DUT-Chapter4补充(略)(大连理工软件学院计算机网络课件)

最优性是指路由算法选择最佳路径的能力.低开销，最大程度的降低软件和使用开销。聚敛，当因为某种原因使路由器出现问题而无法继续正常使用时，路由器会发出路由更新信息传遍整个网络，重新计算最优路径，并最终使所有路由器就新路径达成一致。适应性，能够快速准确的适应不同的网络环境。路由算法应当能够通过编程，适应网络带宽，网络时延等参数变量的变化。算法类型静态vs动态

单路径vs多路径

单层结构vs分层结构

域间vs域内

链路状态vs距离向量静态vs动态在所有的路由中，静态路由优先级最高，高于动态路由。单路径vs多路径多路径，到达同一目的地的同时走多条路径。可以实现数据流量的多路复用。多路径路由算法可以提供更大的数据吞吐量，同时增强了网络的可靠性。单层结构vs分层结构在单层次的路由系统中，所有的路由器都是对等的；在分层路由系统中，存在主干路由器，任何两台非主干路由器通信必须通过主干路由器传递。网络规模增长带来的问题路由器中的路由表增大；路由器为选择路由而占用的内存、CPU时间和网络带宽增大。分层路由的原因分层路由域间vs域内有些路由算法只能在单独的域中使用，而另外一些路由算法则既可以在域间也可以在域内使用。这两种算法的性质是不同的，因此，一种好的域内路由算法往往并不一定能够在域间环境下使用。链路状态vs距离向量链路状态算法（又称为最短路径优先算法）可以把路由信息传递到网络上的所有节点。不过每一台路由器只是向外界发送描述自己链路状态的那一小部分路由表信息。距离向量算法（又称为Bellman-Ford算法）要求每一台路由器向外发送全部或绝大部分的路由表信息，不过该信息只能发送给临近的路由器。路由度量标准（自阅）路径长度可靠性时延带宽负载通信成本路径长度是最为常用的一种路由度量标准。1，网络管理人员为每一条网络连接指定路由成本。2，跳数。可靠性主要是指每一条网络连接的可使用性（通常使用误码率表示）。路由时延：从源地址到目的地的时间总和。带宽，路由器负载，网络拥挤状况以及数据包所需要经过的物理距离等都会影响时延，因为路由时延是多项重要变量的综合反映，所以被普遍的采用。带宽是指一条网络连接所能提供的流量吞吐能力。带宽反映了一条网络连接所能够提供的最大速率，但是有时使用宽带连接的路由并不一定是最优路径。例如，如果一条高速连接非常繁忙，那么实际等待发送数据包的时间可能会更长。负载是指象路由器这样的网络资源和设备的繁忙程度。通讯成本如网络的运行成本。7，协议中的特殊处理对相同路由开销的的处理对过时路由的处理布局改变时的处理对相同路由开销的的处理当修改报文中的路由开销和路由数据库的路由开销相同时，不修改路由数据库中的路由。在这种情况下，采用先入为主的原则，即采用以前的路由。这符合处理方式的简单性和实用性。对过时路由的处理根据V-D算法，一条路由只在出现一条更优路由时才被刷新，否则，将继续保留在路由数据库中。保留120s自动删除（RFC)布局改变时的处理

(a)图，从G1可直接到达网络Net1，从G2经G1(距离为1)可到达Net1.(1,G1,1).（b）图，G1一旦检测到不可达,会立即将原来的路由废除(将距离改为16).然后会出现两种可能:第一种,在收到来自G2的V-D报文之前,G1将修改后的路由信息广播出去,于是G2将修改其路由数据库,将原来去往Net1的路由(1,G1,1)删除.这是完全正常的.第二种,在G1发送新的报文之前,G2广播自己的V-D报文.该报文中必然有一条路由(1,1)表目,说明从G2出发,经1个驿站可以到达Net1.G1收到该报文后,显然会根据此表目更改自己的路由表,产生关于Net1的新路由(1,G2,2).于是G1与G2间产生寻径环。出现第二种情况时，报文再环中来回传送，当路由长度变为16.路由环才能解除.这就是所谓慢收敛问题.解决慢收敛，方法一：减少不可达跳数（<16）,但这会限制网点的规模,无疑是不行的.方法二：在本协议的实现中,用的是水平分割(SplitHorizon)和毒性逆转法(PoisonReverse),并在毒性逆转时采用触发刷新(TriggeredUpdate).具体实现是这样的:

水平分割:当路由器从某个网络接口发送RIP路由刷新报文时,其中不包含从该接口获取的路由信息.水平分割是在RIP协议的实现中是必不可少的。毒性逆转:某路径崩溃后,最早广播此路由的路由器将原路由继续保留在若干报文中,但指明该路由为无限长.cisco也称路由保持法触发刷新:一旦检测到路由崩溃,立即广播路由刷新报文,而不等到下一刷新周期.根据路由环产生的过程,可知通过水平分割法对解决两路由器之间形成的路由环是极为有效的方法.毒性逆转法可解决多路由器之间的路由环问题.使用触发刷新,显然可以加快新路由的有效刷新.8.RIP—历史

Late1960s:ARPANET最初采用距离向量路由算法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协议的报文格式请求报文，相应报文/requestresponse当一个路由器刚启动RIP时，它广播请求报文。收到此广播的相邻路由器立即应答一个更新报文，而不必等到下一个更新周期。这样，网络拓扑的变化会最快地在网络上传播开，减少了路由循环产生的可能性。4字节RIP报文路由信息（20字节/路由）可重复出现最多25个IP数据报路由标记网络地址地址族标识符距离(1-16)IP首部UDP首部首部路由部分必为0版本命令4字节子网掩码下一跳路由器地址UDP用户数据报RIP2协议的报文格式命令域

命令域指出RIP报文是一个请求报文还是对请求的应答报文。两种情形均使用相同的帧结构：

请求报文请求路由器发送整个或部分路由表。

应答报文包括和网络中其他RIP节点共享的路由表项。应答报文可以是对请求的应答，也可以是主动的更新。版本号域

版本1和版本2。

AFI域

地址家族标识(AddressFamilyIdentifier，AFI)域指出了互联网络地址域中所出现的地址家族。适用于网际协议(IP),这里应为2。routetag

路由标记填入自治系统的号码，这是考虑使RIP有可能收到本自治系统以外的路由选择信息。rip2专用的。子网掩码Ripv1不支持子网掩码，例如：Pc机属于B类地址但是配了24位掩码，结果发现对端路由表上的出现的是16位掩码，如：

137.11.1.0/24,得到137.11.0.0/16,因为RIP-1不支持子网掩码，只能按地址类别聚合发路由，137.11.1.0是B类地址就会按类聚合为137.11.0.0发出去,RIP2支持子网掩码,这样配置的子网掩码就能发过去了。Rip报文最大长度512B，最多容纳25项路由信息注意：实验室华为路由器ripv1v2不兼容，不能通信如果rip版本不一致9.RIP定时器时钟/定时器timer

RipV1和V2在Timer上是一致的。在RFC1058中规定，RIP受三个定时器的控制，分别是Periodupdate、Timeout和Garbage-Collection：Periodupdate：也称updatetimer,一般为30S，定时触发，向所有邻居发送全部RIP路由（response报文）；改进：如果网络规模比较大的话，比如网络中有20台路由器，如果这20台设备在同一时刻发送UPDATE报文势必导致泛洪，对网络的影响是很大的，因此为了避免这种泛洪现象的发生，每当UPDDATE的时间重置时，一个随机的、小的时间值会附加到时钟上，这个随机值时间一般是+/-0to5seconds，这样实际在发送自动更新的时间就变为25～35秒，从而很好的避免了泛洪的发生。Timeout：每增加一条新路由，相应设置一个新时钟。如果在收到的V-D报文中有关于此路由的表目，则将时钟清零，重新计时，但是如果在一定的时间（Timeout）内没有收到更新，那么系统就把这条路由标记为无效并认为该路由不可达，同时把该路由的跳数设置为16，但是并不把该路由从路由表中删除。一般的他它是6倍的UPDATE时间，也就是180S。有些厂家也把该时间称呼为Invalidtimer。

Garbage-Collection：当路由被标记为无效后，RIP会启动另外一个定时器，就是Garbage-Collection，有些厂家也称呼为FLSUHtimer,默认值Garbage-collection定时器的实际时长是Periodupdate定时器的3～4倍。如果在Garbage-Collection时间内，不可达路由没有收到来自同一邻居的更新，则该路由被从路由表中删除。

10，RIP协议的优缺点RIP存在的一个问题是当网络出现故障时，要经过比较长的时间才能将此信息传送到所有的路由器。

RIP协议最大的优点就是实现简单，开销较小。RIP限制了网络的规模，它能使用的最大距离为15（16表示不可达）。路由器之间交换的路由信息是路由器中的完整路由表，因而随着网络规模的扩大，开销也就增加。442023/2/5IP组播概念：源地址－－》多个接收者（多个主机的主机组）目的地址－》“组播地址”，或者D类地址。主机组的成员可以动态变化，主机有权选择加入或者退出某个主机组。主机可以加入多个主机组。子网内：主机发出的IP组播分组直接接收；不同网：通过组播路由器转发到。组播报文中TTL>设置的路由器端口TTL门限值。452023/2/5462023/2/5472023/2/5482023/2/5492023/2/5（1）组播地址1，永久组的地址，224.0.0.0-224.0.0.255。

224.0.0.0－保留不作分配

224.0.0.1－网段中所有支持组播的主机

224.0.0.2－网段中所有支持组播的路由器

224.0.0.4－网段中所有的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，用户组播地址224.0.1.0～238.255.255.255在全网范围内有效。3，本地管理组播地址239.0.0.0～239.255.255.255仅在特定的本地范围内有效，私网内使用。502023/2/5

512023/2/501-00-5E-00-00-00~01-00-5E-7F-FF-FF单播中xxxxx0xxxxxxxxxxxxxxxxxxxxxxxxxxxxxx522023/2/5主机使用IGMP消息通告本地的组播路由器它想接收组播流量的主机组地址。如果主机支持IGMPv2，它还可以通告组播路由器它退出某主机组。532023/2/5概述1。IGMP协议是主机跟路由器之间的控制协议；2。主机通过IGMP协议报告自己想加入的组；3。路由器通过IGMP协议查询网络上是否还有特定组的成员。4.组播路由器每个端口都维护一张主机组成员表.

IGMPv1（RFC1112），IGMPv2(RFC2326)，IGMPv3（2）IGMP542023/2/5IGMP工作流程1，IGMPv2通过查询器选举机制从每个网段中选举出唯一的查询器(组播路由器充当）。2，对于周期性查询，主机发送报告消息的时间有随机性，当检测到同一网段内有其它成员发送同样的消息时，则抑制自己的响应报文。当一段时间没收到报告报文，则认为该组内没有主机了。3，如果有新的主机要加入组播组，不必等待查询消息，而是主动发送报告消息。4，当要离开组播组时，主机发送离开组消息；收到离开组消息后，查询器发送特定组查询消息来确定是否所有组成员都已离开。5，对于作为组成员的路由器而言，其行为和普通的主机一样，响应其它路由器的查询。552023/2/5在组播路由器里建立起一张表，其中记录了路由器的各个接口所对应的子网上都有哪些组的成员。当路由器接收到某个组G的数据报文后，只向那些有G的成员的接口上转发数据报文。至于数据报文在路由器之间如何转发则由路由协议决定，不是IGMP协议的功能。562023/2/5配置举例572023/2/5582023/2/5（4）二层组播a：IGMPsnoopingIGMP:第三层IGMPSnooping：IGMP监听，二层设计的。IGMP监听的工作原理如下：要求交换机具有提取主机向路由器的IGMP成员报告消息的功能，形成组成员和接口的对应关系，仅向具有组成员的接口转发组播报文。优点：IGMP监听可以解决二层环境中的组播报文泛滥问题；缺点：交换机对所有的组播报文进行监听和解读，这会产生很多的无效工作；此外，组播报文监听和解读工作也会占用大量的CPU处理时间。592023/2/5默认情况：交换机接收到一个组播数据包后，向所有端口发送，即使不是该组的成员也会收到该数据包，这样不但浪费带宽，而且安全性低，在一些收费业务上也不容易控制。IGMPsnooping602023/2/5理想的方式，交换机接收到的组播数据包只发给该组成员。实现方案：交换机上建立转发表项（G，Port_Set），其中G是组播地址（MAC地址），Port_Set是接口集合，每个接口连接一个组播组成员。612023/2/5（四）三层组播组播转发项跟单播环境下的路由表相似，组播环境下也有一个转发依据：组播转发项，主要有下列部分组成：1。组地址；2。数据源地址；3。入接口；4。出接口结合。G:225.10.10.10S:192.168.1.10IIF:Serial0OIF_List:Serial1;Serial2;Serial3.622023/2/5根据转发项进行转发组播路由器接收到一个组播数据包后，做如下转发：1。根据组地址和源地址确定转发项；2。确保接收的数据包是从IIF到达的；3。向所有OIF集合内的接口发送。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检查是IP组播中最重要的概念！！！672023/2/5三层组播数据包的处理过程：1、接收到数据包后首先进行RPF检查2、若检查通过，则向所有下游设备转发3、若不通过，则丢弃该数据包注意：不论RPF检查还是转发，其依据都是组播转发表，RPF检查的依据是IIF，转发的目标就是出口集合。组播协议的要素1.组的管理和维护在组播这套协议中，在网络设备和所连接的子网需要有一套协议或机制来保证网络设备知道所连接的子网中，有多少台主机属于一个特定的组。2.组播报文的路由:要组播路由协议有什么用?

(1)发现上游接口，离源最近的接口。因为组播路由协议只关心到源的最短路径。

(2)通过(S，G)对来决定真正的下游接口，当所有的路由器都知道了他们的上下游接口，那么一颗多播树就已经建立完成。根是源主机直连的路由器，而树枝是通过IGMP发现有组员的子网直连的路由器。

(3)管理多播树a，避免环路。如果有环路得存在，那么一个或多个包会返回到其输入的接口，而且这个包也会经复制发到其他的端口上。这一结果可能导致多播风暴，这个包不断在路由器与交换机间复制，直到TTL减为0。由于这是个复制过程，它的危害会比单播环路严重的多，所以所有的多播路由器必须知道多播包的源，并且需要保证多播包不能从源接口发出B，必须知道哪些是上游接口和下游接口，可以分辨出数据包的流向。如果在不是在源的上游接口收到数据包，就会把它丢弃掉。还要关心(S，G)下游接口。当关于一个(S，G)的上下游接口都被判断出来了，那么一颗多播树就形成了。C，多播路由协议必须关心到源的最短路径，或者说它关心到源的上游接口。稀疏和密集模式的比较?稀疏模式：它是指在一个整体网络中，参与组播的主机相对来少的一种拓扑，主要出现在WAN中。密集模式：和以上相反，主要出现在交换式LAN或校园网中隐式加入和显示加入的比较?

组员可以在多播会话存活的时候，加入或退出一个组，而其相连的路由器必须动态的根据直连子网内组员的存在或退出来决定要加入或剪除多播树的树枝。这就是通过显式或隐式加入两种方式来完成。

隐式加入试用于密集模式，它是通过先把网际网络上的所有路由器都加入