2022年动态路由协议培训.doc

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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.慢收敛咨询题的处理71.2.2.RIP报文格式81.2.3.RIP编址商定91.2.4.RIP报文的发送101.3.OSPF101.3.1.概述101.3.2.数据包格式101.3.3.OSPF根本算法111.3.4.OSPF路由协议的根本特征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

2、.边界网关协议第4版（BGP4）241.7.EGP271.7.1.给体系构造模型增加复杂性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轮询恳求报文341.7.9.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 2500402.2.Cisco 4500-M402.3.Cisco 7200412.4.Cisco 7513

3、/7507433.路由器的根本配置43参数设置43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.根本维护52两种状态52协助52命令简写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修正地址53修正enable secrect password55附录二 常见网络毛病分析及排除551 路由器常用测试命令552 路由器传输毛病排除方法553网络常见咨询题571. 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，由于核心构成了一个自治系统，两个Internet核心路由器互

4、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，由于在校园里的所有机器都属于同一个自治系统。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，治理者能够使用手工方式进展路由的建立与修正。治理者保存一张关于网络的表格，并在有新的网络参加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。为如此的互连网络选路消耗就微缺乏道，由于任何两点之间仅有一条路由。治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，治理者重新配置所有机器上的路由。 网络5 网络4 网络1网络2网络3R

5、2R1R3R4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工的系统明显存在缺点，它不能习惯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，人对情况变化的反响速度太慢，来不及处理咨询题；必须使用自动机制。采纳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毛病采取反响措施。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 所示的构造。 网络5 网络4 网络1网络2网络3R2R5R1R3R4图1.2 增加了路由器R5后使得网络2和3之间多了一条备用途径当原有路由出毛病

6、时，选路软件能够迅速切换到备用路由关于拥有多个物理途径的互连网络体系构造，治理者通常选择其中一条作为根本途径。假如该根本途径上的路由器出毛病，就必须改动路由使得通讯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。因而，即便是小型互连网中，也应使用途动机制来迅速而可靠地改变路由。为了自动地保存精确的网络可达信息，内部路由器之间要进展通讯，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聚集起来之后，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。内部路由器通讯与外部路由器通讯的不同之处确实是：EGP提供了为外部路由器通讯广

7、泛使用的标准，而内部路由器通讯却没有一个单独的标准。造成这种情况的缘故之一，确实是自治系统的拓扑构造和详细技术的多样性。另一个缘故是构造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。因而，流行的适用于内部路由器通讯的协议有特别多种，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)作为统称来描绘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

8、用EGP来作IGP，不过这对那些由具有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。从图中能够得到这个重要的概念： EGP IGP1R1 IGP1 IGP2R2 IGP2图1.3 两个自治系统各自由其内部使用不同的IGP，但是其外部路由器使用EGP与另一个系统通讯的示意图一个单个的路由器能够同时使用两种选路协议，一个用于到自治系统之外的通讯，另一个用于自治系统内部的通讯。详细地说，运转EGP通告可达性的路由器，通常还需要运转一种IGP，以便获得其自

9、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。它依托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（尽管如今确实这么用）。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根底上，routed实现了起源于Xerox NS RIP的一个新协议，它更为通用化，能够习

10、惯多种网络。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纳routed并开场使用RIP。一旦安装并使用了这个软件，它就成为本地选路的根底，研究人员也开场在大型网络上使用它。关于RIP的最令人吃惊的事可能确实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构成文档的微妙细节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，出现了更多的咨询题。在1988年6月构成了一个RFC

11、标准，这才使软件商处理了互操作性咨询题。RIP协议的根底确实是基于本地网的矢量间隔选路算法的直截了当而简单的实现。它把参加通讯的机器分为主机的（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根底上更新其路由，它们本人并不通告路由。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。以主动方式运转RIP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间隔的整数构成。RIP使用跳数度量（hop count metric）来衡量到

12、达目的站的间隔。在RIP度量标准中，路由器到它直截了当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间隔为2跳，其余依此类推。因而从给定源站到目的站的一条途径的跳数（number of hops或hop count）对应于数据报沿该路传输时所通过的路由器数。显然，使用跳数作为衡量最短途径并不一定会得到最正确结果。例如，一条通过三个以太网的跳数为3的途径，可能比通过两条低速串行线的跳数为2的途径要快得多。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。运转RIP的主动机器和被动机器都要监听所有的广播报文，并依照前面所说的矢量间隔算法来更新其选路表。例如图

13、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良其功能和可靠性。例如，当路由器收到另一个路由器传来的路由时，它将保存该路由直到收到更好的路由。在我们所举的例子中，假如路由器R2和R5都以费用2来广播到网络1的路由，那么R3的R4就会将路由设置为通过先广播的那个路由器到达网络1。即：为了防止路由在

14、两个或多个费用相等的途径之间振荡不定，RIP规定在得到费用更小的路由之前保存原有路由不变。假如第一个广播路由的路由器出毛病（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。假如通过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任的，要么采取一定的预防措施。第二，RIP必须对可能的间隔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

15、值是16）。因而关于那些实际跳数值在16左右的互连网络，治理者要么把它划分为假设干部分，要么采纳其他的协议。第三，选路更新报文在网络之间的传输速度特别慢，RIP所使用的矢量间隔算法会产生慢收敛（slow convergence）或无限计数（count to infinity）咨询题从而引发不一致性。选择一个小的无限大值（16），能够限制慢收敛咨询题，但不能完全处理客观存在。选路表的不一致咨询题并非仅在RIP中出现。它是出如今任何矢量间隔协议中的一个根本性的咨询题，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间隔构成的序偶。为了理解这个咨询题我们考虑图1.4中路由集合。图中描绘了在图1.

16、2中到达网络1的路由。网络1网络1R3R2R1(b)R1R2R3(a)图1.4 慢收敛咨询题。(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正如图1.4（a）所显示的那样，R1直截了当与网络1相连，因而在它的选路表中有一条到该网络的间隔为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，并在本人的选路表中建立了相应的路由产工将之以间隔值2广播出去。最后R3从R2处得知该路由并以间隔值3广播。如今假设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间隔置为16（无穷大）。在下一次广播时，R1

17、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。可能假设一个特别的情况，即R2正好在R1与网络1连接失效后通告其路由。因而，R1就会收到R2的报文，并对此使用通常的矢量间隔算法：它留意到R2有到达网络1的费用更低的路由，计算出如今到达网络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描绘了这个结果。如此的话，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不能迅速处理这个咨询题。在

18、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工程。而R2得知R1到网络1的间隔是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传来的路由间隔增加的信息，把本人的选路表中该路由的间隔增到5。如此循环往复，直至间隔值到达RIP的极限。1.2.1. 慢收敛咨询题的处理对图1.4的例子，能够使用分割范围更新（split horizon update）技术来处理慢收敛咨询题。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的间隔为2的路由再通告给R1，因而一旦R1与网络1的连接失效

19、，它就不会再通告该路由。通过几轮选路更新之后，所有的机器都会明白网络1是不可达的。但是分割范围更新技术不能处理所有的拓扑构造中的咨询题 。考虑慢收敛咨询题的另一个方法是使用信息流的概念。假如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响。当路由器停顿通告某路由，协议在推断该路由不可达之前，要依照超时机制来工作。当超时出现时，路由器寻找替代路由并开场传播此信息。不幸的是，路由器并不明白这个替代路由是否要依赖于刚刚消失的路由。因而，通常不应迅速地传播否认的信息。有一条警句或谓一语破的：好音讯传播得快，坏音讯传播得慢。处理慢收敛咨询题的另一个技术使用了抑制（hold down

20、）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音讯，同时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的机器都要遵照抑制策略，否则仍然会发生选路回路现象。抑制技术的缺点是：假如出现了选路回路，那么在抑制期间内这些选路回路仍然会维持下去。更严峻的是，在抑制期间所有不正确的路由也保存下来了，即便是有替代路由的存在。处理慢收敛咨询题的最后一种技术确实是毒性逆转（poison reverse）。当一条连接消失后，路由器在假设干个更新周期

21、内都有保存该路由，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，路由器减少了由于想信好音讯而容易出错的时间。不幸的是，尽管触发更新技术、毒性逆转技术、抑制技术和分割范围技术能够处理一些咨询题，但它们又带来了一些新的咨询题。例如，在许多路由器共享一个公共网络的构造中采纳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。假如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咨询题，可使得R

22、IP在广域网上的工作效率极低。广播要消耗大量珍贵的带宽。即便不出现广播雪崩现象，所有机器周期性地进展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确实是致命的咨询题。当兜圈子的分组使得线路的容量饱和后，路由器要交换一些选路报文来打破这种回路，就变得特别困难甚至是不可能的。同样，在广域网中，抑制期间可能太长，使得高层协议使用的定时器超时从而中断连接。尽管有这些熟知的咨询题，但依然有许多的组织在广域网上使用RIP作为IGP。1.2.2. RIP报文格式RIP报文大致可分为两类：选路信息报文和对信息的恳求报文。它们都使用同样的格式，由固定的首部和后面可

23、选的网络和间隔序偶列表组成。图1.5给出的报文的格式：在这个图中，命令（COMMAND）字段按照下表的规定对应了各种操作：08 1624 31命令(1-5)版本(1)必为零网1的协议族必为零网1的IP地址必为零必为零至网1的间隔网2的协议族必为零网2的IP地址必为零必为零至网2的间隔图1.5 RIP报文的格式。在32比特的首部之后，报文包含了一系列的序偶，每个序偶由一个网络IP地址和一个到达该网络的整数间隔值构成命令含 义1 恳求部分的或全部的选路信息2 响应，包含发送方选路表内的网络间隔序偶3 启动跟踪形式（已过时）4 关闭跟踪形式（已过时）5 保存由Sun Microsystem公司内部使

24、用路由器或主机通过发送恳求命令向另一个路由器恳求（request）选路信息。路由器使用响应（response）命令答复。但是在大多数情况下，路由器不经恳求就周期性发送响应报文。版本（VERSION）字段包含了协议的版本号（目前的值是1），接收方检测该字段以便对报文作出正确的解释。1.2.3. RIP编址商定RIP的普遍适用性也表达在它传送网络地址的方式上。它的地址格式不局限于供TCP/IP用户使用，还能习惯其他网络协议族的规定。图1.5中显示出RIP通告中的每个网络地址能够长达14个八位组。所以，IP地址仅需4个八位组，RIP定义余下的八位组必须为零。网络i族（FAMILY OF NET i）

25、字段指出理解释它后面出现的网络地址时应遵照的协议族。RIP对各类地址族的赋值遵照了4BSD UNIX操作系统的规定（IP地址类型的赋值是2）。除了正常的IP地址之外，RIP规定地址0.0.0.0作为默认路由。RIP对通告的每个路由，包括默认路由，都附加了间隔度量标准。因而能够让两个路由器以不同的度量标准来通告默认路由（如到互连网络的其余部分的路由），选择其中的一条作为根本途径，另一条作为备用。在RIP报文每个工程的最后一个字段是到网络i的间隔（DISTANCE TO NET i）字段，其内容是到达指定网络的整数型间隔值。间隔值是以跳数作为度量单位的，但是它的取值范围限制在1到16，16代表无限

26、远（也确实是说该路由不存在）。1.2.4. RIP报文的发送RIP报文中并没包含显式的长度字段。相反，RIP假设底层投递系统能够告诉接收方收到的报文长度。特别是，在TCP/IP系统中，RIP报文依赖于UDP来告诉接收方报文的长度。RIP工作在UDP上的端口是520，尽管RIP能够以不同的UDP端口来发送恳求报文，但是在接收端的UDP端口通常都是520，同时这也是RIP产生广播报文的源端口。使用RIP作为内部路由器协议限制选路的度量必须基于跳数。但跳数通常仅仅提供对网络响应才能和容量的粗略估量，而并不能产生最正确路由。此外，基于最小跳数来计算路由会有严峻的缺点，即它会使选路相对固定不变，由于路由

27、不能对网络负荷的变化作出反响。1.3. OSPF随着Internet技术在全球范围的飞速开展，OSPF已成为目前Internet广域网和Intranet企业网采纳最多、应用最广泛的路由协议之一。OSPF（Open Shortest Path First）路由协议是由IETF（Internet Engineering Task Force）IGP工作小组提出的，是一种基于SPF算法的路由协议，目前使用的OSPF协议是其第二版，定义于RFC1247和RFC1583。1.3.1. 概述OSPF路由协议是一种典型的链路状态（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

28、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路由器都维护一个一样的描绘这个AS构造的数据库，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。作为一种链路状态的路由协议，OSPF将链路状态广播数据包LSA（Link State Advertisement）传送给在某一区域内的所有路由器，这一点与间隔矢量路由协议不同。运转间隔矢量路由协议的路由器是将部分或全部的路由表传递给与其相邻的路由器。1.3.2. 数据包格式在OSPF路由协议的数据包

29、中，其数据包头长为24个字节，包含如下8个字段：* Version number-定义所采纳的OSPF路由协议的版本。* Type-定义OSPF数据包类型。OSPF数据包共有五种：* Hello-用于建立和维护相邻的两个OSPF路由器的关系，该数据包是周期性地发送的。* Database Description-用于描绘整个数据库，该数据包仅在OSPF初始化时发送。* Link state request-用于向相邻的OSPF路由器恳求部分或全部的数据，这种数据包是在当路由器发觉其数据已通过期时才发送的。* Link state update-这是对link state恳求数据包的响应，即通常

30、所说的LSA数据包。* Link state acknowledgment-是对LSA数据包的响应。* Packet length-定义整个数据包的长度。* Router ID-用于描绘数据包的源地址，以IP地址来表示。* Area ID-用于区分OSPF数据包属于的区域号，所有的OSPF数据包都属于一个特定的 OSPF区域。* Checksum-校验位，用于标记数据包在传递时有无误码。* Authentication type-定义OSPF验证类型。* Authentication-包含OSPF验证信息，长为8个字节。1.3.3. OSPF根本算法 SPF算法及最短途径树SPF算法是OSPF

31、路由协议的根底。SPF算法有时也被称为Dijkstra算法，这是由于最短途径优先算法SPF是Dijkstra创造的。SPF算法将每一个路由器作为根（ROOT）来计算其到每一个目的地路由器的间隔，每一个路由器依照一个统一的数据库会计算出路由域的拓扑构造图，该构造图类似于一棵树，在SPF算法中，被称为最短途径树。在OSPF路由协议中，最短途径树的树干长度，即OSPF路由器至每一个目的地路由器的间隔，称为OSPF的Cost，其算法为：Cost = 100106/链路带宽在这里，链路带宽以bps来表示。也确实是说，OSPF的Cost 与链路的带宽成反比，带宽越高，Cost越小，表示OSPF到目的地的间

32、隔越近。举例来说，FDDI或快速以太网的Cost为1，2M串行链路的Cost为48，10M以太网的Cost为10等。链路状态算法作为一种典型的链路状态的路由协议，OSPF还得遵照链路状态路由协议的统一算法。链路状态的算法特别简单，在这里将链路状态算法概括为以下四个步骤：1、 当路由器初始化或当网络构造发生变化（例如增减路由器，链路状态发生变化等）时，路由器会产生链路状态广播数据包LSA（Link-State Advertisement），该数据包里包含路由器上所有相连链路，也即为所有端口的状态信息。2、 所有路由器会通过一种被称为刷新（Flooding）的方法来交换链路状态数据。Floodin

33、g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，相邻路由器依照其接收到的链路状态信息更新本人的数据库，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、 当网络重新稳定下来，也能够说OSPF路由协议收敛下来时，所有的路由器会依照其各自的链路状态信息数据库计算出各自的路由表。该路由表中包含路由器到每一个可到达目的地的Cost以及到达该目的地所要转发的下一个路由器（next-hop）。4、 第4个步骤实际上是指OSPF路由协议的一个特性。当网络状态比拟稳定时，网络中传递的链路状态信息是比拟少的，或者能够说，当网络稳定时，网络中是比拟安静的。这也正是链路状态路由协议区

34、别与间隔矢量路由协议的一大特点。1.3.4. OSPF路由协议的根本特征前文已经说明了OSPF路由协议是一种链路状态的路由协议，为了更好地说明OSPF路由协议的根本特征，我们将OSPF路由协议与间隔矢量路由协议之一的RIP（Routing Information Protocol）作一比拟，归纳为如下几点：* RIP路由协议中用于表示目的网络远近的唯一参数为跳（HOP），也即到达目的网络所要通过的路由器个数。在RIP路由协议中，该参数被限制为最大15，也确实是说RIP路由信息最多能传递至第16个路由器；关于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

35、带宽等相关，也确实是说OSPF路由信息不受物理跳数的限制。同时，OSPF路由协议还支持TOS（Type of Service）路由，因而，OSPF比拟合习惯用于大型网络中。* RIP路由协议不支持变长子网屏蔽码（VLSM），这被认为是RIP路由协议不适用于大型网络的又一重要缘故。采纳变长子网屏蔽码能够在最大限度上节约IP地址。OSPF路由协议对VLSM有良好的支持性。* RIP路由协议路由收敛较慢。RIP路由协议周期性地将整个路由表作为路由信息广播至网络中，该广播周期为30秒。在一个较为大型的网络中，RIP协议会产生特别大的广播信息，占用较多的网络带宽资源；同时由于RIP协议30秒的广播周期，

36、妨碍了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，当网络比拟稳定时，网络中的路由信息是比拟少的，同时其广播也不是周期性的，因而OSPF路由协议即便是在大型网络中也能够较快地收敛。* 在RIP协议中，网络是一个平面的概念，并无区域及边界等的定义。随着无级路由CIDR概念的出现，RIP协议就明显落伍了。在OSPF路由协议中，一个网络，或者说是一个路由域能够划分为特别多个区域area，每一个区域通过OSPF边界路由器相连，区域间能够通过路由总结（Summary）来减少路由信息，减小路由表，提高路由器的运算速度。一个典型的OSPF网络构造能够参见附图二附图2：OSP

37、F典型构造* OSPF路由协议支持路由验证，只有互相通过路由验证的路由器之间才能交换路由信息。同时OSPF能够对不同的区域定义不同的验证方式，提高网络的平安性。* OSPF路由协议对负载分担的支持功能较好。OSPF路由协议支持多条Cost一样的链路上的负载分担，目前一些厂家的路由器支持6条链路的负载分担。1.3.5. 区域及域间路由前文已经提到过，在OSPF路由协议的定义中，能够将一个路由域或者一个自治系统AS划分为几个区域。在OSPF中，由按照一定的OSPF路由法则组合在一起的一组网络或路由器的集合称为区域（AREA）。在OSPF路由协议中，每一个区域中的路由器都按照该区域中定义的链路状态算

38、法来计算网络拓扑构造，这意味着每一个区域都有着该区域独立的网络拓扑数据库及网络拓扑图。关于每一个区域，其网络拓扑构造在区域外是不可见的，同样，在每一个区域中的路由器对其域外的其余网络构造也不理解。这意味着OSPF路由域中的网络链路状态数据广播被区域的边界挡住了，如此做有利于减少网络中链路状态数据包在全网范围内的广播，也是OSPF将其路由域或一个AS划分成特别多个区域的重要缘故。随着区域概念的引入，意味着不再是在同一个AS内的所有路由器都有一个一样的链路状态数据库，而是路由器具有与其相连的每一个区域的链路状态信息，即该区域的构造数据库，当一个路由器与多个区域相连时，我们称之为区域边界路由器。一个

39、区域边界路由器有本身相连的所有区域的网络构造数据。在同一个区域中的两个路由器有着对该区域一样的构造数据库。我们能够依照IP数据包的目的地地址及源地址将OSPF路由域中的路由分成两类，当目的地与源地址处于同一个区域中时，称为区域内路由，当目的地与源地址处于不同的区域甚至处于不同的AS时，我们称之为域间路由。OSPF的骨干区域及虚拟链路（Virtual-link）在OSPF路由协议中存在一个骨干区域（Backbone），该区域包括属于这个区域的网络及相应的路由器，骨干区域必须是连续的，同时也要求其余区域必须与骨干区域直截了当相连。骨干区域一般为区域0，其主要工作是在其余区域间传递路由信息。所有的区

40、域，包括骨干区域之间的网络构造情况是互不可见的，当一个区域的路由信息对外广播时，其路由信息是先传递至区域0(骨干区域)，再由区域0将该路由信息向其余区域作广播。骨干区域与其余区域的关系能够以附图三来说明。附图3：骨干区域及域间路由在实际网络中，可能会存在backbone不连续的或者某一个区域与骨干区域物理不相连的情况，在这两种情况下，系统治理员能够通过设置虚拟链路的方法来处理。虚拟链路是设置在两个路由器之间，这两个路由器都有一个端口与同一个非骨干区域相连。虚拟链路被认为是属于骨干区域的，在OSPF路由协议看来，虚拟链路两端的两个路由器被一个点对点的链路连在一起。在OSPF路由协议中，通过虚拟链

41、路的路由信息是作为域内路由来对待的。下面我们分两种情况来说明虚拟链路在OSPF路由协议中的作用。1. 当一个区域与area0没有物理链路相连时前文已经提到，一个骨干区域Area 0必须位于所有区域的中心，其余所有区域必须与骨干区域直截了当相连。但是，也存在一个区域无法与骨干区域建立物理链路的可能性，在这种情况下，我们能够采纳虚拟链路。虚拟链路使该区域与骨干区域间建立一个逻辑联接点，该虚拟链路必须建立在两个区域边界路由器之间，同时其中一个区域边界路由器必须属于骨干区域。这种虚拟链路能够以下列图来说明。附图4：虚拟链路（1）在上图所示的例子中，区域1与区域0并无物理相连链路，我们能够在路由器A及路

42、由器B之间建立虚拟链路，如此，将区域2作为一个穿透网络（Transit-network），路由器B作为接入点，区域1就与区域0建立了逻辑联接。2. 当骨干区域不连续时OSPF路由协议要求骨干区域area0必须是连续的，但是，骨干区域也会出现不连续的情况，例如，当我们想把两个OSPF路由域混合到一起，同时想要使用一个骨干区域时，或者当某些路由器出现毛病引起骨干区域不连续的情况，在这些情况下，我们能够采纳虚拟链路将两个不连续的区域0连接到一起。这时，虚拟链路的两端必须是两个区域0的边界路由器，同时这两个路由器必须都有处于同一个区域的端口，以下列图为例：附图 5：虚拟链路（2）在上图的例子中，穿过区

43、域1的虚拟链路将两个分为两半的骨干区域连接到一起，路由器A与B之间的路由信息作为OSPF域内路由来处理。另外，当一个非骨干区域的区域分裂成两半时，不能采纳虚拟链路的方法来处理。当出现这种情况时，分裂出的其中一个区域将被其余的区域作为域间路由来处理。残域（Stub area）在OSPF路由协议的链路状态数据库中，能够包括AS外部链路状态信息，这些信息会通过flooding传递到AS内的所有OSPF路由器上。但是，在OSPF路由协议中存在如此一种区域，我们把它称为残域（stub area），AS外部信息不同意广播进/出这个区域。关于残域来说，访咨询AS外部的数据只能依照默认路由（default-r

44、oute）来寻址。如此做有利于减小残域内部路由器上的链路状态数据库的大小及存储器的使用，提高路由器计算路由表的速度。当一个OSPF的区域只存在一个区域出口点时，我们能够将该区域配置成一个残域，在这时，该区域的边界路由器会对域内广播默认路由信息。需要留意的是，一个残域中的所有路由器都必须明白本身属于该残域，否则残域的设置没有作用。另外，针对残域还有两点需要留意：一是残域中不同意存在虚拟链路；二是残域中不同意存在AS边界路由器。1.3.6. OSPF协议路由器及链路状态数据包分类OSPF路由器分类当一个AS划分成几个OSPF区域时，依照一个路由器在相应的区域之内的作用，能够将OSPF路由器作如下分

45、类：内部路由器：当一个OSPF路由器上所有直联的链路都处于同一个区域时，我们称这种路由器为内部路由器。内部路由器上仅仅运转其所属区域的OSPF运算法则。区域边界路由器：当一个路由器与多个区域相连时，我们称之为区域边界路由器。区域边界路由器运转与其相连的所有区域定义的OSPF运算法则，具有相连的每一个区域的网络构造数据，同时理解如何将该区域的链路状态信息广播至骨干区域，再由骨干区域转发至其余区域。AS边界路由器：AS边界路由器是与AS外部的路由器互相交换路由信息的OSPF路由器，该路由器在AS内部广播其所得到的AS外部路由信息；如此AS内部的所有路由器都明白至AS边界路由器的路由信息。AS边界路

46、由器的定义是与前面几种路由器的定义相独立的，一个AS边界路由器能够是一个区域内部路由器或是一个区域边界路由器。指定路由器DR：在一个广播性的、多接入的网络（例如Ethernet、TokenRing及FDDI环境）中，存在一个指定路由器（Designated Router），指定路由器主要在OSPF协议中完成如下工作：* 指定路由器产生用于描绘所处的网段的链路数据包network link，该数据包里包含在该网段上所有的路由器，包括指定路由器本身的状态信息。* 指定路由器与所有与其处于同一网段上的OSPF路由器建立相邻关系。由于OSPF路由器之间通过建立相邻关系及以后的flooding来进展链路状态数据库是同步的，因而，我们能够说指定路由器处于一个网段的中心肠位。需要说明的是，指定路由器DR的定义与前面所定义的几种路由器是不同的。DR的选择是通过OSPF的Hello数据包来完成的，在OSPF路由协议初始化的过程中，会通过Hello数据包在一个广播性网段上选出一个ID最大的路由器作为指定路由器DR，同时选出ID次大的路由器作为备份指定路由器BDR，BDR在DR发生毛病后能自动替代DR的所有工作。当一个网段上的DR和BDR选择产生后，该网段上的其余所有路由器都只与DR及