Расстояние вектор-протокол маршрутизации в сетях передачи данных определяет наилучший маршрут для пакетов данных на основе расстояния. Протоколы маршрутизации с вектором расстояния измеряют расстояние по количеству маршрутизаторов, которые должен пройти пакет, один маршрутизатор считается за один переход. Некоторые протоколы вектора расстояния также учитывают сетевую задержку и другие факторы, влияющие на трафик на данном маршруте. Чтобы определить лучший маршрут в сети, маршрутизаторы, в которых реализован протокол вектора расстояния, обмениваются информацией друг с другом, обычно таблицами маршрутизации плюс счетчиками переходов для сетей назначения и, возможно, другой информацией о трафике. Протоколы дистанционно-векторной маршрутизации также требуют, чтобы маршрутизатор информировал своих соседей отопология сети периодически меняется.
Термин « вектор расстояния» относится к тому факту, что протокол управляет векторами ( массивами ) расстояний до других узлов в сети. Алгоритм вектора расстояния был исходным алгоритмом маршрутизации ARPANET и был более широко реализован в локальных сетях с помощью протокола маршрутной информации (RIP).
Маршрутизаторы, использующие протокол вектора расстояния, определяют расстояние между собой и пунктом назначения. Наилучший маршрут для пакетов интернет-протокола , по которым данные передаются по сети передачи данных, измеряется количеством маршрутизаторов (переходов), которые пакет должен пройти, чтобы достичь своей сети назначения. Кроме того, некоторые протоколы вектора расстояния учитывают другую информацию о трафике, например задержку в сети . Чтобы установить лучший маршрут, маршрутизаторы регулярно обмениваются информацией с соседними маршрутизаторами, обычно с их таблицей маршрутизации., счетчик переходов для сети назначения и, возможно, другая информация, относящаяся к трафику. Маршрутизаторы, реализующие протокол вектора расстояния, полагаются исключительно на информацию, предоставляемую им другими маршрутизаторами, и не оценивают топологию сети . [1]
Протоколы вектора расстояния обновляют таблицы маршрутизации маршрутизаторов и определяют маршрут, по которому пакет будет отправлен на следующем переходе, который является выходным интерфейсом маршрутизатора, и IP-адресом интерфейса принимающего маршрутизатора. Расстояние - это мера стоимости достижения определенного узла. Маршрут с наименьшей стоимостью между любыми двумя узлами - это маршрут с минимальным расстоянием.
Обновления выполняются периодически в протоколе вектора расстояния, где вся или часть таблицы маршрутизации маршрутизатора отправляется всем его соседям, которые настроены на использование одного и того же протокола маршрутизации вектора расстояния. Получив эту информацию, маршрутизатор может внести поправки в свою собственную таблицу маршрутизации, чтобы отразить изменения, а затем проинформировать об изменениях своих соседей. Этот процесс был описан как «маршрутизация по слухам», потому что маршрутизаторы полагаются на информацию, которую они получают от других маршрутизаторов, и не могут определить, является ли информация действительной и верной. Существует ряд функций, которые можно использовать для устранения нестабильности и неточной информации о маршрутизации.
Разработка дистанционно-векторной маршрутизации [ править ]
Самый старый протокол маршрутизации и самый старый протокол вектора расстояния - это версия 1 протокола маршрутной информации (RIPv1). RIPv1 был официально стандартизирован в 1988 году. [2] Он устанавливает кратчайший путь через сеть исключительно на основе переходов, то есть количества маршрутизаторов, которые необходимо пройти, чтобы достичь сети назначения. RIP - это протокол внутреннего шлюза , поэтому его можно использовать в локальных сетях (LAN) на внутренних или пограничных маршрутизаторах. Маршрутизаторы с реализацией RIPv1 обмениваются своими таблицами маршрутизации с соседними маршрутизаторами посредством широковещательной рассылки.пакет RIPv1 каждые 30 секунд во все подключенные сети. RIPv1 не подходит для больших сетей, так как он ограничивает количество переходов до 15. Этот предел переходов был введен, чтобы избежать петель маршрутизации, но также означает, что сети, соединенные более чем через 15 маршрутизаторов, недоступны. [3]
Протокол вектора расстояния, разработанный для использования в глобальных сетях (WAN), называется протоколом пограничного шлюза (BGP). BGP - это протокол внешнего шлюза, поэтому он реализуется на пограничных и внешних маршрутизаторах в Интернете . Он обменивается информацией между маршрутизаторами через сеанс протокола управления передачей (TCP). Маршрутизаторы с реализацией BGP определяют кратчайший путь в сети на основе ряда факторов, кроме переходов. BGP также может быть настроен администраторами таким образом, чтобы определенные маршруты были предпочтительны или избегались. BGP используется провайдерами интернет-услуг (ISP) и телекоммуникационными компаниями. [4]
Среди протоколов вектора расстояния, которые были описаны как гибридные, поскольку в нем используются методы маршрутизации, связанные с протоколами маршрутизации на основе состояния канала , есть собственный протокол расширенной внутренней маршрутизации шлюза (EIGRP). Он был разработан Cisco в 1980-х годах и был разработан для обеспечения лучшей конвергенции и уменьшения сетевого трафика между маршрутизаторами по сравнению с протоколом маршрутизации на основе состояния канала Open Shortest Path First (OSPF). [5]
Другой пример протокола маршрутизации по вектору расстояния - Babel .
Счет до бесконечности [ править ]
Алгоритм Беллмана-Форда не препятствует образованию петель маршрутизации от происходящего и страдает от графа к проблеме бесконечности. Суть проблемы подсчета до бесконечности заключается в том, что если A сообщает B, что у него есть путь где-то, у B нет способа узнать, есть ли в пути B как часть его. Чтобы ясно увидеть проблему, представьте себе подсеть, подключенную по типу A – B – C – D – E – F, и пусть метрикой между маршрутизаторами будет «количество переходов». Теперь предположим, что A отключен. В процессе обновления вектора B замечает, что маршрут до A, который находился на расстоянии 1, не работает - B не получает обновление вектора от A. Проблема в том, что B также получает обновление от C, а C все еще не осознает тот факт, что A не работает - поэтому он сообщает B, что A всего два прыжка от C (от C до B к A). Поскольку B не знает, что путь от C к A проходит через него (B), он обновляет свою таблицу с новым значением «B to A = 2 + 1». Позже,B перенаправляет обновление на C, и из-за того, что A доступен через B (с точки зрения C), C решает обновить свою таблицу до «C to A = 3 + 1». Это медленно распространяется по сети, пока не станет бесконечностью (в этом случае алгоритм исправляет себя из-за свойства релаксации Беллмана-Форда).
Обходные пути и решения [ править ]
RIP использует разделенный горизонт с техникой ядовитого реверса, чтобы уменьшить вероятность образования циклов, и использует максимальное количество переходов для решения проблемы «счет до бесконечности». Эти меры позволяют избежать образования петель маршрутизации в некоторых, но не во всех случаях. [6] Добавление времени удержания (отказ от обновлений маршрута в течение нескольких минут после отмены маршрута) позволяет избежать образования петель практически во всех случаях, но приводит к значительному увеличению времени сходимости.
Совсем недавно был разработан ряд протоколов вектора расстояния без петель - яркими примерами являются EIGRP , DSDV и Babel . Они избегают образования петель во всех случаях, но страдают от повышенной сложности, а их развертывание замедлилось из-за успеха протоколов маршрутизации состояния канала, таких как OSPF .
Пример [ править ]
В этой сети у нас есть 4 маршрутизатора A, B, C и D:
Мы отмечаем текущее время (или итерацию) в алгоритме с помощью T и начинаем (в момент времени 0 или T = 0) с создания матриц расстояний для каждого маршрутизатора до его непосредственных соседей. По мере построения таблиц маршрутизации, представленных ниже, кратчайший путь выделяется зеленым цветом, а новый кратчайший путь - желтым. Серые столбцы указывают на узлы, которые не являются соседями текущего узла и поэтому не считаются допустимым направлением в его таблице. Красный цвет указывает на недопустимые записи в таблице, поскольку они относятся к расстояниям от узла до самого себя или через него самого.
Т = 0
из
через A
через B
через C
через D
к А
в B
3
в C
23
к D
из B
через A
через B
через C
через D
к А
3
в B
в C
2
к D
из C
через A
через B
через C
через D
к А
23
в B
2
в C
к D
5
из D
через A
через B
через C
через D
к А
в B
в C
5
к D
На этом этапе все маршрутизаторы (A, B, C, D) имеют новые «кратчайшие пути» для своего DV (список расстояний от них до другого маршрутизатора через соседа). Каждый из них транслирует этот новый DV всем своим соседям: от A к B и C, от B к C и A, от C к A, B и D и от D к C. Когда каждый из этих соседей получает эту информацию, они теперь пересчитывают кратчайший путь с его помощью.
Например: A получает DV от C, который сообщает A, что есть путь через C к D с расстоянием (или стоимостью) 5. Поскольку текущий «кратчайший путь» до C равен 23, то A знает, что у него есть путь. путь к D, который стоит 23 + 5 = 28. Поскольку A не знает других более коротких путей, он ставит это в качестве своей текущей оценки кратчайшего пути от себя (A) до D через C.
Т = 1
из
через A
через B
через C
через D
к А
в B
3
25
в C
5
23
к D
28 год
из B
через A
через B
через C
через D
к А
3
25
в B
в C
26 год
2
к D
7
из C
через A
через B
через C
через D
к А
23
5
в B
26 год
2
в C
к D
5
из D
через A
через B
через C
через D
к А
28 год
в B
7
в C
5
к D
Опять же, все маршрутизаторы получили в последней итерации (при T = 1) новые «кратчайшие пути», поэтому все они транслируют свои DV своим соседям; Это побуждает каждого соседа снова пересчитать свои кратчайшие расстояния.
Например: A получает DV от B, который сообщает A, что есть путь через B к D с расстоянием (или стоимостью) 7. Поскольку текущий «кратчайший путь» до B равен 3, то A знает, что у него есть путь. путь к D, который стоит 7 + 3 = 10. Этот путь к D длиной 10 (через B) короче существующего «кратчайшего пути» до D длиной 28 (через C), поэтому он становится новым «кратчайшим путем» к D.
Т = 2
из
через A
через B
через C
через D
к А
в B
3
25
в C
5
23
к D
10
28 год
из B
через A
через B
через C
через D
к А
3
7
в B
в C
8
2
к D
31 год
7
из C
через A
через B
через C
через D
к А
23
5
33
в B
26 год
2
12
в C
к D
51
9
5
из D
через A
через B
через C
через D
к А
10
в B
7
в C
5
к D
На этот раз только маршрутизаторы A и D имеют новые кратчайшие пути для своих DVs. Таким образом, они транслируют свои новые DV своим соседям: A передает в B и C, а D передает в C. Это заставляет каждого из соседей, получающих новые DV, пересчитывать свои кратчайшие пути. Однако, поскольку информация от DV не дает более коротких путей, чем они уже есть в их таблицах маршрутизации, то в таблицах маршрутизации нет никаких изменений.
Т = 3
из
через A
через B
через C
через D
к А
в B
3
25
в C
5
23
к D
10
28 год
из B
через A
через B
через C
через D
к А
3
7
в B
в C
8
2
к D
13
7
из C
через A
через B
через C
через D
к А
23
5
15
в B
26 год
2
12
в C
к D
33
9
5
из D
через A
через B
через C
через D
к А
10
в B
7
в C
5
к D
Ни у одного из маршрутизаторов нет новых кратчайших путей для широковещательной передачи. Следовательно, ни один из маршрутизаторов не получает никакой новой информации, которая может изменить их таблицы маршрутизации. Алгоритм останавливается.
Ссылки [ править ]
^ Тамара Дин (2009). Сеть + Путеводитель по сетям . Cengage Learning. С. 274 . ISBN 9781423902454.
^ Хедрик, CL "Протокол информации о маршрутизации" . tools.ietf.org . RFC 1058 . Проверено 16 апреля 2019 .
^ Тамара Дин (2009). Сеть + Путеводитель по сетям . Cengage Learning. С. 274 . ISBN 9781423902454.
^ Тамара Дин (2009). Сеть + Путеводитель по сетям . Cengage Learning. стр. 274 -275. ISBN 9781423902454.
^ Тамара Дин (2009). Сеть + Путеводитель по сетям . Cengage Learning. С. 275 . ISBN 9781423902454.
^ RFC 1058 , раздел 2.2.2
«RFC1058 - Протокол информации о маршрутизации», К. Хедрик, Инженерная группа Интернета, июнь 1988 г.
«RFC1723 - RIP версии 2, несущий дополнительную информацию», Г. Малкин, Internet Engineering Task Force, ноябрь 1994 г.
"RFC2453 - RIP Version 2", Г. Малкин, Инженерная группа Интернета, ноябрь 1998 г.
"Алгоритм поиска пути для маршрутизации без петель , Дж. Дж. Гарсия-Луна-Асевес и С. Мурти, IEEE / ACM Transactions on Networking", февраль 1997 г.
«Обнаружение недействительных объявлений о маршрутизации в протоколе RIP», Д. Пей, Д. Мэсси и Л. Чжан, Конференция по глобальной связи IEEE (Globecom), декабрь 2003 г.
Дальнейшее чтение [ править ]
Раздел «Состояние канала по сравнению с вектором расстояния» в главе «Основы маршрутизации» в «Руководстве по межсетевым технологиям Cisco »
Раздел 5.2 «Алгоритмы маршрутизации» в главе «5 СЕТЕВОЙ СЛОЙ» из «Компьютерных сетей» 4. Издание Эндрю С. Таненбаума
