人力资源动态路由协议培训5247.docx

目目录1.路路由协议议31.1.静态的的与动态态的内部部路由331.2.选路信信息协议议（RIIP）51.2.1.慢收敛敛问题的的解决771.2.2.RIPP报文格格式81.2.3.RIPP编址约约定91.2.4.RIPP报文的的发送1101.3.OSPPF101.3.1.概述1001.3.2.数据包包格式1101.3.3.OSPPF基本本算法1111.3.4.OSPPF路由由协议的的基本特特征1221.3.5.区域及及域间路路由1331.3.6.OSPPF协议议路由器器及链路路状态数数据包分分类1661.3.7.OSPPF协议议工作过过程1881.3.8.OSPPF路由由协议验验证2111.3.9.小结2111.4.HELLLO协协议2221.5.将RIPP，HELLLO和和EGPP组合起起来2331.6.边界网网关协议议第4版（BGGP4）241.7.EGP271.7.1.给体系系结构模模型增加加复杂性性271.7.2.一个其其本思想想：额外外跳2881.7.3.自治系系统的概概念3001.7.4.外部网网关协议议（EGGP）311.7.5.EGPP报文首首部3221.7.6.EGPP邻站获获取报文文331.7.7.EGPP邻站可可达性报报文3441.7.8.EGPP轮询请请求报文文341.7.9.EGPP选路更更新报文文351.7.10.从接收收者的角角度来度度量3771.7.11.EGPP的主要要限制3382.CCISCCO 路路由器产产品介绍绍402.1.Cissco 25500402.2.Cissco 45500-M402.3.Cissco 72200412.4.Cissco 75513/75007433.路路由器的的基本配配置433参数设置置43网络号443IP类设设置444菜单设置置44欢迎文本本44异步线的的设置444总结455附录一路路由器常常用命令令454.基基本维护护52两种状态态52帮助522命令简写写52跟踪错误误53进入设置置状态553存储退出出53删除设置置53一些常用用命令553修改地址址53修改ennablle ssecrrectt paasswwordd55附录二常常见网络络故障分分析及排排除5551 路由由器常用用测试命命令5552 路由由器传输输故障排排除方法法553网络常常见问题题571. 路由协议议1.1. 静态的与与动态的的内部路路由在一个自自治系统统内的两两个路由由器彼此此互为内内部路由由器。例例如，因因为核心心构成了了一个自自治系统统，两个个Intternnet核核心路由由器互为为内部路路由器。在大学学校园里里的两个个路由器器也互为为内部路路由器，因因为在校校园里的的所有机机器都属属于同一一个自治治系统。自治系统统中的路路由器如如何获得得关于本本系统内内部的网网络的信信息呢？在小型型的、缓缓慢变化化着的互互连网络络中，管管理者可可以使用用手工方方式进行行路由的的建立与与修改。管理者者保留一一张关于于网络的的表格，并并在有新新的网络络加入到到该自治治系统或或从该自自治系统统删除一一个网络络时，更更新该表表格。例例如图11.1中显显示的小小公司的的互连网网络。为为这样的的互连网网络选路路耗费就就微不足足道，因因为任何何两点之之间仅有有一条路路由。管管理者可可用人工工的方式式来配置置所有的的主机和和路由器器的路由由。互连连网络更更改状态态（如新新增一个个网络）时时，管理理者重新新配置所所有机器器上的路路由。 网络5 网络4 网络1网络2网络3R2R1R3R4图1.11 在一个个网点中中包括了了5个以以太网和和4个路路由器的的小型互互连网络络。在这这个互连连网络中中任意两两台主机机之间仅仅有一个个路由人工的系系统明显显存在缺缺点，它它不能适适应网络络的迅速速增长或或迅速变变化。在在大型的的、迅速速变化的的环境中中，如IInteerneet 网网，人对对情况变变化的反反应速度度太慢，来来不及处处理问题题；必须须使用自自动机制制。采用用自动机机制还有有利于提提高可靠靠性，并并对某些些路由可可变的小小型互连连网络中中的故障障采取反反应措施施。为了了验证这这一点，我我们假设设在图11.1中中增加一一个路由由器，使使之变为为图1.2 所所示的结结构。 网络5 网络4 网络1网络2网络3R2R5R1R3R4图1.22 增增加了路路由器RR5后使使得网络络2和33之间多多了一条条备用路路径当原原有路由由出故障障时，选选路软件件能够迅迅速切换换到备用用路由对于拥有有多个物物理路径径的互连连网络体体系结构构，管理理者通常常选择其其中一条条作为基基本路径径。如果果该基本本路径上上的路由由器出故故障，就就必须改改动路由由使得通通信流量量通过备备用路由由器来传传输。人人工改变变路由的的方式耗耗时长而而且容易易带来错错误。因因此，即即便是小小型互连连网中，也也应使用用处动机机制来迅迅速而可可靠地改改变路由由。为了自动动地保存存准确的的网络可可达信息息，内部部路由器器之间要要进行通通信，即即路由器器与可到到达的另另一个路路由器要要交换网网络可到到达性数数据或网网络选路路信息。把整个个自治系系统的可可到达信信息汇集集起来之之后，系系统中某某个路由由器就使使用EGGP把它它们通告告给另一一个自治治系统。内部路由由器通信信与外部部路由器器通信的的不同之之处就是是：EGGP提供供了为外外部路由由器通信信广泛使使用的标标准，而而内部路路由器通通信却没没有一个个单独的的标准。造成这这种情况况的原因因之一，就就是自治治系统的的拓扑结结构和具具体技术术的多样样性。另另一个原原因是结结构简单单与功能能强大之之间的折折衷，即即易于安安装和配配置的协协议往往往不能提提供强大大的功能能。因此此，流行行的适用用于内部部路由器器通信的的协议有有很多种种，但多多数自治治系统只只选择其其中一个个在内部部的来传传播选路路信息。由于没有有单独的的标准，我我们使用用内部网网关协议议IGPP(Innterriorr Gaatewway Prootoccol)作为统统称来描描述所有有的用于于内部路路由器之之间交换换的网络络可达信信息及选选路信息息的算法法。例如如Buttterrflyy核心路路由器构构成了一一个特定定的自治治系统，它它使用SSPREEAD作作为其内内部网关关协议IIGP。有些自自治系统统使用EEGP来来作IGGP，不不过这对对那些由由具有广广播功能能的局域域网组成成的小型型自治系系统没有有多少意意义。图1.33是自治治系统使使用某种种IGPP在内部部路由器器之间传传播可到到达信息息的示意意图。在这个图图中，IIGP11和IGGP2分分别表示示自治系系统1和和2所使使用的内内部网关关协议。从图中中可以得得到这个个重要的的概念： EGP IGP1R1 IGP1 IGP2R2 IGP2图1.33 两两个自治治系统各各自在其其内部使使用不同同的IGGP，但但是其外外部路由由器使用用EGPP与另一一个系统统通信的的示意图图一个单个个的路由由器可以以同时使使用两种种选路协协议，一一个用于于到自治治系统之之外的通通信，另另一个用用于自治治系统内内部的通通信。具体地说说，运行行EGPP通告可可达性的的路由器器，通常常还需要要运行一一种IGGP，以以便获得得其自治治系统内内部的信信息。1.2. 选路信息息协议（RRIP）使用最广广泛的一一种IGGP是选选路信息息协议RRIP（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（XXeroox）公公司的PPaloo Allto研研究中心心PARRC早期期所作的的关于网网络互连连的研究究的基础础上，rroutted实实现了起起源于XXeroox NNS RRIP的的一个新新协议，它它更为通通用化，能能够适应应多种网网络。尽管在其其前辈上上做了一一些小改改动，RRIP作作为IGGP流行行起来并并非技术术上有过过人之处处，而是是由于伯伯克利分分校把路路由守护护神软件件附加在在流行的的4BSDD UNNIX系系统上一一起分发发，从而而使得许许多TCCP/IIP网点点根本没没考虑其其技术上上的优劣劣就采用用rouutedd并开始始使用RRIP。一旦安安装并使使用了这这个软件件，它就就成为本本地选路路的基础础，研究究人员也也开始在在大型网网络上使使用它。关于RIIP的最最令人吃吃惊的事事可能就就是它在在还没有有正式标标准之前前就已经经广泛流流行了。大多数数的实现现都脱胎胎于伯克克利分校校的程序序，但是是由于编编程人员员对未形形成文档档的微妙妙细节理理解不同同而造成成了它们们之间互互操作性性限制。协议出出现新版版本后，出出现了更更多的问问题。在在19888年66月形成成了一个个RFCC标准，这这才使软软件商解解决了互互操作性性问题。RIP协协议的基基础就是是基于本本地网的的矢量距距离选路路算法的的直接而而简单的的实现。它把参参加通信信的机器器分为主主机的（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。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。以主动方方式运行行RIPP的路由由器每隔隔30秒秒广播一一次报文文，该报报文包含含了路由由器当前前的选路路数据库库中的信信息。每每个报文文由序偶偶构成，每每个序偶偶由一个个IP网网络地址址和一个个代表到到达该网网络的距距离的整整数构成成。RIIP使用用跳数度度量（hhop couunt mettricc）来衡衡量到达达目的站站的距离离。在RRIP度度量标准准中，路路由器到到它直接接相连的的网络的的跳数被被定义为为1，到到通过另另一个路路由器可可达的网网络的距距离为22跳，其其余依此此类推。因此从从给定源源站到目目的站的的一条路路径的跳跳数（nnumbber of hopps或hopp coountt）对应应于数据据报沿该该路传输输时所经经过的路路由器数数。显然然，使用用跳数作作为衡量量最短路路径并不不一定会会得到最最佳结果果。例如如，一条条经过三三个以太太网的跳跳数为33的路径径，可能能比经过过两条低低速串行行线的跳跳数为22的路径径要快得得多。为为了补偿偿传输技技术上的的差距，许许多RIIP软件件在通告告低速网网络路由由时人为为地增加加了跳数数。运行RIIP的主主动机器器和被动动机器都都要监听听所有的的广播报报文，并并根据前前面所说说的矢量量距离算算法来更更新其选选路表。例如图图1.22中的互互连网络络中，路路由器RR1在网网络2上上广播的的选路信信息报文文中包含含了序偶偶（1,1），即即它能够够以费用用值1到到达网络络1。路路由器RR2和RR5收到到这个广广播报文文之后，建建立一个个通过RR1到达达网络11的路由由（费用用为2）。然后，路路由器RR2和RR5在网网络3上上广播它它们的RRIP报报文时就就会包含含序偶（11,2）。最终，所所有的路路由器和和主机都都会建立立到网络络1的路路由。RIP规规定了少少量的规规则来改改进其性性能和可可靠性。例如，当当路由器器收到另另一个路路由器传传来的路路由时，它它将保留留该路由由直到收收到更好好的路由由。在我我们所举举的例子子中，如如果路由由器R22和R55都以费费用2来来广播到到网络11的路由由，那么么R3的的R4就就会将路路由设置置为经过过先广播播的那个个路由器器到达网网络1。即：为了防止止路由在在两个或或多个费费用相等等的路径径之间振振荡不定定，RIIP规定定在得到费用用更小的的路由之之前保留留原有路路由不变变。如果第一一个广播播路由的的路由器器出故障障（如崩崩溃）会会有什么么后果？RIPP规定所所有收听听者必须须对通过过RIPP获得的的路由设设置定时时器。当当路由器器在选路路表中安安置新路路由时，它它也为之之设定了了定时器器。当该该路由器器又收到到关于该该路由的的另一个个广播报报文后，定定时器也也要重新新设置。如果经经过1880秒后后还没有有下一次次通告该该路由，它它就变为为无效路路由。RIP必必须处理理下层算算法的三三类错误误。第一一，由于于算法不不能明确确地检测测出选路路的回路路，RIIP要么么假定参参与者是是可信赖赖的，要要么采取取一定的的预防措措施。第第二，RRIP必必须对可可能的距距离使用用一个较较小的最最大值来来防止出出现不稳稳定的现现象（RRIP使使用的值值是166）。因因而对于于那些实实际跳数数值在116左右右的互连连网络，管管理者要要么把它它划分为为若干部部分，要要么采用用其他的的协议。第三，选选路更新新报文在在网络之之间的传传输速度度很慢，RRIP所所使用的的矢量距距离算法法会产生生慢收敛敛（sllow connverrgennce）或或无限计计数（ccounnt tto iinfiinitty）问问题从而而引发不不一致性性。选择择一个小小的无限限大值（116），可可以限制制慢收敛敛问题，但但不能彻彻底解决决客观存存在。选路表的的不一致致问题并并非仅在在RIPP中出现现。它是是出现在在任何矢矢量距离离协议中中的一个个根本性性的问题题，在此此协议中中，更新新报文仅仅仅包含含由目的的网络及及到达该该网络的的距离构构成的序序偶。为为了理解解这个问问题我们们考虑图图1.44中路由由集合。图中描描述了在在图1.2中到到达网络络1的路路由。网络1网络1R3R2R1(b)R1R2R3(a)图1.44 慢慢收敛问问题。(a)中中的三个个路由器器各有到到网络11的路由由。(bb)中，到到网络11的路由由已经消消失了，但但是R22对它的的路由通通告引起起了选路路的环路路正如图11.4（a）所显显示的那那样，RR1直接接与网络络1相连连，所以以在它的的选路表表中有一一条到该该网络的的距离为为1的路路由；在在周期性性的路由由广播中中包括了了这个路路由。RR2从RR1处得得知了这这个路由由，并在在自己的的选路表表中建立立了相应应的路由由产工将将之以距距离值22广播出出去。最最后R33从R22处得知知该路由由并以距距离值33广播。现在假设设R1到到网络11的连接接失效了了。那么么R1立立即更新新它的选选路表把把该路由由的距离离置为116（无无穷大）。在下一一次广播播时，RR1应该该通告这这一信息息。但是是，除非非协议包包含了额额外的机机制预防防此类情情况，可可能有其其他的路路由器在在R1广广播之前前就广播播了其路路由。可可能假设设一个特特殊的情情况，即即R2正正好在RR1与网网络1连连接失效效后通告告其路由由。因此此，R11就会收收到R22的报文文，并对对此使用用通常的的矢量距距离算法法：它注注意到RR2有到到达网络络1的费费用更低低的路由由，计算算出现在在到达网网络1需需要3跳跳（R22通告的的到网络络1费用用是2跳跳，再加加上到RR2的11跳）。然后在在选路表表中装入入新的通通过R22到达网网络1的的路由。图1.4描述述了这个个结果。这样的的话，RR1和RR2中的的任一个个收到去去网络11的数据据报之后后，就会会把该报报文在两两者之间间来回传传输直到到寿命计计时器超超时溢出出。这两个路路由器随随后广播播的RIIP不能能迅速解解决这个个问题。在下一一轮交换换选路信信息的过过程中，RR1通告告它的选选路表中中的各个个项目。而R22得知RR1到网网络1的的距离是是3之后后，计算算出该路路由新长长度4。到第三三轮的时时候，RR1收到到从R22传来的的路由距距离增加加的信息息，把自自己的选选路表中中该路由由的距离离增到55。如此此循环往往复，直直至距离离值到达达RIPP的极限限。1.2.1. 慢收敛问问题的解解决对图1.4的例例子，可可以使用用分割范范围更新新（spplitt hoorizzon upddatee）技术术来解决决慢收敛敛问题。在使用用分割范范围技术术时，路路由器记记录下收收到各路路由的接接口，而而当这路路由器通通告路由由时，就就不会把把该路由由再通过过那个接接口送回回去。在在该例中中，路由由器R22不会把把它到网网络1的的距离为为2的路路由再通通告给RR1，因因此一旦旦R1与与网络11的连接接失效，它它就不会会再通告告该路由由。经过过几轮选选路更新新之后，所所有的机机器都会会知道网网络1是是不可达达的。但但是分割割范围更更新技术术不能解解决所有有的拓扑扑结构中中的问题题。考虑慢收收敛问题题的另一一个方法法是使用用信息流流的概念念。如果果路由器器通告了了到某网网络的短短路由，所所有接收收路由器器迅速地地作出安安装该路路由的反反应。当当路由器器停止通通告某路路由，协协议在判判断该路路由不可可达之前前，要依依据超时时机制来来工作。当超时时出现时时，路由由器寻找找替代路路由并开开始传播播此信息息。不幸幸的是，路路由器并并不知道道这个替替代路由由是否要要依赖于于刚刚消消失的路路由。因因此，通通常不应应迅速地地传播否否定的信信息。有有一条警警句或谓谓一语破破的：好消息传传播得快快，坏消消息传播播得慢。解决慢收收敛问题题的另一一个技术术使用了了抑制（hholdd doown）法法。抑制制法迫使使参与协协议工作作的路由由器，在在收到关关于某网网络不可可达的信信息后的的一段固固定时间间内，忽忽略任何何关于该该网络的的路由信信息。这这段抑制制时间的的典型长长度是660秒。该技术术的思路路是等待待足够的的时间以以便确信信所有的的机器都都收到坏坏消息，并并且不会会错误地地接受内内容过时时的报文文。需要要指出的的是，所所有参与与RIPP的机器器都要遵遵循抑制制策略，否否则仍然然会发生生选路回回路现象象。抑制制技术的的缺点是是：如果果出现了了选路回回路，那那么在抑抑制期间间内这些些选路回回路仍然然会维持持下去。更严重重的是，在在抑制期期间所有有不正确确的路由由也保留留下来了了，即使使是有替替代路由由的存在在。解决慢收收敛问题题的最后后一种技技术就是是毒性逆逆转（ppoisson revversse）。当一条条连接消消失后，路路由器在在若干个个更新周周期内都都有保留留该路由由，但是是在广播播路由时时则规定定该路由由的费用用为无限限长。为为提高毒毒性逆转转法的效效率，它它应该与与触发更更新（ttrigggerred upddatees）技技术结合合。触发发更新技技术使得得新信息息，路由由器减少少了因为为想信好好消息而而容易出出错的时时间。不幸的是是，虽然然触发更更新技术术、毒性性逆转技技术、抑抑制技术术和分割割范围技技术能够够解决一一些问题题，但它它们又带带来了一一些新的的问题。例如，在在许多路路由器共共享一个个公共网网络的结结构中采采用触发发更新技技术的情情况下，一一个广播播就能改改变这些些路由器器的选路路表，引引发一轮轮新的广广播。如如果第二二轮广播播改变了了路由表表，它又又会引起起更多的的广播。这就产产生了广广播雪崩崩。使用广播播技术（这这有可能能产生选选路回路路）和使使用抑制制技术防防止慢收收敛问题题，可使使得RIIP在广广域网上上的工作作效率极极低。广广播要耗耗费大量量宝贵的的带宽。即便不不出现广广播雪崩崩现象，所所有机器器周期性性地进行行广播也也意味着着网络流流量随着着路由器器数目的的增加而而增加。而可能能出现的的选路回回路在线线路容量量有限的的情况下下可能就就是致命命的问题题。当兜兜圈子的的分组使使得线路路的容量量饱和后后，路由由器要交交换一些些选路报报文来打打破这种种回路，就就变得很很困难甚甚至是不不可能的的。同样样，在广广域网中中，抑制制期间可可能太长长，使得得高层协协议使用用的定时时器超时时从而中中断连接接。尽管管有这些些熟知的的问题，但但还是有有许多的的组织在在广域网网上使用用RIPP作为IIGP。1.2.2. RIP报报文格式式RIP报报文大致致可分为为两类：选路信信息报文文和对信信息的请请求报文文。它们们都使用用同样的的格式，由由固定的的首部和和后面可可选的网网络和距距离序偶偶列表组组成。图图1.55给出的的报文的的格式：在这个个图中，命命令（CCOMMMANDD）字段段按照下下表的规规定对应应了各种种操作：08 11624 311命令(11-5)版本(11)必为零网1的协协议族必为零网1的IIP地址址必为零必为零至网1的的距离网2的协协议族必为零网2的IIP地址址必为零必为零至网2的的距离图1.55 RRIP报报文的格格式。在在32比比特的首首部之后后，报文文包含了了一系列列的序偶偶，每个个序偶由由一个网网络IPP地址和和一个到到达该网网络的整整数距离离值构成成命令含 义义1 请求部分分的或全全部的选选路信息息2 响应，包包含发送送方选路路表内的的网络距距离序偶偶3 启动跟踪踪模式（已已过时）4 关闭跟踪踪模式（已已过时）5 保留由SSun Miccrossysttem公公司内部部使用路由器或或主机通通过发送送请求命命令向另另一个路路由器请请求（rrequuestt）选路路信息。路由器器使用响响应（rrespponsse）命命令回答答。但是是在大多多数情况况下，路路由器不不经请求求就周期期性发送送响应报报文。版版本（VVERSSIONN）字段段包含了了协议的的版本号号（目前前的值是是1），接接收方检检测该字字段以便便对报文文作出正正确的解解释。1.2.3. RIP编编址约定定RIP的的普遍适适用性也也体现在在它传送送网络地地址的方方式上。它的地地址格式式不局限限于供TTCP/IP用用户使用用，还能能适应其其他网络络协议族族的规定定。图11.5中中显示出出RIPP通告中中的每个个网络地地址可以以长达114个八八位组。当然，IIP地址址仅需44个八位位组，RRIP定定义余下下的八位位组必须须为零。网络ii族（FFAMIILY OF NETT i）字字段指出出了解释释它后面面出现的的网络地地址时应应遵循的的协议族族。RIIP对各各类地址址族的赋赋值遵循循了4BBSD UNIIX操作作系统的的规定（IIP地址址类型的的赋值是是2）。除了正常常的IPP地址之之外，RRIP规规定地址址0.00.0.0作为为默认路路由。RRIP对对通告的的每个路路由，包包括默认认路由，都都附加了了距离度度量标准准。因此此可以让让两个路路由器以以不同的的度量标标准来通通告默认认路由（如如到互连连网络的的其余部部分的路路由），选选择其中中的一条条作为基基本路径径，另一一条作为为备用。在RIPP报文每每个项目目的最后后一个字字段是到到网络ii的距离离（DIISTAANCEE TOO NEET ii）字段段，其内内容是到到达指定定网络的的整数型型距离值值。距离离值是以以跳数作作为度量量单位的的，但是是它的取取值范围围限制在在1到116，116代表表无限远远（也就就是说该该路由不不存在）。1.2.4. RIP报报文的发发送RIP报报文中并并没包含含显式的的长度字字段。相相反，RRIP假假设底层层投递系系统能够够告诉接接收方收收到的报报文长度度。特别别是，在在TCPP/IPP系统中中，RIIP报文文依赖于于UDPP来告诉诉接收方方报文的的长度。RIPP工作在在UDPP上的端端口是5520，虽虽然RIIP可以以以不同同的UDDP端口口来发送送请求报报文，但但是在接接收端的的UDPP端口通通常都是是5200，同时时这也是是RIPP产生广广播报文文的源端端口。使用RIIP作为为内部路路由器协协议限制制选路的的度量必必须基于于跳数。但跳数数通常仅仅仅提供供对网络络响应能能力和容容量的粗粗略估量量，而并并不能产产生最佳佳路由。此外，基基于最小小跳数来来计算路路由会有有严重的的缺点，即即它会使使选路相相对固定定不变，因因为路由由不能对对网络负负荷的变变化作出出反应。1.3. OSPFF随着Innterrnett技术在在全球范范围的飞飞速发展展，OSSPF已已成为目目前Innterrnett广域网网和Inntraanett企业网网采用最最多、应应用最广广泛的路路由协议议之一。OSPPF（Opeen SShorrtesst PPathh Fiirstt）路由由协议是是由IEETF（Intternnet Enggineeeriing Tassk FForcce）IGPP工作小小组提出出的，是是一种基基于SPPF算法法的路由由协议，目目前使用用的OSSPF协协议是其其第二版版，定义义于RFFC12247和和RFCC15883。1.3.1. 概述OSPFF路由协协议是一一种典型型的链路路状态（Link-state）的路由协议，一般用于同一个路由域内。在这里，路由域是指一个自治系统（Autonomous System），即AS，它是指一组通过统一的路由政策或路由协议互相交换路由信息的网络。在这个AS中，所有的OSPF路由器都维护一个相同的描述这个AS结构的数据库，该数据库中存放的是路由域中相应链路的状态信息，OSPF路由器正是通过这个数据库计算出其OSPF路由表的。作为一种种链路状状态的路路由协议议，OSSPF将将链路状状态广播播数据包包LSAA（Linnk SStatte AAdveertiisemmentt）传送送给在某某一区域域内的所所有路由由器，这这一点与与距离矢矢量路由由协议不不同。运运行距离离矢量路路由协议议的路由由器是将将部分或或全部的的路由表表传递给给与其相相邻的路路由器。1.3.2. 数据包格格式在OSPPF路由由协议的的数据包包中，其其数据包包头长为为24个字字节，包包含如下下8个字段段：* Veersiion nummberr-定义义所采用用的OSSPF路路由协议议的版本本。* Tyype-定义OSSPF数数据包类类型。OOSPFF数据包包共有五五种：* Heelloo-用于于建立和和维护相相邻的两两个OSSPF路路由器的的关系，该该数据包包是周期期性地发发送的。* Daatabbasee Deescrripttionn-用于于描述整整个数据据库，该该数据包包仅在OOSPFF初始化化时发送送。* Liink staate reqquesst-用用于向相相邻的OOSPFF路由器器请求部部分或全全部的数数据，这这种数据据包是在在当路由由器发现现其数据据已经过过期时才才发送的的。* Liink staate upddatee-这是是对liink staate请请求数据据包的响响应，即即通常所所说的LLSA数数据包。* Liink staate ackknowwleddgmeent-是对LSSA数据据包的响响应。* Paackeet llenggth-定义整整个数据据包的长长度。* Roouteer IID-用用于描述述数据包包的源地地址，以以IP地址址来表示示。* Arrea ID-用于区区分OSSPF数数据包属属于的区区域号，所所有的OOSPFF数据包包都属于于一个特特定的 OSPPF区域域。* Chheckksumm-校验验位，用用于标记记数据包包在传递递时有无无误码。* Auutheentiicattionn tyype-定义OSSPF验验证类型型。* Auutheentiicattionn-包含含OSPPF验证证信息，长长为8个字节节。1.3.3. OSPFF基本算算法 SPFF算法及及最短路路径树SPF算算法是OOSPFF路由协协议的基基础。SSPF算算法有时时也被称称为Diijksstraa算法，这这是因为为最短路路径优先先算法SSPF是是Dijjksttra发发明的。SPFF算法将将每一个个路由器器作为根根（ROOOT）来来计算其其到每一一个目的的地路由由器的距距离，每每一个路路由器根根据一个个统一的的数据库库会计算算出路由由域的拓拓扑结构构图，该该结构图图类似于于一棵树树，在SSPF算算法中，被被称为最最短路径径树。在在OSPPF路由由协议中中，最短短路径树树的树干干长度，即即OSPPF路由由器至每每一个目目的地路路由器的的距离，称称为OSSPF的的Cosst，其其算法为为：Costt = 1000×1006/链链路带宽宽在这里，链链路带宽宽以bpps来表表示。也也就是说说，OSSPF的的Cosst 与与链路的的带宽成成反比，带带宽越高高，Coost越越小，表表示OSSPF到到目的地地的距离离越近。举例来来说，FFDDII或快速速以太网网的Coost为为1，2M串行行链路的的Cosst为48，10MM以太网网的Coost为为10等。链路状态态算法作为一种种典型的的链路状状态的路路由协议议，OSSPF还还得遵循循链路状状态路由由协议的的统一算算法。链链路状态态的算法法非常简简单，在在这里将将链路状状态算法法概括为为以下四四个步骤骤：1、 当路由器器初始化化或当网网络结构构发生变变化（例例如增减减路由器器，链路路状态发发生变化化等）时时，路由由器会产产生链路路状态广广播数据据包LSSA（Linnk-SStatte AAdveertiisemmentt），该该数据包包里包含含路由器器上所有有相连链链路，也也即为所所有端口口的状态态信息。2、 所有路由由器会通通过一种种被称为为刷新（Flooding）的方法来交换链路状态数据。Flooding是指路由器将其LSA数据包传送给所有与其相邻的OSPF路由器，相邻路由器根据其接收到的链路状态信息更新自己的数据库，并将该链路状态信息转送给与其相邻的路由器，直至稳定的一个过程。3、当网网络重新新稳定下下来，也也可以说说OSPPF路由由协议收收敛下来来时，所所有的路路由器会会根据其其各自的的链路状状态信息息数据库库计算出出各自的的路由表表。该路路由表中中包含路路由器到到每一个个可到达达目的地地的Coost以以及到达达该目的的地所要要转发的的下一个个路由器器（neext-hopp）。4、第44个步骤骤实际上上是指OOSPFF路由协协议的一一个特性性。当网网络状态态比较稳稳定时，网网络中传传递的链链路状态态信息是是比较少少的，或或者可以以说，当当网络稳稳定时，网网络中是是比较安安静的。这也正正是链路路状态路路由协议议区别与与距离矢矢量路由由协议的的一大特特点。1.3.4. OSPFF路由协协议的基基本特征征前文已经经说明了了OSPPF路由由协议是是一种链链路状态态的路由由协议，为为了更好好地说明明OSPPF路由由协议的的基本特特征，我我们将OOSPFF路由协协议与距距离矢量量路由协协议之一一的RIIP（Rouutinng IInfoormaatioon PProttocool）作作一比较较，归纳纳为如下下几点：* RIIP路由由协议中中用于表表示目的的网络远远近的唯唯一参数数为跳（HOP），也即到达目的网络所要经过的路由器个数。在RIP路由协议中，该参数被限制为最大15，也就是说RIP路由信息最多能传递至第16个路由器；对于OSPF路由协议，路由表中表示目的网络的参数为Cost，该参数为一虚拟值，与网络中链路的带宽等相关，也就是说OSPF路由信息不受物理跳数的限制。并且，OSPF路由协议还支持TOS（Type of Service）路由，因此，OSPF比较适合应用于大型网络中。* RIIP路由由协议不不支持变变长子网网屏蔽码码（VLLSM），这这被认为为是RIIP路由由协议不不适用于于大型网网络的又又一重要要原因。采用变变长子网网屏蔽码码可以在在最大限限度上节节约IPP地址。OSPPF路由由协议对对VLSSM有良良好的支支持性。* RIIP路由由协议路路由收敛敛较慢。RIPP路由协协议周期期性地将将整个路路由表作作为路由由信息广广播至网网络中，该该广播周周期为330秒。在一个个较为大大型的网网络中，RIP协议会产生很大的广播信息，占用较多的网络带宽资源；并且由于RIP协议30秒的广播周期，影响了RIP路由协议的收敛，甚至出现不收敛的现象。而OSPF是一种链路状态的路由协议，当网络比较稳定时，网络中的路由信息是比较少的，并且其广播也不是周期性的，因此OSPF路由协议即使是在大型网络中也能够较快地收敛。* 在RRIP协协议中，网网络是一一个平面面的概念念，并无无区域及及边界等等的定义义。随着着无级路路由CIIDR概概念的出出现，RRIP协协议就明明显落伍伍了。在在OSPPF路由由协议中中，一个个网络，或或者说是是一个路路由域可可以划分分为很多多个区域域areea，每每一个区区域通过过OSPPF边界界路由器器相连，区区域间可可以通过过路由总总结（SSummmaryy）来减减少路由由信息，减减小路由由表，提提高路由由器的运运算速度度。一个个典型的的OSPPF网络络结构可可以参见见附图二二附图2：OSPPF典型型结构* OSSPF路路由协议议支持路路由验证证，只有有互相通通过路由由验证的的路由器器之间才才能交换换路由信信息。并并且OSSPF可可以对不不同的区区域定义义不同的的验证方方式，提提高网络络的安全全性。* OSSPF路路由协议议对负载载分担的的支持性性能较好好。OSSPF路路由协议议支持多多条Coost相相同的链链路上的的负载分分担，目目前一些些厂家的的路由器器支持66条链路路的负载载分担。1.3.5. 区域及域域间路由由前文已经经提到过过，在OOSPFF路由协协议的定定义中，可可以将一一个路由由域或者者一个自自治系统统AS划分分为几个个区域。在OSSPF中中，由按按照一定定的OSSPF路路由法则则组合在在一起的的一组网网络或路路由器的的集合称称为区域域（ARREA）。在OSPPF路由由协议中中，每一一个区域域中的路路由器都都按照该该区域中中定义的的链路状状态算法法来计算算