动态路由协议培训
目录 1. 路由协议 3 1.1. 静态的与动态的内部路由 3 1.2. 选路信息协议（RIP） 5 1.2.1. 慢收敛问题的解决 7 1.2.2. RIP报文格式 8 1.2.3. RIP编址约定 9 1.2.4. RIP报文的发送 10 1.3. OSPF 10 1.3.1. 概述 10 1.3.2. 数据包格式 10 1.3.3. OSPF基本算法 11 1.3.4. OSPF路由协议的基本特征 12 1.3.5. 区域及域间路由 13 1.3.6. OSPF协议路由器及链路状态数据包分类 16 1.3.7. OSPF协议工作过程 18 1.3.8. OSPF路由协议验证 21 1.3.9. 小结 21 1.4. HELLO协议 22 1.5. 将RIP，HELLO和EGP组合起来 23 1.6. 边界网关协议第4版（BGP4） 24 1.7. EGP 27 1.7.1. 给体系结构模型增加复杂性 27 1.7.2. 一个其本思想：额外跳 28 1.7.3. 自治系统的概念 30 1.7.4. 外部网关协议（EGP） 31 1.7.5. EGP报文首部 32 1.7.6. EGP邻站获取报文 33 1.7.7. EGP邻站可达性报文 34 1.7.8. EGP轮询请求报文 34 1.7.9. EGP选路更新报文 35 1.7.10. 从接收者的角度来度量 37 1.7.11. EGP的主要限制 38 2. CISCO 路由器产品介绍 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 参数设置 43 网络号 43 IP类设置 44 菜单设置 44 欢迎文本 44 异步线的设置 44 总结 45 附录一 路由器常用命令 45 4. 基本维护 52 两种状态 52 帮助 52 命令简写 52 跟踪错误 53 进入设置状态 53 存储退出 53 删除设置 53 一些常用命令 53 修改地址 53 修改enable secrect password 55 附录二 常见网络故障分析及排除 55 1 路由器常用测试命令 55 2 路由器传输故障排除方法 55 3网络常见问题 57 路由协议 1 静态的与动态的内部路由 在一个自治系统内的两个路由器彼此互为内部路由器。例如，因为核心构成了一个 自治系统，两个Internet核心路由器互为内部路由器。在大学校园里的两个路由器也互 为内部路由器，因为在校园里的所有机器都属于同一个自治系统。 自治系统中的路由器如何获得关于本系统内部的网络的信息呢？在小型的、缓慢变 化着的互连网络中，管理者可以使用手工方式进行路由的建立与修改。管理者保留一张 关于网络的表格，并在有新的网络加入到该自治系统或从该自治系统删除一个网络时， 更新该表格。例如图1.1中显示的小公司的互连网络。为这样的互连网络选路耗费就微不 足道，因为任何两点之间仅有一条路由。管理者可用人工的方式来配置所有的主机和路 由器的路由。互连网络更改状态（如新增一个网络）时，管理者重新配置所有机器上的 路由。 图1.1 在一个网点中包括了5个以太网和4个路由器的小型互连网络。在这 个互连网络中任意两台主机之间仅有一个路由 人工的系统明显存在缺点，它不能适应网络的迅速增长或迅速变化。在大型的、迅 速变化的环境中，如Internet 网，人对情况变化的反应速度太慢，来不及处理问题；必须使用自动机制。采用自动机 制还有利于提高可靠性，并对某些路由可变的小型互连网络中的故障采取反应措施。为 了验证这一点，我们假设在图1.1中增加一个路由器，使之变为图1.2 所示的结构。 图1.2 增加了路由器R5后使得网络2和3之间多了一条备用路径当原有路由出故 障时，选路软件能够迅速切换到备用路由 对于拥有多个物理路径的互连网络体系结构，管理者通常选择其中一条作为基本路 径。如果该基本路径上的路由器出故障，就必须改动路由使得通信流量通过备用路由器 来传输。人工改变路由的方式耗时长而且容易带来错误。因此，即便是小型互连网中， 也应使用处动机制来迅速而可靠地改变路由。 为了自动地保存准确的网络可达信息，内部路由器之间要进行通信，即路由器与可 到达的另一个路由器要交换网络可到达性数据或网络选路信息。把整个自治系统的可到 达信息汇集起来之后，系统中某个路由器就使用EGP把它们通告给另一个自治系统。 内部路由器通信与外部路由器通信的不同之处就是：EGP提供了为外部路由器通信广 泛使用的标准，而内部路由器通信却没有一个单独的标准。造成这种情况的原因之一， 就是自治系统的拓扑结构和具体技术的多样性。另一个原因是结构简单与功能强大之间 的折衷，即易于安装和配置的协议往往不能提供强大的功能。因此，流行的适用于内部 路由器通信的协议有很多种，但多数自治系统只选择其中一个在内部的来传播选路信息 。 由于没有单独的标准，我们使用内部网关协议IGP(Interior Gateway Protocol)作为统称来描述所有的用于内部路由器之间交换的网络可达信息及选路信息的 算法。例如Butterfly核心路由器构成了一个特定的自治系统，它使用SPREAD作为其内部 网关协议IGP。有些自治系统使用EGP来作IGP，不过这对那些由具有广播功能的局域网组 成的小型自治系统没有多少意义。 图1.3是自治系统使用某种IGP在内部路由器之间传播可到达信息的示意图。 在这个图中，IGP1和IGP2分别表示自治系统1和2所使用的内部网关协议。从图中可 以得到这个重要的概念： 图1.3 两个自治系统各自在其内部使用不同的IGP，但是其外部路由器使用 EGP与另一个系统通信的示意图 一个单个的路由器可以同时使用两种选路协议，一个用于到自治系统之外 的通信，另一个用于自治系统内部的通信。 具体地说，运行EGP通告可达性的路由器，通常还需要运行一种IGP，以便获得其自 治系统内部的信息。 2 选路信息协议（RIP） 使用最广泛的一种IGP是选路信息协议RIP（Routing Information Protocol），RIP的另一个名字是routed（路由守护神），来自一个实现它的程序。这个 程序最初由加利福尼亚大学伯克利分校设计，用于给他们在局域网上的机器提供一致的 选路和可达信息。它依靠物理网络的广播功能来迅速交换选路信息。它并不是被设计来 用于大型广域网的（尽管现在的确这么用）。 在旋乐（Xerox）公司的Palo Alto研究中心PARC早期所作的关于网络互连的研究的基础上，routed实现了起源于Xero x NS RIP的一个新协议，它更为通用化，能够适应多种网络。 尽管在其前辈上做了一些小改动，RIP作为IGP流行起来并非技术上有过人之处，而 是由于伯克利分校把路由守护神软件附加在流行的4BSD UNIX系统上一起分发，从而使得许多TCP/IP网点根本没考虑其技术上的优劣就采用rout ed并开始使用RIP。一旦安装并使用了这个软件，它就成为本地选路的基础，研究人员也 开始在大型网络上使用它。 关于RIP的最令人吃惊的事可能就是它在还没有正式标准之前就已经广泛流行了。大 多数的实现都脱胎于伯克利分校的程序，但是由于编程人员对未形成文档的微妙细节理 解不同而造成了它们之间互操作性限制。协议出现新版本后，出现了更多的问题。在19 88年6月形成了一个RFC标准，这才使软件商解决了互操作性问题。 RIP协议的基础就是基于本地网的矢量距离选路算法的直接而简单的实现。它把参加 通信的机器分为主机的（active）和被动的（passive或silent）。主动路由器向其他路 由器通告其路由，而被动路由器接收通告并在此基础上更新其路由，它们自己并不通告 路由。只有路由器能以主动方式使用RIP，而主机只能使用被动方式。 以主动方式运行RIP的路由器每隔30秒广播一次报文，该报文包含了路由器当前的选 路数据库中的信息。每个报文由序偶构成，每个序偶由一个IP网络地址和一个代表到达 该网络的距离的整数构成。RIP使用跳数度量（hop count metric）来衡量到达目的站的距离。在RIP度量标准中，路由器到它直接相连的网络的跳 数被定义为1，到通过另一个路由器可达的网络的距离为2跳，其余依此类推。因此从给 定源站到目的站的一条路径的跳数（number of hops或hop count）对应于数据报沿该路传输时所经过的路由器数。显然，使用跳数作为衡量最短路 径并不一定会得到最佳结果。例如，一条经过三个以太网的跳数为3的路径，可能比经过 两条低速串行线的跳数为2的路径要快得多。为了补偿传输技术上的差距，许多RIP软件 在通告低速网络路由时人为地增加了跳数。 运行RIP的主动机器和被动机器都要监听所有的广播报文，并根据前面所说的矢量距 离算法来更新其选路表。例如图1.2中的互连网络中，路由器R1在网络2上广播的选路信 息报文中包含了序偶（1,1），即它能够以费用值1到达网络1。路由器R2和R5收到这个广 播报文之后，建立一个通过R1到达网络1的路由（费用为2）。然后，路由器R2和R5在网 络3上广播它们的RIP报文时就会包含序偶（1,2）。最终，所有的路由器和主机都会建立 到网络1的路由。 RIP规定了少量的规则来改进其性能和可靠性。例如，当路由器收到另一个路由器传 来的路由时，它将保留该路由直到收到更好的路由。在我们所举的例子中，如果路由器 R2和R5都以费用2来广播到网络1的路由，那么R3的R4就会将路由设置为经过先广播的那 个路由器到达网络1。即： 为了防止路由在两个或多个费用相等的路径之间振荡不定，RIP规定在 得到费用更小的路由之前保留原有路由不变。 如果第一个广播路由的路由器出故障（如崩溃）会有什么后果？RIP规定所有收听者 必须对通过RIP获得的路由设置定时器。当路由器在选路表中安置新路由时，它也为之设 定了定时器。当该路由器又收到关于该路由的另一个广播报文后，定时器也要重新设置 。如果经过180秒后还没有下一次通告该路由，它就变为无效路由。 RIP必须处理下层算法的三类错误。第一，由于算法不能明确地检测出选路的回路， RIP要么假定参与者是可信赖的，要么采取一定的预防措施。第二，RIP必须对可能的距 离使用一个较小的最大值来防止出现不稳定的现象（RIP使用的值是16）。因而对于那些 实际跳数值在16左右的互连网络，管理者要么把它划分为若干部分，要么采用其他的协 议。第三，选路更新报文在网络之间的传输速度很慢，RIP所使用的矢量距离算法会产生 慢收敛（slow convergence）或无限计数（count to infinity）问题从而引发不一致性。选择一个小的无限大值（16），可以限制慢收敛问 题，但不能彻底解决客观存在。 选路表的不一致问题并非仅在RIP中出现。它是出现在任何矢量距离协议中的一个根 本性的问题，在此协议中，更新报文仅仅包含由目的网络及到达该网络的距离构成的序 偶。为了理解这个问题我们考虑图1.4中路由集合。图中描述了在图1.2中到达网络1的路 由。 图1.4 慢收敛问题。(a)中的三个路由器各有到网络1的路由。(b)中，到网络1 的路由已经消失了，但是R2对它的路由通告引起了选路的环路 正如图1.4（a）所显示的那样，R1直接与网络1相连，所以在它的选路表中有一条到 该网络的距离为1的路由；在周期性的路由广播中包括了这个路由。R2从R1处得知了这个 路由，并在自己的选路表中建立了相应的路由产工将之以距离值2广播出去。最后R3从R 2处得知该路由并以距离值3广播。 现在假设R1到网络1的连接失效了。那么R1立即更新它的选路表把该路由的距离置为 16（无穷大）。在下一次广播时，R1应该通告这一信息。但是，除非协议包含了额外的 机制预防此类情况，可能有其他的路由器在R1广播之前就广播了其路由。可能假设一个 特殊的情况，即R2正好在R1与网络1连接失效后通告其路由。因此，R1就会收到R2的报文 ，并对此使用通常的矢量距离算法：它注意到R2有到达网络1的费用更低的路由，计算出 现在到达网络1需要3跳（R2通告的到网络1费用是2跳，再加上到R2的1跳）。然后在选路 表中装入新的通过R2到达网络1的路由。图1.4描述了这个结果。这样的话，R1和R2中的 任一个收到去网络1的数据报之后，就会把该报文在两者之间来回传输直到寿命计时器超 时溢出。 这两个路由器随后广播的RIP不能迅速解决这个问题。在下一轮交换选路信息的过程 中，R1通告它的选路表中的各个项目。而R2得知R1到网络1的距离是3之后，计算出该路 由新长度4。到第三轮的时候，R1收到从R2传来的路由距离增加的信息，把自己的选路表 中该路由的距离增到5。如此循环往复，直至距离值到达RIP的极限。 1 慢收敛问题的解决 对图1.4的例子，可以使用分割范围更新（split horizon update）技术来解决慢收敛问题。在使用分割范围技术时，路由器记录下收到各路由的 接口，而当这路由器通告路由时，就不会把该路由再通过那个接口送回去。在该例中， 路由器R2不会把它到网络1的距离为2的路由再通告给R1，因此一旦R1与网络1的连接失效 ，它就不会再通告该路由。经过几轮选路更新之后，所有的机器都会知道网络1是不可...
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