Маршрутные протоколы RIP, OSPF и BGP

8.1. Внутренний протокол маршрутизации RIP

Этот протокол (RFC-1388, 1582, 1721, 1722 (std0057), -2453, -1724, -2080, -2082, -2092, -2453) маршрутизации предназначен для сравнительно небольших и относительно однородных сетей (алгоритм Белмана-Форда). Протокол разработан в университете Калифорнии (Беркли), базируется на разработках фирмы Ксерокс и реализует те же принципы, что и программа маршрутизации routed, используемая в ОC UNIX (4BSD). Маршрут здесь характеризуется вектором расстояния до места назначения. Предполагается, что каждый маршрутизатор является отправной точкой нескольких маршрутов до сетей, с которыми он связан.

Если сеть однородна, то есть все каналы имеют равную пропускную способность и примерно равную загрузку, что типично для небольших локальных сетей, то число шагов до цели является разумной оценкой пути (метрикой).

Описания этих маршрутов хранится в специальной таблице, называемой маршрутной. Таблица маршрутизации RIP содержит по одной записи на каждую обслуживаемую машину (на каждый маршрут). Запись должна включать в себя:

IP-адрес места назначения;

метрику маршрута (от 1 до 15; число шагов до места назначения);

IP-адрес ближайшего маршрутизатора (Gateway) по пути к месту назначения;

таймеры маршрута.

Первым двум полям записи мы обязаны появлению термина вектор расстояния (место назначения – направление; метрика – модуль вектора). Периодически (раз в 30 сек) каждый маршрутизатор посылает широковещательно копию своей маршрутной таблицы всем соседям-маршрутизаторам, с которыми связан непосредственно. Маршрутизатор-получатель просматривает таблицу. Если в таблице присутствует новый путь или сообщение о более коротком маршруте либо произошли изменения длин пути, эти изменения фиксируются получателем в своей маршрутной таблице. Протокол RIP должен быть способен обрабатывать следующие три типа ошибок.

1. Циклические маршруты. Так как в протоколе нет механизмов выявления замкнутых маршрутов, необходимо либо слепо верить партнерам, либо принимать меры для блокировки такой возможности.
2. Для подавления нестабильностей RIP должен использовать малое значение максимально возможного числа шагов ( <16 ).
3. Медленное распространение маршрутной информации по сети создает проблемы при динамичном изменении маршрутной ситуации (система не поспевает за изменениями). Малое предельное значение метрики улучшает сходимость, но не устраняет проблему.

Несоответствие маршрутной таблицы реальной ситуации типично не только для RIP, но характерно для всех протоколов, базирующихся на векторе расстояния, где информационные сообщения актуализации несут в себе только пары кодов: адрес места назначение и расстояние до него. Пояснение проблемы дано на рис. 8.10 ниже.

Рис. 8.10. Иллюстрация, поясняющая возникновение циклических маршрутов при использовании вектора расстояния

В верхней части рисунка показана ситуация, когда маршрутизаторы указывают маршрут до сети <A> в соответствии со стрелками. В нижней части связь на участке GW1 <Сеть A> оборвана, а GW2 по-прежнему продолжает оповещать о ее доступности с числом шагов, равным 2. При этом GW1, восприняв эту информацию (если GW2 успел передать свою маршрутную информацию раньше GW1), может перенаправить пакеты, адресованные сети А, на GW2, а в своей маршрутной таблице будет характеризовать путь до сети А метрикой 3. Таким образом формируется замкнутая петля маршрутов. Последующая широковещательная передача маршрутных данных GW1 и GW2 не решит эту проблему быстро. Так, после очередного обмена путь от GW2 до сети А будет характеризоваться метрикой 5. Этот процесс будет продолжаться до тех пор, пока метрика не станет равной 16, что займет слишком много циклов обмена маршрутной информацией.

Заметим, что на время распространения информации о недоступности сети А станет недоступна сеть С — из-за циклического обмена пакетами между маршрутизаторами GW1 и GW2 (см. рис 8.10).

Проблема может быть решена следующим образом. Маршрутизатор запоминает, через какой интерфейс получена маршрутная информация, и через этот интерфейс эту информацию уже не передает. В рассмотренном выше примере GW2 не станет посылать информацию о пути к сети А маршрутизатору GW1, от которого он получил эти данные. В этом случае в маршрутной таблице GW1 путь до А исчезнет сразу. Остальные маршрутизаторы узнают о недостижимости сети А через несколько циклов. Существуют и другие пути преодоления медленных переходных процессов. Если производится оповещение о коротком пути, все узлы-получатели воспринимают эти данные немедленно. Если же маршрутизатор закрывает какой-то путь, его отмена фиксируется остальными лишь по тайм-ауту. Универсальным методом исключения ошибок при маршрутизации является использование достаточно большой выдержки перед тем как использовать информацию об изменении маршрутов. В этом случае к моменту изменения маршрута эта информация станет доступной всем участникам процесса маршрутизации. Однако все перечисленные методы и некоторые другие известные алгоритмы, решая одну проблему, часто вносят другие. Многие из этих методов могут при определенных условиях вызвать лавину широковещательных сообщений, что также дезорганизует сеть.

Но даже усовершенствование, изложенное выше, не всегда срабатывает. На рис. 8.11 приведен пример, когда переходной процесс, несмотря на усовершенствование, будет идти долго. При обрыве связи В-Г узлы А и Б сообщают узлу В, что они потеряли связь с узлом Г. Узел В делает вывод, что Г не достижим, о чем и сообщает узлам А и Б. К сожалению, А знает, что Б имеет проход к Г длиной 2, из чего он делает вывод о достижимости Г за три шага. Аналогично рассуждает Б о возможности достижимости Г через А. Далее при последующих рассылках метрика доступности Г характеризуется все большими значениями, до тех пор пока не станет равной "бесконечности" (16).

Рис. 8.11. Пример топологии, где переходной процесс осуществляется медленно, даже при усовершенствовании алгоритма

В RIP сообщения инкапсулируются в UDP-дейтограммы, при этом передача осуществляется через порт 520. Если между отправителем и приемником расположено три маршрутизатора, считается, что между ними 4 шага. Такой вид метрики не учитывает различий в пропускной способности или загруженности отдельных сегментов сети. Применение вектора расстояния не может гарантировать оптимальность выбора маршрута, ведь, например, два шага по сегментам сети Ethernet обеспечат большую пропускную способность, чем один шаг через последовательный канал на основе интерфейса RS-232.

Маршрут по умолчанию имеет адрес 0.0.0.0 (это верно и для других протоколов маршрутизации). Каждому маршруту ставится в соответствие таймер тайм-аута и "сборщика мусора". Тайм-аут-таймер сбрасывается каждый раз, когда маршрут инициализируется или корректируется. Если со времени последней коррекции прошло 3 минуты или получено сообщение о том, что вектор расстояния равен 16, маршрут считается закрытым. Но запись о нем не стирается, пока не истечет время "уборки мусора" (2мин). При появлении эквивалентного маршрута переключения на него не происходит, таким образом блокируется возможность осцилляции между двумя или более равноценными маршрутами.

Каждые 30 секунд таблица маршрутизации или ее часть посылается всем соседним маршрутизаторам. Могут посылаться и специальные запросы при локальном изменении таблицы. RIP достаточно простой протокол, но, к сожалению, не лишенный недостатков:

a. RIP не работает с адресами субсетей. Если нормальный 16-бит идентификатор ЭВМ класса B не равен 0, RIP не может определить является ли ненулевая часть cубсетевым ID или полным IP-адресом;

b. RIP требует много времени для восстановления связи после сбоя в маршрутизаторе (минуты). В процессе установления режима возможны циклы;

c. число шагов — важный, но не единственный параметр маршрута, да и 15 шагов не предел для современных сетей.

Протокол RIP-2 (RFC-1388, 1993 год и более поздние публикации, смотри начало главы) является новой версией RIP, которая в дополнение к широковещательному режиму поддерживает мультикастинг, позволяет работать с масками субсетей, предоставляет некоторые возможности обеспечения безопасности.