2007-12-21
Podstawy routingu
X Y
Protokoły Routingu
Z
Protokół routowalny  protokół, który przenosi dane z
jednego hosta na drugi (np. IP, IPX).
Zawiera wszelkie informacje, które pozwalają routerom
dostarczenie pakietu do następnego urządzenia.
Określa format i wykorzystanie pól w pakiecie.
dr in\
. Tomasz Lech, Katedra Informatyki UA

Podstawy routingu
Protokół routingu  protokół u\
ywany przez routery do
utrzymywania i aktualizowania tablic routingu i dzielenia się
informacjami routingu.
dr in\
. Tomasz Lech, Katedra Informatyki UA
dr in\
. Tomasz Lech, Katedra Informatyki UA

1
2007-12-21
Wewnętrzne i zewnętrzne protokoły routingu
Podstawy routingu
System autonomiczny 1
(sieć lub zbiór sieci, kontrolowanych
System autonomiczny 2
przez jedną jednostkę (np. domena
Routery w swoich tablicach przechowują informacje o:
cisco.com)
rodzaju protokołu, który dokonał wpisu w tablicy
miejscu docelowym / następnym skoku  konkretne
miejsce docelowe jest albo lokalne albo osiągalne przez
inny router
metryce routingu  ró\
ne protokoły u\
ywają ró\
nych
metryk. Określają one atrakcyjność danej trasy
EGP (Exterior Gateway Protocol) (np: BGP)
interfejsach sieciowych  który interfejs nale\
y wybrać,
by dostarczyć pakiet. IGP (Interior Gateway Protocol) (np: RIP IGRP)
Wewnętrzne i zewnętrzne protokoły routingu
dr in\
. Tomasz Lech, Katedra Informatyki UA
dr in\
. Tomasz Lech, Katedra Informatyki UA

Routing Routing statyczny
Routery mogą przeprowadzić routing na dwa sposoby: Zalety:
bezpieczeństwo (np. cały ruch przez serwer bezpieczeństwa),
wykorzystać statyczny routing wydajność (mniejsze wykorzystanie pasma),
oszczędność (mniejsza moc obliczeniowa, mniejsza pamięć 
wykorzystać dynamiczny routing prostsze urządzenia).
distance vector
link-state Wady:
hybrydowy problem ze zmianami w konfiguracji  rola administratora,
nie ma mo\
liwości automatycznego wykorzystania
alternatywnych ście\
ek (np. w przypadku awarii).
Zastosowania:
małe sieci z pojedynczą ście\
ką do ka\
dego punktu,
du\
e sieci (określona trasa przez serwer bezpieczeństwa).
dr in\
. Tomasz Lech, Katedra Informatyki UA
dr in\
. Tomasz Lech, Katedra Informatyki UA

2
2007-12-21
Routing distance-vector Routing link-state (SPF - shortest path first)
Router Przeznaczenie Następny skok Liczba skoków Router Przeznaczenie Następny skok Liczba skoków
45.0.0.0 45.0.0.0
10.0.0.0 10.0.0.0
A 172.16.0.0 B 1 A 172.16.0.0 B 1
A 45.0.0.0 C 1 A 45.0.0.0 C 1
A 201.35.17.0 B lub C 2 A 201.35.17.0 B 2
A 201.35.17.0 C 2
B 10.0.0.0 A 1
k=1 k=1
B 45.0.0.0 C 1 B 10.0.0.0 A 1
C B 201.35.17.0 D 1 C B 45.0.0.0 C 1
A A
B 201.35.17.0 D 1
C 10.0.0.0 A 1
C 172.16.0.0 B 1 C 10.0.0.0 A 1
C 201.35.17.0 D 1 C 172.16.0.0 B 1
C 201.35.17.0 D 1
D 172.16.0.0 B 1
k=1 k=1
D 45.0.0.0 C 1 D 172.16.0.0 B 1
k=1 k=1
k=1 k=1
D 10.0.0.0 B lub C 2 D 45.0.0.0 C 1
D 10.0.0.0 B 2
D 10.0.0.0 C 2
Brak jakichkolwiek danych Routery przechowują informację o
D D
B B
o przepustowości i obcią\
eniu sieci. ruterach w sieci i sposobach w jaki
k=1 k=1
są połączone.
Zastosowanie: małe sieci z Wymiana komunikatów wtedy, gdy
niewielką nadwymiarowością zaszła zmiana.
i niewygórowanymi wymaganiami
201.35.17.0 201.35.17.0
172.16.0.0 w stosunku do osiągów (np. RIP) 172.16.0.0
dr in\
. Tomasz Lech, Katedra Informatyki UA
dr in\
. Tomasz Lech, Katedra Informatyki UA

Routing link-state (SPF - shortest path first) Routing hybrydowy
Wady: U\
ywają metryk wektora odległości  jednak u\
ywają
du\
e obcią\
enie sieci na początku procesu uczenia dokładniejszych metryk.
du\
e wymagania obliczeniowe - koszty
Charakteryzują się znacznie szybszą zbie\
nością ni\
distance-
Zastosowania: vector, unikając równocześnie kosztów uaktualnień protokołów
ka\
dy rozmiar sieci, link-state.
bardziej elastyczne w przypadku skalowania sieci (mniejsze
obcią\
enie sieci) Przykład EIGRP (Cisco)
dr in\
. Tomasz Lech, Katedra Informatyki UA
dr in\
. Tomasz Lech, Katedra Informatyki UA

3
2007-12-21
Zbie\
ność Zbie\
ność
Router Przeznaczenie Następny skok Liczba skoków
Proces wspólny i niezale\
ny dla ka\
dego routera.
45.0.0.0
10.0.0.0
A 172.16.0.0 B 1
A 45.0.0.0 C 1
Routery wymieniają się informacjami o sieci i muszą wypracować A 201.35.17.0 B lub C 2
zbie\
ny obraz sieci.
B 10.0.0.0 A 1
B 45.0.0.0 A lub D 2
C B 201.35.17.0 D 1
A
Jednak ka\
dy router musi sam podjąć decyzję o wpływie
C 10.0.0.0 A 1
C 172.16.0.0 A lub D 2
otrzymanych od sąsiadów informacji na zmianę własnej
C 201.35.17.0 D 1
konfiguracji.
D 172.16.0.0 B 1
D 45.0.0.0 C 1
D 10.0.0.0 B lub C 2
D
B
172.16.0.0
201.35.17.0
serwer201.35.17.1
dr in\
. Tomasz Lech, Katedra Informatyki UA

dr in\
. Tomasz Lech, Katedra Informatyki UA

Zbie\
ność Zbie\
ność
Wymiana informacji pomiędzy sąsiadami:
45.0.0.0 45.0.0.0
Brak połączenia.
10.0.0.0 10.0.0.0
Potencjalne miejsca uszkodzeń
Aby odszukać nową trasę routery
muszą rozpoznać miejsce
uszkodzenia, a następnie wypracować
A B C D
C C
A nową trasę  o ile istnieje. A
A - T T N
B T - N T
C T N - T
D N T T -
D
Poniewa\
nie ka\
dy router jest
dopasowany do pozostałych  mo\
e być
wymagane kilkakrotne dokonanie
B B D
wymiany informacji.
172.16.0.0 172.16.0.0
201.35.17. 201.35.17.
0 Ethernet 0 Ethernet
serwer201.35.17.1 serwer201.35.17.1
dr in\
. Tomasz Lech, Katedra Informatyki UA
dr in\
. Tomasz Lech, Katedra Informatyki UA

4
2007-12-21
Zbie\
ność Zbie\
ność
Niech uszkodzone będzie połączenie C-D
45.0.0.0 45.0.0.0
10.0.0.0 10.0.0.0
Tablice routingu w trakcie procesu zbie\
ności:
Tablice routingu w po zakończeniu procesu
Router Przeznaczenie Następny skok Liczba skoków
zbie\
ności:
A 172.16.0.0 B 1
C C
A A
A 45.0.0.0 C 1
Router Przeznaczenie Następny skok Liczba skoków
A 201.35.17.0 B lub C 2
A 172.16.0.0 B 1
B 10.0.0.0 A 1
A 45.0.0.0 C 1
B 45.0.0.0 A lub D 2
A 201.35.17.0 Tylko B 2
B 201.35.17.0 D 1
B 10.0.0.0 A 1
C 10.0.0.0 A 1
B 45.0.0.0 Tylko A 2
C 172.16.0.0 Tylko A 2
B 201.35.17.0 D 1
C 201.35.17.0 D  nieprawidłowa trasa
C 10.0.0.0 A 1
D 172.16.0.0 B 1
C 172.16.0.0 Tylko A 2
D D 45.0.0.0 C  nieprawidłowa trasa D
C 201.35.17.0 A 3
D 10.0.0.0 Tylko B 2
D 172.16.0.0 B 1
B B
D 45.0.0.0 B 3
D 10.0.0.0 Tylko B 2
W trakcie procesu zbie\
ności C i D
uniewa\
niły trasę pomiędzy sobą. A i B nic
o tym nie wiedzą.
172.16.0.0 172.16.0.0
201.35.17. 201.35.17.
0 Ethernet 0 Ethernet
serwer201.35.17.1 serwer201.35.17.1
dr in\
. Tomasz Lech, Katedra Informatyki UA

Zbie\
ność  czas opóz
nienia Obliczanie tras
Czas zbie\
ności zale\
y m.in. od:
odległość routera (w skokach) od miejsca gdzie nastąpiła
A
opotanie tras  jeden z symptomów niestabilności sieci. Polega
zmiana
na braku zdecydowania w wyborze pomiędzy dwiema lub więcej
ilości routerów wykorzystujących dynamiczny routing
trasami, w czasie zmian topologii sieci.
przepustowości i obcią\
enia łączy
obcią\
enia routera
W zło\
onych i niestabilnych sieciach router mo\
e decydować się
wykorzystywanych protokołów routingu
na wybór odmiennej trasy za ka\
dym razem gdy otrzyma
uaktualnienie.
Ka\
de uaktualnienie uniewa\
nia poprzednią decyzję i powoduje
powiadomienie o tym sąsiadów, które robią dokładnie to samo.
W efekcie efekt  błędnego koła .
Konieczne jest wyłączenie  łopoczących routerów i pozwolenie
na przeprowadzenie procesu zbie\
ności kolejno.
Zminimalizowanie czasu zbie\
ności mo\
na osiągnąć:
wybierając protokoły routingu, które sprawnie obliczają trasy
właściwie projektując sieć.
dr in\
. Tomasz Lech, Katedra Informatyki UA

5
2007-12-21
RIP  Routing Information RIP  Routing Information
Protocol Protocol
A.10 lokalny
A.15 lokalny
Pierwsze opracowania teoretyczne 1957-1962
Pierwsze zastosowania ARPANET - 1969
C.20 lokalny
B.2 lokalny C.5 lokalny
B.9 lokalny
dr in\
. Tomasz Lech, Katedra Informatyki UA
dr in\
. Tomasz Lech, Katedra Informatyki UA

RIP  Routing Information Protocol RIP  Routing Information Protocol
Host Następny skok Liczba skoków
Host Następny skok Liczba skoków
A.10 A 1
A.10 A 1
A.15 A 1
A.15 A 1
B.2 B 1
B.2 B 1
B.9 B 1
B.9 B 1
C.5 C 1
C.5 C 1
C.20 C 1
C.20 C 1
Host Następny skok Liczba skoków
A.10 Lokalny 0
A.15 Lokalny 0
A.10 lokalny
A.15 lokalny
B.2 Brama 2
C.20 lokalny
B.9 Brama 2
C.5 lokalny
C.5 Brama 2
B.2 lokalny
B.9 lokalny C.20 Brama 2
dr in\
. Tomasz Lech, Katedra Informatyki UA
dr in\
. Tomasz Lech, Katedra Informatyki UA

6
2007-12-21
RIP  Routing Information Protocol RIP  Routing Information Protocol
Linia ciągła T1  koszt 1 Linia ciągła T1  koszt 1
Linia przerywana  56kb/s  koszt 10 Linia przerywana  56kb/s  koszt 10
Linia czerwona - uszkodzenie Linia czerwona - uszkodzenie
Host Następny skok Liczba skoków A.10 Lokalny 0
A.10 Lokalny 0 A.15 Lokalny 0
RIP zaprzestaje liczenia tras powy\
ej
A.15 Lokalny 0 B.2 Brama 11
15. Trasy, których koszt = 16
B.2 Brama 11 B.9 Brama 11
uznawane jest za niewa\
ne.
B.9 Brama 11 C.5 Brama 16
C.5 Brama 11 C.20 Brama 16
C.20 Brama 11
dr in\
. Tomasz Lech, Katedra Informatyki UA
dr in\
. Tomasz Lech, Katedra Informatyki UA

RIP  Routing Information Protocol RIP  Routing Information Protocol
Tablice routingu uaktualniane są co około 30s. Trasa domyślna określana jest przez adres IP 0.0.0.0 i oznacza
Pakiety z informacją o sieci mogą nie dotrzeć wszystkie adresy, które nie są wymienione w tablicy routingu
Identyfikacja niewa\
nych tras: 192.168.125.10 Lokalny
trasa straciła wa\
ność  je\
eli w czasie 180 s (6 uaktualnień  192.168.125.15 Lokalny
zegar timeout) ruter nie otrzyma uaktualnienia trasy to uznaje, \
e 0.0.0.0 Brama
adres docelowy jest niewa\
ny i ustawia metrykę trasy na 16.
Sąsiednie rutery na podstawie otrzymanego komunikatu
określają daną trasę za niewa\
ną.
Je\
eli po 90 s (zegar route-flush) od ustawienia 16 trasa jest
niewa\
na to jest ona zupełnie usuwana z tablicy routingu
Hosty znane są tylko najbli\
szym ruterom. Pozostałe rutery znają
wyłącznie adresy sieci.
Wewnątrz sieci rutery posiadają informację o wszystkich
podsieciach (i maskach). Na zewnątrz przez bramę przechodzi
wyłącznie informacja o sieci jako całości.
dr in\
. Tomasz Lech, Katedra Informatyki UA
dr in\
. Tomasz Lech, Katedra Informatyki UA

7
2007-12-21
RIP  Routing Information Protocol RIP  Routing Information Protocol
Zmiana topologii
Zmiana topologii
Uszkodzenie C-D
W pierwszej kolejności D musi rozpoznać uszkodzenie. W D zegar zakończy szybciej
odliczanie ni\
w C poniewa\
do D mogą docierać jedynie informacje z C (a do C z A i B).
C, A i B nie są świadome uszkodzenia.
Ruter D spróbuje powiadomić sąsiadów o uszkodzeniu. Jedynie B otrzyma informację. B
Od A do D cztery mo\
liwe trasy: Implementacja RIP ściśle zgodna z RFC 1058
ustawi swoją tablicę dla trasy B-C jako nieosiągalną (na nieskończoność) dla adresów za
A-B-D - koszt zapamięta jedynie po jednej trasie o
D. Nowa trasa komunikacyjna B-D.
A-C-D najmniejszym koszcie.
Dopiero wtedy B rozgłosi do A i C swoją tablicę. Kiedy A i C równie\
uznają, \
e trasa do D
A-B-C-D
prowadzi przez B-D (mimo kosztów)  stają się zbie\
ne.
A-C-B-D - koszt
dr in\
. Tomasz Lech, Katedra Informatyki UA
dr in\
. Tomasz Lech, Katedra Informatyki UA

RIP  Routing Information Protocol RIP  Routing Information Protocol
Zmiana topologii
Unikanie pętli z liczeniem do nieskończoności:
split horizon with poisoned reverse
wymuszone uaktualnienie
Uszkodzenie D
Proces zbie\
ności rozpoczął się, gdy D powiadomił B o zmianie. Je\
eli uszkodzony D, to
B i C nie otrzymają \
adnej informacji o zmianach.
Je\
eli C nie otrzyma 6 kolejnych uaktualnień od D wtedy uniewa\
ni trasę C-D i rozgłosi
to.
A i C zakładają, \
e dobra trasa do D jest przez B-D. Po uaktualnieniu kosztów prześlą
swoje tablice do B. B natomiast jest pewien ,\
e D jest osiągalne przez A lub C. W ten
sposób A i C są utwierdzone w przekonaniu, \
e D jest osiągalny przez nie  pętla!
Czas!!! Dlatego, \
eby ilość skoków nie dochodziła do nieskończoności przyjęto w
systemach autonomicznych max 15.
dr in\
. Tomasz Lech, Katedra Informatyki UA
dr in\
. Tomasz Lech, Katedra Informatyki UA

8
2007-12-21
RIP  Routing Information Protocol RIP  Routing Information Protocol
Split horizon  podział sieci Split horizon with poisoned reverse podział sieci
Zakłada się, \
e zbędne jest rozgłaszanie tras do tej samej sieci, z Split horizon próbuje kontrolować pętle, przez zatrzymanie
której otrzymało się informacje o tych trasach. propagacji informacji z powrotem do nadawcy.
Pewniejszą metodą jest dodatkowo blokować zapętloną trasę poprzez
C nie mo\
e otrzymywać informacji o D z A (poniewa\
A polega na C, lub B.
ustawienie jej metryki na nieskończoność.
A musi pominąć w swojej tablicy routingu informacje otrzymane od C. Miało
A mo\
e dostarczyć do B informacje jak dotrzeć do D, ale z trasą tą powiązana
to chronić prze pętlą  wada: brak odwrotnych komunikatów powoduje, \
e
jest metryka 16. B nie mo\
e więc uaktualnić swojej tablicy o lepszą trasę. W
wprowadzony w błąd węzeł ma 5 mo\
liwości na oszukanie innych węzłów.
rzeczywistości A rozgłasza, \
e nie jest w stanie dotrzeć do D.
dr in\
. Tomasz Lech, Katedra Informatyki UA
dr in\
. Tomasz Lech, Katedra Informatyki UA

RIP  Routing Information Protocol RIP  Routing Information Protocol
Je\
eli w sieci jest więcej bram ni\
2, to stosuje się metodę Ograniczenia:
wymuszane uaktualnienie.
nie obsługuje ście\
ek dłu\
szych ni\
15 skoków
polega na stałych metrykach w obliczaniu tras  metryki podane
przez obsługę nie podlegają dynamicznym zmianom. RIP nie jest w
stanie obliczać tras w czasie rzeczywistym
obcią\
a sieć poprzez systematyczną (30s) wymianę komunikatów
powolny proces zbie\
ności  oczekiwanie 180s na uniewa\
nienie
trasy
brak obsługi dynamicznego zrównowa\
enia obcią\
enia  je\
eli są
W przypadku uszkodzenia D, A mo\
e zakładać, \
e B ma cały czas dostęp do
łącza alternatywne, to router będzie wykorzystywał jedynie jedno z
D, B zakłada, \
e C, a C zakłada, \
e A ma dostęp do D. Powstaje pętla.
nich, chyba, \
e otrzyma informację, \
e drugie łącze ma ni\
szy koszt.
Wymuszenie uaktualnienia jest regułą w protokole, która wymaga od bram
Wtedy cały ruch przerzuci na to drugie łącze.
natychmiastowego rozgłoszenia uaktualnień, je\
eli uległy zmianie metryki
tras, bez względu ile czasu upłynęło z 30 s licznika.
Dodatkowym zabezpieczeniem jest zegar hold-down  w chwili wysłania
wymuszonego uaktualnienia zegar zaczyna odliczać czas do zera i router nie
przyjmuje od sąsiadów \
adnych uaktualnień.
dr in\
. Tomasz Lech, Katedra Informatyki UA
dr in\
. Tomasz Lech, Katedra Informatyki UA

9
2007-12-21
RIP-2  Routing Information Protocol RIP-2  Routing Information Protocol
Stanowi uaktualnienie RIP adresy IP następnych skoków
RFC 1388 w roku 1993
RFC 1723 w roku 1994
Nowe cechy to:
uwierzytelnianie transmitującego węzła RIP-2
maski podsieci
adresy IP następnych skoków
multicastingowe wiadomości RIP-2
Problem w sieciach z ró\
nymi protokołami.
Router 4 obsługuje wyłącznie EIGRP. 1 i 2 nie wiedzą nic o jego istnieniu  to
trasa T3 nie zostanie odkryta i nie będzie wykorzystywana.
Trasa przez 4 jest szybsza ni\
56kb/s, ale ma więcej skoków  nie atrakcyjna
z punktu widzenia protokołów bazujących na wektorze odległości.
dr in\
. Tomasz Lech, Katedra Informatyki UA
dr in\
. Tomasz Lech, Katedra Informatyki UA

RIP-2  Routing Information Protocol RIP-2  Routing Information Protocol
adresy IP następnych skoków Multicastingowe wiadomości RIP-2
Je\
eli wiele punktów docelowych ma otrzymać informację, to
wysyłanych jest wiele oddzielnych pakietów zawierających
identyczną informację (o innych adresach odbiorcy). Powoduje to
podwy\
szony ruch w sieci.
Multicasting pozwala na jednoczesne dostarczenie pakietów do
wielu maszyn.
Wbudowany jest równie\
filtr, który chroni routery RIP przed
uaktualnieniami RIP-2.
3 wyśle do 1 i 2 informacje o lepszej ście\
ce, która normalnie jest dla nich
niewidoczna.
Adres IP routera następnego skoku zostanie przesłany do sąsiadujących routerów
przez uaktualnienie tablic routingu. Routery będą narzucały określoną trasę, ignorując
informację o metrykach. Węzły sprawdzają zawartość pola następnego skoku w
datagramie. Je\
eli jest puste, ruter wybiera ście\
kę uznaną przez siebie jako
optymalną. Je\
eli nie to wysyła pod wskazany adres.
dr in\
. Tomasz Lech, Katedra Informatyki UA
dr in\
. Tomasz Lech, Katedra Informatyki UA

10
2007-12-21
RIP-2  Routing Information Protocol
IGRP  Interior Gateway Routing
Ograniczenia:
Protocol
maksymalnie 15 skoków (przy zało\
eniu metryka jednego
skoku=1)
zliczanie do nieskończoności jest w dalszym ciągu metodą na
Zało\
enia:
przerywanie pętli (liczenie do 16)
zło\
one topologie
statyczne metryki  nie mo\
e wybierać tras w czasie rzeczywistym
dynamiczne równowa\
enie obcią\
enia
brak alternatywnych tras
obliczanie tras przy pomocy dynamicznych metryk
szybki proces zbie\
ności po zmianie w topologii
zdolność wyboru optymalnych tras, bez względu na ró\
norodność
technologii (Ethernet, FDDI, ATM, Frame Relay, T1, T3)
dr in\
. Tomasz Lech, Katedra Informatyki UA
dr in\
. Tomasz Lech, Katedra Informatyki UA

IGRP  Interior Gateway Routing IGRP  Interior Gateway Routing
Protocol Protocol
Metryki: Liczba skoków
wykorzystywana jest jako zabezpieczenie przed pętlami. Nie jest
Liczba skoków wykorzystywana do wyznaczania optymalnych tras.
Ilość skoków mo\
e być ustawiona na 255, domyślna wartość 100
Rozmiar pakietu (MTU  maximum Transmission Unit)
Przepustowość łącza
MTU
Nie jest wykorzystywana do wyznaczania optymalnych tras.
opóz
nienia
Je\
eli datagram jest większy ni\
MTU routera, to jest on dzielony na
części.
obcią\
enia
Du\
e MTU to du\
e datagramy  problem z buforowaniem
Zbyt małe  zachwiany stosunek nagłówka do danych u\
ytkowych
niezawodność
dr in\
. Tomasz Lech, Katedra Informatyki UA
dr in\
. Tomasz Lech, Katedra Informatyki UA

11
2007-12-21
IGRP  Interior Gateway Routing IGRP  Interior Gateway Routing
Protocol Protocol
Przepustowość Obcią\
enie
prędkość łącza transmisyjnego podłączonego do portu routera Metryka mo\
e przyjmować wartości 1 -255 i mo\
e być zmieniana
1200b/s  10Gb/s przez administratora jak waga. Współczynnik mierzy wielkość
Je\
eli wartość nie jest podana to domyślnie r. Cisco wprowadza aktualnie dostępnej szerokości pasma przez dane łącze. Im bardziej
1,544 Mb/s. Aby obliczyć metrykę IGRP przygląda się zdefiniowanej obcią\
one tym więcej czasu potrzeba na jego przebycie.
szerokości pasma we wszystkich portach interfejsu występujących w Przykład LAN z routerem, + FTP mo\
e wykorzystać całe łącze i
danej trasie, a następnie wybiera najmniejszą, która określi górną IGRP stwierdzi, \
e to łącze jest niemo\
liwe do wykorzystania i
granicę przepustowości dla całej trasy mógłby podjąć działania naprawcze. FTP mo\
e tymczasem
zakończyć sesję, zanim sieć zmieni konfigurację.
Opóz
nienie
Niezawodność
mierzy przybli\
ony czas potrzebny na przejście przez całe łącze w
Metryka ta śledzi aktualny współczynnik błędów dla ka\
dego łącza.
sieci = sumie wszystkich opóz
nień przypisanych ka\
demu
Określa ilość pakietów nieuszkodzonych. Przyjmuje wartości 1-255,
interfejsowi routera tworzącego całą trasę. Metryka osiąga wartości
domyślna wartość 1.
1-16777215. Ka\
da technologia ma obliczone średnie opóz
nienia i z
nich się korzysta, np. T1  21000 mikrosekund. Oczywiście krótsze
łącze ma mniejsze opóz
nienia. Dlatego administrator mo\
e
manipulować obliczaniem trasy przez obni\
anie opóz
nienia dla
krótszych tras.
dr in\
. Tomasz Lech, Katedra Informatyki UA
dr in\
. Tomasz Lech, Katedra Informatyki UA

IGRP  Interior Gateway Routing IGRP  Interior Gateway Routing
Protocol Protocol
Dla wszystkich metryk wyliczany jest wspólny klucz: Mechanizmy czasowe:
Metryka = Zegar uaktualnienia 90 s (wartość domyślna  mo\
e być
K1 * przepustowość+(K2*przepustowość)/(256-obcią\
enie) zmieniona przez administratora)
+ K3*opóz
nienie
Zegar wstrzymania odlicza czas, przez który węzły nie uaktualniają
domyślnie K1, K3=1, K2=0 tablic = 3 * max czas zegara uaktualnienia + 10s. Dla wartości
Dla domyślnych wartości domyślnych 280 s
Metryka = przepustowość + opóz
nienie
Zegar uniewa\
nienia trasy  po jakim czasie trasa zostanie
Dodatkowo w celu uwzględnienia niezawodności mo\
na uwzględnić oznaczona jako niewa\
na = 3 * czas zegara uaktualnienia
K4 i K5 (domyślna wartość 0) (domyślnie 270 s)
Metryka = Metryka * (K5 / (niezawodność + K4)) Zegar route-flash = 7 * czas zegara uaktualnienia
Ostateczna metryka określa koszt danej trasy, a trasa o
najmniejszym koszcie jest najlepsza.
dr in\
. Tomasz Lech, Katedra Informatyki UA
dr in\
. Tomasz Lech, Katedra Informatyki UA

12
2007-12-21
IGRP  Interior Gateway Routing IGRP  Interior Gateway Routing
Protocol Protocol
A lokalny
Mechanizmy zbie\
ności:
następny skok E0
koszt 500
szybkie uaktualnianie
wstrzymanie uaktualnienia
split horizons
uaktualnienie poison reverse
C lokalny
B lokalny następny skok T0
koszt 350
następny skok E9
koszt 500
dr in\
. Tomasz Lech, Katedra Informatyki UA
dr in\
. Tomasz Lech, Katedra Informatyki UA

IGRP  Interior Gateway Routing Protocol IGRP  Interior Gateway Routing Protocol
Nazwa routera Punkt docelowy Następny skok Liczba skoków Metryka kosztu Nazwa routera Punkt docelowy Następny skok Liczba skoków Metryka kosztu
A A.0 A 1 500 A A.0 A 1 500
B B.0 B 1 500 B B.0 B 1 500
C C.0 C 1 350 C C.0 C 1 350
A lokalny
następny skok E0
koszt 500
Punkt docelowy Następny skok Liczba skoków Metryka kosztu
Host A.10 Lokalny 0 500
Host A.15 Lokalny 0 500
Sieć B.0 Bama 2 2500
Sieć C.0 Bama 2 2350
dr in\
. Tomasz Lech, Katedra Informatyki UA
dr in\
. Tomasz Lech, Katedra Informatyki UA

13
2007-12-21
IGRP  Interior Gateway Routing IGRP  Interior Gateway Routing
Protocol Protocol
Routing wieloście\
kowy
IGRP potrafi zapamiętać do 4 tras prowadzących do 1 punktu.
Potrafi:
- równowa\
yć obcią\
enie tras o równym koszcie
- równowa\
yć obcią\
enie tras o ró\
nym koszcie
Host A.10 Lokalny 0 500
Host A.15 Lokalny 0 500
Sieć B.0 Bama - port SO 2 2500
Sieć B.0 Bama  port S1 2 2500
Sieć C.0 Bama - port SO 2 2350
Sieć C.0 Bama  port S1 2 2350
dr in\
. Tomasz Lech, Katedra Informatyki UA
dr in\
. Tomasz Lech, Katedra Informatyki UA

IGRP  Interior Gateway Routing IGRP  Interior Gateway Routing
Protocol Protocol
Routing wieloście\
kowy
W przypadku równowa\
enia tras o ró\
nym koszcie trasa o koszcie
najmniejszym jest podstawowa  pozostałe są alternatywnymi
Wariancja  parametr (który mo\
e zostać zmieniony przez
administratora) określający o ile mogą się ró\
nić osiągi ró\
nych
łączy.
Domyślna wartość dla Cisco IOS (Internetwork Operating System)
=1
Je\
eli wartość 2 to, \
e zostaną przejęte te trasy, których metryki
kosztu nie przekraczają dwukrotnej wartości kosztu najlepszej trasy.
Max 4 takie trasy
Host A.10 Lokalny 0 500
Host A.15 Lokalny 0 500
Sieć B.0 Bama - port SO 2 2500
Sieć B.0 Bama  port S1 2 Trasa uniewa\
niona
Sieć C.0 Bama - port SO 2 2350
Sieć C.0 Bama  port S1 2 Trasa uniewa\
niona
dr in\
. Tomasz Lech, Katedra Informatyki UA
dr in\
. Tomasz Lech, Katedra Informatyki UA

14
2007-12-21
IGRP  Interior Gateway Routing IGRP  Interior Gateway Routing
Protocol Protocol
Routing wieloście\
kowy  sprawdzanie wykonywalności tras:
metryka alternatywnej trasy musi zawierać się w zakresie wariancji
najlepszej lokalnej metryki
Najlepsza lokalna metryka musi być większa ni\
metryka do tego
samego punktu uzyskana od następnego routera (alternatywna
trasa nie mo\
e oddalać od punktu docelowego)
Wariancja pomno\
ona przez najlepszą lokalną metrykę dla punktu
docelowego musi być wy\
sza lub równa metryce kosztu w
następnym routerze dla tego punktu
Punkt docelowy Następny skok Liczba skoków Metryka kosztu
Trasy, których koszty są wy\
sze nazywane są wykonalnymi
Host A.10 Lokalny 0 500
następcami
Host A.15 Lokalny 0 500
Sieć B.0 Bama - port SO 2 2500
Dla wariancji 1 łącze F-R
Sieć B.0 Bama  port S1 2 2500
będzie uwa\
ane za
Sieć B.0 Bama  port S2 2 4500
Sieć C.0 Bama - port SO 2 2350 niepo\
ądane
Sieć C.0 Bama  port S1 2 2350 Dla wariancji 2  F-R stanie
Sieć C.0 Bama  port S2 2 4350 się łączem pełnoprawnym
dr in\
. Tomasz Lech, Katedra Informatyki UA
dr in\
. Tomasz Lech, Katedra Informatyki UA

EIGRP  Enhanced Interior EIGRP  Enhanced Interior
Gateway Routing Protocol Gateway Routing Protocol
Cechy: Zalety:
Zgodność w dół z IGRP! Minimalne zu\
ycie pasma, gdy sieć jest stabilna. Wtedy rozsyłane
są pakiety HELLO  informacja, \
e wszystko OK
Metryka IGRP ma długość 20bitów W czasie uakualniania EIGRP propaguje zmiany, a nie całe tablice
Metryka EGRP ma długość 32bity Rozgłaszanie tylko po zmianie, a nie co określony czas i trafia tylko
do ruterów, których ta zmiana mo\
e zainteresować
EGIRP bezpośrednio tłumaczy metryki dla IGRP Szybka zbie\
ność  rutery EIGRP przechowują ka\
dą wyuczoną
scie\
kę do ka\
dego punktu docelowego w sieci. Szybko osiągają
zbie\
ność w wypadku zmian w topologii
Obsługa VLSM i CIDR  obsługuje numery sieci i hostów dla
adresów IP i masek podsieci
Niezale\
ny od routowalnych protokołów  do ka\
dego podchodzi
indywidualnie przez moduły określonego protokołu
dr in\
. Tomasz Lech, Katedra Informatyki UA
dr in\
. Tomasz Lech, Katedra Informatyki UA

15
2007-12-21
EIGRP  Enhanced Interior EIGRP  Enhanced Interior
Gateway Routing Protocol Gateway Routing Protocol
Nowe cechy:
Nowe cechy:
Odnajdywanie i odzyskiwanie sąsiada  opiera się na krótkich
Moduły określonego protokołu
komunikatach HELLO
Np moduł IP-EIGP odpowiedzialny jest za następujące zadania:
- wysyłanie i otrzymywanie pakietów EIGRP, które przenoszą dane
Reliable Transport Protocol (RTP) działa w warstwie 4 
protokołu IP
analogiczny do TCP i UDP. Standard zamknięty. Zapewnia
- powiadamianie DUAL o otrzymanej nowej informacji routingu IP
niezawodność. Obsługuje równocześnie cechy TCP i UDP ,
- utrzymywanie rezultatów decyzji DUAL w tablicy routingu
multicasting i unicasting. Dzięki temu EIGRP nie jest ściśle związane
- rozsyłanie tablicy routingu, które zostały uzyskane przez inne
z TCP/IP. Dodatkowe moduły mogą zapewnić zgodność z innymi
protokoły routingu zgodne z IP
protokołami.
EGIRP klasyfikuje trasy jako zewnętrzne i wewnętrzne.
DUAL finite-state machine  śledzi wszystkie rozgłaszane przez
Zewnętrzne to te, które zostały uzyskane od innych protokołów
sąsiadów trasy i u\
ywa łącznej metryki ka\
dej trasy do ich
routingu i le\
ą poza autonomicznym systemem EIGRP, lub trasy
porównania. Wybrane ście\
ki nie mogą tworzyć pętli routingu i
statyczne wprowadzone do EIGRP przez ich redystrybucję.
muszą posiadać najni\
szy koszt.
dr in\
. Tomasz Lech, Katedra Informatyki UA
dr in\
. Tomasz Lech, Katedra Informatyki UA

EIGRP  Enhanced Interior EIGRP  Enhanced Interior
Gateway Routing Protocol Gateway Routing Protocol
Dla routera C Dla routera C
Punkt docelowy IP Następny skok Stan trasy
Punkt docelowy IP Następny skok Liczba skoków
C.1 A Pasywny
C.1 A 1
C.2 B Aktywny
C.2 B 1
C.4 B do D Aktywny
C.4 B do D 2
C.5 A do E Pasywny
C.5 A do E 2
dr in\
. Tomasz Lech, Katedra Informatyki UA
dr in\
. Tomasz Lech, Katedra Informatyki UA

16
2007-12-21
EIGRP  Enhanced Interior EIGRP  Enhanced Interior
Gateway Routing Protocol Gateway Routing Protocol
Wszystkie trasy wykorzystujące C-B przechodzą w stan akywny w Gdy C otrzyma odpowiedz
od A, to wie, \
e wszyscy sąsiedzi
tablicy topologii.Pozostałe pasywne. zmodyfikowali ju\
swoje tablice.
Router C wysyła do sąsiadów (A i B) informację o stracie dwóch tras
do C.2 i C.4 Router A musi odpowiedzieć na pytanie o alternatywne
ście\
ki. Tablica A nie została naruszona, poniewa\
A ma innych
sąsiadów ni\
C.
Dla routera A w połowie procesu zbie\
ności Dla routera C po osiągnięciu zbie\
ności
Punkt docelowy IP Następny skok Stan trasy Punkt docelowy IP Następny skok Stan trasy
C.2 B Pasywny C.1 A Pasywny
C.3 C Pasywny C.2 A do B Pasywny
C.4 B do D Pasywny C.4 A do B do D Pasywny
C.5 E Pasywny C.5 A do E Pasywny
dr in\
. Tomasz Lech, Katedra Informatyki UA
dr in\
. Tomasz Lech, Katedra Informatyki UA

17