DUT-Chapter4補(bǔ)充(略)(大連理工軟件學(xué)院計算機(jī)網(wǎng)絡(luò)課件)

最優(yōu)性是指路由算法選擇最佳路徑的能力.低開銷，最大程度的降低軟件和使用開銷。聚斂，當(dāng)因為某種原因使路由器出現(xiàn)問題而無法繼續(xù)正常使用時，路由器會發(fā)出路由更新信息傳遍整個網(wǎng)絡(luò)，重新計算最優(yōu)路徑，并最終使所有路由器就新路徑達(dá)成一致。適應(yīng)性，能夠快速準(zhǔn)確的適應(yīng)不同的網(wǎng)絡(luò)環(huán)境。路由算法應(yīng)當(dāng)能夠通過編程，適應(yīng)網(wǎng)絡(luò)帶寬，網(wǎng)絡(luò)時延等參數(shù)變量的變化。算法類型靜態(tài)vs動態(tài)

單路徑vs多路徑

單層結(jié)構(gòu)vs分層結(jié)構(gòu)

域間vs域內(nèi)

鏈路狀態(tài)vs距離向量靜態(tài)vs動態(tài)在所有的路由中，靜態(tài)路由優(yōu)先級最高，高于動態(tài)路由。單路徑vs多路徑多路徑，到達(dá)同一目的地的同時走多條路徑?？梢詫崿F(xiàn)數(shù)據(jù)流量的多路復(fù)用。多路徑路由算法可以提供更大的數(shù)據(jù)吞吐量，同時增強(qiáng)了網(wǎng)絡(luò)的可靠性。單層結(jié)構(gòu)vs分層結(jié)構(gòu)在單層次的路由系統(tǒng)中，所有的路由器都是對等的；在分層路由系統(tǒng)中，存在主干路由器，任何兩臺非主干路由器通信必須通過主干路由器傳遞。網(wǎng)絡(luò)規(guī)模增長帶來的問題路由器中的路由表增大；路由器為選擇路由而占用的內(nèi)存、CPU時間和網(wǎng)絡(luò)帶寬增大。分層路由的原因分層路由域間vs域內(nèi)有些路由算法只能在單獨的域中使用，而另外一些路由算法則既可以在域間也可以在域內(nèi)使用。這兩種算法的性質(zhì)是不同的，因此，一種好的域內(nèi)路由算法往往并不一定能夠在域間環(huán)境下使用。鏈路狀態(tài)vs距離向量鏈路狀態(tài)算法（又稱為最短路徑優(yōu)先算法）可以把路由信息傳遞到網(wǎng)絡(luò)上的所有節(jié)點。不過每一臺路由器只是向外界發(fā)送描述自己鏈路狀態(tài)的那一小部分路由表信息。距離向量算法（又稱為Bellman-Ford算法）要求每一臺路由器向外發(fā)送全部或絕大部分的路由表信息，不過該信息只能發(fā)送給臨近的路由器。路由度量標(biāo)準(zhǔn)（自閱）路徑長度可靠性時延帶寬負(fù)載通信成本路徑長度是最為常用的一種路由度量標(biāo)準(zhǔn)。1，網(wǎng)絡(luò)管理人員為每一條網(wǎng)絡(luò)連接指定路由成本。2，跳數(shù)?？煽啃灾饕侵该恳粭l網(wǎng)絡(luò)連接的可使用性（通常使用誤碼率表示）。路由時延：從源地址到目的地的時間總和。帶寬，路由器負(fù)載，網(wǎng)絡(luò)擁擠狀況以及數(shù)據(jù)包所需要經(jīng)過的物理距離等都會影響時延，因為路由時延是多項重要變量的綜合反映，所以被普遍的采用。帶寬是指一條網(wǎng)絡(luò)連接所能提供的流量吞吐能力。帶寬反映了一條網(wǎng)絡(luò)連接所能夠提供的最大速率，但是有時使用寬帶連接的路由并不一定是最優(yōu)路徑。例如，如果一條高速連接非常繁忙，那么實際等待發(fā)送數(shù)據(jù)包的時間可能會更長。負(fù)載是指象路由器這樣的網(wǎng)絡(luò)資源和設(shè)備的繁忙程度。通訊成本如網(wǎng)絡(luò)的運行成本。7，協(xié)議中的特殊處理對相同路由開銷的的處理對過時路由的處理布局改變時的處理對相同路由開銷的的處理當(dāng)修改報文中的路由開銷和路由數(shù)據(jù)庫的路由開銷相同時，不修改路由數(shù)據(jù)庫中的路由。在這種情況下，采用先入為主的原則，即采用以前的路由。這符合處理方式的簡單性和實用性。對過時路由的處理根據(jù)V-D算法，一條路由只在出現(xiàn)一條更優(yōu)路由時才被刷新，否則，將繼續(xù)保留在路由數(shù)據(jù)庫中。保留120s自動刪除（RFC)布局改變時的處理

(a)圖，從G1可直接到達(dá)網(wǎng)絡(luò)Net1，從G2經(jīng)G1(距離為1)可到達(dá)Net1.(1,G1,1).（b）圖，G1一旦檢測到不可達(dá),會立即將原來的路由廢除(將距離改為16).然后會出現(xiàn)兩種可能:第一種,在收到來自G2的V-D報文之前,G1將修改后的路由信息廣播出去,于是G2將修改其路由數(shù)據(jù)庫,將原來去往Net1的路由(1,G1,1)刪除.這是完全正常的.第二種,在G1發(fā)送新的報文之前,G2廣播自己的V-D報文.該報文中必然有一條路由(1,1)表目,說明從G2出發(fā),經(jīng)1個驛站可以到達(dá)Net1.G1收到該報文后,顯然會根據(jù)此表目更改自己的路由表,產(chǎn)生關(guān)于Net1的新路由(1,G2,2).于是G1與G2間產(chǎn)生尋徑環(huán)。出現(xiàn)第二種情況時，報文再環(huán)中來回傳送，當(dāng)路由長度變?yōu)?6.路由環(huán)才能解除.這就是所謂慢收斂問題.解決慢收斂，方法一：減少不可達(dá)跳數(shù)（<16）,但這會限制網(wǎng)點的規(guī)模,無疑是不行的.方法二：在本協(xié)議的實現(xiàn)中,用的是水平分割(SplitHorizon)和毒性逆轉(zhuǎn)法(PoisonReverse),并在毒性逆轉(zhuǎn)時采用觸發(fā)刷新(TriggeredUpdate).具體實現(xiàn)是這樣的:

水平分割:當(dāng)路由器從某個網(wǎng)絡(luò)接口發(fā)送RIP路由刷新報文時,其中不包含從該接口獲取的路由信息.水平分割是在RIP協(xié)議的實現(xiàn)中是必不可少的。毒性逆轉(zhuǎn):某路徑崩潰后,最早廣播此路由的路由器將原路由繼續(xù)保留在若干報文中,但指明該路由為無限長.cisco也稱路由保持法觸發(fā)刷新:一旦檢測到路由崩潰,立即廣播路由刷新報文,而不等到下一刷新周期.根據(jù)路由環(huán)產(chǎn)生的過程,可知通過水平分割法對解決兩路由器之間形成的路由環(huán)是極為有效的方法.毒性逆轉(zhuǎn)法可解決多路由器之間的路由環(huán)問題.使用觸發(fā)刷新,顯然可以加快新路由的有效刷新.8.RIP—歷史

Late1960s:ARPANET最初采用距離向量路由算法1988: RIP-1(RFC1058)

1993: RIP-2(RFC1388)，支持CIDR&合并路由（RouteSummary/Aggregation）1998: 最新版--RIP-2(RFC2453)RIP1協(xié)議的報文格式請求報文，相應(yīng)報文/requestresponse當(dāng)一個路由器剛啟動RIP時，它廣播請求報文。收到此廣播的相鄰路由器立即應(yīng)答一個更新報文，而不必等到下一個更新周期。這樣，網(wǎng)絡(luò)拓?fù)涞淖兓瘯羁斓卦诰W(wǎng)絡(luò)上傳播開，減少了路由循環(huán)產(chǎn)生的可能性。4字節(jié)RIP報文路由信息（20字節(jié)/路由）可重復(fù)出現(xiàn)最多25個IP數(shù)據(jù)報路由標(biāo)記網(wǎng)絡(luò)地址地址族標(biāo)識符距離(1-16)IP首部UDP首部首部路由部分必為0版本命令4字節(jié)子網(wǎng)掩碼下一跳路由器地址UDP用戶數(shù)據(jù)報RIP2協(xié)議的報文格式命令域

命令域指出RIP報文是一個請求報文還是對請求的應(yīng)答報文。兩種情形均使用相同的幀結(jié)構(gòu)：

請求報文請求路由器發(fā)送整個或部分路由表。

應(yīng)答報文包括和網(wǎng)絡(luò)中其他RIP節(jié)點共享的路由表項。應(yīng)答報文可以是對請求的應(yīng)答，也可以是主動的更新。版本號域

版本1和版本2。

AFI域

地址家族標(biāo)識(AddressFamilyIdentifier，AFI)域指出了互聯(lián)網(wǎng)絡(luò)地址域中所出現(xiàn)的地址家族。適用于網(wǎng)際協(xié)議(IP),這里應(yīng)為2。routetag

路由標(biāo)記填入自治系統(tǒng)的號碼，這是考慮使RIP有可能收到本自治系統(tǒng)以外的路由選擇信息。rip2專用的。子網(wǎng)掩碼Ripv1不支持子網(wǎng)掩碼，例如：Pc機(jī)屬于B類地址但是配了24位掩碼，結(jié)果發(fā)現(xiàn)對端路由表上的出現(xiàn)的是16位掩碼，如：

137.11.1.0/24,得到137.11.0.0/16,因為RIP-1不支持子網(wǎng)掩碼，只能按地址類別聚合發(fā)路由，137.11.1.0是B類地址就會按類聚合為137.11.0.0發(fā)出去,RIP2支持子網(wǎng)掩碼,這樣配置的子網(wǎng)掩碼就能發(fā)過去了。Rip報文最大長度512B，最多容納25項路由信息注意：實驗室華為路由器ripv1v2不兼容，不能通信如果rip版本不一致9.RIP定時器時鐘/定時器timer

RipV1和V2在Timer上是一致的。在RFC1058中規(guī)定，RIP受三個定時器的控制，分別是Periodupdate、Timeout和Garbage-Collection：Periodupdate：也稱updatetimer,一般為30S，定時觸發(fā)，向所有鄰居發(fā)送全部RIP路由（response報文）；改進(jìn)：如果網(wǎng)絡(luò)規(guī)模比較大的話，比如網(wǎng)絡(luò)中有20臺路由器，如果這20臺設(shè)備在同一時刻發(fā)送UPDATE報文勢必導(dǎo)致泛洪，對網(wǎng)絡(luò)的影響是很大的，因此為了避免這種泛洪現(xiàn)象的發(fā)生，每當(dāng)UPDDATE的時間重置時，一個隨機(jī)的、小的時間值會附加到時鐘上，這個隨機(jī)值時間一般是+/-0to5seconds，這樣實際在發(fā)送自動更新的時間就變?yōu)?5～35秒，從而很好的避免了泛洪的發(fā)生。Timeout：每增加一條新路由，相應(yīng)設(shè)置一個新時鐘。如果在收到的V-D報文中有關(guān)于此路由的表目，則將時鐘清零，重新計時，但是如果在一定的時間（Timeout）內(nèi)沒有收到更新，那么系統(tǒng)就把這條路由標(biāo)記為無效并認(rèn)為該路由不可達(dá)，同時把該路由的跳數(shù)設(shè)置為16，但是并不把該路由從路由表中刪除。一般的他它是6倍的UPDATE時間，也就是180S。有些廠家也把該時間稱呼為Invalidtimer。

Garbage-Collection：當(dāng)路由被標(biāo)記為無效后，RIP會啟動另外一個定時器，就是Garbage-Collection，有些廠家也稱呼為FLSUHtimer,默認(rèn)值Garbage-collection定時器的實際時長是Periodupdate定時器的3～4倍。如果在Garbage-Collection時間內(nèi)，不可達(dá)路由沒有收到來自同一鄰居的更新，則該路由被從路由表中刪除。

10，RIP協(xié)議的優(yōu)缺點RIP存在的一個問題是當(dāng)網(wǎng)絡(luò)出現(xiàn)故障時，要經(jīng)過比較長的時間才能將此信息傳送到所有的路由器。

RIP協(xié)議最大的優(yōu)點就是實現(xiàn)簡單，開銷較小。RIP限制了網(wǎng)絡(luò)的規(guī)模，它能使用的最大距離為15（16表示不可達(dá)）。路由器之間交換的路由信息是路由器中的完整路由表，因而隨著網(wǎng)絡(luò)規(guī)模的擴(kuò)大，開銷也就增加。442023/2/5IP組播概念：源地址－－》多個接收者（多個主機(jī)的主機(jī)組）目的地址－》“組播地址”，或者D類地址。主機(jī)組的成員可以動態(tài)變化，主機(jī)有權(quán)選擇加入或者退出某個主機(jī)組。主機(jī)可以加入多個主機(jī)組。子網(wǎng)內(nèi)：主機(jī)發(fā)出的IP組播分組直接接收；不同網(wǎng)：通過組播路由器轉(zhuǎn)發(fā)到。組播報文中TTL>設(shè)置的路由器端口TTL門限值。452023/2/5462023/2/5472023/2/5482023/2/5492023/2/5（1）組播地址1，永久組的地址，224.0.0.0-224.0.0.255。

224.0.0.0－保留不作分配

224.0.0.1－網(wǎng)段中所有支持組播的主機(jī)

224.0.0.2－網(wǎng)段中所有支持組播的路由器

224.0.0.4－網(wǎng)段中所有的DVMRP路由器

224.0.0.5－所有的OSPF路由器

224.0.0.6－所有的OSPF指派路由器

224.0.0.9－所有RIPv2路由器

224.0.0.13－所有PIM路由器2，用戶組播地址224.0.1.0～238.255.255.255在全網(wǎng)范圍內(nèi)有效。3，本地管理組播地址239.0.0.0～239.255.255.255僅在特定的本地范圍內(nèi)有效，私網(wǎng)內(nèi)使用。502023/2/5

512023/2/501-00-5E-00-00-00~01-00-5E-7F-FF-FF單播中xxxxx0xxxxxxxxxxxxxxxxxxxxxxxxxxxxxx522023/2/5主機(jī)使用IGMP消息通告本地的組播路由器它想接收組播流量的主機(jī)組地址。如果主機(jī)支持IGMPv2，它還可以通告組播路由器它退出某主機(jī)組。532023/2/5概述1。IGMP協(xié)議是主機(jī)跟路由器之間的控制協(xié)議；2。主機(jī)通過IGMP協(xié)議報告自己想加入的組；3。路由器通過IGMP協(xié)議查詢網(wǎng)絡(luò)上是否還有特定組的成員。4.組播路由器每個端口都維護(hù)一張主機(jī)組成員表.

IGMPv1（RFC1112），IGMPv2(RFC2326)，IGMPv3（2）IGMP542023/2/5IGMP工作流程1，IGMPv2通過查詢器選舉機(jī)制從每個網(wǎng)段中選舉出唯一的查詢器(組播路由器充當(dāng)）。2，對于周期性查詢，主機(jī)發(fā)送報告消息的時間有隨機(jī)性，當(dāng)檢測到同一網(wǎng)段內(nèi)有其它成員發(fā)送同樣的消息時，則抑制自己的響應(yīng)報文。當(dāng)一段時間沒收到報告報文，則認(rèn)為該組內(nèi)沒有主機(jī)了。3，如果有新的主機(jī)要加入組播組，不必等待查詢消息，而是主動發(fā)送報告消息。4，當(dāng)要離開組播組時，主機(jī)發(fā)送離開組消息；收到離開組消息后，查詢器發(fā)送特定組查詢消息來確定是否所有組成員都已離開。5，對于作為組成員的路由器而言，其行為和普通的主機(jī)一樣，響應(yīng)其它路由器的查詢。552023/2/5在組播路由器里建立起一張表，其中記錄了路由器的各個接口所對應(yīng)的子網(wǎng)上都有哪些組的成員。當(dāng)路由器接收到某個組G的數(shù)據(jù)報文后，只向那些有G的成員的接口上轉(zhuǎn)發(fā)數(shù)據(jù)報文。至于數(shù)據(jù)報文在路由器之間如何轉(zhuǎn)發(fā)則由路由協(xié)議決定，不是IGMP協(xié)議的功能。562023/2/5配置舉例572023/2/5582023/2/5（4）二層組播a：IGMPsnoopingIGMP:第三層IGMPSnooping：IGMP監(jiān)聽，二層設(shè)計的。IGMP監(jiān)聽的工作原理如下：要求交換機(jī)具有提取主機(jī)向路由器的IGMP成員報告消息的功能，形成組成員和接口的對應(yīng)關(guān)系，僅向具有組成員的接口轉(zhuǎn)發(fā)組播報文。優(yōu)點：IGMP監(jiān)聽可以解決二層環(huán)境中的組播報文泛濫問題；缺點：交換機(jī)對所有的組播報文進(jìn)行監(jiān)聽和解讀，這會產(chǎn)生很多的無效工作；此外，組播報文監(jiān)聽和解讀工作也會占用大量的CPU處理時間。592023/2/5默認(rèn)情況：交換機(jī)接收到一個組播數(shù)據(jù)包后，向所有端口發(fā)送，即使不是該組的成員也會收到該數(shù)據(jù)包，這樣不但浪費帶寬，而且安全性低，在一些收費業(yè)務(wù)上也不容易控制。IGMPsnooping602023/2/5理想的方式，交換機(jī)接收到的組播數(shù)據(jù)包只發(fā)給該組成員。實現(xiàn)方案：交換機(jī)上建立轉(zhuǎn)發(fā)表項（G，Port_Set），其中G是組播地址（MAC地址），Port_Set是接口集合，每個接口連接一個組播組成員。612023/2/5（四）三層組播組播轉(zhuǎn)發(fā)項跟單播環(huán)境下的路由表相似，組播環(huán)境下也有一個轉(zhuǎn)發(fā)依據(jù)：組播轉(zhuǎn)發(fā)項，主要有下列部分組成：1。組地址；2。數(shù)據(jù)源地址；3。入接口；4。出接口結(jié)合。G:225.10.10.10S:192.168.1.10IIF:Serial0OIF_List:Serial1;Serial2;Serial3.622023/2/5根據(jù)轉(zhuǎn)發(fā)項進(jìn)行轉(zhuǎn)發(fā)組播路由器接收到一個組播數(shù)據(jù)包后，做如下轉(zhuǎn)發(fā)：1。根據(jù)組地址和源地址確定轉(zhuǎn)發(fā)項；2。確保接收的數(shù)據(jù)包是從IIF到達(dá)的；3。向所有OIF集合內(nèi)的接口發(fā)送。G:225.10.10.10FLAGS:RPT,ST,etcS:192.168.1.10IIF:Serial0OIF_List:Serial1;Serial2;Serial3.632023/2/5642023/2/5652023/2/5662023/2/5RPF檢查是IP組播中最重要的概念?。?！672023/2/5三層組播數(shù)據(jù)包的處理過程：1、接收到數(shù)據(jù)包后首先進(jìn)行RPF檢查2、若檢查通過，則向所有下游設(shè)備轉(zhuǎn)發(fā)3、若不通過，則丟棄該數(shù)據(jù)包注意：不論RPF檢查還是轉(zhuǎn)發(fā)，其依據(jù)都是組播轉(zhuǎn)發(fā)表，RPF檢查的依據(jù)是IIF，轉(zhuǎn)發(fā)的目標(biāo)就是出口集合。組播協(xié)議的要素1.組的管理和維護(hù)在組播這套協(xié)議中，在網(wǎng)絡(luò)設(shè)備和所連接的子網(wǎng)需要有一套協(xié)議或機(jī)制來保證網(wǎng)絡(luò)設(shè)備知道所連接的子網(wǎng)中，有多少臺主機(jī)屬于一個特定的組。2.組播報文的路由:要組播路由協(xié)議有什么用?

(1)發(fā)現(xiàn)上游接口，離源最近的接口。因為組播路由協(xié)議只關(guān)心到源的最短路徑。

(2)通過(S，G)對來決定真正的下游接口，當(dāng)所有的路由器都知道了他們的上下游接口，那么一顆多播樹就已經(jīng)建立完成。根是源主機(jī)直連的路由器，而樹枝是通過IGMP發(fā)現(xiàn)有組員的子網(wǎng)直連的路由器。

(3)管理多播樹a，避免環(huán)路。如果有環(huán)路得存在，那么一個或多個包會返回到其輸入的接口，而且這個包也會經(jīng)復(fù)制發(fā)到其他的端口上。這一結(jié)果可能導(dǎo)致多播風(fēng)暴，這個包不斷在路由器與交換機(jī)間復(fù)制，直到TTL減為0。由于這是個復(fù)制過程，它的危害會比單播環(huán)路嚴(yán)重的多，所以所有的多播路由器必須知道多播包的源，并且需要保證多播包不能從源接口發(fā)出B，必須知道哪些是上游接口和下游接口，可以分辨出數(shù)據(jù)包的流向。如果在不是在源的上游接口收到數(shù)據(jù)包，就會把它丟棄掉。還要關(guān)心(S，G)下游接口。當(dāng)關(guān)于一個(S，G)的上下游接口都被判斷出來了，那么一顆多播樹就形成了。C，多播路由協(xié)議必須關(guān)心到源的最短路徑，或者說它關(guān)心到源的上游接口。稀疏和密集模式的比較?稀疏模式：它是指在一個整體網(wǎng)絡(luò)中，參與組播的主機(jī)相對來少的一種拓?fù)?，主要出現(xiàn)在WAN中。密集模式：和以上相反，主要出現(xiàn)在交換式LAN或校園網(wǎng)中隱式加入和顯示加入的比較?

組員可以在多播會話存活的時候，加入或退出一個組，而其相連的路由器必須動態(tài)的根據(jù)直連子網(wǎng)內(nèi)組員的存在或退出來決定要加入或剪除多播樹的樹枝。這就是通過顯式或隱式加入兩種方式來完成。

隱式加入試用于密集模式，它是通過先把網(wǎng)際網(wǎng)絡(luò)上的所有路由器都加入