1、培训教材-路由器 培训教材-路由器 客户服务中心1目录1. 路由协议 .31.1. 静态的与动态的内部路由.31.2. 选路信息协议（RIP） .51.2.1. 慢收敛问题的解决 .71.2.2. RIP 报文格式 .81.2.3. RIP 编址约定 .91.2.4. RIP 报文的发送 .101.3. OSPF.101.3.1. 概述 .101.3.2. 数据包格式 .101.3.3. OSPF 基本算法 .111.3.4. OSPF 路由协议的基本特征 .121.3.5. 区域及域间路由 .131.3.6. OSPF 协议路由器及链路状态数据包分类 .161.3.7. OSPF 协议工作过
2、程 .181.3.8. OSPF 路由协议验证 .211.3.9. 小结 .211.4. HELLO 协议 .221.5. 将 RIP，HELLO 和 EGP 组合起来 .231.6. 边界网关协议第 4 版（BGP4） .241.7. EGP.271.7.1. 给体系结构模型增加复杂性 .271.7.2. 一个其本思想：额外跳 .281.7.3. 自治系统的概念 .301.7.4. 外部网关协议（ EGP） .311.7.5. EGP 报文首部 .321.7.6. EGP 邻站获取报文 .331.7.7. EGP 邻站可达性报文 .341.7.8. EGP 轮询请求报文 .341.7.9.
3、EGP 选路更新报文 .351.7.10. 从接收者的角度来度量 .371.7.11. EGP 的主要限制 .382. CISCO 路由器产品介绍 .402.1. CISCO 2500 .402.2. CISCO 4500-M .402.3. CISCO 7200 .412.4. CISCO 7513/7507 .433. 路由器的基本配置 .43参数设置 .43培训教材-路由器 培训教材-路由器 客户服务中心2网络号 .43IP 类设置 .44菜单设置 .44欢迎文本 .44异步线的设置 .44总结 .45附录一 路由器常用命令 .454. 基本维护 .52两种状态 .52帮助 .52命令简
4、写 .52跟踪错误 .53进入设置状态 .53存储退出 .53删除设置 .53一些常用命令 .53修改地址 .53修改 enable secrect password.55附录二 常见网络故障分析及排除 .551 路由器常用测试命令 .552 路由器传输故障排除方法 .553 网络常见问题 .57培训教材-路由器 培训教材-路由器 客户服务中心31. 路由协议1.1. 静态的与动态的内部路由在一个自治系统内的两个路由器彼此互为内部路由器。例如，因为核心构成了一个自治系统，两个 Internet 核心路由器互为内部路由器。在大学校园里的两个路由器也互为内部路由器，因为在校园里的所有机器都属于同一
5、个自治系统。自治系统中的路由器如何获得关于本系统内部的网络的信息呢？在小型的、缓慢变化着的互连网络中，管理者可以使用手工方式进行路由的建立与修改。管理者保留一张关于网络的表格，并在有新的网络加入到该自治系统或从该自治系统删除一个网络时，更新该表格。例如图 1.1 中显示的小公司的互连网络。为这样的互连网络选路耗费就微不足道，因为任何两点之间仅有一条路由。管理者可用人工的方式来配置所有的主机和路由器的路由。互连网络更改状态（如新增一个网络）时，管理者重新配置所有机器上的路由。图 1.1 在一个网点中包括了 5 个以太网和 4 个路由器的小型互连网络。在这个互连网络中任意两台主机之间仅有一个路由人
6、工的系统明显存在缺点，它不能适应网络的迅速增长或迅速变化。在大型的、迅速变化的环境中，如 Internet 网，人对情况变化的反应速度太慢，来不及处理问题；必须使用自动机制。采用自动机制还有利于提高可靠性，并对某些路由可变的小型互连网络中的故障采取反应措施。为了验证这一点，我们假设在图 1.1 中增加一个路由器，使之变为图 1.2 所示的结构。网络 5 网络 4网络 1网络 2网络 3R2R1R3 R4培训教材-路由器 培训教材-路由器 客户服务中心4图 1.2 增加了路由器 R5 后使得网络 2 和 3 之间多了一条备用路径当原有路由出故障时，选路软件能够迅速切换到备用路由对于拥有多个物理路
7、径的互连网络体系结构，管理者通常选择其中一条作为基本路径。如果该基本路径上的路由器出故障，就必须改动路由使得通信流量通过备用路由器来传输。人工改变路由的方式耗时长而且容易带来错误。因此，即便是小型互连网中，也应使用处动机制来迅速而可靠地改变路由。为了自动地保存准确的网络可达信息，内部路由器之间要进行通信，即路由器与可到达的另一个路由器要交换网络可到达性数据或网络选路信息。把整个自治系统的可到达信息汇集起来之后，系统中某个路由器就使用 EGP 把它们通告给另一个自治系统。内部路由器通信与外部路由器通信的不同之处就是：EGP 提供了为外部路由器通信广泛使用的标准，而内部路由器通信却没有一个单独的标
8、准。造成这种情况的原因之一，就是自治系统的拓扑结构和具体技术的多样性。另一个原因是结构简单与功能强大之间的折衷，即易于安装和配置的协议往往不能提供强大的功能。因此，流行的适用于内部路由器通信的协议有很多种，但多数自治系统只选择其中一个在内部的来传播选路信息。由于没有单独的标准，我们使用内部网关协议 IGP(Interior Gateway Protocol)作为统称来描述所有的用于内部路由器之间交换的网络可达信息及选路信息的算法。例如Butterfly 核心路由器构成了一个特定的自治系统，它使用 SPREAD 作为其内部网关协议IGP。有些自治系统使用 EGP 来作 IGP，不过这对那些由具有
9、广播功能的局域网组成的小型自治系统没有多少意义。图 1.3 是自治系统使用某种 IGP 在内部路由器之间传播可到达信息的示意图。在这个图中，IGP1 和 IGP2 分别表示自治系统 1 和 2 所使用的内部网关协议。从图中可以得到这个重要的概念：网络 5 网络 4网络 1网络 2网络 3R2 R5R1R3 R4培训教材-路由器 培训教材-路由器 客户服务中心5图 1.3 两个自治系统各自在其内部使用不同的 IGP，但是其外部路由器使用 EGP 与另一个系统通信的示意图一个单个的路由器可以同时使用两种选路协议，一个用于到自治系统之外的通信，另一个用于自治系统内部的通信。具体地说，运行 EGP 通
10、告可达性的路由器，通常还需要运行一种 IGP，以便获得其自治系统内部的信息。1.2. 选路信息协议（RIP）使用最广泛的一种 IGP 是选路信息协议 RIP（Routing Information Protocol） ，RIP的另一个名字是 routed（路由守护神） ，来自一个实现它的程序。这个程序最初由加利福尼亚大学伯克利分校设计，用于给他们在局域网上的机器提供一致的选路和可达信息。它依靠物理网络的广播功能来迅速交换选路信息。它并不是被设计来用于大型广域网的（尽管现在的确这么用） 。在旋乐（Xerox）公司的 Palo Alto 研究中心 PARC 早期所作的关于网络互连的研究的基础上，r
11、outed 实现了起源于 Xerox NS RIP 的一个新协议，它更为通用化，能够适应多种网络。尽管在其前辈上做了一些小改动，RIP 作为 IGP 流行起来并非技术上有过人之处，而是由于伯克利分校把路由守护神软件附加在流行的 4BSD UNIX 系统上一起分发，从而使得许多 TCP/IP 网点根本没考虑其技术上的优劣就采用 routed 并开始使用 RIP。一旦安装并使用了这个软件，它就成为本地选路的基础，研究人员也开始在大型网络上使用它。关于 RIP 的最令人吃惊的事可能就是它在还没有正式标准之前就已经广泛流行了。大多数的实现都脱胎于伯克利分校的程序，但是由于编程人员对未形成文档的微妙细节
12、理解不同而造成了它们之间互操作性限制。协议出现新版本后，出现了更多的问题。在 1988 年 6月形成了一个 RFC 标准，这才使软件商解决了互操作性问题。RIP 协议的基础就是基于本地网的矢量距离选路算法的直接而简单的实现。它把参加通信的机器分为主机的（active）和被动的（passive 或 silent） 。主动路由器向其他路由器通告其路由，而被动路由器接收通告并在此基础上更新其路由，它们自己并不通告路由。EGPIGP1R1 IGP1IGP2R2 IGP2培训教材-路由器 培训教材-路由器 客户服务中心6只有路由器能以主动方式使用 RIP，而主机只能使用被动方式。以主动方式运行 RIP
13、的路由器每隔 30 秒广播一次报文，该报文包含了路由器当前的选路数据库中的信息。每个报文由序偶构成，每个序偶由一个 IP 网络地址和一个代表到达该网络的距离的整数构成。RIP 使用跳数度量（hop count metric）来衡量到达目的站的距离。在 RIP 度量标准中，路由器到它直接相连的网络的跳数被定义为 1，到通过另一个路由器可达的网络的距离为 2 跳，其余依此类推。因此从给定源站到目的站的一条路径的跳数（number of hops 或 hop count）对应于数据报沿该路传输时所经过的路由器数。显然，使用跳数作为衡量最短路径并不一定会得到最佳结果。例如，一条经过三个以太网的跳数为
14、3的路径，可能比经过两条低速串行线的跳数为 2 的路径要快得多。为了补偿传输技术上的差距，许多 RIP 软件在通告低速网络路由时人为地增加了跳数。运行 RIP 的主动机器和被动机器都要监听所有的广播报文，并根据前面所说的矢量距离算法来更新其选路表。例如图 1.2 中的互连网络中，路由器 R1 在网络 2 上广播的选路信息报文中包含了序偶（1,1） ，即它能够以费用值 1 到达网络 1。路由器 R2 和 R5 收到这个广播报文之后，建立一个通过 R1 到达网络 1 的路由（费用为 2） 。然后，路由器 R2 和 R5 在网络 3 上广播它们的 RIP 报文时就会包含序偶（1,2） 。最终，所有的
15、路由器和主机都会建立到网络 1 的路由。RIP 规定了少量的规则来改进其性能和可靠性。例如，当路由器收到另一个路由器传来的路由时，它将保留该路由直到收到更好的路由。在我们所举的例子中，如果路由器 R2和 R5 都以费用 2 来广播到网络 1 的路由，那么 R3 的 R4 就会将路由设置为经过先广播的那个路由器到达网络 1。即：为了防止路由在两个或多个费用相等的路径之间振荡不定，RIP 规定在得到费用更小的路由之前保留原有路由不变。如果第一个广播路由的路由器出故障（如崩溃）会有什么后果？RIP 规定所有收听者必须对通过 RIP 获得的路由设置定时器。当路由器在选路表中安置新路由时，它也为之设定了
16、定时器。当该路由器又收到关于该路由的另一个广播报文后，定时器也要重新设置。如果经过 180 秒后还没有下一次通告该路由，它就变为无效路由。RIP 必须处理下层算法的三类错误。第一，由于算法不能明确地检测出选路的回路，RIP 要么假定参与者是可信赖的，要么采取一定的预防措施。第二，RIP 必须对可能的距离使用一个较小的最大值来防止出现不稳定的现象（RIP 使用的值是 16） 。因而对于那些实际跳数值在 16 左右的互连网络，管理者要么把它划分为若干部分，要么采用其他的协议。第三，选路更新报文在网络之间的传输速度很慢，RIP 所使用的矢量距离算法会产生慢收敛（slow convergence）或无
17、限计数（count to infinity）问题从而引发不一致性。选择一个小的无限大值（16） ，可以限制慢收敛问题，但不能彻底解决客观存在。选路表的不一致问题并非仅在 RIP 中出现。它是出现在任何矢量距离协议中的一个根本性的问题，在此协议中，更新报文仅仅包含由目的网络及到达该网络的距离构成的序偶。为了理解这个问题我们考虑图 1.4 中路由集合。图中描述了在图 1.2 中到达网络 1 的路由。培训教材-路由器 培训教材-路由器 客户服务中心7图 1.4 慢收敛问题。 (a)中的三个路由器各有到网络 1 的路由。(b)中，到网络 1 的路由已经消失了，但是 R2 对它的路由通告引起了选路的环路
18、正如图 1.4（a）所显示的那样，R1 直接与网络 1 相连，所以在它的选路表中有一条到该网络的距离为 1 的路由；在周期性的路由广播中包括了这个路由。R2 从 R1 处得知了这个路由，并在自己的选路表中建立了相应的路由产工将之以距离值 2 广播出去。最后 R3 从 R2处得知该路由并以距离值 3 广播。现在假设 R1 到网络 1 的连接失效了。那么 R1 立即更新它的选路表把该路由的距离置为 16（无穷大） 。在下一次广播时，R1 应该通告这一信息。但是，除非协议包含了额外的机制预防此类情况，可能有其他的路由器在 R1 广播之前就广播了其路由。可能假设一个特殊的情况，即 R2 正好在 R1
19、与网络 1 连接失效后通告其路由。因此，R1 就会收到 R2 的报文，并对此使用通常的矢量距离算法：它注意到 R2 有到达网络 1 的费用更低的路由，计算出现在到达网络 1 需要 3 跳（R2 通告的到网络 1 费用是 2 跳，再加上到 R2 的 1 跳） 。然后在选路表中装入新的通过 R2 到达网络 1 的路由。图 1.4 描述了这个结果。这样的话，R1 和 R2 中的任一个收到去网络 1 的数据报之后，就会把该报文在两者之间来回传输直到寿命计时器超时溢出。这两个路由器随后广播的 RIP 不能迅速解决这个问题。在下一轮交换选路信息的过程中，R1 通告它的选路表中的各个项目。而 R2 得知 R
20、1 到网络 1 的距离是 3 之后，计算出该路由新长度 4。到第三轮的时候，R1 收到从 R2 传来的路由距离增加的信息，把自己的选路表中该路由的距离增到 5。如此循环往复，直至距离值到达 RIP 的极限。1.2.1. 慢收敛问题的解决对图 1.4 的例子，可以使用分割范围更新（split horizon update）技术来解决慢收敛问题。在使用分割范围技术时，路由器记录下收到各路由的接口，而当这路由器通告路由时，就不会把该路由再通过那个接口送回去。在该例中，路由器 R2 不会把它到网络 1 的距离为 2 的路由再通告给 R1，因此一旦 R1 与网络 1 的连接失效，它就不会再通告该路由。经
21、过几轮选路更新之后，所有的机器都会知道网络 1 是不可达的。但是分割范围更新技术不能解决所有的拓扑结构中的问题 。网 络 1网 络 1 R3R2R1(b)R1 R2 R3(a)培训教材-路由器 培训教材-路由器 客户服务中心8考虑慢收敛问题的另一个方法是使用信息流的概念。如果路由器通告了到某网络的短路由，所有接收路由器迅速地作出安装该路由的反应。当路由器停止通告某路由，协议在判断该路由不可达之前，要依据超时机制来工作。当超时出现时，路由器寻找替代路由并开始传播此信息。不幸的是，路由器并不知道这个替代路由是否要依赖于刚刚消失的路由。因此，通常不应迅速地传播否定的信息。有一条警句或谓一语破的：好消
22、息传播得快，坏消息传播得慢。解决慢收敛问题的另一个技术使用了抑制（hold down）法。抑制法迫使参与协议工作的路由器，在收到关于某网络不可达的信息后的一段固定时间内，忽略任何关于该网络的路由信息。这段抑制时间的典型长度是 60 秒。该技术的思路是等待足够的时间以便确信所有的机器都收到坏消息，并且不会错误地接受内容过时的报文。需要指出的是，所有参与 RIP的机器都要遵循抑制策略，否则仍然会发生选路回路现象。抑制技术的缺点是：如果出现了选路回路，那么在抑制期间内这些选路回路仍然会维持下去。更严重的是，在抑制期间所有不正确的路由也保留下来了，即使是有替代路由的存在。解决慢收敛问题的最后一种技术就
23、是毒性逆转（poison reverse） 。当一条连接消失后，路由器在若干个更新周期内都有保留该路由，但是在广播路由时则规定该路由的费用为无限长。为提高毒性逆转法的效率，它应该与触发更新（triggered updates）技术结合。触发更新技术使得新信息，路由器减少了因为想信好消息而容易出错的时间。不幸的是，虽然触发更新技术、毒性逆转技术、抑制技术和分割范围技术能够解决一些问题，但它们又带来了一些新的问题。例如，在许多路由器共享一个公共网络的结构中采用触发更新技术的情况下，一个广播就能改变这些路由器的选路表，引发一轮新的广播。如果第二轮广播改变了路由表，它又会引起更多的广播。这就产生了广播雪崩。使用广播技术（这有可能产生选路回路）和使用抑制技术防止慢收敛问题，可使得RIP 在广域网上的工作效率极低。广播要耗费大量宝贵的带宽。即便不出现广播雪崩现象，所有机器周期性地进行广播也意味着网络流量随着路由器数目的增加而增加。而可能出现的选路回路在线路容量有限的情况下可能就是致命的问题。当兜圈
