通信互聯(lián)網(wǎng)技術(shù)知識點精講之路由信息協(xié)議

       下面是由希賽小編整理的通信互聯(lián)網(wǎng)技術(shù)知識點精講之路由信息協(xié)議，希望能幫助學(xué)友們。具體內(nèi)容如下：

       路由信息協(xié)議

       使用最廣泛的一種內(nèi)部網(wǎng)關(guān)協(xié)議是路由信息協(xié)議(RoutingInformationProtocol,RIP)，又稱為routed(路由守護(hù)神)，來自一個實現(xiàn)它的程序。這個程序最初由加利福尼亞大學(xué)伯克利分校設(shè)計，用于給在局域網(wǎng)上的機器提供一致的選路和可達(dá)信息。它依靠物理網(wǎng)絡(luò)的廣播功能來迅速交換選路信息。它并不是被設(shè)計來用于大型廣域網(wǎng)的(盡管現(xiàn)在的確這么用)。

       在旋樂(Xerox)公司的PaloAlto研究中心PARC早期所作的關(guān)于網(wǎng)絡(luò)互連的研究的基礎(chǔ)上，routed實現(xiàn)了起源于XeroxNSRIP的一個新協(xié)議，它更為通用化，能夠適應(yīng)多種網(wǎng)絡(luò)。

       盡管在其前輩上做了一些小改動，RIP作為IGP流行起來并非在技術(shù)上有過人之處，而是由于伯克利分校把路由守護(hù)神軟件附加在流行的4BSDUNIX系統(tǒng)上一起分發(fā)，從而使得許多TCP/IP網(wǎng)點根本沒考慮其技術(shù)上的優(yōu)劣就采用routed并開始使用RIP.一旦安裝并使用了這個軟件，它就成為本地選路的基礎(chǔ)，研究人員也開始在大型網(wǎng)絡(luò)上使用它。

       關(guān)于RIP的最令人吃驚的亊可能就是在它還沒有正式標(biāo)準(zhǔn)之前就已經(jīng)廣泛流行了，大多數(shù)的實現(xiàn)都脫胎于伯克利分校的程序，但是由于編程人員對未形成文檔的微妙細(xì)節(jié)理解不同而造成了它們之間互操作性限制。協(xié)議出現(xiàn)新版本后，出現(xiàn)了更多的問題。在1988年6月形成了一個RFC標(biāo)準(zhǔn)，這才使軟件商解決了互操作性問題。

       RIP的基礎(chǔ)就是基于本地網(wǎng)的矢量距離選路算法的直接而簡單的實現(xiàn)。它把參加通信的機器分為主動的(active)和被動的(passive或silent)主動路由器向其他路由器通告其路由，而被動路由器接收通告并在此基礎(chǔ)上更新其路由，它們自己并不通告路由。只有路由器能以主動方式使用RIP,而主機只能使用被動方式?

       以主動方式運行RIP的路由器每隔30s廣播一次報文，該報文包含了路由器當(dāng)前的選路數(shù)據(jù)庫中的信息。每個報文由序偶構(gòu)成，每個序偶由一個IP網(wǎng)絡(luò)地址和一個代表到達(dá)該網(wǎng)絡(luò)的距離的整數(shù)構(gòu)成。RIP使用跳數(shù)度量(hopcountmetric)來衡量到達(dá)目的站的距離。在RIP度景標(biāo)準(zhǔn)中，路由器到它直接相連的網(wǎng)絡(luò)的跳數(shù)被定義為1,到通過另一個路由器可達(dá)的網(wǎng)絡(luò)的距離為2跳，其余依次類推。因此，從給定源站到目的站的一條路徑的跳數(shù)(numberofhops或hopcount)對應(yīng)于數(shù)據(jù)報沿該路傳輸時所經(jīng)過的路由器數(shù)。顯然，使用跳數(shù)作為衡量最短路徑并不一定會得到最佳結(jié)果。例如，一條經(jīng)過三個以太網(wǎng)的跳數(shù)為3的路徑，可能比經(jīng)過兩條低速串行線的跳數(shù)為2的路徑要快得多。為了補償傳輸技術(shù)上的差距，許多RIP軟件在通告低速網(wǎng)絡(luò)路由時人為地增加了跳數(shù)。

       運行RIP的主動機器和被動機器都要監(jiān)聽所有的廣播報文，并根據(jù)前面所說的矢ft距離算法來更新其選路表。

       RIP規(guī)定了少量規(guī)則來改進(jìn)其性能和可靠性。例如，當(dāng)路由器收到另一個路由器傳來的路由時，它將保留該路由直到收到更好的路由。為了防止路由在兩個或多個費用相等的路徑之間振蕩不定，RIP規(guī)定在得到費用更小的路由之前保留原有路由不變。

       RIP規(guī)定所有收聽者必須對通過RIP獲得的路由設(shè)置定時器。當(dāng)路由器在選路表中安置新路由時，它也為之設(shè)定了定時器。當(dāng)該路由器又收到關(guān)于該路由的另一個廣播報文后，定時器也要重新設(shè)置。如果經(jīng)過180s后還沒有下一次通愾該路由，它就變?yōu)闊o效路由。

       R1P必須處理下層算法的3類錯誤。第一。由于算法不能明確地檢測出選路的回路，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必須對可能的距離使用一個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，對于那些實際跳數(shù)值在16左右的互連網(wǎng)絡(luò)，管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產(chǎn)生慢收斂(slowconvergence)或無限計數(shù)(counttoinfinity)問題從而引發(fā)不一致性。選擇一個小的無限大值(16)。可以限制慢收斂問題，但不能徹底解決客觀存在。

       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)議中的一個根本性的問題，在此協(xié)議中，更新報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。為了理解這個問題，考慮如圖5-38所示的路由集合。

       如圖5-38所示的那樣，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)的距離為丨的路由：在周期性的路由廣播中包括了這個路由。R2從R1處得知了這個路由，并在自己的選路表中建立了相應(yīng)的路由表并將之以距離值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，R1應(yīng)該通告這一信息。但是，除非協(xié)議包含了額外的機制預(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)一個特殊的情況，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就會收到R2的報文，并對此使用通常的矢量距離算法：它注意到R2有到達(dá)網(wǎng)絡(luò)1的費用更低的路由，計算出現(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5-38描述了這個結(jié)果，R1和R2中的任一個收到去網(wǎng)絡(luò)1的數(shù)據(jù)報之后，就會把該報文在兩者之間來回傳輸直到壽命計時器超時溢出。

       這兩個路由器隨后廣播的RIP不能迅速解決這個問題。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項目。而R2得知R1到網(wǎng)絡(luò)1的距離是3之后，計算出該路由新長度4.到第三輪的時候，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。

       對圖5-38的示例，可以使用分割范圍更新(splithorizonupdate)技術(shù)來解決慢收斂問題。在使用分割范圍史新技術(shù)時，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，就不會把該路由再通過那個接口送回去。在該例中，路由器R2不會把它到網(wǎng)絡(luò)丨的距離為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，它就不會再通告該路由。經(jīng)過幾輪選路更新之后，所有的機器都會知道網(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。

       解決慢收斂問題的另一個技術(shù)是使用抑制(holddown)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。這段抑制時間的典型長度是60s.該技術(shù)的思路是等待足夠的時間以便確信所有的機器都收到壞消息，并且不會錯誤地接受內(nèi)容過時的報文。需要指出的是，所有參與RIP的機器都要遵循抑制策略，否則仍然會發(fā)生選路回路現(xiàn)象。抑制技術(shù)的缺點是：如果出現(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，即使有替代路由存在。

       解決慢收斂問題的最后一種技術(shù)就是毒性逆轉(zhuǎn)(poisonreverse)。當(dāng)一條連接消失后，路由器在若干個更新周期內(nèi)都保留該路由，但是在廣播路由時則規(guī)定該路由的費用為無限長。為提高毒性逆轉(zhuǎn)法的效率，它應(yīng)該與觸發(fā)更新(triggeredupdates)技術(shù)結(jié)合。

       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，一個廣播就能改變這些路由器的選路表，引發(fā)一輪新的廣播。如果第二輪廣播改變了路由表，它又會引起更多的廣播。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?？墒沟肦1P‘在廣域網(wǎng)上的工作效率極低。廣播要耗費大量寶貴的帶寬。即便不出現(xiàn)廣播雪崩現(xiàn)象，所有機器周期性地進(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，使得高層協(xié)議使用的定時器超時從而中斷連接。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。

       (1)RIP報文格式。RIP報文大致可分為兩類：選路信息報文和對信息的請求報文。

       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5-39所示為報文的格式，命令(COMMAND)字段按照規(guī)定對應(yīng)各種操作。在32比特的首部之后，報文包含了一系列的序偶，每個序偶由一個網(wǎng)絡(luò)IP地址和一個到達(dá)該網(wǎng)絡(luò)的整數(shù)距離值構(gòu)成。

       路由潘或主機通過發(fā)送請求命令向另一個路由器請求(request)選路信息。路由器使用響應(yīng)(response)命令回答。但是在大多數(shù)情況下，路由器不經(jīng)請求就周期性發(fā)送響應(yīng)報文。版本(VERSION)字段包含了協(xié)議的版本號，接收方檢測該字段以便對報文作出正確的解釋。

       (2)RIP編址約定。RIP的普遍適用性也體現(xiàn)在它傳送網(wǎng)絡(luò)地址的方式上。它的地址格式不局限于供TCP/IP用戶使用，還能適應(yīng)其他網(wǎng)絡(luò)協(xié)議族的規(guī)定。圖5-39中，RIP通吿中的每個網(wǎng)絡(luò)地址可以長達(dá)14個八位組。當(dāng)然，IP地址僅需4個八位組，R1P定義余下的八位組必須為零。網(wǎng)絡(luò)i族(FAMlLYOFNETi)字段指出了解釋它后面出現(xiàn)的M絡(luò)地址時應(yīng)遵循的協(xié)議族。RIP對各類地址族的陚值遵循了4BSDUNIX操作系統(tǒng)的規(guī)定(IP地址類型的賦值是2)。

       除了正常的IP地址之外，RIP規(guī)定地址0.0.0.0作為默認(rèn)路由。R1P對通告的每個路由，包括默認(rèn)路由，都附加了距離度量標(biāo)準(zhǔn)。因此，可以讓兩個路由器以不同的度量標(biāo)準(zhǔn)來通告默認(rèn)路由(如到互連網(wǎng)絡(luò)的其余部分的路由)，選擇其中的一條作為基本路徑，另一條作為備用。

       在RIP報文每個項目的最后一個字段是到網(wǎng)絡(luò)i的距離(DISTANCETONETi)字段，其內(nèi)容是到達(dá)指定網(wǎng)絡(luò)的整數(shù)型距離值。距離值是以跳數(shù)作為度量單位的，但是它的取值范圍限制在1-16,16代表無限遠(yuǎn)(即該路由不存在)。

       (3)RJP報文的發(fā)送。RIP報文中并沒包含顯式的長度字段。相反，RIP假設(shè)底層投遞系統(tǒng)能夠告訴接收方收到的報文長度。特別是，在TCP/IP系統(tǒng)中，RIP報文依賴于UDP來告訴接收方報文的長度。RIP工作在UDP上的端口是520,雖然RJP可以不同的UDP端口來發(fā)送請求報文，但是在接收端的UDP端口通常都是520,同時這也是RIP產(chǎn)生廣播報文的源端口。

       使用RIP作為內(nèi)部路由器協(xié)議限制選路的度量必須基于跳數(shù)。但跳數(shù)通常僅提供對網(wǎng)絡(luò)響應(yīng)能力和容量的粗略估量，而并不能產(chǎn)生最佳路由。此外，基于最小跳數(shù)來計算路由會有嚴(yán)重的缺點，即它會使選路相對固定不變，因為路由不能對網(wǎng)絡(luò)負(fù)荷的變化做出反應(yīng)。

       IPRIP在兩個文檔中正式定義：RFC1058和1723.RFC1058(1988)描述了RIP的第一版實現(xiàn)，RFC1723(1994)是它的更新，允許RIP分組攜帶更多的信息和安全特性。

       RIP簡單、易實現(xiàn)，在一些小型網(wǎng)絡(luò)中得到普遍應(yīng)用。

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