Сидни Фейт - TCP/IP Архитектура, протоколы, реализация (включая IP версии 6 и IP Security)
Значения для задержки, полосы пропускания и MTU берутся из конфигурационной информации маршрутизатора, а значения для нагрузки и надежности вычисляются динамически на основе информации, которой обмениваются маршрутизаторы. В таблице 8.3 дано несколько примеров для кодов задержки и полосы пропускания.
В таблице 8.2 приведены метрики, возвращаемые протоколом Simple Network Management Protocol (SNMP) из пула маршрутизаторов Cisco. Например:
IP-маршрут назначения Метрика IP-маршрута 1 Метрика IP-маршрута 2 Метрика IP-маршрута 3 Метрика IP-маршрута 4 Метрика IP-маршрута 5 Индекс ЕСЛИ IP-маршрута Возраст IP-маршрута (с) 128.6.0.0 12610 1536 61000 2 255 3 11 128.96.0.0 14647 1170 61000 2 255 6 16 128.112.0.0 10667 1170 21200 1 255 6 23Для IGRP/EIGRP значения метрик имеют следующий смысл:
Метрика 1 Обобщенная метрика маршрута
Метрика 2 Метрика полосы пропускания
Метрика 3 Сумма задержек интерфейса
Метрика 4 Счетчик попаданий маршрута
Метрика 5 Надежность интерфейса (255 означает 100%)
Таблица 8.3 Измерение задержки и полосы пропускания в IGRP
Носитель Значение задержки по умолчанию (в десятках мкс) Метрика полосы пропускания (10 000 000 разделить на полосу пропускания в Кбит/с) Спутниковая связь (500 Мбит) 200 000 (2 с) 20 Ethernet (10 Мбит) 100 (1 мс) 1 000 1.544 Мбит 2 000 (20 мс) 6 480 64 Кбит 2 000 156 250 56 Кбит 2 000 178 570 10 Кбит 2 000 1 000 000 1 Кбит 2 000 10 000 0008.12.2 Другие конфигурируемые значения IGRP
Конфигурировать маршрутизаторы IGRP несложно. Кроме IP-адреса, маски подсети, MTU, полосы пропускания и задержки связи, можно специфицировать:
■ Фактор изменения (variance factor) V. Если M является наименьшей метрикой пути, используется путь с метрикой М×V.
■ Разрешить или запретить хранение (hold down).
■ Можно конфигурировать и таймеры, хотя чаще используют следующие значения по умолчанию:
■ Широковещательная рассылка изменений каждые 90 с.
■ Если в течение 270 с не приходит сообщение об изменениях от соседнего маршрутизатора, то соответствующие элементы удаляются по тайм-ауту. Если нет альтернативных маршрутов, точка назначения маркируется как недостижимая.
■ Выполняется хранение, во время которого не учитываются новые пути к недостижимой точке назначения (в течение не менее 280 с).
■ Если в течение 540 с (время существования потока обновления — flush time), не приходит сведений об изменениях точки назначения, то удаляется соответствующая строка.
8.12.3 Механизм протокола IGRP
Как и в RIP, маршрутизатор IGRP периодически посылает своим соседям сведения об изменениях. К ним относится полное содержимое текущей таблицы маршрутизации со всеми метриками.
Промежуток хранения предотвращает воссоздание разорванного маршрута по сведениям из устаревших сообщений. Ни один новый маршрут к точке назначения не учитывается, пока не завершится период его хранения (хотя можно отключить этот механизм).
Метод расширения горизонтов служит для предотвращения объявления о пути тем маршрутизатором, который расположен ниже по цепочке следования на таком маршруте. Кроме того, IGRP предоставляет собственную версию метода опасного реверса. Если метрика маршрута увеличивается более чем в 1,1 раза, вероятно, будет сформировано зацикливание, и такой маршрут игнорируется.
Триггерные изменения пересылаются только после внесения этих изменений в собственную таблицу маршрутизации (например, при удалении маршрута). Маршрут удаляется в следующих случаях:
■ По тайм-ауту коммуникации с ближайшим соседом — удаляется маршрут к этому соседу
■ Маршрутизатор следующего попадания указывает на недоступность маршрута
■ Метрика увеличивается настолько существенно, что возможно возникновение опасного реверса
8.12.4 Внешняя маршрутизация
Причина популярности IGRP среди провайдеров заключается в возможности управления маршрутизацией между автономными системами. Распространяемые в IGRP изменения включают в себя несколько путей к внешним сетям, из которых можно выбрать один путь для использования по умолчанию.
8.12.5 Возможности EIGRP
Улучшения в EIGRP основаны на тех же метриках и вычислении расстояния, что и обычные свойства этого протокола. Однако расширение свойств существенно улучшает возможности EIGRP за счет поддержки маски подсети и исключения периодических изменений. Пересылаются только реальные изменения, a EIGRP обеспечивает проверку их получения путем анализа обратного сообщения о подтверждении приема. Простые периодические сообщения Hello! (Привет!) позволяют узнать об активности своих ближайших соседей. Еще одним важным усовершенствованием стало применение диффузионного алгоритма для изменений (Diffusing Update Algorithm — DUAL), гарантирующего маршрутизацию без зацикливания.
8.12.6 DUAL в EIGRP
Основная идея DUAL проста и основана на следующем наблюдении:
Если путь постоянно приближает к точке назначения, то он не может сформировать зацикливание.
С другой стороны, если путь зациклен (т.е. образует кольцо), он будет содержать маршрутизатор, расстояние которого до точки назначения больше, чем у предшествующего маршрутизатора (см. рис. 8.11).
Рис. 8.11. Маршрут с формированием зацикливания
Метод DUAL разработан для поиска таких путей, на которых каждый маршрутизатор при движении к точке назначения стоит ближе каждого своего предшественника. Маршрутизатор E на рис. 8.11 порождает серьезные подозрения, поскольку сведения от ближайшего маршрутизатора, следующего по пути движения (Z), в сообщениях будут иметь большую метрику, чем в собственной таблице E.
8.12.7 Таблицы топологии в DUAL
Для реализации DUAL протокол EIGRP сохраняет информацию, которой не пользуется IGRP. EIGRP хранит информацию о маршрутах для каждого соседнего маршрутизатора, извлекая ее из сообщений об изменениях от этих маршрутизаторов (IGRP игнорирует любую информацию о неоптимальных маршрутах). Эта информация хранится в дополнительной таблице топологии (topology table), содержащей следующие сведения:
Точка назначения Ближайший сосед Метрика ближайшего соседа Собственная текущая метрика8.12.8 Пригодный преемник в DUAL
Наиболее интересными в таблице топологии являются сведения о пригодном преемнике (feasible successor), которым для маршрутизатора является его ближайший сосед, находящийся в текущий момент ближе к точке назначения, чем он сам.
Когда существует, по крайней мере, один пригодный преемник, то можно достичь точки назначения, и для данного пути текущим является пассивное (passive) состояние DUAL. Однако когда поступившие изменения меняют картину и пригодный преемник теряется, маршрутизатор начинает опрос ближайших соседей, чтобы определить, нельзя ли переключиться на более длинный маршрут и не будет ли при этом сформировано зацикливание.
Рассмотрим этот процесс с более формальной точки зрения:
1. Предположим, что я могу достичь точки, где будет только один пригодный преемник на пути к точке назначения, через маршрутизатор Z.
