных анонсов дистанционных векторов. Эти широковещательные сообщения рассылаются согласно "таймеру обновлений" (refresh timer), установленному для каждого сообщения. Таким образом, если истекает срок работы "таймера обновлений" и при этом поступает новая маршрутная информация, требующая пересылки соседям, этот таймер сбрасывается, и маршрутная информация не пересылается до тех пор, пока срок работы таймера снова не истечет. Теперь рассмотрим, что бы произошло, если бы соединение или определенный маршрут вдруг стали недоступны по каким-либо причинам сразу после обновления маршрутов. Распространение маршрутной информации со сведениями о нерабочем маршруте было бы задержано на время до окончания срока работы "таймера обновления", следовательно, возникло бы значительное замедление при обновлении маршрутной информации.

К счастью, в новые модификации дистанционно-векторных протоколов, таких как EIGRP и RIP-2, введена концепция триггерных обновлений (triggerred updates). Триг-герные обновления распространяют сообщения об отказах по мере их появления, что значительно ускоряет обмен маршрутной информацией.

Итак, можно сделать вывод о том, что в крупных и даже небольших сетях с большим количеством узлов периодический обмен таблицами маршрутов с соседними узлами может быть очень большим по объему, что затрудняет обслуживание и замедляет обмен маршрутной информацией. Нагрузка на процессоры и каналы связи, вызванная периодическим обменом маршрутной информацией, также может негативно влиять на общую производительность сети. Еще одно свойство, которым обладают новые дистанционно-векторные протоколы, - повышенная надежность при передаче дистанционных векторов между соседями, что исключает необходимость периодически повторять полные таблицы маршрутов.

Конвергенция (convergence) - это интервал времени, за который обновляются все

маршруты в сети, т.е. устанавливается факт существования, отсутствия или изменения того или иного маршрута. Старые дистанционно-векторные протоколы работали по принципу периодического обновления маршрутов с использованием таймеров удержания: если в течение определенного времени информация о маршруте не поступала, то этот маршрут "замораживался" (удерживался) и исключался из таблицы маршрутов. Процесс удержания и исключения из таблицы маршрутов в больших сетях мог длиться несколько минут, пока не проходила полная конвергенция, т. е. пока всем узлам сети сообщалась информация об исчезновении маршрута. Задержка между моментом, когда маршрут становился недоступным, и его исключением из таблицы маршрутов могла привести к образованию временных петель или даже "черных дыр".

В некоторых дистанционно-векторных протоколах (например, в RIP) при пропадании активного маршрута и его появлении, но уже с более высокой метрикой (предположительно сгенерированной другим маршрутизатором, который сообщил о возможном альтернативном маршруте) маршрут по-прежнему остается в "замороженном" состоянии. Таким образом, время конвергенции для всей сети остается достаточно большим.

Еще один серьезный недостаток дистанционно-векторных протоколов первого

поколения - их классовая природа и отсутствие полноценной поддержки VLSM и CIDR. При обновлении маршрутной информации эти дистанционно-векторные протоколы не передают сведения о сетевых масках и, следовательно, не могут поддерживать эти технологии. В протоколе RIP-1 маршрутизатор, принимающий обновление маршрутов через определенный интерфейс, будет подставлять в эту посылку свою локальную маску подсети. Протокол IGRP делает то же самое, что и RIP-1, но он, кроме того, привязывается к сетевым маскам сетей класса А, В и С, если часть переданного сетевого адреса не соответствует локальному сетевому адресу. Все это приводит к определенным затруднениям (в том случае,

если интерфейс принадлежит сети, которая разбита на подсети с помощью масок переменной длины) и неправильной интерпретации принимаемых обновлений маршрутов. В новейших дистанционно-векторных протоколах, таких как RIP-2 и EIGRP, указанные недостатки устранены.

С целью исправления недостатков старых дистанционно-векторных протоколов маршрутизации было разработано несколько их модификаций. Так, например, протоколы RIP-2 и EIGRP уже поддерживают работу с VLSM и CIDR. К тому же протоколы IGRP и EIGRP способны воспринимать сложные метрики, которые используются для представления характеристик, соединений составляющих маршрут (таких как полоса пропускания, текущая нагрузка, задержки, размер передаваемого блока (MTU) и т.д.), с помощью которых можно вычислить более оптимальный маршрут, чем при простом подсчете числа переприемов.

Простота и завершенность дистанционно-векторных протоколов стала причиной их

широкой популярности. Основной недостаток протоколов этого класса - медленная конвергенция, что может стать катализатором образования петель и "черных дыр" при изменении топологии сети. Однако в последних модификациях дистанционно-векторных протоколов, в частности в EIGRP, достигается довольно хорошая конвергенция.

Этот раздел мы не могли бы завершить, не упомянув, что протокол BGP также относится к семейству дистанционно-векторных протоколов. Кроме обычных параметров, свойственных этим протоколам, в BGP используется дополнительный механизм, именуемый вектором маршрута (path vector), благодаря которому устраняется проблема ограничения числа переприемов. По сути, вектор маршрута содержит список доменов маршрутизации (номера автономных систем), по которому пролегает тот или иной маршрут. Если домен получает информацию о маршруте, который уже имеет идентификатор домена, то такой маршрут игнорируется. Эта маршрутная информация позволяет избежать образования петель маршрутизации. Кроме того, ее можно использовать как основу для создания правил маршрутизации в домене. Этот атрибут маршрута более подробно обсуждается в последующих главах.

Протоколы маршрутизации предназначены для сбора данных о топологиях межсетевых соединений. Главная задача маршрутизации, или, по-другому, подбора наиболее оптимального маршрута, обычно решается с помощью анализа особых таблиц, которые размещены во всех конечных сетевых узлах и маршрутизаторах.

Для того чтобы автоматически построить требуемые таблицы, маршрутизаторы меняются друг с другом определенной информацией с помощью специально предназначенных служебных протоколов, они и имеют название «протоколы маршрутизации». К ним относятся протоколы NLSP, RIP, OSPF, которые нужно отличать от сетевых, например, таких, как IP.

С помощью соответствующих протоколов маршрутизаторы постепенно составляют карту сетевых связей. Уже на основании этих данных для каждого из номеров сети принимается решение, какому конкретно маршрутизатору необходимо передавать пакеты, которые направляются в эту сеть, чтобы маршрут в итоге оказался наиболее рациональным. Результаты принятых решений записываются в Когда конфигурации сети изменяются, некоторые записи автоматически становятся недействительными. Тогда пакеты, которые отправлены по ложным маршрутам, могут потеряться или зациклиться. От того, как быстро протоколы машрутизации приводят содержимое таблицы к реальному положению в сети, напрямую зависит качество работы таковой.

Протоколы маршрутизации имеют несколько классификаций. Они могут быть как одношаговыми, так и многошаговыми, статическими, динамическими, классовыми, бесклассовыми. Кроме того, такие протоколы могут быть внешними и внутренними. В одношаговых при выборе наиболее рационального маршрута изначально определяется только ближний маршрутизатор, а не вся их последовательность. заносятся вручную. Обычно их используют в небольших сетях, которые отличаются простой и понятной структурой. Плюсом, естественно, является легкость настройки, отсутствие каких-либо потерь трафика на передачу информации о маршрутизации и низкие требования к ресурсам. Но если происходят изменения в конфигурации сети, приходится менять таблицу маршрутизации на всех хостах вручную. Однако большую популярность имеют протоколы динамической маршрутизации.

Протокол BGP - один из основных протоколов маршрутизации в Интернете. Он предназначен для обмена данными о маршрутах между большими автономными системами, поэтому, кроме стандартной информации, переносит данные о маршрутах именно на Протокол BGP выбирает наилучший маршрут исходя из правил, которые приняты в сети, и не использует в своей работе технические метрики. Также использует суммирование маршрутов для того, чтобы уменьшить таблицы маршрутизации. На данный момент действует четвертая версия протокола.

OSPF также является достаточно популярным динамическим протоколом. Он основан на технологии, которая отслеживает состояние канала и использует для своей работы К его преимуществам относится высокая скорость сходимости, наиболее рациональное использование пропускной способности и поддержка переменной длинны.

RIP-протокол - один из самых старых, который, однако, достаточно широко распространен и по сей день. Он используется в маленьких сетях с простой структурой. Протокол прост в эксплуатации и установке. В основе его работы лежат алгоритмы вектора расстояний. При использовании RIP все записи в таблицах маршрутизации содержат либо адрес сети, либо хоста получателя.

Протоколы маршрутизации достаточно разнообразны, их насчитывается большое количество, и каждый имеет как свои достоинства, так и негативные стороны.