Қашықтық-векторлы маршруттау хаттамасы - Distance-vector routing protocol

A арақашықтық-векторлық бағыттау хаттамасы жылы деректер желілері қашықтыққа негізделген мәліметтер пакеті үшін ең жақсы маршрутты анықтайды. Қашықтық-векторлы маршруттау хаттамалары қашықтықты санымен өлшейді маршрутизаторлар пакет өтуі керек, бір маршрутизатор бір секіргіш ретінде саналады. Кейбір арақашықтық-векторлық хаттамалар да ескеріледі желінің кешігуі және берілген маршруттағы трафикке әсер ететін басқа факторлар. Қашықтық-векторлық хаттама орындалатын маршрутизаторлар желі бойынша ең жақсы маршрутты анықтау үшін, әдетте, бір-бірімен ақпарат алмасады маршруттау кестелері жоспарланған желілер мен трафик туралы басқа ақпарат туралы хоп санау. Қашықтық-векторлы маршруттау хаттамалары маршрутизатордан көршілеріне хабарлауды талап етеді желілік топология мезгіл-мезгіл өзгеріп отырады.

Қашықтық-векторлық бағыттау хаттамаларында Bellman - Ford алгоритмі ең жақсы маршрутты есептеу үшін. Желі бойынша ең жақсы маршрутты есептеудің тағы бір әдісі сілтеме құнына негізделген және ол арқылы жүзеге асырылады сілтеме күйін бағыттау хаттамалары.

Термин арақашықтық векторы хаттаманың манипуляциялау фактісіне жатады векторлар (массивтер ) желідегі басқа түйіндерге дейінгі арақашықтық. Қашықтықтық векторлық алгоритм түпнұсқа болды ARPANET бағдарлау алгоритмі және кеңірек енгізілген жергілікті желілер бірге Маршруттау туралы ақпарат хаттамасы (ИМАНДЫ БОЛСЫН).

Әдістеме

Қашықтық-векторлық хаттаманы қолданатын маршрутизаторлар өздері мен межелі бағыт арасындағы қашықтықты анықтайды. Ең жақсы маршрут Интернет хаттамасы пакеттер тасымалдау деректер а деректер желісі сандарымен өлшенеді маршрутизаторлар (секіру) пакет тағайындалған желіге жету үшін өтуі керек. Сонымен қатар, кейбір векторлық-векторлық хаттамалар трафик туралы басқа ақпараттарды ескереді, мысалы желінің кешігуі. Ең жақсы маршрутты белгілеу үшін маршрутизаторлар көршілес маршрутизаторлармен үнемі ақпарат алмасады, әдетте олар маршруттау кестесі, тағайындалған желіге және мүмкін трафикке қатысты басқа ақпаратқа секіріс саны. Қашықтық-векторлық хаттаманы жүзеге асыратын маршрутизаторлар тек басқа маршрутизаторлар берген ақпараттарға сүйенеді және оларды бағаламайды желілік топология.[1]

Қашықтық-векторлық хаттамалар маршрутизаторлардың маршруттау кестелерін жаңартады және пакет жіберетін маршрутты анықтайды келесі хоп бұл маршрутизатордың шығу интерфейсі және қабылдаушы маршрутизатордың интерфейсінің IP-адресі. Қашықтық - белгілі бір түйінге жету үшін шығындардың өлшемі. Екі түйін арасындағы ең аз шығын маршрут - бұл ең аз қашықтықтағы маршрут.

Жаңартулар мезгіл-мезгіл дистанциялық-векторлық хаттамада орындалады, мұнда маршрутизатордың маршруттау кестесінің барлығы немесе бір бөлігі сол қашықтық-векторлық маршруттау протоколын қолдану үшін конфигурацияланған барлық көршілеріне жіберіледі. Маршрутизаторда осындай ақпарат болғаннан кейін, ол өзгерістерді көрсету үшін өзінің маршрутизациялық кестесін өзгерте алады, содан кейін өзгерістер туралы көршілеріне хабарлайды. Бұл үрдіс ‘өсек бойынша маршруттау’ ретінде сипатталған, өйткені маршрутизаторлар басқа маршрутизаторлардан алатын ақпаратқа сүйенеді және ақпараттың шынымен де шынайы екендігін анықтай алмайды. Тұрақсыздыққа және дұрыс емес маршруттау туралы ақпаратқа көмектесетін бірқатар мүмкіндіктер бар.

Қашықтықтық-векторлық маршруттауды дамыту

Ең кәрі маршруттау хаттамасы, және ең көне арақашықтық-векторлық хаттама - 1 нұсқасы Маршруттау туралы ақпарат хаттамасы (RIPv1). RIPv1 ресми түрде 1988 жылы стандартталған.[2] Ол тек секіргіштер негізінде желі бойынша ең қысқа жолды белгілейді, яғни тағайындалған желіге жету үшін өту керек маршрутизаторлар саны. RIP - бұл ішкі шлюз хаттамасы, сондықтан оны қолдануға болады жергілікті желілер (LAN) ішкі немесе шекаралық маршрутизаторларда. RIPv1 іске асырылуы бар маршрутизаторлар маршрутизация кестелерін келесі көрші маршрутизаторлармен алмастырады хабар тарату барлық қосылатын желілерге әр 30 секунд сайын RIPv1 пакеті. RIPv1 үлкен желілер үшін жарамсыз, себебі ол секірулер санын 15-ке дейін шектейді. Бұл секіру шегі маршруттау циклдарын болдырмау үшін енгізілген, сонымен қатар 15-тен астам маршрутизаторлар арқылы қосылған желілерге қол жетімсіз дегенді білдіреді.[3]

Пайдалану үшін жасалған арақашықтық-векторлық хаттама кең ауқымды желілер (WAN) - бұл Шекаралық шлюз хаттамасы (BGP). BGP - бұл сыртқы шлюз протоколы сондықтан шекаралық және сыртқы маршрутизаторларда орындалады ғаламтор. Ол а арқылы маршрутизаторлар арасында ақпарат алмасады Трансмиссияны басқару хаттамасы (TCP) сеанс. BGP-ді іске қосатын маршрутизаторлар секіруден басқа көптеген факторларға негізделген желі бойынша ең қысқа жолды анықтайды. BGP-ді әкімшілер конфигурациялауы мүмкін, осылайша олар белгілі бір маршруттарға артықшылық береді немесе оларды болдырмайды. BGP қолданады интернет-провайдерлер (ISP) және телекоммуникациялық компаниялар.[4]

Аралас-векторлық хаттамалардың арасында гибридті сипатталған, себебі ол байланысты маршруттау әдістерін қолданады сілтеме күйінің бағыттау хаттамалары, меншік болып табылады Жақсартылған ішкі шлюзді бағыттау хаттамасы (EIGRP). Ол әзірледі Cisco 1980-ші жылдары және конвергенцияны жақсартуға және маршрутизаторлар арасындағы желілік трафикті сілтеме күйі маршрутизациясының хаттамасынан гөрі азайтуға мүмкіндік беретін етіп жасалған Алдымен ең қысқа жолды ашыңыз (OSPF).[5]

Қашықтық-векторлы маршруттау хаттамасының тағы бір мысалы Вавилон.

Шексіздікке дейін есеп

The Bellman - Ford алгоритмі алдын алмайды маршруттау циклдары болудан және зардап шегеді шексіздік мәселесі. Шексіздікке дейін санаудың негізгі өзегі мынада: егер А В-ға оның бір жерде жолы бар екенін айтса, В-да оның бөлігі ретінде В болатынын білуге ​​жол жоқ. Мәселені нақты көру үшін A-B – C – D – E – F сияқты қосалқы желіні елестетіп, маршрутизаторлар арасындағы көрсеткіш «секіру саны» болсын. Енді A оффлайн режимінде алынды делік. В векторлық-жаңарту процесінде 1-ге дейінгі қашықтықтағы А-ға дейінгі жолдың төмен болғанын байқайды - В-дан векторлық жаңарту қабылданбайды. Мәселе мынада, В сонымен қатар С-дан жаңару алады, ал С әлі жоқ А-ның төмен екендігі туралы біледі, демек, В-ға А-ның С-дан екі секіру екенін айтады (С-ден В-ға А). B С-дан А-ға дейінгі жол өзі (B) арқылы өтетіндігін білмейтіндіктен, ол өз кестесін «B = A + 2 + 1» мәнімен жаңартады. Кейінірек, B жаңартуды C-ге бағыттайды және A-ға B арқылы жетуге болатындығына байланысты (C-нің көзқарасы бойынша), C ​​кестесін «C-ден A = 3 + 1-ге» дейін жаңартуға шешім қабылдайды. Бұл шексіздікке жеткенше желі арқылы баяу таралады (бұл жағдайда алгоритм Bellman-Ford релаксациялық қасиетіне байланысты өзін-өзі түзетеді).

Уақытша шешімдер мен шешімдер

ИМАНДЫ БОЛСЫН пайдаланады көкжиектің бөлінуі циклды қалыптастыру мүмкіндігін азайту үшін улы кері техникамен және «санау-шексіздік» проблемасына қарсы секіру үшін максималды санын қолданады. Бұл шаралар кейбір жағдайларда маршруттау циклдарының пайда болуына жол бермейді.[6] А қосымшасы уақытты ұстау (маршрутты кері қайтарғаннан кейін бірнеше минут ішінде маршрутты жаңартудан бас тарту) іс жүзінде барлық жағдайларда цикл түзілуіне жол бермейді, бірақ конвергенция уақытының едәуір ұлғаюына себеп болады.

Жақында бірнеше циклсіз қашықтықтағы векторлық хаттамалар жасалды - айтулы мысалдар келтірілген EIGRP, DSDV және Вавилон. Олар барлық жағдайларда цикл түзілуіне жол бермейді, бірақ күрделіліктің жоғарылауына ұшырайды және олардың орналасуы сәттілікке байланысты баяулады сілтеме күйінің бағыттау хаттамалары сияқты OSPF.

Мысал

Бұл желіде бізде 4, A, B, C және D маршрутизаторлары бар:

Networkabcd.svg

Алгоритмде ағымдағы уақытты (немесе қайталануды) T-мен белгілеп, әр маршрутизаторға жақын көршілеріне дейінгі қашықтық матрицаларын құру арқылы бастаймыз (0 немесе T = 0 уақытта). Төменде маршруттау кестелерін құрған кезде ең қысқа жол жасыл түспен, ал жаңа ең қысқа жол сары түспен белгіленеді. Сұр бағандар ағымдағы түйінмен көрші емес түйіндерді көрсетеді, сондықтан оның кестесінде жарамды бағыт ретінде қарастырылмайды. Қызыл кестедегі жарамсыз жазбаларды көрсетеді, өйткені олар түйіннен өзіне немесе өзі арқылы қашықтықты білдіреді.

T = 0
А-данарқылы АB арқылыC арқылыарқылы Д.
А-ға
Б.3
C-ге дейін23
Д.
Б-данарқылы АB арқылыC арқылыарқылы Д.
А-ға3
Б.
C-ге дейін2
Д.
С-танарқылы АB арқылыC арқылыарқылы Д.
А-ға23
Б.2
C-ге дейін
Д.5
бастап Д.арқылы АB арқылыC арқылыарқылы Д.
А-ға
Б.
C-ге дейін5
Д.
Осы сәтте барлық маршрутизаторларда (A, B, C, D) DV үшін жаңа «қысқа жолдар» пайда болады (олардан көрші арқылы басқа маршрутизаторға дейінгі қашықтықтардың тізімі). Олардың әрқайсысы осы жаңа DV-ны барлық көршілеріне таратады: А-дан В-ға, В-ден С-ға, С-дан А, В, және Д-ға, және С-ға. Бұл көршілердің әрқайсысы бұл ақпаратты алған сайын, енді олар қайта есептейді оны қолданудың ең қысқа жолы.

Мысалы: А С-дан DV-ны алады, ол А-ға С-ге дейінгі жол бар екенін айтады, қашықтығы (немесе құны) 5-ке тең. Қазіргі С-ге дейінгі «ең қысқа жол» 23 болғандықтан, А оның бар екенін біледі 23 + 5 = 28 тұратын D-ге дейінгі жол. А-да білетін басқа қысқа жолдар болмағандықтан, мұны өзінен (A) -ден D-ге, С арқылы өтетін ең қысқа жолдың қазіргі бағамы ретінде қояды.

T = 1
А-данарқылы АB арқылыC арқылыарқылы Д.
А-ға
Б.325
C-ге дейін523
Д.28
Б-данарқылы АB арқылыC арқылыарқылы Д.
А-ға325
Б.
C-ге дейін262
Д.7
С-танарқылы АB арқылыC арқылыарқылы Д.
А-ға235
Б.262
C-ге дейін
Д.5
бастап Д.арқылы АB арқылыC арқылыарқылы Д.
А-ға28
Б.7
C-ге дейін5
Д.
Тағы да, барлық маршрутизаторлар соңғы итерацияда (T = 1 кезінде) жаңа «ең қысқа жолдарды» иеленді, сондықтан олардың барлығы DV-ны көршілеріне таратады; Бұл әр көршіні ең қысқа қашықтықты қайтадан есептеуге мәжбүр етеді.

Мысалы: А B-дан DV қабылдайды, ол A-ға B-ге D-ге дейінгі жол бар екенін айтады, қашықтығы (немесе құны) 7-ге тең. Қазіргі В-ге дейінгі «ең қысқа жол» 3-ке тең болғандықтан, A оның бар екенін біледі 7 + 3 = 10 тұратын D-ге дейінгі жол. Бұл D ұзындығы 10-ға дейінгі жол (B арқылы) қолданыстағы «ең қысқа жолдан» 28-ге дейінгі D ұзындығынан (C арқылы) қысқа, сондықтан D-ге жаңа «қысқа жолға» айналады.

T = 2
А-данарқылы АB арқылыC арқылыарқылы Д.
А-ға
Б.325
C-ге дейін523
Д.1028
Б-данарқылы АB арқылыC арқылыарқылы Д.
А-ға37
Б.
C-ге дейін82
Д.317
С-танарқылы АB арқылыC арқылыарқылы Д.
А-ға23533
Б.26212
C-ге дейін
Д.5195
бастап Д.арқылы АB арқылыC арқылыарқылы Д.
А-ға10
Б.7
C-ге дейін5
Д.
Бұл жолы тек А және D маршрутизаторларында DV-ге арналған ең қысқа жолдар бар. Сондықтан олар жаңа DV-ді көршілеріне таратады: B және C-ге, D-ке C-ға таратады, бұл жаңа DV-ны алатын көршілердің әрқайсысы өздерінің ең қысқа жолдарын қайта есептеуге мәжбүр етеді. Алайда, DV-дегі ақпарат өздерінің маршруттық кестелеріндегіден қысқа жолдар бермейтіндіктен, маршруттау кестелерінде ешқандай өзгерістер болмайды.
T = 3
А-данарқылы АB арқылыC арқылыарқылы Д.
А-ға
Б.325
C-ге дейін523
Д.1028
Б-данарқылы АB арқылыC арқылыарқылы Д.
А-ға37
Б.
C-ге дейін82
Д.137
С-танарқылы АB арқылыC арқылыарқылы Д.
А-ға23515
Б.26212
C-ге дейін
Д.3395
бастап Д.арқылы АB арқылыC арқылыарқылы Д.
А-ға10
Б.7
C-ге дейін5
Д.
Маршрутизаторлардың ешқайсысында хабар тарату үшін жаңа қысқа жолдар жоқ. Сондықтан маршрутизаторлардың ешқайсысы жоқ алу маршруттау кестелерін өзгерте алатын кез-келген жаңа ақпарат. Алгоритм тоқтайды.

Әдебиеттер тізімі

  1. ^ Тамара Дин (2009). Желі + Желілерге арналған нұсқаулық. Cengage Learning. бет.274. ISBN  9781423902454.
  2. ^ Хедрик, Л.Л. «Маршруттау туралы ақпарат хаттамасы». tools.ietf.org. RFC  1058. Алынған 2019-04-16.
  3. ^ Тамара Дин (2009). Желі + Желілерге арналған нұсқаулық. Cengage Learning. бет.274. ISBN  9781423902454.
  4. ^ Тамара Дин (2009). Желі + Желілерге арналған нұсқаулық. Cengage Learning. бет.274 –275. ISBN  9781423902454.
  5. ^ Тамара Дин (2009). Желі + Желілерге арналған нұсқаулық. Cengage Learning. бет.275. ISBN  9781423902454.
  6. ^ RFC  1058, 2.2.2 бөлім

Әрі қарай оқу