Информационные сети

Reverse Address Resolution Protocol (RARP)

Иногда возникает обратная проблема - известен Ethernet адрес, какой IP адрес ему соответствует. Эта проблема возникает, например, при удаленной загрузке бездисковой станции. Как эта станция определит свой и соседние IP адреса?

Он посылает запрос к RARP серверу: Мой Ethernet адрес такой то, кто знает соответствующий IP адрес? RARP сервер отлавливает такие запросы и шлет ответ.

DNS -Domain Name System

Система именования доменов DNS используется в Интернете для преобразования символических имен хостов в их числовые IP-адреса и наоборот. Символические имена используются по той простой причине, что человеку их проще запомнить. Однако, при обращении пользователя к машине, скажем, www.rambler.ru для осуществления маршрутизации запросов необходимо знать IP-адрес этой машины. Его можно узнать двумя способами:

1. Заглянуть в специальный файл с именем hosts (как правило, такой файл лежит в одном из системных каталогов на пользовательской машине), в котором содержатся записи вида:

192.179.87.22 www.mama.ru

190.19.187.12 www.papa.com

и т.д., и т.п.

Однако записать в этот файл все имена машин Интернета нереально.

2. С помощью специальной программки - resolver (эта программка является стандартной частью программного обеспечения стека протоколов TCP/IP) - обратиться к одному из Интернетовских DNS-серверов с просьбой определить IP-адрес машины с заданным именем. Эти DNS-серверы хранят у себя часть распределенной физически, но единой логически, базы данных адресов Интернетовских хостов. Серверы организованы в иерархию. Так, есть один или несколько серверов, ответственных за адреса машин в зоне RU. У зоны RU есть несколько подзон (rambler, mama, …); каждую подзону «курирует» свой DNS-сервер. Когда пользователь обращается к какому-то Интернет-хосту по его имени, ресолвер обращается к ближайшему DNS-серверу (его IP-адрес указывается в процессе настройки программного обеспечения TCP/IP на клиентской машине) с просьбой определить IP-адрес запрошенного хоста. Если хост не принадлежит зоне, которую курирует данный DNS-сервер, то запрос транслируется на следующий уровень. При достижении верхнего уровня иерархии (зоны RU, COM, и т.п.) запрос транслируется «вниз» до тех пор пока не достигнет DNS-сервера, ответственного за ту зону, в которой находится искомая машина. Последний извлекает из своей базы IP-адрес хоста и отправляет его обратно запросившей машине.

Чтобы не «гонять» запросы каждый раз, DNS-серверы поддерживают локальный кэш адресов, содержащий пары «имя хоста - IP-адрес”, определенные в результате нескольких последних запросов.

Протокол IP: основные поля заголовка; фрагментация дейтаграмм

На рис. 5-45 показан заголовок IP пакета. Он имеет обязательную часть в 20 байт и может быть расширен до 60.

Поле Version - указывает версию протокола.

IHL - длина заголовка (минимум 5).

Type of service - вид необходимого сервиса: различные комбинации скорости и надежности здесь возможны, e.g. передача голоса, аккуратная доставка строки битов, файла и т.п.

Identification - позволяет отличать фрагменты одной и той же дейтаграммы.

Fragment offset - показывает место фрагмента в исходной дейтаграмме.

Time to live - время жизни пакета ( не более 255 сек.).

Protocol - показывает кому на транспортном уровне передать собранную дейтаграмму.

Option - это поле предусмотрено для расширения возможностей протокола. Его текущие возможности показаны на рис. 5-46.

Фрагментация

В каждой сети есть свой максимальный размер пакетов. Это ограничение имеет несколько причин:

- Аппаратура ( например максимальный TDM слот)

- Операционная система (все буфера по 512 байтов)

- Протоколы (например, размер поля длины пакета)

- Совместимость с некоторыми национальными и международными стандартами

- Стремление сократить ошибку, наводимую повторной передачей

- Желание предотвратить захват канала на долго одним пакетом.

Максимальный размер пакета колеблется от 48 байтов у АТМ до 65 515 байтов у IP ( у протоколов более верхних уровней он еще больше).

Очевидно, первая же проблема возникает при попытке передать большой пакет через сеть, у которой максимальный размер пакета меньше. Одно из решений проложить маршрут для таких пакетов так, чтобы избежать таких ситуаций. Однако, что делать если эта сеть - сеть где расположен получатель?

Единственное решение - разрешить шлюзу разбивать пакет на фрагменты и отправлять каждый фрагмент независимо. В этом случае возникает проблема сборки фрагментов.

Есть два подхода для этого. Первый делать фрагменты столь малыми, что любая сеть на их пути будет прозрачна для них. Это решение показано на рис. 5-41 (а). Когда большой пакет поступает, его разбивают на малые и всех их отправляют на один и тот же выходной шлюз, где они собираются в большой пакет снова.

У такой фрагментации есть трудности: как узнать что все фрагменты достигли выходного шлюза, как выбирать маршрут для фрагментов, накладные расходы на разбиение на фрагменты и сборку из фрагментов пакета.

Другой подход - разбив пакет на фрагменты трактовать каждый из них как обычный пакет. Это решение показано на рис. 5-41 (в). Сборка фрагментов происходит только в узле назначения. Однако, при таком подходе каждый хост должен уметь собирать пакеты из фрагментов.

В протоколе IP для поддержки фрагментации Дейтаграмм используются следующие поля заголовка:

Identification - позволяет отличать фрагменты одной и той же дейтаграммы.

Fragment offset - показывает место фрагмента в исходной дейтаграмме.

Общая характеристика транспортных протоколов TCP и UDP

TCP - дуплексный транспортный протокол с установлением соединения. Его функции: упаковка и распаковка пакетов на концах транспортного соединения; установление виртуального канала путем обмена запросом и согласием на соединение; управление потоком - получатель при подтверждении правильности передачи сообщает размер окна, т.е. диапазон номеров пакетов, которые получатель готов принять; помещение срочных данных между специальными указателями, т.е. возможность управлять скоростью передачи.

В TCP имеется программа-демон, которая постоянно готова к работе и при приходе запроса генерирует свою копию для обслуживания создаваемого соединения, а сама программа-родитель ждет новых вызовов.

Схема установления соединения в одноранговых сетях такова: инициатор соединения обращается к своей ОС, которая в ответ выдает номер протокольного порта и посылает сегмент получателю. Тот должен подтвердить получение запроса и послать свой сегмент-запрос на создание обратного соединения (так как соединение дуплексное). Инициатор должен подтвердить создание обратного соединения. Получается трехшаговая процедура (handshake) установления соединения. Во время этих обменов партнеры сообщают номера байтов в потоках данных, с которых начинаются сообщения. На противоположной стороне счетчики устанавливаются в состояние на единицу больше, чем и обеспечивается механизм синхронизации в дейтаграммной передаче, реализуемой на сетевом уровне. После установления соединения начинается обмен. При этом номера протокольных портов включаются в заголовок пакета. Каждое соединение (socket) получает свой идентификатор ISN. Разъединение происходит в обратном порядке.

Примечание: ISN в TCP/IP не используется, но предусмотрен в UNIX, так как может потребоваться в лругих протоколах.

Схема установления соединения в сетях "клиент-сервер" аналогична (за исключением handshake) и включает посылку клиентом запроса на соединение (команда ACTIVE_OPEN) с указанием адреса сервера, тайм-аута (времени жизни), уровня секретности. Можно сразу же поместить в запрос данные (тогда команда ACTIVE_OPEN_WITH_DATA). Если сервер готов к связи, он отвечает командой согласия (OPEN_RECEIVED), в которой назначает номер соединения. Далее командой SEND посылаются данные, а командой DELIVER подтверждается их получение. Разъединение выполняется обменом командами CLOSE и CLOSING.

Структура ТСР-пакета (в скобках указано число битов):

· порт отправителя (16);

· порт получателя (16);

· код позиции в сообщении, т.е. порядковый номер первого байта в поле данных (32);

· номер следующего байта (32);

· управление (16);

· размер окна (16), т.е. число байт, которое можно послать до получения подтверждения;

· контрольная сумма (16);

· дополнительные признаки, например срочность передачи (16);

· опции (24);

· заполнитель (8);

· данные.

Нужно отметить, что каждый байт сообщения получает уникальный порядковый номер. Отсюда вытекает одно из ограничений на максимально допустимую в протоколе TCP/IP пропускную способность. Это ограничение составляет (2³² байта) / (время жизни дейтаграммы), так как для конкретного соединения в сети не должно одновременно существовать более одного байта с одним и тем же номером.

Еще более жесткое ограничение возникает из-за представления размера окна всего 16-ю битами. Это ограничение заключается в том, что за время T_v прохождения пакета от отправителя к получателю и обратно в сеть может быть направлено не более 2¹⁶ информационных единиц конкретного сообщения. Поскольку обычно такой единицей является байт, то имеем (2¹⁶*8 бит) / T_{v .} Так, для каналов со спутниками на геостационарных орбитах T_v составляет около 0,5 с и ограничение скорости будет около 1 Мбит/с. Заметно увеличить этот предел можно, если в качестве информационной единицы использовать С байт, С>1.

В ТСР повторная передача пакета происходит, если в течение оговоренного интервала времени Тm (тайм-аута) не пришло положительное подтверждение. Следовательно, не нужно посылать отрицательные квитанции. Обычно Tm=2*t , где t - некоторая оценка времени прохождения пакета туда и обратно. Это время периодически корректируется по результату измерения Tv, а именно

t := 0,9*t + 0,1*Tv.

Попытки повторных передач пакета не могут продолжаться бесконечно, и при превышении интервала времени, устанавливаемого в пределах 0,5...2,0 мин, соединение разрывается.

Размер окна регулируется следующим образом. Если сразу же после установления соединения выбрать завышенный размер окна, что означает разрешение посылки пакетов с высокой интенсивностью, то велика вероятность появления перегрузки определенных участков сети. Поэтому используется алгоритм так называемого медленного старта. Сначала посылается один пакет и после подтверждения его приема окно увеличивается на единицу, т.е. посылаются два пакета. Если вновь положительное подтверждение (потерь пакетов нет), то посылаются уже четыре пакета и т.д. Скорость растет, пока пакеты проходят успешно. При потере пакета или при приходе от протокола управления сигнала о перегрузке размер окна уменьшается и далее опять возобновляется процедура линейного роста размера окна. Медленный старт снижает информационную скорость, особенно при пересылке коротких пакетов, поэтому стараются применять те или иные приемы его улучшения.

Протокол UDP

Internet поддерживает также транспортный протокол без соединений - UDP (User Data Protocol RFC 768). Этот протокол инкапсулирует сегменты в виде дейтаграмм и шлет их через сеть. Структура UDP сегмента показана на рис.6-34.

Протокол маршрутизации RIP

Протокол Информации Маршрутизации (Routing Information Protoocol - RIP), который все еще является очень популярным протоколом маршрутизации в сообществе Internet, формально определен в публикации "Протоколы транспортировки Internet" XNS (XNS Internet Transport Protocols) (1981 г.) и в Запросах для комментария (Request for Comments - RFC) 1058 (1988 г.).

RIP был повсеместно принят производителями персональных компьютеров (РС) для использования в их изделиях передачи данных по сети. Например, протокол маршрутизации AppleTalk (Протокол поддержания таблицы маршрутизации - RTMP) является модернизированной версией RIP. RIP также явился базисом для протоколов Novell, 3Com, Ungermann-Bass и Banyan. RIP компаний Novell и 3Com в основном представляет собой стандартный RIP компании Xerox. Ungermann-Bass и Banyan внесли незначительные изменения в RIP для удовлетворения своих нужд.

Формат таблицы маршрутизации

Каждая запись данных в таблице маршрутизации RIP обеспечивает разнообразную информацию, включая конечный пункт назначения, следующую пересылку на пути к этому пункту назначения и показатель (metric). Показатель обозначает расстояние до пункта назначения, выраженное числом пересылок до него. В таблице маршрутизации может находиться также и другая информация, в том числе различные таймеры, связанные с данным маршрутом. Типичная таблица маршрутизации RIP показана на Рис. 1.

Рисунок 1.

RIP поддерживает только самые лучшие маршруты к пункту назначения. Если новая информация обеспечивает лучший маршрут, то эта информация заменяет старую маршрутную информацию. Изменения в топологии сети могут вызывать изменения в маршрутах, приводя к тому, например, что какой-нибудь новый маршрут становится лучшим маршрутом до конкретного пункта назначения. Когда имеют место изменения в топологии сети, то эти изменения отражаются в сообщениях о корректировке маршрутизации. Например, когда какой-нибудь роутер обнаруживает отказ одного из каналов или другого роутера, он повторно вычисляет свои маршруты и отправляет сообщения о корректировке маршрутизации. Каждый роутер, принимающий сообщение об обновлении маршрутизации, в котором содержится изменение, корректирует свои таблицы и распространяет это изменение.

Формат пакета (Реализация IP)

На Рис. 2 изображен формат пакета RIP для реализаций IP так, как он определен в RFC 1058.

ПРИМЕЧАНИЕ: На Рис. 2 представлен формат RIP, используемый для сетей IP в Internet. В некоторые другие варианты RIP внесены незначительные изменения формата и (или) имен файлов, которые здесь перечислены, но функциональные возможности базового алгоритма маршрутизации те же самые.

Рисунок 2

Первое поле в пакете RIP-это поле команд (command). Это поле содержит целое число, обозначающее либо запрос, либо ответ. Команда "запрос" запрашивает отвечающую систему об отправке всей таблицы маршрутизации или ее части. Пункты назначения, для которых запрашивается ответ, перечисляются далее в данном пакете. Ответная команда представляет собой ответ на запрос или чаще всего какую-нибудь незатребованную регулярную корректировку маршрутизации. Отвечающая система включает всю таблицу маршрутизации или ее часть в ответный пакет. Регулярные сообщения о корректировке маршрутизации включают в себя всю таблицу мааршрутизации.

Поле версии (version) определяет реализуемую версию RIP. Т.к. в объединенной сети возможны многие реализации RIP, это поле может быть использовано для сигнализирования о различных потенциально несовместимых реализациях.

За 16-битовым полем, состоящим из одних нулей, идет поле идентификатора семейства адресов (аddress family identifier). Это поле определяет конкретное используемое семейство адресов. В сети Internet (крупной международной сети, объединяющей научно-исследовательские институты, правительственные учреждения, университеты и частные предприятия) этим адресным семейством обычно является IP (значение=2), но могут быть также представлены другие типы сетей.

Следом за еще одним 16-битовым полем, состоящим из одних нулей, идет 32-битовое поле адреса (address). В реализациях RIP Internet это поле обычно содержит какой-нибудь адрес IP.

За еще двумя 32-битовыми полями из нулей идет поле показателя RIP (metric). Этот показатель представляет собой число пересылок (hop count). Он указывает, сколько должно быть пересечено транзитных участков (роутеров) об'единенной сети, прежде чем можно добраться до пункта назначения.

В каждом отдельном пакете RIP IP допускается появление дo 25 вхождений идентификатора семейства адреса, обеспечиваемых полями показателя. Другими словами, в каждом отдельном пакете RIP может быть перечислено до 25 пунктов назначения. Для передачи информации из более крупных маршрутных таблиц используется множество пакетов RIP.

Как и другие протоколы маршрутизации, RIP использует определенные таймеры для регулирования своей работы. Таймер корректировки маршрутизации RIP (routing update timer) обычно устанавливается на 30 сек., что гарантирует отправку каждым роутером полной копии своей маршрутной таблицы всем своим соседям каждые 30 секунд. Таймер недействующих маршрутов (route invalid timer) определяет, сколько должно пройти времени без получения сообщений о каком-нибудь конкретном маршруте, прежде чем он будет признан недействительным. Если какой-нибудь маршрут признан недействительным, то соседи уведомляются об этом факте. Такое уведомление должно иметь место до истечения времени таймера отключения маршрута (route flush timer). Когда заданное время таймера отключения маршрута истекает, этот маршрут удаляется из таблицы маршрутизации. Типичные исходные значения для этих таймеров- 90 секунд для таймера недействующего маршрута и 270 секунд для таймера отключения маршрута.

Характеристики стабильности

RIP определяет ряд характеристик, предназначенных для более стабильной работы в условиях быстро изменяющейся топологии сети. В их число входит ограничение числа пересылок, временные удерживания изменений (hold-downs), расщепленные горизонты (split-horizons) и корректировки отмены (poison reverse updates).

Ограничение числа пересылок

RIP разрешает максимальное число пересылок, равное 15. Любому пункту назначения, который находится дальше, чем на расстоянии 15 пересылок, присваивается ярлык "недосягаемого". Максимальное число пересылок RIP в значительной мере ограничивает его применение в крупных объединенных сетях, однако способствует предотвращению появления проблемы, называемой счетом до бесконечности (count to infinity), приводящей к зацикливанию маршрутов в сети. Проблема счета до бесконечности представлена на Рис. 3.

Рисунок 3.

Рассмотрим, что случится, если на Рис. 3 канал Роутера 1 (R1) (канал а), связывающий его с сетью А, откажет. R1 проверяет свою информацию и обнаруживает, что Роутер 2 (R2) связан с сетью А каналом длиной в одну пересылку. Т.к. R1 знает, что он напрямую соединен с R2, то он объявляет о маршруте из двух пересылок до сети А и начинает направлять весь трафик в сеть А через R2. Это приводит к образованию маршрутной петли. Когда R2 обнаруживает, что R1 может теперь достичь сеть А за две пересылки, он изменяет запись своих собственных данных в таблице маршрутизации, чтобы показать, что он имеет тракт длиной в 3 пересылки до сети А. Эта проблема, а также данная маршрутная петля будут продолжаться бесконечно, или до тех пор, пока не будет навязано какое-нибудь внешнее граничное условие. Этим граничным условием является максимальное число пересылок RIP. Когда число пересылок превысит 15, данный маршрут маркируется как недосягаемый. Через некоторое время этот маршрут удаляется из таблицы.

Временные удерживания изменений

Временные удерживания изменений используются для того, чтобы помешать регулярным сообщениям о корректировке незаконно восстановить в правах маршрут, который оказался испорченным. Когда какой-нибудь маршрут отказывает, соседние роутеры обнаруживают это. Затем они вычисляют новые маршруты и отправляют сообщения об обновлении маршрутизации, чтобы информировать своих соседей об изменениях в маршруте. Эта деятельность приводит к появлению целой волны коррекций маршрутизации, которые фильтруются через сеть.

Приведенные в действие корректировки неодновременно прибывают во все устройства сети. Поэтому возможно, что какое-нибудь устройство, которое еще не получило информацию о каком-нибудь отказе в сети, может отправить регулярное сообщение о корректировке (в котором маршрут, который только что отказал, все еще числится исправным) в другое устройство, которое только что получило уведомление об этом отказе в сети. В этом случае это другое устройство теперь будет иметь (и возможно, рекламировать) неправильную маршрутную информацию.

Команды о временном удерживании указывают роутерам, чтобы они на некоторое время придержали любые изменения, которые могут оказать влияние на только что удаленные маршруты. Этот период удерживания обычно рассчитывается таким образом, чтобы он был больше периода времени, необходимого для внесения какого-либо изменения о маршрутизации во всю сеть. Удерживание изменений предотвращает появление проблемы счета до бесконечности.

Расщепленные горизонты

Расщепленные горизонты используют преимущество того факта, что никогда не бывает полезным отправлять информацию о каком-нибудь маршруте обратно в том направлении, из которого пришла эта информация. Для иллюстрации этого положения рассмотрим Рис. 4.

Рисунок 4.

Pоутер 1 (R1) первоначально объявляет, что он располагает каким-то маршрутом до Сети А. Pоутеру 2 (R2) нет оснований включать этот маршрут в свою корректировку, отсылаемую обратно роутеру R1, т.к. R1 ближе к Сети А. Правило расщепленного горизонта гласит, что R2 должен исключить (попасть на) этот маршрут при любых корректировках, которые он отправляет в R1.

Правило расщепленного горизонта помогает предотвратить маршрутные петли между двумя узлами. Например, рассмотрим случай, когда отказывает интерфейс R1 с Сетью А. При отсутствии расщепленных горизонтов R2 продолжает информировать R1 о том, что он может попасть в Сеть А через R1. Если R1 не располагает достаточным интеллектом, то он действительно может выбрать маршрут, предлагаемый R2, в качестве альтернативы для своей отказавшей прямой связи, что приводит к образованию петли маршрутизации. И хотя временное удерживание изменений должно предотвращать это, применение расщепленного горизонта обеспечивает дополнительную стабильность алгоритма.

Корректировки отмены маршрута

В то время как задачей расщепленных горизонтов является предотвращение образования маршрутных петель между соседними роутерами, корректировки отмены предназначены для устранения более крупных маршрутных петель. В основе их действия лежит положение о том, что увеличение значения показателей маршрутизации обычно указывает на наличие маршрутных петель. В этом случае отправляются корректировки отмены для удаления данного маршрута и помещения его в состояние временного удерживания.

Протокол маршрутизации OSPF

Internet состоит из сетей, управляемых разными организациями. Каждая такая сеть использует внутри свои алгоритмы маршрутизации и управления и называется Автономной системой (autonomous system). Наличие стандартов позволяет преодолеть различия во внутренней организации автономных систем и обеспечить их совместное функционирование. Алгоритмы маршрутизации, применяемые внутри АС, называются протоколами внутренних шлюзов. Алгоритмы маршрутизации, применяемые для маршрутизации между АС, называются протоколами внешних шлюзов.

Изначально в качестве протокола внутренних шлюзов использовался протокол вектора расстояния (RIP). Однако, по мере роста АС он перестал удовлетворять требованиям. Проблема бесконечного счетчика, медленная сходимость не получили удовлетворительного решения. В 1979 году он был замещен алгоритмом состояния каналов. В 1988 году инженерный комитет Internet принял решение о разработке нового алгоритма маршрутизации. Этот алгоритм, названный OSPF - Open Shortest Path First, стал стандартом в 1990 году (RFC 1247).

На основе имеющегося опыта был составлен длинный список требований. Прежде всего он должен быть опубликован в открытой литературе - отсюда open. Он не должен быть собственностью какой-либо компании. В третьих, он должен уметь работать с разными метриками: расстоянием, пропускной способностью, задержка и т.п. Он должен быть динамическим, т.е. реагировать на изменении в топологии сети автоматически и быстро.

В четвертых, он должен поддерживать разные виды сервиса. Он должен поддерживать маршрутизацию в реальном времени для одних потоков и другую для других. В IP пакете есть поле Type of service, которое не использовалось существующими протоколами.

В пятых, он должен обеспечивать балансировку нагрузки и при необходимости разделять потоки по разным каналам. Все предыдущие использовали один наилучший только.

В шестых, он должен поддерживать иерархию. К 1988 году Интернет стал столь большим, что ни один маршрутизатор был уже не в состоянии хранить всю топологию. Поэтому новый протокол не должен был этого требовать.

В седьмых, должна быть усилена безопасность маршрутизаторов, как защита от студентов, развлекающихся тем, что подсовывали маршрутизаторам неверную информацию о маршрутах. Наконец, надо было позаботиться о том, чтобы позволить маршрутизаторам общаться с помощью тунелирования.

OSPF поддерживает три вида соединений и сетей:

1. Точка-точка между двумя маршрутизаторами;

2. Сети с множественным доступом и вещанием (большинство ЛВС);

3. Сети с множественным доступом без вещания.

На рис. 5-52 показаны все три вида сетей. Отметим, что хосты не играют никакой роли в OSPF. OSPF абстрагируется от конкретных сетей, маршрутизаторов и хостов. Он работает с ориентированным графом, каждая дуга в котором имеет вес, представляющий задержку, расстояние, и т.п. Последовательный канал между узлами, представляют две дуги, которые могут иметь разный вес. Сеть с множественным доступом, представляет узел, соединенный с маршрутизаторами этой сети дугами с весом 0 и часто опускаемыми на рисунках. На рис. 5-52 (в) показан такой граф.

Многие АС сами по себе большие сети. OSPF позволяет разбить их на области (area), где каждая область это либо сеть, либо последовательность сетей. Области не пересекаются. Есть маршрутизаторы, которые не принадлежат никакой области. Область - обобщение понятия подсети. Вне области ее топология не видна.

Каждая АС имеет остовную (backbone) область, называемую областью 0. Все области АС соединяются с остовной, возможно через тунелирование. Так что можно из одной области попасть в другую через остовную. Тунель представлен в графе дугой с весом. Людой маршрутизатор, соединенный с двумя или более областями, - часть остовной области. Как и в других областях топология остовной области не видна из вне.

Внутри области у каждого маршрутизатора одинаковая база данных состояний каналов и одинаковый алгоритм наикратчайшего пути. Его задача вычислить наикратчайший ауть до другого маршрутиазтора этой области, включая маршрутизатор, соединенный с остовной областью. Маршрутизатор, соединенный с двумя облатсями дожен иметь две базы данных и выполнять два алогритма наикратчайшего пути независимо.

OSPF использует несколько графов, один с разметкой как задержка, другой - пропускной способностью, третий - надежностью. Хотя все три требуют соответствующих вычислений, но зато получаем три маршрутиа, оптимизированный по задержке, пропускной способности и надежности.

Во время функционирования возникают три вида маршрутов: внутри области, между областями и внутри АС. Внутри области - вычислить этот маршрут просто - наикратчайший до маршрутизатора внутри области. Между областями вычисляется в три этапа: от источника до остовной области, от остовной до области назначения, внутри области назначения. Рис.5-53 показывает эти три вида маршрутов.

OSPF различает четыре класса маршрутизаторов:

- Внутренний, целиком внутри одной области;

- Пограничный, соединяющий несколько областей;

- Остовной, принадлежащий остовной области;

- АС пограничный, соединенный с маршрутизаторами других АС.

Эти классы могут пересекаться. Например, маршрутизатор из остновной области, но не на ее границе - внутренний.

Когда маршрутизатор загружается он рассылает сообщение Hello всем своим соседям: на линиях точка-точка, группам маршрутизаторов в ЛВС с множественным доступом, чтобы получить информацию о своем окружении. В OSPF маршрутизаторы обмениваются данными не со своими соседями, а со смежными маршрутизаторами. Это не одно и то же. Маршрутизатор не общается со всеми маршрутизаторами, например, ЛВС, а лишь с тем, кто объявлен как выделенный маршрутизатор. У выделенного маршрутизатора есть дублер, который имеет ту же информациою, что и основной.

Периодически в ходе работы маршрутизатор рассылает всем своим смежным маршрутизаторам сообщение LINK STATE UPDATE. В ответ все смежные маршрутизаторы шлют информацию о состоянии своих линий и стоимость для базы данных топологии соединений. Каждое LINK STATE UPDATE сообщение имеет номер, которое используется в ответе.. Таким образом маршрутизатор, может определить пришедший ответ несет новую информацию, по сравнению с той, что есть в его базе, или старую.. Маршрутизаторы рассылают эти сообщение когда у них появляются новые линии, или разрушаются старые или меняется стоимость линии.

DATABASE DESCRIPTION сообщение содержащее последовательные номера описаний каналов в базе данных отправителя. Сравнивая свои значения с теми, что у отправителя, получатель может определить у кого наиболее свежая информация.

Используя сообщение LINK STATE REQUEST маршрутизатор может в любой момент запросить информацию о любой линии у другого. Наиболее свежая информация распространяется другим. Все сообщения передаются как IP пакеты.

Маршрутизаторы в остовной области делают все что было здесь описано, а также они обмениваются информацией с пограничными маршрутизаторами, чтобы уметь вычислять наилучший маршрут от любого маршрутизатора остовной области до любого другого маршрутизатора.

Размещено на Allbest