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RIP 詳細(xì)解析選路信息協(xié)議( 二 )

云知道


假如第一個(gè)廣播路由的路由器出故障（如崩潰）會(huì)有什么后果？RIP規(guī)定所有收聽者必須對(duì)通過RIP獲得的路由設(shè)置定時(shí)器 。當(dāng)路由器在選路表中安置新路由時(shí)，它也為之設(shè)定了定時(shí)器 。當(dāng)該路由器又收到關(guān)于該路由的另一個(gè)廣播報(bào)文后，定時(shí)器也要重新設(shè)置 。假如經(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(cuò)誤 。第一，由于算法不能明確地檢測(cè)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(yù)防措施 。第二，RIP必須對(duì)可能的距離使用一個(gè)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(duì)于那些實(shí)際跳數(shù)值在16左右的互連網(wǎng)絡(luò)，治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(bào)文在網(wǎng)絡(luò)之間的傳輸速度很慢，RIP所使用的矢量距離算法會(huì)產(chǎn)生慢收斂（slow convergence）或無限計(jì)數(shù)（count to infinity）問題從而引發(fā)不一致性 。選擇一個(gè)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 。
【RIP 詳細(xì)解析選路信息協(xié)議】 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(gè)根本性的問題，在此協(xié)議中，更新報(bào)文僅僅包含由目的網(wǎng)絡(luò)及到達(dá)該網(wǎng)絡(luò)的距離構(gòu)成的序偶 。
R1直接與網(wǎng)絡(luò)1相連，所以在它的選路表中有一條到該網(wǎng)絡(luò)的距離為1的路由；在周期性的路由廣播中包括了這個(gè)路由 。R2從R1處得知了這個(gè)路由，并在自己的選路表中建立了相應(yīng)的路由產(chǎn)工將之以距離值2廣播出去 。最后R3從R2處得知該路由并以距離值3廣播 。

;現(xiàn)在假設(shè)R1到網(wǎng)絡(luò)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(shí)，R1應(yīng)該通告這一信息 。但是，除非協(xié)議包含了額外的機(jī)制預(yù)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 ?？赡芗僭O(shè)一個(gè)非凡的情況，即R2正好在R1與網(wǎng)絡(luò)1連接失效后通告其路由 。因此，R1就會(huì)收到R2的報(bào)文，并對(duì)此使用通常的矢量距離算法：它注重到R2有到達(dá)網(wǎng)絡(luò)1的費(fèi)用更低的路由，計(jì)算出現(xiàn)在到達(dá)網(wǎng)絡(luò)1需要3跳（R2通告的到網(wǎng)絡(luò)1費(fèi)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(dá)網(wǎng)絡(luò)1的路由 。圖1.4描述了這個(gè)結(jié)果 。這樣的話，R1和R2中的任一個(gè)收到去網(wǎng)絡(luò)1的數(shù)據(jù)報(bào)之后，就會(huì)把該報(bào)文在兩者之間往返傳輸直到壽命計(jì)時(shí)器超時(shí)溢出 。
這兩個(gè)路由器隨后廣播的RIP不能迅速解決這個(gè)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(gè)項(xiàng)目 。而R2得知R1到網(wǎng)絡(luò)1的距離是3之后，計(jì)算出該路由新長(zhǎng)度4.到第三輪的時(shí)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(fù)，直至距離值到達(dá)RIP的極限 。
慢收斂問題的解決可以使用分割范圍更新（split horizon update）技術(shù)來解決慢收斂問題 。在使用分割范圍技術(shù)時(shí)，路由器記錄下收到各路由的接口，而當(dāng)這路由器通告路由時(shí)，就不會(huì)把該路由再通過那個(gè)接口送回去 。在該例中，路由器R2不會(huì)把它到網(wǎng)絡(luò)1的距離為2的路由再通告給R1，因此一旦R1與網(wǎng)絡(luò)1的連接失效，它就不會(huì)再通告該路由 。經(jīng)過幾輪選路更新之后，所有的機(jī)器都會(huì)知道網(wǎng)絡(luò)1是不可達(dá)的 。但是分割范圍更新技術(shù)不能解決所有的拓?fù)浣Y(jié)構(gòu)中的問題 ?？紤]慢收斂問題的另一個(gè)方法是使用信息流的概念 。假如路由器通告了到某網(wǎng)絡(luò)的短路由，所有接收路由器迅速地作出安裝該路由的反應(yīng) 。當(dāng)路由器停止通告某路由，協(xié)議在判定該路由不可達(dá)之前，要依據(jù)超時(shí)機(jī)制來工作 。當(dāng)超時(shí)出現(xiàn)時(shí)，路由器尋找替代路由并開始傳播此信息 。不幸的是，路由器并不知道這個(gè)替代路由是否要依靠于剛剛消失的路由 。因此，通常不應(yīng)迅速地傳播否定的信息 。有一條警句或謂一語破的：好消息傳播得快，壞消息傳播得慢 。解決慢收斂問題的另一個(gè)技術(shù)使用了抑制（hold down）法 。抑制法迫使參與協(xié)議工作的路由器，在收到關(guān)于某網(wǎng)絡(luò)不可達(dá)的信息后的一段固定時(shí)間內(nèi)，忽略任何關(guān)于該網(wǎng)絡(luò)的路由信息 。這段抑制時(shí)間的典型長(zhǎng)度是60秒 。該技術(shù)的思路是等待足夠的時(shí)間以便確信所有的機(jī)器都收到壞消息，并且不會(huì)錯(cuò)誤地接受內(nèi)容過時(shí)的報(bào)文 。需要指出的是，所有參與RIP的機(jī)器都要遵循抑制策略，否則仍然會(huì)發(fā)生選路回路現(xiàn)象 。抑制技術(shù)的缺點(diǎn)是：假如出現(xiàn)了選路回路，那么在抑制期間內(nèi)這些選路回路仍然會(huì)維持下去 。更嚴(yán)重的是，在抑制期間所有不正確的路由也保留下來了，即使是有替代路由的存在 。解決慢收斂問題的最后一種技術(shù)就是毒性逆轉(zhuǎn)（poison reverse） 。當(dāng)一條連接消失后，路由器在若干個(gè)更新周期內(nèi)都有保留該路由，但是在廣播路由時(shí)則規(guī)定該路由的費(fèi)用為無限長(zhǎng) 。為提高毒性逆轉(zhuǎn)法的效率，它應(yīng)該與觸發(fā)更新（triggered updates）技術(shù)結(jié)合 。觸發(fā)更新技術(shù)使得新信息，路由器減少了因?yàn)橄胄藕孟⒍p易出錯(cuò)的時(shí)間 。不幸的是，雖然觸發(fā)更新技術(shù)、毒性逆轉(zhuǎn)技術(shù)、抑制技術(shù)和分割范圍技術(shù)能夠解決一些問題，但它們又帶來了一些新的問題 。例如，在許多路由器共享一個(gè)公共網(wǎng)絡(luò)的結(jié)構(gòu)中采用觸發(fā)更新技術(shù)的情況下，一個(gè)廣播就能改變這些路由器的選路表，引發(fā)一輪新的廣播 。假如第二輪廣播改變了路由表，它又會(huì)引起更多的廣播 。這就產(chǎn)生了廣播雪崩 。使用廣播技術(shù)（這有可能產(chǎn)生選路回路）和使用抑制技術(shù)防止慢收斂問題，可使得RIP在廣域網(wǎng)上的工作效率極低 。廣播要耗費(fèi)大量寶貴的帶寬 。即便不出現(xiàn)廣播雪崩現(xiàn)象，所有機(jī)器周期性地進(jìn)行廣播也意味著網(wǎng)絡(luò)流量隨著路由器數(shù)目的增加而增加 。而可能出現(xiàn)的選路回路在線路容量有限的情況下可能就是致命的問題 。當(dāng)兜圈子的分組使得線路的容量飽和后，路由器要交換一些選路報(bào)文來打破這種回路，就變得很困難甚至是不可能的 。同樣，在廣域網(wǎng)中，抑制期間可能太長(zhǎng)，使得高層協(xié)議使用的定時(shí)器超時(shí)從而中斷連接 。盡管有這些熟知的問題，但還是有許多的組織在廣域網(wǎng)上使用RIP作為IGP 。RIP報(bào)文格式RIP報(bào)文大致可分為兩類：選路信息報(bào)文和對(duì)信息的請(qǐng)求報(bào)文 。它們都使用同樣的格式，由固定的首部和后面可選的網(wǎng)絡(luò)和距離序偶列表組成 。圖1.5給出的報(bào)文的格式：在這個(gè)圖中，命令（COMMAND）字段按照下表的規(guī)定對(duì)應(yīng)了各種操作：08;;;;;1624;;;31命令(1-5)版本(1)必為零網(wǎng)1的協(xié)議族必為零網(wǎng)1的IP地址必為零必為零至網(wǎng)1的距離網(wǎng)2的協(xié)議族

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