動態(tài)路由協(xié)議培訓
目錄 1. 路由協(xié)議 3 1.1. 靜態(tài)的與動態(tài)的內部路由 3 1.2. 選路信息協(xié)議（RIP） 5 1.2.1. 慢收斂問題的解決 7 1.2.2. RIP報文格式 8 1.2.3. RIP編址約定 9 1.2.4. RIP報文的發(fā)送 10 1.3. OSPF 10 1.3.1. 概述 10 1.3.2. 數(shù)據(jù)包格式 10 1.3.3. OSPF基本算法 11 1.3.4. OSPF路由協(xié)議的基本特征 12 1.3.5. 區(qū)域及域間路由 13 1.3.6. OSPF協(xié)議路由器及鏈路狀態(tài)數(shù)據(jù)包分類 16 1.3.7. OSPF協(xié)議工作過程 18 1.3.8. OSPF路由協(xié)議驗證 21 1.3.9. 小結 21 1.4. HELLO協(xié)議 22 1.5. 將RIP，HELLO和EGP組合起來 23 1.6. 邊界網(wǎng)關協(xié)議第4版（BGP4） 24 1.7. EGP 27 1.7.1. 給體系結構模型增加復雜性 27 1.7.2. 一個其本思想：額外跳 28 1.7.3. 自治系統(tǒng)的概念 30 1.7.4. 外部網(wǎng)關協(xié)議（EGP） 31 1.7.5. EGP報文首部 32 1.7.6. EGP鄰站獲取報文 33 1.7.7. EGP鄰站可達性報文 34 1.7.8. EGP輪詢請求報文 34 1.7.9. EGP選路更新報文 35 1.7.10. 從接收者的角度來度量 37 1.7.11. EGP的主要限制 38 2. CISCO 路由器產(chǎn)品介紹 40 2.1. CISCO 2500 40 2.2. CISCO 4500-M 40 2.3. CISCO 7200 41 2.4. CISCO 7513/7507 43 3. 路由器的基本配置 43 參數(shù)設置 43 網(wǎng)絡號 43 IP類設置 44 菜單設置 44 歡迎文本 44 異步線的設置 44 總結 45 附錄一 路由器常用命令 45 4. 基本維護 52 兩種狀態(tài) 52 幫助 52 命令簡寫 52 跟蹤錯誤 53 進入設置狀態(tài) 53 存儲退出 53 刪除設置 53 一些常用命令 53 修改地址 53 修改enable secrect password 55 附錄二 常見網(wǎng)絡故障分析及排除 55 1 路由器常用測試命令 55 2 路由器傳輸故障排除方法 55 3網(wǎng)絡常見問題 57 路由協(xié)議 1 靜態(tài)的與動態(tài)的內部路由 在一個自治系統(tǒng)內的兩個路由器彼此互為內部路由器。例如，因為核心構成了一個 自治系統(tǒng)，兩個Internet核心路由器互為內部路由器。在大學校園里的兩個路由器也互 為內部路由器，因為在校園里的所有機器都屬于同一個自治系統(tǒng)。 自治系統(tǒng)中的路由器如何獲得關于本系統(tǒng)內部的網(wǎng)絡的信息呢？在小型的、緩慢變 化著的互連網(wǎng)絡中，管理者可以使用手工方式進行路由的建立與修改。管理者保留一張 關于網(wǎng)絡的表格，并在有新的網(wǎng)絡加入到該自治系統(tǒng)或從該自治系統(tǒng)刪除一個網(wǎng)絡時， 更新該表格。例如圖1.1中顯示的小公司的互連網(wǎng)絡。為這樣的互連網(wǎng)絡選路耗費就微不 足道，因為任何兩點之間僅有一條路由。管理者可用人工的方式來配置所有的主機和路 由器的路由?；ミB網(wǎng)絡更改狀態(tài)（如新增一個網(wǎng)絡）時，管理者重新配置所有機器上的 路由。 圖1.1 在一個網(wǎng)點中包括了5個以太網(wǎng)和4個路由器的小型互連網(wǎng)絡。在這 個互連網(wǎng)絡中任意兩臺主機之間僅有一個路由 人工的系統(tǒng)明顯存在缺點，它不能適應網(wǎng)絡的迅速增長或迅速變化。在大型的、迅 速變化的環(huán)境中，如Internet 網(wǎng)，人對情況變化的反應速度太慢，來不及處理問題；必須使用自動機制。采用自動機 制還有利于提高可靠性，并對某些路由可變的小型互連網(wǎng)絡中的故障采取反應措施。為 了驗證這一點，我們假設在圖1.1中增加一個路由器，使之變?yōu)閳D1.2 所示的結構。 圖1.2 增加了路由器R5后使得網(wǎng)絡2和3之間多了一條備用路徑當原有路由出故 障時，選路軟件能夠迅速切換到備用路由 對于擁有多個物理路徑的互連網(wǎng)絡體系結構，管理者通常選擇其中一條作為基本路 徑。如果該基本路徑上的路由器出故障，就必須改動路由使得通信流量通過備用路由器 來傳輸。人工改變路由的方式耗時長而且容易帶來錯誤。因此，即便是小型互連網(wǎng)中， 也應使用處動機制來迅速而可靠地改變路由。 為了自動地保存準確的網(wǎng)絡可達信息，內部路由器之間要進行通信，即路由器與可 到達的另一個路由器要交換網(wǎng)絡可到達性數(shù)據(jù)或網(wǎng)絡選路信息。把整個自治系統(tǒng)的可到 達信息匯集起來之后，系統(tǒng)中某個路由器就使用EGP把它們通告給另一個自治系統(tǒng)。 內部路由器通信與外部路由器通信的不同之處就是：EGP提供了為外部路由器通信廣 泛使用的標準，而內部路由器通信卻沒有一個單獨的標準。造成這種情況的原因之一， 就是自治系統(tǒng)的拓撲結構和具體技術的多樣性。另一個原因是結構簡單與功能強大之間 的折衷，即易于安裝和配置的協(xié)議往往不能提供強大的功能。因此，流行的適用于內部 路由器通信的協(xié)議有很多種，但多數(shù)自治系統(tǒng)只選擇其中一個在內部的來傳播選路信息 。 由于沒有單獨的標準，我們使用內部網(wǎng)關協(xié)議IGP(Interior Gateway Protocol)作為統(tǒng)稱來描述所有的用于內部路由器之間交換的網(wǎng)絡可達信息及選路信息的 算法。例如Butterfly核心路由器構成了一個特定的自治系統(tǒng)，它使用SPREAD作為其內部 網(wǎng)關協(xié)議IGP。有些自治系統(tǒng)使用EGP來作IGP，不過這對那些由具有廣播功能的局域網(wǎng)組 成的小型自治系統(tǒng)沒有多少意義。 圖1.3是自治系統(tǒng)使用某種IGP在內部路由器之間傳播可到達信息的示意圖。 在這個圖中，IGP1和IGP2分別表示自治系統(tǒng)1和2所使用的內部網(wǎng)關協(xié)議。從圖中可 以得到這個重要的概念： 圖1.3 兩個自治系統(tǒng)各自在其內部使用不同的IGP，但是其外部路由器使用 EGP與另一個系統(tǒng)通信的示意圖 一個單個的路由器可以同時使用兩種選路協(xié)議，一個用于到自治系統(tǒng)之外 的通信，另一個用于自治系統(tǒng)內部的通信。 具體地說，運行EGP通告可達性的路由器，通常還需要運行一種IGP，以便獲得其自 治系統(tǒng)內部的信息。 2 選路信息協(xié)議（RIP） 使用最廣泛的一種IGP是選路信息協(xié)議RIP（Routing Information Protocol），RIP的另一個名字是routed（路由守護神），來自一個實現(xiàn)它的程序。這個 程序最初由加利福尼亞大學伯克利分校設計，用于給他們在局域網(wǎng)上的機器提供一致的 選路和可達信息。它依靠物理網(wǎng)絡的廣播功能來迅速交換選路信息。它并不是被設計來 用于大型廣域網(wǎng)的（盡管現(xiàn)在的確這么用）。 在旋樂（Xerox）公司的Palo Alto研究中心PARC早期所作的關于網(wǎng)絡互連的研究的基礎上，routed實現(xiàn)了起源于Xero x NS RIP的一個新協(xié)議，它更為通用化，能夠適應多種網(wǎng)絡。 盡管在其前輩上做了一些小改動，RIP作為IGP流行起來并非技術上有過人之處，而 是由于伯克利分校把路由守護神軟件附加在流行的4BSD UNIX系統(tǒng)上一起分發(fā)，從而使得許多TCP/IP網(wǎng)點根本沒考慮其技術上的優(yōu)劣就采用rout ed并開始使用RIP。一旦安裝并使用了這個軟件，它就成為本地選路的基礎，研究人員也 開始在大型網(wǎng)絡上使用它。 關于RIP的最令人吃驚的事可能就是它在還沒有正式標準之前就已經(jīng)廣泛流行了。大 多數(shù)的實現(xiàn)都脫胎于伯克利分校的程序，但是由于編程人員對未形成文檔的微妙細節(jié)理 解不同而造成了它們之間互操作性限制。協(xié)議出現(xiàn)新版本后，出現(xiàn)了更多的問題。在19 88年6月形成了一個RFC標準，這才使軟件商解決了互操作性問題。 RIP協(xié)議的基礎就是基于本地網(wǎng)的矢量距離選路算法的直接而簡單的實現(xiàn)。它把參加 通信的機器分為主機的（active）和被動的（passive或silent）。主動路由器向其他路 由器通告其路由，而被動路由器接收通告并在此基礎上更新其路由，它們自己并不通告 路由。只有路由器能以主動方式使用RIP，而主機只能使用被動方式。 以主動方式運行RIP的路由器每隔30秒廣播一次報文，該報文包含了路由器當前的選 路數(shù)據(jù)庫中的信息。每個報文由序偶構成，每個序偶由一個IP網(wǎng)絡地址和一個代表到達 該網(wǎng)絡的距離的整數(shù)構成。RIP使用跳數(shù)度量（hop count metric）來衡量到達目的站的距離。在RIP度量標準中，路由器到它直接相連的網(wǎng)絡的跳 數(shù)被定義為1，到通過另一個路由器可達的網(wǎng)絡的距離為2跳，其余依此類推。因此從給 定源站到目的站的一條路徑的跳數(shù)（number of hops或hop count）對應于數(shù)據(jù)報沿該路傳輸時所經(jīng)過的路由器數(shù)。顯然，使用跳數(shù)作為衡量最短路 徑并不一定會得到最佳結果。例如，一條經(jīng)過三個以太網(wǎng)的跳數(shù)為3的路徑，可能比經(jīng)過 兩條低速串行線的跳數(shù)為2的路徑要快得多。為了補償傳輸技術上的差距，許多RIP軟件 在通告低速網(wǎng)絡路由時人為地增加了跳數(shù)。 運行RIP的主動機器和被動機器都要監(jiān)聽所有的廣播報文，并根據(jù)前面所說的矢量距 離算法來更新其選路表。例如圖1.2中的互連網(wǎng)絡中，路由器R1在網(wǎng)絡2上廣播的選路信 息報文中包含了序偶（1,1），即它能夠以費用值1到達網(wǎng)絡1。路由器R2和R5收到這個廣 播報文之后，建立一個通過R1到達網(wǎng)絡1的路由（費用為2）。然后，路由器R2和R5在網(wǎng) 絡3上廣播它們的RIP報文時就會包含序偶（1,2）。最終，所有的路由器和主機都會建立 到網(wǎng)絡1的路由。 RIP規(guī)定了少量的規(guī)則來改進其性能和可靠性。例如，當路由器收到另一個路由器傳 來的路由時，它將保留該路由直到收到更好的路由。在我們所舉的例子中，如果路由器 R2和R5都以費用2來廣播到網(wǎng)絡1的路由，那么R3的R4就會將路由設置為經(jīng)過先廣播的那 個路由器到達網(wǎng)絡1。即： 為了防止路由在兩個或多個費用相等的路徑之間振蕩不定，RIP規(guī)定在 得到費用更小的路由之前保留原有路由不變。 如果第一個廣播路由的路由器出故障（如崩潰）會有什么后果？RIP規(guī)定所有收聽者 必須對通過RIP獲得的路由設置定時器。當路由器在選路表中安置新路由時，它也為之設 定了定時器。當該路由器又收到關于該路由的另一個廣播報文后，定時器也要重新設置 。如果經(jīng)過180秒后還沒有下一次通告該路由，它就變?yōu)闊o效路由。 RIP必須處理下層算法的三類錯誤。第一，由于算法不能明確地檢測出選路的回路， RIP要么假定參與者是可信賴的，要么采取一定的預防措施。第二，RIP必須對可能的距 離使用一個較小的最大值來防止出現(xiàn)不穩(wěn)定的現(xiàn)象（RIP使用的值是16）。因而對于那些 實際跳數(shù)值在16左右的互連網(wǎng)絡，管理者要么把它劃分為若干部分，要么采用其他的協(xié) 議。第三，選路更新報文在網(wǎng)絡之間的傳輸速度很慢，RIP所使用的矢量距離算法會產(chǎn)生 慢收斂（slow convergence）或無限計數(shù)（count to infinity）問題從而引發(fā)不一致性。選擇一個小的無限大值（16），可以限制慢收斂問 題，但不能徹底解決客觀存在。 選路表的不一致問題并非僅在RIP中出現(xiàn)。它是出現(xiàn)在任何矢量距離協(xié)議中的一個根 本性的問題，在此協(xié)議中，更新報文僅僅包含由目的網(wǎng)絡及到達該網(wǎng)絡的距離構成的序 偶。為了理解這個問題我們考慮圖1.4中路由集合。圖中描述了在圖1.2中到達網(wǎng)絡1的路 由。 圖1.4 慢收斂問題。(a)中的三個路由器各有到網(wǎng)絡1的路由。(b)中，到網(wǎng)絡1 的路由已經(jīng)消失了，但是R2對它的路由通告引起了選路的環(huán)路 正如圖1.4（a）所顯示的那樣，R1直接與網(wǎng)絡1相連，所以在它的選路表中有一條到 該網(wǎng)絡的距離為1的路由；在周期性的路由廣播中包括了這個路由。R2從R1處得知了這個 路由，并在自己的選路表中建立了相應的路由產(chǎn)工將之以距離值2廣播出去。最后R3從R 2處得知該路由并以距離值3廣播。 現(xiàn)在假設R1到網(wǎng)絡1的連接失效了。那么R1立即更新它的選路表把該路由的距離置為 16（無窮大）。在下一次廣播時，R1應該通告這一信息。但是，除非協(xié)議包含了額外的 機制預防此類情況，可能有其他的路由器在R1廣播之前就廣播了其路由。可能假設一個 特殊的情況，即R2正好在R1與網(wǎng)絡1連接失效后通告其路由。因此，R1就會收到R2的報文 ，并對此使用通常的矢量距離算法：它注意到R2有到達網(wǎng)絡1的費用更低的路由，計算出 現(xiàn)在到達網(wǎng)絡1需要3跳（R2通告的到網(wǎng)絡1費用是2跳，再加上到R2的1跳）。然后在選路 表中裝入新的通過R2到達網(wǎng)絡1的路由。圖1.4描述了這個結果。這樣的話，R1和R2中的 任一個收到去網(wǎng)絡1的數(shù)據(jù)報之后，就會把該報文在兩者之間來回傳輸直到壽命計時器超 時溢出。 這兩個路由器隨后廣播的RIP不能迅速解決這個問題。在下一輪交換選路信息的過程 中，R1通告它的選路表中的各個項目。而R2得知R1到網(wǎng)絡1的距離是3之后，計算出該路 由新長度4。到第三輪的時候，R1收到從R2傳來的路由距離增加的信息，把自己的選路表 中該路由的距離增到5。如此循環(huán)往復，直至距離值到達RIP的極限。 1 慢收斂問題的解決 對圖1.4的例子，可以使用分割范圍更新（split horizon update）技術來解決慢收斂問題。在使用分割范圍技術時，路由器記錄下收到各路由的 接口，而當這路由器通告路由時，就不會把該路由再通過那個接口送回去。在該例中， 路由器R2不會把它到網(wǎng)絡1的距離為2的路由再通告給R1，因此一旦R1與網(wǎng)絡1的連接失效 ，它就不會再通告該路由。經(jīng)過幾輪選路更新之后，所有的機器都會知道網(wǎng)絡1是不可...
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