EIGRP協(xié)議范本

1、精品文檔EIGRPEIGRP簡單實例EIGRP:Enhanced Interior Gateway Routing Protocol即 增強(qiáng)網(wǎng)關(guān)內(nèi)部路由線路協(xié)議。也翻譯為加強(qiáng)型內(nèi)部網(wǎng)關(guān)路由協(xié)議。EIGRP 是 Cisco 公司的私有協(xié)議。Cisco 公司是該協(xié)議的發(fā)明者和唯一具備該協(xié)議解釋和修改權(quán)的廠商。 EIGRP 結(jié)合了鏈路狀態(tài)和距離矢量型路由選擇協(xié)議的 Cisco 專用協(xié)議，采用彌散修正算法（ DUAL）來實現(xiàn)快速收斂，可以不發(fā)送定期的路由更新信息以減少帶寬的占用，支持 Appletalk 、IP 、Novell 和 NetWare 等多種網(wǎng)絡(luò)層協(xié)議。EIGRP路由協(xié)議簡介是 Cisco

2、 的私有 路由協(xié)議 , 它綜合了距離矢量和鏈路狀態(tài)2 者的優(yōu)點 ,它的特點包括:1. 快速收斂鏈路狀態(tài)包 ( Link-State Packet,LSP) 的轉(zhuǎn)發(fā)是不依靠路由計算的, 所以大型網(wǎng)絡(luò)可以較為快速的進(jìn)行收斂. 它只宣告鏈路和鏈路狀態(tài), 而不宣告路由 , 所以即使鏈路發(fā)生了變化 , 不會引起該鏈路的路由被宣告 . 但是鏈路狀態(tài)路由協(xié)議使用的是 Dijkstra 算法 , 該算法比較復(fù)雜 , 并且較占 CPU和內(nèi)存資源和其他路由協(xié)議單獨計算路由相比, 鏈路狀態(tài)路由協(xié)議采用種擴(kuò)散計算 (diffusingcomputations ),通過多個路由器并行的記性路由計算, 這樣就可以在無環(huán)路

3、產(chǎn)生的情況下快速的收斂.2. 減少帶寬占用EIGRP不作周期性的更新, 它只在路由的路徑和度發(fā)生變化以后做部分更新 . 當(dāng)路徑信息改變以后,DUAL 只發(fā)送那條路由信息改變了的更新, 而不是發(fā)送整個路由表. 和更新傳輸?shù)揭粋€區(qū)域內(nèi)的所有路由器上的鏈路狀態(tài)路由協(xié)議相比, DUAL只發(fā)送更新給需要該更新信息的路由器。在 WAN低速鏈路上 ,EIGRP 可能會占用大量帶寬, 默認(rèn)只占用鏈路帶寬50%,之后發(fā)布的IOS 允許使用命令ip bandwidth-percent eigrp來修改這一默認(rèn)值.3. 支持多種網(wǎng)絡(luò)層協(xié)議.精品文檔EIGRP通過使用“協(xié)議相關(guān)模塊”( 即protocol-depen

4、dentmodule),可以支持IPX,ApplleTalk,IP,IPv6和NovellNetware等協(xié)議 .4. 無縫連接數(shù)據(jù)鏈路層協(xié)議和拓?fù)浣Y(jié)構(gòu)EIGRP不要求對 OSI 參考模型的層 2 協(xié)議做特別的配置 . 不像 OSPF,OSPF 對不同的層 2 協(xié)議要做不同配置 , 比如以太網(wǎng)和 幀中繼 ,EIGRP 能夠有效的工作在 LAN 和 WAN中 , 而且 EIGRP保證網(wǎng)絡(luò)不會產(chǎn)生環(huán)路 (loop-free); 而且配置起來很簡單 ; 支持 VLSM;它使用多播和單播 , 不使用廣播 , 這樣做節(jié)約了帶寬 ; 它使用和 IGRP 一樣的度的算法 , 但是是 32 位長的 ; 它可以

5、做非等價的路徑的負(fù)載平衡 .編輯本段EIGRP 的四個組件1.Protocol-Dependent Module(PDM)2. 可靠傳輸協(xié)議 (Reliable Transport Protocol,RTP)3. 鄰居的發(fā)現(xiàn) / 恢復(fù)4. 彌散更新算法 (Diffusing Update Algorithm,DUAL)編輯本段RTP-EIGRP的可靠傳輸協(xié)議RTP負(fù)責(zé) EIGRP packet( 下面有講 ) 的按順序 ( 可靠 ) 的發(fā)送和接收, 這個可靠的保障是通過Cisco 私有的一個算法,reliable multicast實現(xiàn)的 , 使用組播地址0, 每個鄰居接收到

6、這個可靠的組播包的時候就會以一個 unicast作為確認(rèn)按順序的發(fā)送是通過packet 里的 2 個序列號實現(xiàn)的,每個 packet 都包含發(fā)送方分配的 1 個序列號 , 發(fā)送方每發(fā)送 1 個 packet, 這個序列號就遞增 1. 另外 , 發(fā)送方也會把最近從目標(biāo)路由器接收到的packet的序列號放在這個要發(fā)送的packet里，在某些情況下,RTP 也可以使用無需確認(rèn)的不可靠的發(fā)送, 并且使用這種不可靠發(fā)送的packet中不包含序列號 .EIGRP 第一次傳輸都采用組播形式，重傳輸都采用單播。編輯本段EIGRP-Metric計算方法EIGRP選擇一條主路由( 最佳路由 ) 和一條備份路由放在

7、topologytable (EIGRP 到目的地支持最多6 條鏈路 ). 它支持幾種路由類型: 內(nèi)部 , 外部( 非 EIGRP)和匯總路由 .EIGRP 使用混合度 .i.EIGRP Metric的 5 個標(biāo)準(zhǔn)1. 帶寬.精品文檔10 的 7 次方除以源和目標(biāo)之間最低的帶寬乘以2562. 延遲 (delay)接口的累積延遲乘以256, 單位是 10 微秒3. 可靠性 (reliability)根據(jù) keepalive而定的源和目的之間最不可靠的可靠度的值4. 負(fù)載 (loading)根據(jù)包速率和接口配置帶寬而定的源和目的之間最不差的負(fù)載的值5. 最大傳輸單元 (MTU)路徑中最小的 MTU

8、.MTU包含在 EIGRP的路由更新里 , 但是一般不參與EIGRP度的運(yùn)算ii. EIGRP Metric的計算EIGRP度量值的計算公式為：256*K1 （ 107/ 帶寬） +K2（ 107/ 帶寬）/ （ 256- 負(fù)載） +K3（延遲） +K5/( 可靠性 +K4)默認(rèn)情況下， K1 和 K3 是 1，其他的 K 值都是 0.所以通常情況下，度量值 =256（ 107/ 最小帶寬 +累積延時）通過配置權(quán)重 （ K 值），可以修改 EIGRP度量值計算方式。 可以再 EIGRP配置模式使用命令：Metric weight Tos K1 K2 K3 K4 K5來修改 K 值， Tos只有

9、一個有效值0，否則將被忽略。EIGRP 要求兩臺路由器的K 值必須相同才能成為鄰居。另外，K2,K4,K5最好不要設(shè)置，因為這些參數(shù)設(shè)置為非零之后，會導(dǎo)致計算度量值時會考慮借口的負(fù)載和可靠性，而負(fù)載和可靠性會隨時間變化，這將導(dǎo)致 EIGRP 重新泛洪拓?fù)鋽?shù)據(jù)，還可能導(dǎo)致路由器不斷地選擇不同的路由，由此導(dǎo)致網(wǎng)絡(luò)不穩(wěn)定。1編輯本段EIGRP PacketEIGRP使用多種類型的packet,這些 packet通過 IP 頭部信息里的協(xié)議號88來標(biāo)識: 1. Hello packet.精品文檔用來發(fā)現(xiàn)和恢復(fù)鄰居, 通過組播的方式發(fā)送, 使用不可靠的發(fā)送.2. ACK(acknowledgement)

10、 packet不包含數(shù)據(jù) (data)的 Hello包 , 使用 unicast的方式 , 不可靠的發(fā)送.3. Update packet傳播路由更新信息, 不定期的 , 通過可靠的方式發(fā)送( 比如網(wǎng)絡(luò)鏈路發(fā)生變化 ). 當(dāng)只有一臺路由器需要路由更新時 ,update通過 unicast的方式發(fā)送 ; 當(dāng)有多個路由器需要路由更新的時候, 通過組播的方式發(fā)送.4. Query(查詢 ) & Reply(應(yīng)答 ) packet是 DUAL finite state machine用來管理擴(kuò)散計算用的, 查詢包可以是組播或 unicast;應(yīng)答包是通過unicast的方式發(fā)送 , 并且方式都是可靠的

11、.5. Request(請求 ) packet最初是打算提供給路由服務(wù)器(server)使用的 , 但是從來沒實現(xiàn)過.編輯本段EIGRP 的鄰居發(fā)現(xiàn) / 恢復(fù)協(xié)議EIGRP的 Update 包是非周期性發(fā)送的,1.Hello包在一般的網(wǎng)絡(luò)中( 比如點到點 ,point-to-point)是每 5 秒組播 1 次 ( 要隨機(jī)減去1 個很小的時間防止同步);2. 在多點 (multipoint)X.25,幀中繼 (Frame Relay,FR)和 ATM接口 ( 比如 ATM SVC)和 ISDN PRI 接口上 ,Hello包的發(fā)送間隔是60秒 .在所有的情況中,Hello包是不需要確認(rèn)的. 可

12、以在接口配置模式下修改該接口的Hello包默認(rèn)的發(fā)送間隔, 命令為ip hello-interval eigrp當(dāng)一個路由器收到從鄰居發(fā)來的Hello包的時候 , 這個 Hello包包含了一個 holdown time, 這個 holdown time告訴這個路由器等待后續(xù)Hello包的最大時間 . 如果在超出這個holdown time之前沒有收到后續(xù)Hello包 , 那么這個鄰居就會被宣告為不可達(dá), 并通知 DUAL這個鄰居已丟失. 默認(rèn) holdtime 是 3 倍于 Hello包發(fā)送間隔的,更高鏈路-默認(rèn) Hello間隔和保持時間是 5s 和 15s T1 或低于 T1 鏈路 -分別是

13、 60s 和 180s 可以在接口配置模式下修改這個默認(rèn)的holdown time,命令為ip hold-time eigrp.精品文檔EIGRP鄰居信息都記錄在鄰居表(neighbor table)中 , 使用 show ipeigrp neighbors命令查看IP EIGRP 的鄰居 .編輯本段EIGRP 對環(huán)路的解決EIGRP LOOP 2如果 EIGRP不考慮環(huán)路的問題，那么當(dāng)右圖中連接路由3 和 4 的線路斷開后會因到不了network a 而使路由 1-3 相互查詢怎么去network a而產(chǎn)生環(huán)路。因此EIGRP對于環(huán)路的防止考慮兩方面：1. 水平分割 (Split Horiz

14、on)永遠(yuǎn)不會在同一個接口下通告一條該接口學(xué)到的路由信息2. 路由的毒性逆轉(zhuǎn) (Poison reverse)接收路由信息的接口，再從該接口通告出剛才學(xué)到的路由為不可達(dá)觸發(fā)條件：當(dāng)兩臺路由器進(jìn)行鄰居初始化時，他們會互相以最大的metric值通告回剛才學(xué)到的路由信息 ( 路由中毒 )當(dāng)拓?fù)浒l(fā)生改變時，會臨時關(guān)閉水平分割和毒性逆轉(zhuǎn)，重新學(xué)習(xí)拓?fù)浒l(fā)送查詢請求時，會引起水平分割，比如當(dāng)一個路由器查詢一條未知網(wǎng)段去向時，他會想每一個鄰居發(fā)送查詢，處于該網(wǎng)段的繼承者（ successor ）會返回查詢給該路由器，而該路由器會反饋一個查詢結(jié)果給其他鄰居，不會再次告訴那個繼承者要走這個網(wǎng)段應(yīng)該要經(jīng)過自己編輯本

15、段EIGRP 的路由重分發(fā)在一些大型網(wǎng)絡(luò)中，往往存在不同的自治區(qū)域需要互聯(lián)的情況EIGRP 重分發(fā).精品文檔。 b 比如在右圖的情況下， AS號為 1000 的要與 AS 號為 2000 的兩個 EIGRP 相互通信，只需要在中間路由器配置重分發(fā)，注意配置重分發(fā)也要避免路由環(huán)路。示例：Router Onerouter eigrp 2000 network 55Router Tworoutereigrp2000 redistributeeigrp1000 route-mapto-eigrp2000network 55 -在

16、AS=2000 內(nèi)定義鄰居AS=1000 去AS=2000 的網(wǎng)段!router eigrp 1000redistribute eigrp 2000 route-map to-eigrp1000 -在 AS=1000 內(nèi)定義鄰居AS=2000 去 AS=1000 的網(wǎng)段network 55route-map to-eigrp1000 deny 10match tag 1000!route-map to-eigrp1000 permit 20set tag 2000!route-map to-eigrp2000 deny 10match tag 2000!ro

17、ute-map to-eigrp2000 permit 20set tag 1000- 當(dāng) AS=1000 的網(wǎng)段被標(biāo)上（ tag ）1000 的標(biāo)記，當(dāng) AS=2000 重分發(fā)進(jìn) AS=1000 時，被標(biāo)上 1000 的路由信息將被拒絕，以防產(chǎn)生環(huán)路；反之在 AS=2000 上亦然。Router Threerouter eigrp 1000 network 55現(xiàn)在路由1 和 3 之間就能互訪了。編輯本段EIGRP 的術(shù)語定義1. 彌散更新算法簡介( 彌散更新算法可以保證路由100%無環(huán)路 loopfree)為了能夠讓DUAL正確的操作 , 低層協(xié)議必須滿

18、足以下幾個條件:.精品文檔1. 一個節(jié)點要在有限的時間里檢測到新鄰居的存在或和一個鄰居的連接的丟失2. 在鏈路上傳輸?shù)乃行畔⒈仨氃谟邢薜臅r間里按正確的順序收到3. 所有的消息 , 包括鏈路 cost 的更改 , 鏈路故障 , 和新鄰居的發(fā)現(xiàn) , 都應(yīng)該是在有限時間里, 一個一個的依次處理Cisco 的 EIGRP使用鄰居的發(fā)現(xiàn)/ 恢復(fù)和 RTP來確保上述前提條件2.adjacency(鄰接 )在剛啟動的時候, 路由器使用Hello包來發(fā)現(xiàn)鄰居并標(biāo)識自己用于鄰居的識別 . 當(dāng)鄰居被發(fā)現(xiàn)以后,EIGRP 會在它們之間形成一種鄰接關(guān)系. 鄰接是指在這 2 個鄰居之間形成一條交換路由信息的虛鏈路(v

19、irtual link).當(dāng)鄰接關(guān)系形成以后, 它們之間就可以相互發(fā)送路由update, 這些 update 包括路由器它所知道的所有的鏈路及其metric.對于每個路由, 路由器都會基于它鄰居宣告的距離 (distance) 和到達(dá)那個鄰居的鏈路的 cost 來計算出一個距離3.Feasible Distance(FD,可行距離 )到達(dá)每個目標(biāo)網(wǎng)絡(luò)的最小的metric將作為那個目標(biāo)網(wǎng)絡(luò)的FD. 比如 ,路由器可能有3 條到達(dá)網(wǎng)絡(luò)的路由 ,metric分別為380672,12381440和 660868, 那么 380672 就成了 FD.4. Feasible Condi

20、tion(FC,可行條件 )鄰居宣告到達(dá)目標(biāo)網(wǎng)絡(luò)的的距離小于本地路由器到達(dá)目標(biāo)網(wǎng)絡(luò)的FD AD FC=ture.5.Feasible Successor(FS,可行后繼路由)如果一個鄰居宣告到達(dá)目標(biāo)網(wǎng)絡(luò)的距離滿足FC, 那么這個鄰居就成為FS. 比如 , 路由器到達(dá)目標(biāo)網(wǎng)絡(luò) 的 FD為 380672, 而他鄰居所宣告到達(dá)目標(biāo)網(wǎng)絡(luò)的距離為 355072, 這個鄰居路由器滿足 FC, 它就成為 FS; 如果鄰居路由器宣告到達(dá)目標(biāo)網(wǎng)絡(luò)的距離為380928, 即不滿足FC, 那么這個鄰居路由器就不能成為 FS, FS 和 FC 是避免環(huán)路的核心技術(shù) ,FS 也是 downstre

21、am router( 下游路由器 ), 因為從 FS 到達(dá)目標(biāo)網(wǎng)絡(luò)的距離比本地路由器到達(dá)目標(biāo)網(wǎng)絡(luò)的 FD 要小 , 存在一個或多個 FS的目標(biāo)網(wǎng)絡(luò)被記錄在拓?fù)浔碇小?. 拓?fù)浔?(Topological Table).精品文檔拓?fù)浔戆ㄒ韵聝?nèi)容:目標(biāo)網(wǎng)絡(luò)的FD.所有的 FD.每一個 FS 所宣告的到達(dá)目標(biāo)網(wǎng)絡(luò)的距離.本地路由器計算出的, 經(jīng)過每個FS 到達(dá)目標(biāo)網(wǎng)絡(luò)的距離, 即基于FS 所宣告到達(dá)目標(biāo)網(wǎng)絡(luò)的距離和本地路由器到達(dá)那個FS 的鏈路的cost.發(fā)現(xiàn) FS 的網(wǎng)絡(luò)相連的接口.7. 鄰居表 (Neighbor Table)每個路由器的RAM中都保存有關(guān)于鄰居的地址和接口信息的表。8. 后繼

22、路由 (Successor)又稱成功者 (Secessful)，是到達(dá)遠(yuǎn)程網(wǎng)絡(luò)的最佳路由。是EIGRP用于轉(zhuǎn)發(fā)業(yè)務(wù)量的路由，它被存儲在路由表中。編輯本段EIGRP 路由協(xié)議優(yōu)缺點（ 1） EIGRP路由協(xié)議主要優(yōu)點精確路由計算和多路由支持。 EIGRP協(xié)議繼承了 IGRP 協(xié)議的最大的優(yōu)點是矢量路由權(quán)。 EIGRP協(xié)議在路由計算中要對網(wǎng)絡(luò)帶寬、網(wǎng)絡(luò)時延、信道占用率和信道可信度等因素作全面的綜合考慮，所以EIGRP的路由計算更為準(zhǔn)確，更能反映網(wǎng)絡(luò)的實際情況。同時EIGRP協(xié)議支持多路由，使路由器可以按照不同的路徑進(jìn)行負(fù)載分擔(dān)。較少帶寬占用。使用EIGRP協(xié)議的對等路由器之間周期性的發(fā)送很小的 h

23、ello 報文，以此來保證從前發(fā)送報文的有效性。路由的發(fā)送使用增量發(fā)送方法，即每次只發(fā)送發(fā)生變化的路由。發(fā)送的路由更新報文采用可靠傳輸，如果沒有收到確認(rèn)信息則重新發(fā)送，直至確認(rèn)。EIGRP還可以對發(fā)送的 EIGRP報文進(jìn)行控制，減少 EIGRP報文對接口帶寬的占用率，從而避免連續(xù)大量發(fā)送路由報文而影響正常數(shù)據(jù)業(yè)務(wù)的事情發(fā)生。快速收斂。路由計算的無環(huán)路和路由的收斂速度是路由計算的重要指標(biāo)。 EIGRP協(xié)議由于使用了 DUAL算法，使得 EIGRP協(xié)議在路由計算中不可能有環(huán)路路由產(chǎn)生， 同時路由計算的收斂時間也有很好的保證。因為， DUAL算法使得 EIGRP在路由計算時，只會對發(fā)生變化的路由進(jìn)行

24、重新計算；對一條路由，也只有此路由影響的路由器才會介入路由的重新計算。MD5認(rèn)證。為確保路由獲得的正確性，運(yùn)行 EIGRP協(xié)議進(jìn)程的路由器之間可以配置 MD5認(rèn)證，對不符合認(rèn)證的報文丟棄不理，從而確保路由獲得的安全。.精品文檔路由聚合。 EIGRP協(xié)議可以通過配置，對所有的 EIGRP路由進(jìn)行任意掩碼長度的路由聚合，從而減少路由信息傳輸，節(jié)省帶寬。實現(xiàn)負(fù)載分擔(dān)。去往同一目的的路由表項，可根據(jù)接口的速率、連接質(zhì)量和可靠性等屬性，自動生成路由優(yōu)先級，報文發(fā)送時可根據(jù)這些信息自動匹配接口的流量，達(dá)到幾個接口負(fù)載分擔(dān)的目的。配置簡單。使用 EIGRP協(xié)議組建網(wǎng)絡(luò)，路由器配置非常簡單，它沒有復(fù)雜的區(qū)域設(shè)

25、置，也無需針對不同網(wǎng)絡(luò)接口類型實施不同的配置方法。使用 EIGRP協(xié)議只需使用 router eigrp 命令在路由器上啟動 EIGRP 路由進(jìn)程，然后再使用 network 命令使能網(wǎng)絡(luò)范圍內(nèi)的接口即可。（ 2） EIGRP路由協(xié)議主要缺點沒有區(qū)域概念。EIGRP沒有區(qū)域的概念，而OSPF在大規(guī)模網(wǎng)絡(luò)的情況下，可以通過劃分區(qū)域來規(guī)劃和限制網(wǎng)絡(luò)規(guī)模。所以EIGRP適用于網(wǎng)絡(luò)規(guī)模相對較小的網(wǎng)絡(luò)，這也是矢量- 距離路由算法（ RIP 協(xié)議就是使用這種算法）的局限所在。定時發(fā)送 HELLO報文。運(yùn)行 EIGRP的路由器之間必須通過定時發(fā)送HELLO報文來維持鄰居關(guān)系，這種鄰居關(guān)系即使在撥號網(wǎng)絡(luò)上，也

26、需要定時發(fā)送 HELLO報文，這樣在按需撥號的網(wǎng)絡(luò)上，無法定位這是有用的業(yè)務(wù)報文還是 EIGRP發(fā)送的定時探詢報文，從而可能誤觸發(fā)按需撥號網(wǎng)絡(luò)發(fā)起連接，尤其在備份網(wǎng)絡(luò)上，引起不必要的麻煩。所以，一般運(yùn)行EIGRP的路由器，在撥號備份端口還需配置Dialer list和 Dialer group，以便過濾不必要的報文， 或者運(yùn)行 TRIP 協(xié)議，這樣做增加路由器運(yùn)行的開銷。而 OSPF可以提供對撥號網(wǎng)絡(luò)按需撥號的支持，只用一種路由協(xié)議就可以滿足各種專線或撥號網(wǎng)絡(luò)應(yīng)用的需求。基于分布式的 DUAL算法。 EIGRP的無環(huán)路計算和收斂速度是基于分布式的 DUAL算法的，這種算法實際上是將不確定的路由

27、信息散播（向鄰居發(fā)query 報文），得到所有鄰居的確認(rèn)后（reply報文）再收斂的過程，鄰居在不確定該路由信息可靠性的情況下又會重復(fù)這種散播，因此某些情況下可能會出現(xiàn)該路由信息一直處于活動狀態(tài)（這種路由被稱為活動路由棧），并且，如果在活動路由的這次DUAL計算過程中，出現(xiàn)到該路由的后繼（ successor ）的測量發(fā)生變化的情況，就會進(jìn)入多重計算，這些都會影響DUAL算法的收斂速度。 而 OSPF算法則沒有這種問題， 所以從收斂速度上看，雖然整體相近，但在某種特殊情況下，EIGRP還有不理想的情況。EIGRP是 Cisco公司的私有協(xié)議。Cisco 公司是該協(xié)議的發(fā)明者和唯一具備該協(xié)議解釋

28、和修改權(quán)的廠商。如果要支持EIGRP協(xié)議需向 Cisco 公司購買相應(yīng)版權(quán)，并且Cisco 公司修改該協(xié)議沒有義務(wù)通知任何其他廠家和使用該協(xié)議的用戶。而OSPF是開放的協(xié)議，是IETF 組織公布的標(biāo)準(zhǔn)。世界上主要的網(wǎng)絡(luò)設(shè)備廠商都支持該協(xié)議，所以它的互操作性和可靠性由于.精品文檔公開而得到保障，并且在眾多的廠商支持下，該協(xié)議也會不斷走向更加完善。編輯本段IGRP 與 EIGRP路由協(xié)議IGRP（ InteriorGateway RoutingProtocol，內(nèi)部 網(wǎng)關(guān) 路由選擇協(xié)議）是 Cisco 特有的基于距離矢量的路由協(xié)議，雖然同樣應(yīng)用于規(guī)模較小的局域網(wǎng)絡(luò)，但是，與RIP 路由協(xié)議有所不同

29、，IGRP 使用 IP 層的端口號9 進(jìn)行報文交換，而RIP 則是使用520 端口進(jìn)行報文交換。IGRP 同樣是一種動態(tài)距離向量路由協(xié)議，它由Cisco 公司 20 世界 80年代中期設(shè)計推出，使用跳數(shù)來確定到達(dá)一個網(wǎng)絡(luò)的最佳路徑，使用延遲、帶寬、可靠性和負(fù)載來確定最優(yōu)路由。默認(rèn)狀態(tài)下，IGRP 每 90 秒鐘發(fā)送一次路由更新廣播，在3 個更新周期（即270 秒）內(nèi)，如果沒有從路由中的第一個路由器接受到更新，則宣布路由器不可訪問。在7 個周期（即630秒）后， Cisco IOS （網(wǎng)際操作系統(tǒng)）軟件會從路由表中清除該路由。EIGRP結(jié)合了鏈路狀態(tài)和距離矢量型路由選擇協(xié)議的Cisco 專用協(xié)議

30、，采用彌散修正算法（DUAL）來實現(xiàn)快速收斂，可以不發(fā)送定期的路由更新信息以減少帶寬的占用，支持Appletalk、 IP 、 Novell和 NetWare 等多種網(wǎng)絡(luò)層協(xié)議。自從 EIGRP路由協(xié)議誕生后， IGRP 路由協(xié)議便很少再被使用了。編輯本段 基本配置r1(config)#router eigrp 1r1(config-router)#net 激活接口，下行等價命令r1(config-router)#net 55r1(config-router)#passive-interfacefastEthernet0/1不從 F0

31、/1發(fā) hello包neib / lo 0單播variance 非等價負(fù)載均衡bandwidth 帶寬ip bandwidth-parcent AS占用帶寬key chain MD5驗證key key-string ip authenticatian mode eigrp md5ip authentication key-chain eigrp show 命令：show ip eigrp int / nei / top / tra/.精品文檔show ip pro編輯本段EIGRP metric詳解1. EIGRP metric = (IGRP metric) * 25

32、6 IGRP metric is 24 bits in length. EIGRP metric is 32 bits in length.2. K1 :Bandwidth= (10,000,000/ bandwidthon interface,kbps)* 256 56K 45714176 1.544M 1657856 (10,000,000 / 1544 = 6476) * 256 10M 256000 100M 25600 1G 25603. K2 : Loading4. K3 : Delay sum of delays in the path, in tens of microseco

33、nds, mutliplied by 256 Delay = (sum of the DLY, in microseconds) / 10* 256 這里的 DLY是從本地接口發(fā)出后， 沿途所經(jīng)所有源接口的 DLY，舉例：DLY=8000usec DLY=10000usec . . . DLY=20000usec .DLY=5000usec . . . . . . /24 . .|-lo0-( R1 )-s0/0-s0/0-( R2 )-lo0-|. . . . . . . . . BW=1544Kbit BW=1544Kbit . . . . . . . BW=8000000

34、KbitBW=8000000Kbit. . . . //24在 R1上 show ip route得到的指向 /24的路由的 metric值為 2,297,856 Bandwidth =(10,000,000 / 1544) * 256 = 6476 * 256 = 1,657,856 Delay = (20000+ 5000)/10 * 256 = 2500 * 256 = 640,000 metric = K1*BW + K3*Delay= 1657856 + 256000 = 2,297,856在 R2上 show ip route得到的指向

35、/24的路由的 metric值為 2,118,656 Bandwidth = (10,000,000/ 1544) * 256 = 6476 * 256 = 1,657,856 Delay = (10000 + 8000) / 10* 256 = 1800 * 256 = 460,800 metric = K1*BW + K3*Delay = 1657856 +460800 = 2,118,656 -通過觀察上面2 個路由的 metric可以看出，雖然只是 2 臺路由器2 個 loopback接口之間的路由，并且在鏈路帶寬一致的情況下，得出的metric卻是不同的。其原因就是EIGRP在計算 metric時所取的 DLY 值是路由路徑中所有鏈路的源端口的DLY值，由于一條鏈路上的 2 端接口的 DLY值不同，才產(chǎn)生 了 2 個方向上的不同的 metric結(jié)果。 事實上 bandwidth的值并不是鏈路上的最小帶寬，這個在很多書上的講解都是錯誤的，在EIGRP的 metric計算中， bandwidth 只是一個性能參考值，并不反映真實帶寬，它就是本地接口上顯示的BW 值，可以通過接口命令 bandwidth修改。例如 : R2(config)#ints0/0R2(config-if)#bandwidth