Размещено на http://www.allbest.ru/

1

ЗМІСТ

ВСТУП

РОЗДІЛ 1. Огляд теоретичних засад функціонування технологій Frame Relay, Fast Ethernet, IGRP/EIGRP.

1.1 Основи технології Frame Relay

1.2 Fast Ethernet

1.3 Протокол IGRP/EIGRP

ВИСНОВКИ

РОЗДІЛ 2. ПРОЕКТУВАННЯ ТОПОЛОГІЇ КОМП'ЮТЕРНОЇ МЕРЕЖІ ТА РОЗРОБКА СИСТЕМИ АДРЕСАЦІЇ

2.1 Розробка топології комп'ютерної мережі

2.2 Розробка системи адресації комп'ютерної мережі

РОЗДІЛ 3. АПАРАТНЕ ЗАБЕЗПЕЧЕННЯ КОМП'ЮТЕРНОЇ МЕРЕЖІ ТА НАЛАГОДЖЕННЯ ОБЛАДНАННЯ

3.1 Обґрунтування вибору обладнання

3.2 Налагодження обладнання комп'ютерної мережі

3.3 Налагодження обладнання мережі за допомогою підінтерфейсів multipoint

ВИСНОВКИ

СПИСОК ВИКОРИСТАНОЇ ЛІТЕРАТУРИ

ДОДАТКИ



ВСТУП

В останні десятиріччя змінилося ставлення суспільства до інформації. Вона стала не тільки предметом ретельного вивчення і споживання на рівні з енергією, масою, простором, часом, узятими разом, але й найактуальнішим і найдефіцитнішим видом ресурсу у всіх сферах діяльності людини.

Досягнення Україною високих результатів в економічному і соціальному розвитку, а також завоювання місця повноправного партнера в світовій економічній системі значною мірою залежить від того, в яких масштабах впроваджуватимуться та як ефективно використовуватимуться сучасні інформаційні технології в усіх сферах суспільної діяльності, а також яку роль вони відіграватимуть у підвищенні ефективності суспільної праці.

У сфері управління економічними процесами інформатизація передбачає передусім підвищення продуктивності праці робітників, а також підвищення кваліфікації і професіоналізму зайнятих управлінською діяльністю фахівців.

Напрямки застосування нових інформаційних технологій на базі електронно-обчислювальної техніки і розвинутих засобів комунікацій в управлінській діяльності підприємств країни різноманітні - від забезпечення найпростіших функцій службового листування до системного аналізу і підтримки складних задач прийняття рішень. Особливе місце займають і комп'ютерні мережі.

Дослідженням побудови ефективних комп'ютерних мереж людство займається досить довго. Принципи комутації пристроїв мережі та методи передачі даних є ключовими і сьогодні. Тому курсовий проект присвячений актуальній темі проектування комп'ютерної мережі та направлений на забезпечення взаємодії користувачів системи з належною якістю та мінімізацією затримки передачі даних.

Об'єкт дослідження - процес проектування комп'ютерної мережі..

Предмет дослідження - підходи, моделі та методи побудови комп'ютерних мереж.

Мета роботи - розроблення проекту комп'ютерної мережі згідно варіанту.

Метод дослідження - комп'ютерне моделювання, системний аналіз, методи декомпозиції, теорія передачі даних, методи комутації пристроїв, теорія кодування.

Використовуючи практичні навички та вміння я повинен згідно завдання налаштувати мережу Frame Relay та протокол маршрутизації EIGRP.



Розділ 1

1.1 FrameRelay

FrameRelay спочатку задумувався як протокол для використання в інтерфейсах ISDN. Була також зроблена робота над FrameRelay в акредитованому ANSI комітеті за стандартами T1S1 в США.

Велика подія в історії FrameRelay відбулася в 1990 р., коли Cisco Systems, Strata Com, Northern Telecom і Digital Equipment Corporation утворили консорціум, щоб зосередити зусилля на розробці технології Frame Relay і прискорити появу виробів Frame Relay, забезпечують взаємодію мереж. Консорціум розробив специфікацію, що відповідає вимогам базового протоколу Frame Relay, розглянутого в T1S1 і CCITT, а проте він розширив її, включивши характеристики, що забезпечують додаткові можливості для комплексних оточень міжмережевого об"єднання. Ці доповнення до FrameRelay називають узагальнено localmanagementinterface (LMI) (інтерфейс управління локальною мережею).

мережа комп'ютерна комутація маршрутизатор

1.1.1 Основи технології

Frame Relay забезпечує можливість передачі даних з комутацією пакетів через інтерфейс між пристроями користувача (наприклад, маршрутизаторами, мостами, головними обчислювальними машинами) та обладнанням мережі (наприклад, перемикаючими вузлами). Пристрої користувача часто називають термінальним обладнанням (DTE), в той час як мережеве обладнання, яке забезпечує узгодження з DTE, часто називають пристроєм завершення роботи інформаційної ланцюга (DCE). Мережа, що забезпечує інтерфейс Frame Relay, може бути або загальнодоступна мережа передачі даних та використанням несучої, або мережа з обладнанням, що знаходяться в приватному володінні, яка обслуговує окреме підприємство.

У ролі мережевого інтерфейсу, Frame Relay є таким же типом протоколу, що і Х.25 Однак Frame Relay значно відрізняється від Х.25 по своїм функціональним можливостям і по формату. Зокрема, Frame Relay є протоколом для лінії з великим потоком інформації, забезпечуючи більш високу продуктивність і ефективність.

У ролі інтерфейсу між обладнанням користувача і мережі, FrameRelay забезпечує засоби для мультиплексування великого числа логічних інформаційних діалогів (званих віртуальними ланцюгами) через один фізичний канал передачі. Це відрізняє його від систем, що використовують тільки техніку тимчасового мультиплексування (TDM) для підтримки безлічі інформаційних потоків. Статистичне мультиплексування FrameRelay забезпечує більш гнучке і ефективне використання доступної смуги пропускання. Воно може використовуватися без застосування техніки TDM або як додатковий засіб для каналів, вже забезпечених системами TDM.

Іншою важливою характеристикою Frame Relay є те, що вона використовує новітні досягнення технології передачі глобальних мереж. Більш ранні протоколи WAN, такі як Х.25, були розроблені в той час, коли переважали аналогові системи передачі даних і мідні носії. Ці канали передачі даних значно менш надійні, ніж доступні сьогодні канали з волоконно-оптичним носієм і цифровою передачею даних. У таких каналах передачі даних протоколи канального рівня можуть передувати вимагає значних тимчасових витрат алгоритмам виправлення помилок, залишаючи це для виконання на більш високих рівнях протоколу. Отже, можливі великі продуктивність і ефективність без шкоди для цілісності інформації. Саме ця мета переслідувалася при розробці Frame Relay. Він включає в себе алгоритм перевірки за допомогою циклічного надмірного коду (CRC) для виявлення зіпсованих бітів (через що дані можуть бути відкинуті), але в ньому відсутні будь-які механізми для коригування зіпсованих даних засобами протоколу (наприклад, шляхом повторної їх передачі на даному рівні протоколу).

Іншою відмінністю між Frame Relay і Х.25 є відсутність явно вираженого управління потоком для кожної віртуальної ланцюга. В даний час, коли більшість протоколів вищих рівнів ефективно виконують свої власні алгоритми управління потоком, необхідність у цій функціональної можливості на канальному рівні зменшилася. Таким чином, Frame Relay не включає явно виражених процедур управління потоком, які є надлишковими для цих процедур у вищих рівнях. Замість цього передбачені дуже прості механізми повідомлення про перевантаження, що дозволяють мережі інформувати який-небудь пристрій користувача про те, що ресурси мережі знаходяться близько до стану перевантаження. Таке повідомлення може попередити протоколи вищих рівнів про те, що може знадобитися керування потоком.

Стандарти Current Frame Relay адресовані перманентним віртуальним ланцюгах (PVC), визначення конфігурації яких і керування здійснюється адміністративним шляхом в мережі Frame Relay. Був також запропонований і інший тип віртуальних ланцюгів - комутовані віртуальні ланцюги (SVC). Протокол ISDN запропоновано в якості засобу повідомлення між DTE і DCE для динамічної організації, виконання та управління ланцюгами SVC. Як T1S1, так і CCITT ведуть роботу з включення SVС в стандарти Frame Relay.

Крім базових функцій передачі даних протоколу Frame Relay, специфікація консорціуму Frame Relay включає доповнення LMI, які роблять завдання підтримки великих міжмереж більш легкою. Деякі з доповнень LMI називають "загальними", вважається, що вони можуть бути реалізовані усіма, хто взяв на озброєння цю специфікацію. Інші функції LMI називають "факультативними". Нижче наводиться така коротке зведення про доповнення LMI:

Забезпечує зв'язок і синхронізацію між мережею і пристроєм користувача, періодично повідомляючи про існування нових PVC та ліквідації вже існуючих PVC, і в більшості випадків забезпечуючи інформацію про цілісність PVC. Повідомлення про стан віртуальних ланцюгів запобігають відправлення інформації в "чорні діри", тобто через PVC, які більше не існують.Многопунктовая адресация (факультативное).

Дозволяє відправнику передавати один блок даних, але доставляти його через мережу декільком одержувачам. Таким чином, багатопунктового адресація забезпечує ефективну транспортування повідомлень протоколу маршрутизації і процедур резолюції адреси, які зазвичай повинні бути надіслані одночасно у багато пунктів призначення.

Також протокол Frame Relay підтримує глобальну адресацію (факультативну).

Вона наділяє ідентифікатори зв'язку глобальним, а не локальним значенням, дозволяючи їх використання для ідентифікації визначеного інтерфейсу з мережею FrameRelay. Глобальна адресація робить мережу FrameRelay схожою на LAN в термінах адресації; отже, протоколи резолюції адреси діють в Frame Relay точно так, як вони працюють в LAN.

У мережах Frame Relay використовується просте управління потоком даних (факультативне).

Забезпечує механізм управління потоком XON / XOFF, який можна застосувати до всього інтерфейсу FrameRelay. Він призначений для тих пристроїв, вищі рівні яких не можуть використовувати біти повідомлення про перевантаження і які потребують певному рівні управління потоком даних.

Формати блоку даних

Формат блоку даних зображено на Рис. 1.1. Прапори (flags) обмежують початок і кінець блоку даних. За відкривають прапорами йдуть два байти адресної (address) інформації. 10 бітів із цих двох байтів складають ідентифікацію (ID) фактичної ланцюга (звану скорочено DLCI від "datalinkconnectionidentifier").



Рис. 1.1. Формат кадру Frame Relay

Центром заголовку FrameRelay є 10-бітове значення DLCI. Воно ідентифікує ту логічний зв'язок, яка мультиплексируются у фізичний канал. У базовому режимі адресації (тобто не розширеному доповненнями LMI), DLCI має логічне значення; це означає, що кінцеві усторойство на двох протилежних кінцях зв'язку можуть використовувати різні DLCI для звернення до однієї і тієї ж зв'язку. На рис. 1.2 представлений прикладвикористання DLCI при адресації відповідно до нерозширення Frame Relay.

Рис. 1.2 Мережа Frame Relay

Рис. 1.2 передбачає наявність двох ланцюгів PVC: одна між Aтлантой і Лос-Анджелесом, і друга між Сан Хосе і Піттсбургом. ЛосАнджелес може звертатися до своєї PVC з Атлантою, використовуючи DLCI = 12, у той час як Атланта звертається до цієї ж самої PVC, використовуючи DLCI = 82. Аналогічно, Сан Хосе може звертатися до своєї PVC з Піттсбургом, використовуючи DLCI = 62. Мережа використовує внутрішні патентовані механізми підтримки двох логічно значимих ідентифікаторів PVC різними.

У кінці кожного байта DLCI знаходиться біт розширеного адреси (ЕА). Якщо цей біт одиниця, то поточний байт є останнім байтом DLCI. В даний час всі реалізації використовують двубайтовий DLCI, але присутність бітів ЕА означає, що може бути досягнуто угоду про використання в майбутньому більш довгих DLCI.

Біт C / R, наступний за самим значущим байтом DLCI, в даний час не використовується.

І нарешті, три біта в двубайтовом DLCI є полями, пов'язаними з управлінням перевантаженням. Біт "Повідомлення про явно вираженої перевантаження в прямому напрямку" (FECN) встановлюється мережею FrameRelay у блоці даних для того, щоб повідомити DTE, приймає цей блок даних, що у тракті від джерела до місця призначення мала місце перегрузка. Біт "Повідомлення про явно вираженої прегрузке у зворотному напрямку" (BECN) встановлюється мережею FrameRelay в блоках даних, що переміщаються в напрямку, протилежному тому, в якому переміщаються блоки даних, які зустріли перевантажений тракт. Суть цих бітів полягає в тому, що свідчення FECN або BECN можуть бути просунуті в якій-небудь протокол вищого рівня, який може вжити відповідні дії з управління потоком. Біти FECN корисні для протоколів вищих рівнів, які використовують управління потоком, контрольованим користувачем, в той час як біти BECN є значущими для тих протоколів, які залежать від управління потоком, контрольованим джерелом ("emitter-controlled").

Біт "прийнятності відкидання" (DE) встановлюється DTE, щоб повідомити мережі FrameRelay про те, що який-небудь блок даних має більш низьке значення, ніж інші блоки даних і повинен бути відкинутий раніше інших блоків даних у тому випадку, якщо мережа починає відчувати брак в ресурсах. Тобто він являє собою дуже простий механізм пріоритетів. Цей біт зазвичай встановлюється тільки в тому випадку, коли мережа перевантажена.

1.1.2 Формат повідомлень LMI

Вище був описаний базовий формат протоколу FrameRelay для перенесення блоків даних користувача. Розроблена консорціумом специфікація FrameRelay також включає процедури LMI. Повідомлення LMI відправляються в блоках даних, які характеризуються DLCI, специфічним для LMI (визначеним у специфікації консорціуму як DLCI = 1023). Формат повідомлень LMI представлений на Рис. 1.3.

рис 1.3

В повідомленнях LMI заголовок базового протоколу такий же, як у звичайних блоках даних. Фактичне повідомлення LMI починається з чотирьох мандатних байтів, за якими слід змінне число інформаційних елементів (IE). Формат та кодування повідомлень LMI базуються на стандарті ANSI T1S1.

Перший з мандатних байтів (unnumberedinformationindicator-індикатор непронумеровані інформації) має той самий формат, що й індикатор блоку непронумеровані інформації LAPB (UI) з бітом P / F, встановленим на нуль. Детальна інформація про LAPB дається в розділі "Рівень 2" Глави 13 "Х.25". Наступний байт називають "дискримінатор протоколу" (protocoldiscriminator); він встановлений на величину, яка вказує на "LMI". Третій мандатний байт (callreference-посилання на звернення) завжди заповнений нулями.

Останній мандатний байт є полем "типу сполучення" (messagetype). Визначено два типи повідомлень. Повідомлення "запит про стан" (statusenquiry) дозволяють пристроям користувача робити запити про стан мережі. Повідомлення "стан" (status) є відповіддю на повідомлення-запити про стан. Повідомлення "продовжуйте працювати" (keepalives) (посилають через лінію зв'язку для підтвердження того, що обидві сторони повинні продовжувати вважати зв'язок діючої) та повідомлення про стан PVC є прикладами таких повідомлень; це загальні властивості LMI, які повинні бути частиною будь-якої реалізації, відповідної специфікації консорціуму.

Повідомлення про стан і запити про стан спільно забезпечують перевірку цілісності логічного та фізичного каналів. Ця інформація є критичною для оточень маршрутизації, тому що алгоритми маршрутизації приймають рішення, які базуються на цілісності каналу.

За полем типу повідомлень слідують декілька Iе. Кожне Iе складається з одно-байтового ідентифікатора Iе, поля довжини Iе і одного або більше байтів, які містять фактичну інформацію.

На додаток до загальних характеристик LMI існують кілька факультативних доповнень LMI, які надзвичайно корисні в оточенні міжмережевого про "єднання. Першим важливим факультативним доповненням LMI є глобальне адресація. Як вже зазначалося раніше, базова (недополненная) специфікація FrameRelay забезпечує тільки значення поля DLCI, які ідентифікують ланцюга PVC з локальним значенням. У цьому випадку відсутні адреси, які ідентифікують мережеві інтерфейси або вузли, з'єднані з цим інтерфейсів. Оскільки ці адреси не існують, вони не можуть бути виявлені за допомогою традиційної техніки виявлення і резолюції адреси. Це означає, що за нормальної адресації Frame Relay повинні бути

складено статистичні картки, щоб повідомляти маршрутизаторам, які DLCI використовувати для виявлення віддаленого пристрою і пов'язаного з ним міжмережевого адреси.

Доповнення у вигляді глобальної адресації дозволяє використовувати ідентифікатори вузлів. При використанні цього Розширення значення, вставлені в полі DLCI блоку даних, є глобально значущими адресами індивідуальних пристроїв кінцевого користувача (наприклад, маршрутизаторів). Реалізація даного принципу представлена на Рис.1.4.



Рис. 1.4 Мережа Frame Relay

Необхідно зазначити, що кожен інтерфейс, зображений на Рис.1.4, має свій власний ідентифікатор. Припустимо, що Піттсбург повинен відправити блок даних у Сан Хосе. Ідентифікатором Сан Хосе є число 12, тому Пітттсбург поміщає величину "12" у полі DLCI і відправляє блок даних у мережу FrameRelay. У точці виходу з мережі вміст поля DLSI змінюється мережею на 13, щоб відобразити вузол джерела блоку даних. Т.К. інтерфейс кожного маршрутизатора має індивідуальну величину, як у ідентифікатора його вузла, окремі пристрої можуть бути помітні. Це забезпечує адаптується маршрутизацію в складних середовищах.

Глобальна адресація забезпечує значні переваги у великих комплексних единенную мережах, тому що в цьому випадку маршрутизатори сприймають мережа FrameRelay на її периферії як звичайну LAN. Немає ніякої необхідності змінювати протоколи вищих рівнів для того, щоб використовувати всі переваги, забезпечувані їх можливостями.

1.1.3 Групова адресація (multicasting)

Іншою цінною факультативною характеристикою LMI є багатопунктова адресація. Групи багатопунктової адресації позначаються послідовністю з чотирьох зарезервованих значень DLCI (від 1019 до 1022). Блоки даних, що відправляються яким-небудь пристроєм, що використовують один з цих зарезервованих DLCI, тіражірутся мережею і вирушають у всі вихідні точки групи з даними позначенням. Доповнення про багатопунктової адресації визначає також повідомлення LMI, що повідомляють пристрою користувача про цей додаток, ліквідації та наявності групи з багатопунктового адресацією.

У мережах, що використовують переваги динамічної маршрутизації, маршрутна інформація повинна обмінюватися між великим числом маршрутизаторов. Маршрутизоваані повідомлення можуть бути ефективно відправлені шляхом використання блоків даних з DLCI багатопунктового адресації. Це забезпечує відправку повідомлень в конкретні групи маршрутизаторів.

Отже, Frame Relay є досить вигідним рішенням проблем пов'язаних зі створенням мереж, тому що він здатний розбивати один потік(тобто фізичне з'єднання) на декілька логічних нічим не гірше від простих.

1.2. Технологія побудови комп'ютерних мереж FastEthernet

FastEthernet - специфікація IEЕЕ 802.3 u офіційно прийнята 26 жовтня 1995 визначає стандарт протоколу канального рівня для мереж працюють при використанні як мідного, так і волоконно-оптичного кабелю із швидкістю 100Мб / с. Нова специфікація є спадкоємицею стандарту EthernetIEЕЕ 802.3, використовуючи такий же формат кадру, механізм доступу до середовища CSMA / CD і топологію зірка. Еволюція торкнулася кількох елементів конфігурації засобів фізичного рівня, що дозволило збільшити пропускну здатність, включаючи типи застосовуваного кабелю, довжину сегментів і кількість концентраторів.



Рівнева структура Fast Ethernet

Рис. 1.6 Рівнева структура Fast Ethernet

Підрівень керування логічним зв'язком (LLC)

У специфікації IEEE 802.3 u функції канального рівня розбиті на два підрівня: управління логічної зв'язком (LLC) і рівня доступу до середовища (MAC), який буде розглянуто нижче. LLC, функції якого визначені стандартом IEEE 802.2, фактично забезпечує взаємозв'язок з протоколами більш високого рівня, (наприклад, з IP або IPX), надаючи різні комунікаційні послуги:

Сервіс без встановлення з'єднання і підтверджень прийому. Простий сервіс, який не забезпечує управління потоком даних або контролю помилок, а також не гарантує правильну доставку даних.

Обслуговування з встановленням з'єднання. Абсолютно надійний сервіс, який гарантує правильну доставку даних за рахунок встановлення з'єднання з системою-приймачем до початку передачі даних і використання механізмів контролю помилок і управління потоком даних.

Сервіс без встановлення з'єднання з підтвердженнями прийому. Середній по складності сервіс, який використовує повідомлення підтвердження прийому для забезпечення гарантованої доставки, але не встановлює з'єднання до передачі даних.

На передавальній системі дані, передані вниз від протоколу Мережевого рівня, спочатку інкапсулюються підрівнем LLC. Стандарт називає їх ProtocolDataUnit (PDU, протокольний блок даних). Коли PDU передається вниз подуровню MAC, де знову обрамляється заголовком і постінформаціей, з цього моменту технічно його можна назвати кадром. Для пакета Ethernet це означає, що кадр 802.3 крім даних Мережевого рівня містить трехбайтовий заголовок LLC. Таким чином, максимально допустима довжина даних у кожному пакеті зменшується з 1500 до 1497 байтів.

Заголовок LLC складається з трьох полів:

DSAP (1 байт) DestinationServiceAccessPoint - точка доступу до сервісу системи - одержувача вказує, в якому місці буферів пам'яті системи-одержувача слід розмістити дані пакета.

SSAP (1 байт) SourceServiceAccessPoint - точка доступу до сервісу системи - джерела виконує такі ж функції для джерела даних, розміщених в пакеті, на передавальній системі.

Поле управління (1 або 2 байти) вказує на тип сервісу, необхідного для даних в PDU і функцій пакету. У залежності від того, який сервіс потрібно надати, поле управління може бути довжиною 1 або 2 байти.

У деяких випадках кадри LLC відіграють незначну роль у процесі мережевого обміну даними. Наприклад, в мережі, де TCP / IP поряд з іншими протоколами, єдина функція LLC може полягати в наданні можливості кадрів 802.3 містити заголовок SNAP, подібно Ethertype вказує протокол Мережевого рівня, якому повинен бути переданий кадр. У цьому випадку всі PDULLC задіють ненумерований інформаційний формат. Однак інші високорівневі протоколи вимагають від LLCболее розширеного сервісу.

Наприклад, сесії NetBIOS і декілька протоколів NetWare використовують сервіси LLC з встановленням з'єднання більш широко.

Заголовок SNAP

Приймаючій системі необхідно визначити, який з протоколів Мережевого рівня повинен отримати вхідні дані. У пакетах 802.3 в рамках PDULLC застосовується ще один протокол, званий Sub - NetworkAccessProtocol (SNAP, протокол доступу до подсетям).

Тема SNAP має довжину 5 байт і розташовується безпосередньо після заголовка LLC в поле даних кадру 802.3, як показано на малюнку. Заголовок містить два поля.

Код організації. Ідентифікатор організації або виробника - це 3-байтове поле, яке приймає таке ж значення, як перші 3 байти МАС-адреси відправника в заголовку 802.3.

Локальний код. Локальний код - це поле завдовжки 2 байти, котра функціонально еквівалентно полю Ethertype в заголовку Ethernet II.

Підурівень узгодження

Як було сказано раніше FastEthernet це еволюціонував стандарт. MAC розрахований на інтерфейс AUI, необхідно перетворити для інтерфейсу MII, використовуваного в FastEthernet, для чого і призначений цей підрівень.

Керування доступом до середовища (MAC)

Кожний вузол в мережі Fast Ethernet має контроллер доступу до середовища (Media AccessController - MAC). MAC має ключове значення в FastEthernet і має три призначення: визначає, коли вузол може передати пакет; пересилає кадри рівню PHY для перетворення в пакети і передачі в середу; * отримує кадри з рівня PHY і передає обробляє їх програмного забезпечення (протоколів та додатків). *

Найважливішим з трьох призначень MAC є перше. Для будь-якої мережевої технології, яка використовує загальну середу, правила доступу до середовища, що визначають, коли вузол може передавати, є її основною характеристикою. Розробкою правил доступу до середовища займаються декілька комітетів IЕЕЕ. Комітет 802.3, часто іменований комітетом Ethernet, визначає стандарти на ЛВС, в яких використовуються правила під назвою CSMA / CD (CarrierSenseMultipleAccesswithCollisionDetection - множинний доступ з контролем несучої і виявленням конфліктів).

CSMS / CD є правилами доступу до середовища як для Ethernet, так і для FastEthernet. Саме в цій області дві технології повністю збігаються.

Оскільки всі вузли в FastEthernet спільно використовують одну й ту ж середу, передавати вони можуть лише тоді, коли настає їхня черга. Визначають цю чергу правила CSMA / CD.

Контролер MACFastEthernet, перш ніж приступити до передачі, прослуховує несучу. Несуча існує лише тоді, коли інший вузол веде передачу. Рівень PHY визначає наявність несучої і генерує повідомлення для MAC. Наявність несучої говорить про те, що середовище зайнята і слухає вузол (або вузли) повинні поступитися передавальному.

MAC, що має кадр для передачі, перш ніж передати його, повинен почекати певний мінімальний проміжок часу після закінчення попереднього кадру. Цей час називається межпакетной щілиною (IPG, interpacketgap) і продовжується 0,96 мікросекунди, тобто десяту частину від часу передачі пакету звичайної Ethernet зі швидкістю 10 Мбіт / с (IPG - єдиний інтервал часу, завжди визначається в мікросекундах, а не в часі біта ).

Після закінчення пакета 1 всі вузли ЛВС зобов'язані почекати протягом часу IPG, перш ніж зможуть передавати. Часовий інтервал між пакетами 1 і 2, 2 і 3 на рис. 2 - це час IPG. Після завершення передачі пакету 3 жоден вузол не мав матеріалу для обробки, тому часовий інтервал між пакетами 3 і 4 довше, ніж IPG.

Всі вузли мережі повинні дотримуватися цих правил. Навіть якщо на сайті є багато кадрів для передачі і цей вузол є єдиним передають, то після пересилки кожного пакету він повинен почекати протягом, принаймні, часу IPG.

Саме в цьому полягає частина CSMA правил доступу до середовища FastEthernet. Коротше кажучи, багато вузлів мають доступ до середовища і використовують несучу для контролю її зайнятості.

У ранніх експериментальних мережах застосовувалися саме ці правила, і такі мережі працювали дуже добре. Тим не менше, використання лише CSMA призвело до виникнення проблеми. Часто два вузли, маючи пакет для передачі і прочекавши час IPG, починали передавати одночасно, що призводило до спотворення даних з обох сторін. Така ситуація називається колізією (collision) чи конфлікт.

Для подолання цієї перешкоди ранні протоколи використовували досить простий механізм. Пакети ділилися на дві категорії: команди і реакції. Кожна команда, передана вузлом, вимагала реакції. Якщо протягом деякого часу (званого періодом тайм-ауту) після передачі команди реакція на неї не була отримана, то вихідна команда подавалася знову. Це могло відбуватися по кілька разів (гранична кількість тайм-аутів), перш ніж передавальний вузол фіксував помилку.

Ця схема могла прекрасно працювати, але лише до певного моменту. Виникнення конфліктів призводила до різкого зниження продуктивності (вимірюваної звичайно у байтах за секунду), тому що вузли часто простоювали в очікуванні відповідей на команди, ніколи не досягають пункту призначення. Перевантаження мережі, збільшення кількості вузлів безпосередньо пов'язані із зростанням числа конфліктів і, отже, зі зниженням продуктивності мережі.

Проектувальники ранніх мереж швидко знайшли рішення цієї проблеми: кожен вузол повинен встановлювати факт втрати переданого пакета шляхом виявлення конфлікту (а не чекати реакції, яка ніколи не піде). Це означає, що втрачені у зв'язку з конфліктом пакети повинні бути негайно передані знову до закінчення часу тайм-ауту. Якщо вузол передав останній біт пакета без виникнення конфлікту, значить, пакет переданий успішно.

Оскільки FastEthernet може використовувати різний тип кабелю, то для кожного середовища потрібно унікальне попереднє перетворення сигналу. Перетворення також потрібно для ефективної передачі даних: зробити передається код стійким до перешкод, можливим втратам, або спотворень окремих його елементів (бодів), для забезпечення ефективної синхронізації тактових генераторів на передавальною або приймальній стороні.

Подуровень кодування (PCS)

Кодує / декодує дані надходять від / до рівня MAC з використанням алгоритмів 4B/5B або 8B/6T.

Підрівні фізичного приєднання та залежності від фізичного середовища (PMА та PMD)

Підрівні РМА та PMD здійснюють зв'язок між підрівнем PSC і інтерфейсом MDI, забезпечуючи формування згідно з методом фізичного кодування: NRZI або MLT-3.

Підрівень автопереговорів (AUTONEG)

Підрівень автопереговорів дозволяє двом взаємодіючим портів автоматично вибирати найбільш ефективний режим роботи: дуплексний або напівдуплексний 10 або 100 Мб / с.

1.3 Протоколи IGRP і EIGRP

IGRP - це внутрішній протокол маршрутизації шлюзу, розроблений фірмою Cisco, для роботи з протоколами TCP/IP і OSI (Комплект протоколів взаємозв'язку відкритих систем) в мережах Internet.

Перша версія протоколу IGRP була розроблена в 1986 році і почала успішно розповсюджуватися. Вона розглядалася як внутрішній протокол шлюзу (IGP), але також широко застосовувалася як зовнішній протокол шлюзу для маршрутизації між доменами. IGRP заснована на технології маршрутизації дистанційних векторів. Суть підходу полягає в тому, що кожному маршрутизатору не потрібно знати всі взаємозв'язки всієї мережі. Кожен маршрутизатор оголошує пункти призначення за допомогою відповідної дистанції. Кожен маршрутизатор, отримуючи інформацію, коректує дистанцію і передає її сусіднім маршрутизаторам (сусідам).

Дистанційна інформація в IGRP представляється як цілий набір відомостей: смуга пропускання, час затримки, коефіцієнт завантаження і надійність зв'язку. Це дозволяє точно настроювати характеристики зв'язку для вибору оптимальних шляхів.

EIGRP - це покращена версія IGRP. У цьому протоколі так само, як і в IGRP, використовується технологія дистанційних векторів, і основна дистанційна інформація залишається колишньою. Але властивості конвергенції і ефективність роботи цього протоколу значно покращувані. Протокол EIGRP передбачає модернізацію архітектури мережі із збереженням засобів, вкладених в розробку мережі на базі протоколу IGRP.

Технологія конвергенції грунтується на науково-дослідних розробках, що проводяться компанією SRI International. Результатом робіт з'явився Розподілений оновлюваний алгоритм (DUAL), вживаний для отримання незалежних циклів в кожен момент процесу розрахунку маршруту. Це дає можливість погоджувати за часом всі маршрутизатори, залучені в зміну топології. Маршрутизатори, яких не торкнулася зміна топології, не залучаються до процесу перерахунку. Час конвергенції по алгоритму DUAL значно менший, ніж в будь-яких інших існуючих протоколах маршрутизації.

Протокол EIGRP розширений і може виступати як протокол, не залежний від протоколів мережевого рівня, що дозволяє за допомогою алгоритму DUAL підтримувати інші групи протоколів.

IGRP є протоколом внутрішніх роутерів (IGP) з вектором відстані. Протоколи маршрутизації з вектором відстані вимагають від кожного роутера відправлення через певні інтервали часу всім сусіднім роутерам всій або частини своєї маршрутної таблиці в повідомленнях про коректування маршруту. У міру того, як маршрутна інформація розповсюджується по мережі, роутери можуть обчислювати відстані до всіх вузлів об'єднаної мережі.

Протоколи маршрутизації з вектором відстані часто протиставляють протоколам маршрутизації з указанням стану каналу, які відправляють інформацію про локальне з'єднання у всі вузли об'єднаної мережі. GRP використовує комбінацію (вектор) показників. Затримка об'едіненной мережі (internetwork delay), ширина смуги (bandwidth), надійність (reliability) і навантаження (load) - всі ці показники враховуються у вигляді коефіцієнтів при ухваленні маршрутного рішення. Адміністратори мережі можуть встановлювати чинники ваговитості для кожного з цих показників. IGRP використовує або встановлені адміністратором, або встановлювані за умовчанням ваговитості для автоматичного розрахунку оптимальних маршрутів.

IGRP передбачає широкий діапазон значень для своїх показників. Наприклад, надійність і навантаження можуть приймати будь-яке значення в інтервалі від 1 до 255, ширина смуги може приймати значення, що відображають швидкості пропускання від 1200 до 10 гігабіт в секунду, тоді як затримка може приймати будь-яке значення від 1-2 до 24-го порядку. Широкі діапазони значень показників дозволяють проводити задовільне регулювання показника у мережі з великим діапазоном зміни характеристик продуктивності. Найважливішим є те, що компоненти показників об'єднуються по алгоритму, який визначає користувач. В результаті адміністратори мережі можуть робити вплив на вибір маршруту, покладаючись на свою інтуїцію.

Для забезпечення додаткової гнучкості IGRP вирішує багато трактову маршрутизацію. Дубльовані лінії з однаковою шириною смуги можуть пропускати окремий потік трафіку циклічним способом з автоматичним перемиканням на другу лінію, якщо перша лінія виходить з ладу. Декілька трактів можуть також використовуватися навіть в тому випадку, якщо показники цих трактів різні. Наприклад, якщо один тракт в три рази краще за інше завдяки тому, що його показники в три рази нижче, то кращий тракт використовуватиметься в три рази частіше. Тільки маршрути з показниками, які знаходяться в межах певного діапазону показників якнайкращого маршруту, використовуються для багато трактової маршрутизації.

IGRP володіє рядом характеристик, призначених для підвищення своєї стабільності. До їх числа входять тимчасове утримування змін, розщеплені горизонти і коректування відміни. Тимчасове утримування змін використовується для того, щоб перешкодити регулярним повідомленням про коректування незаконно відновити в правах маршрут, який можливо був зіпсований. Коли який-небудь роутер виходить з ладу, сусідні роутери виявляють це через відсутність регулярного надходження запланованих повідомлень. Далі ці роутери обчислюють нові маршрути і відправляють повідомлення про коректування маршрутизації, щоб інформувати своїх сусідів про дану зміну маршруту. Результатом цієї діяльності є запуск цілої хвилі коректувань, які фільтруються через мережу. Приведені в дію коректування поступають в кожен мережевий пристрій не одночасно. Тому можливо, що який-небудь пристрій, який ще не було оповіщено про несправність в мережі, може відправити регулярне повідомлення про коректування (вказуючи, що який-небудь маршрут, який тільки що відмовив, все ще вважається справним) в інший пристрій, який тільки що отримав повідомлення про дану несправність в мережі. В цьому випадку останній пристрій тепер міститиме (і можливо, рекламувати) неправильну інформацію про маршрутизацію. Команди про тимчасове утримування змін наказують роутерам утримувати протягом деякого періоду часу будь-які зміни, які можуть вплинути на маршрути. Період утримування змін зазвичай розраховується так, щоб він був більше періоду часу, необхідного для коректування всієї мережі відповідно до якої-небудь зміни маршрутизації.

Розщеплені горизонти

Поняття про розщеплені горизонти виникає з того факту, що ніколи не буває корисним відправляти інформацію про який-небудь маршрут назад в том напрямі, з якого вона прийшла. Для ілюстрації цього положення розглянемо рисунку 1.8.



Рис. 1.8 Відправка інформації

Роутер 1 (R1) спочатку оголошує, що у нього є якийсь маршрут до мережі А. Роутеру 2 (R2) немає підстав включати цей маршрут в своє коректування, що відправляється в R1, оскільки R1 ближче до мережі А. У правилі про розщеплені горизонти мовиться, що R2 повинен виключити цей маршрут незалежно від того, які коректування він відправляє в R1.

Правило про розщеплені горизонти допомагає запобігати зацикленню маршрутів. Наприклад, розглянемо випадок, коли інтерфейс R1 з мережею А відмовляє. Без розщеплених горизонтів R2 продовжував би інформувати R1, що він може потрапити в мережу А (через R1!). Якщо R1 не має в своєму розпорядженні достатнього інтелекту, він дійсно може вибрати маршрут, пропонований R2, як альтернатива своєму прямому з'єднанню, що відмовило, що приводить до утворення маршрутної петлі. І хоча утримування змін повинне перешкодити цьому, в IGRP реалізовані також розщеплені горизонти, оскільки вони забезпечують додаткову стабільність алгоритму.

Тоді як розщеплені горизонти повинні перешкоджати зацикленню маршрутів між сусідніми роутерами, коректування відміни маршруту призначені для боротьби з крупнішими маршрутними петлями. Збільшення значень показників маршрутизації зазвичай указує на появу маршрутних петель. В цьому випадку посилаються коректування відміни, щоб видалити цей маршрут і перевести його в стан утримування. У реалізації IGRP компанії Cisco коректування відміни відправляються в тому випадку, якщо показник маршруту збільшується на коефіцієнт 1.1 або більш.

IGRP забезпечує ряд таймерів і змінних, що містять тимчасові інтервали. Сюди входять таймер коректування, таймер недіючих маршрутів, період часу утримування змін і таймер відключення. Таймер коректування визначає, як часто повинні відправлятися повідомлення про коректування маршрутів. Для IGRP значення цієї змінної, що встановлюється за умовчанням, рівні 90 сек. Таймер недіючих маршрутів визначає, скільки часу повинен чекати роутер за відсутності повідомлень про коректування якого-небудь конкретного маршруту, перш ніж об'явити цей маршрут недіючим. Час за умовчанням IGRP для цієї змінної в три рази перевищує період коректування. Змінна величина часу утримування визначає проміжок часу утримування. Час за умовчанням IGRP для цієї змінної в три рази більше періоду таймера коректування, плюс 10 сек. І нарешті, таймер відключення указує, скільки часу повинно пройти перш, ніж який-небудь роутер повинен бути виключений з маршрутної таблиці. Час за умовчанням IGRP для цієї величини в сім разів перевищує період коректування маршрутизації.

Обчислення метрики

Для характеристики маршрутів протокол IGRP використовує набір параметрів (метрик), що забезпечує значну гнучкість при математичному описі лінії зв'язку. На базі цих параметрів обчислюється так звана складена метрика, яка і визначає, наскільки хороший той або інший маршрут. Для обчислення складеної метрики використовується наступна формула:

[(K1/Be) + (K2*D)]*R

де K1 і K2 - константи; Bе - ефективна ширина смуги пропускання каналу зв'язку (Be = Bu (1-n), де Bu - ширина смуги пропускання не завантаженого каналу, а N - ступінь його завантаженості); D - топологічна затримка; R - величина, що характеризує надійність каналу.K1 і K2 фактично є ваговими коефіцієнтами, що визначають важливість величин ширини смуги пропускання і затримки. Значення цих коефіцієнтів залежать від типу обслуговування, що запрошується для пакету. Насправді обчислення складеної метрики набагато простіше, ніж це може показатися, дивлячись на приведену вище формулу. Якщо два маршрутизатори сполучено через свої послідовні порти, то при обчисленні метрики ширина смуги пропускання за умовчанням приймається рівною 1,544 Мбіт/с (швидкість лінії T1). Для лінії T1 алгоритм IGRP використовує величину загального часу затримки, рівну 21 мс. За умовчанням значення K1, K2 і R вважаються рівними 10 000 000, 100 000 і 1 відповідно. При цьому незалежно від реальної пропускної спроможності лінії, ми отримуємо метрику, рівну 8576 для кожного з'єднання через послідовний порт. Значення метрики можна дізнатися, використовуючи команду "Show ip route A.b.c.d", де A.b.c.d - IP- адрес пристрою на іншому кінці послідовної лінії зв'язку. Щоб відобразити реальну смугу пропускання, доступну для з'єднання, значення метрики можна змінити за допомогою відповідної команди. Кращим вважається шлях з найменшою метрикою. Якщо ж декілька шляхів мають однакову метрику, то трафік розподіляється рівномірно між ними. Ця функціональна можливість протоколу IGRP вимагає деякої обережності при проектуванні мережі. Якщо протоколи канального або транспортного рівнів зберігають порядок проходження пакетів, то все добре. Але, наприклад, за наявності декількох маршрутів для пересилки пакетів User Datagram Protocol (UDP) за допомогою протоколу Frame Relay згадана властивість IGRP може викликати проблему, оскільки ні Frame Relay, ні UDP не гарантують збереження порядку проходження пакетів. В цьому випадку вирішити виниклу проблему можна перейшовши на використання транспортного протоколу Transmission Control Protocol (TCP).

Компоненти роботи протоколу EIGRP

Протокол EIGRP складається з чотирьох основних компонентів:

Виявлення/Відновлення сусіда (Сусіднє

Відкриття/Оновлення)

Надійний транспортний протокол (Надійний Транспортний Протокол)

Блок кінцевих станів алгоритму подвійне число (Подвійний Обмежений Державний Апарат)

Модулі, залежні від протоколів (Модулі Утриманця Протоколу)

Виявлення/Відновлення сусіда - це процес, використовуваний маршрутизатором для динамічного розпізнавання інших маршрутизаторів в мережах, до яких вони безпосередньо підключені. Маршрутизатори повинні також розпізнавати відсутність доступу до сусіда або припинення його роботи. Цей процес забезпечується за допомогою посилки маленьких пакетів вітань (Привіт), при цьому непродуктивні витрати вельми незначні. Поки маршрутизатор отримує пакети Привіт, він може визначати, що його сусід функціонує нормально. Як тільки це визначено, сусід може здійснювати обмін інформацією, що маршрутизується.

Надійний транспортний протокол відповідає за гарантовану, впорядковану доставку пакетів EIGRP всім сусідам. Він підтримує різнотипну передачу пакетів як в режимі мультивідправки, так і одиночної відправки. Одні пакети EIGRP повинні передаватися з великим ступенем надійності, для інших це зовсім необов'язково. Для підвищення ефективності надійність надається тільки у разі потреби. Наприклад, в мережі з мультидоступом і можливостями мультивідправки, такий як Ethernet, немає потреби посилати пакети, що підвищують надійність, Привіт всім сусідам індивідуально. Тому EIGRP посилає в режимі мультивідправки один пакет,привіт, з вказівкою (записаним в пакеті), що інформує одержувачів, що прийом цього пакету не потрібно підтверджувати. Інші типи пакетів, наприклад Модифікація (Оновлення), вимагають підтвердження отримання, що і указується в пакеті. Надійний транспортний протокол забезпечений засобами швидкої передачі пакетів в режимі мультивідправки в тому випадку, якщо непідтверджені пакети чекають відправки. Такі засоби допомагають не збільшувати час конвергенції за наявності каналів зв'язку, що працюють з різною швидкістю.

Блок кінцевих станів алгоритму подвійне число реалізує процес ухвалення рішень для розрахунків всіх маршрутів. Блок відстежує всі маршрути, оголошені всіма сусідами. Дистанційна інформація - це показник, який використовується алгоритмом подвійне число для вибору ефективних шляхів, що не містять циклів. Алгоритм подвійне число вибирає маршрути, які включаються в таблицю маршрутизації, засновану на принципі вірогідних подальших елементів. Подальший елемент - це сусідній маршрутизатор, використовуваний для передачі пакетів і найдешевший шлях, що має, до пункту призначення, при гарантії, що такий шлях не є частиною циклу маршрутизації. Коли немає вірогідних подальших елементів, але є сусіди, що оголошують пункт призначення, необхідно проводити перерахунок. При цьому визначається новий подальший елемент. Час перерахунку впливає на загальний час конвергенції. І хоча перерахунок не вимагає інтенсивного використання процесора, прагніть уникати їх без необхідності. При зміні топології алгоритм подвійне ЧИСЛО перевіряє наявність вірогідних подальших елементів. Якщо вони присутні, алгоритм використовує все, які виявляє, щоб запобігти зайвим пересчета. Детальніше вірогідні подальші елементи будуть розглянуті нижче.

Модулі, залежні від протоколів, - відповідають за мережевий рівень і обробляють вимоги специфічних протоколів. Наприклад, модуль IP-EIGRP відповідає за відправку і отримання пакетів EIGRP, інкапсульованих в протокол IP. Модуль IP-EIGRP відповідає за аналіз (розбиття на компоненти) пакетів EIGRP і повідомлення алгоритму подвійне ЧИСЛО про отримання нової інформації. IP-EIGRP звертається до алгоритму подвійне ЧИСЛО за ухваленням рішень об маршрутизації, результати яких зберігаються в IP-таблице маршрутизації. IP-EIGRP відповідає за перерозподіл маршрутів, виявлених іншими IP-протоколами маршрутизації.

Формати пакетів.

Протокол використовує п'ять типів пакетів:

Hello/ack(nowledgment) (Вітання/Підтвердження)

Update (Оновлення)

Query (Запит)

Reply (Відгук)

Request (Запит-вимога)

Як наголошувалося вище, пакети Hello прямують в режимі мультивідправки для виявлення/відновлення сусіда. Їм не вимагається підтвердження. Пакети Hello, що не містять даних, також використовується як підтвердження. Пакети підтверджень (Acks) завжди посилаються в режимі одиночної відправки і містять ненульовий номер підтвердження. Пакети оновлень (Update) використовуються для передачі параметрів пунктів призначення. Коли виявляється новий сусід, йому посилаються пакети Update, щоб він міг створити свою таблицю топології. В цьому випадку пакети Update посилаються в режимі одиночної відправки. У інших випадках, наприклад, при зміні вартості зв'язку, пакети Update посилаються в режимі мультіотправки. Пакети Update завжди передаються за допомогою Надійного транспортного протоколу. Пакети запитів (Query) і відгуків (Reply) посилаються, коли маршрути призначень переходять в активний стан. Пакети Query завжди посилаються в режимі мультивідправки, за винятком тих випадків, коли вони прямують у відповідь на отриманий запит. В цьому випадку запит посилається в режимі одиночної відправки назад подальшому елементу, що створив первинний запит. Пакети Reply завжди посилаються у відповідь на запит Query, щоб оповістити що запрошує про те, що переходити в активний стан не потрібно, оскільки той, що відкликається має в своєму розпорядженні вірогідні подальшими елементами. Пакети Reply посилаються в режимі одиночної відправки що запрошує. Як пакети Query, так і пакети Reply передаються за допомогою Надійного транспортного протоколу. Пакети запитів-вимог Request використовуються для отримання специфічної інформації від одного або декількох сусідів. Пакети Request використовуються прикладними додатками маршрутних серверів. Пакети Request можуть посилатися в режимі мультивідправки і одиночної відправки. Пакети Request передаються без використання Надійного транспортного протоколу.

У протоколі EIGRP існує визначення внутрішніх і зовнішніх маршрутів. Внутрішні маршрути - це маршрути, породжені автономною системою (AS) протоколу EIGRP. Тому мережа, підключена безпосередньо і конфігурована для роботи з протоколом EIGRP, розглядається як внутрішній маршрут, і інформація про це розповсюджується по всій автономній системі протоколу EIGRP.

Зовнішні маршрути - це маршрути, які розпізнаються іншим протоколом маршрутизації або постійно зберігаються в таблиці маршрутизації як статичні маршрути. Такі маршрути тегируються індивідуально ідентично їх походженню.

Зовнішні маршрути тегируються з наступною інформацією:

- Ідентифікатор маршрутизатора EIGRP, який перерозподіляє маршрут.

- Номер автономної системи AS, де постійно зберігається маршрут.

- Що конфігурується тег адміністратора.

- Ідентифікатор зовнішнього протоколу.

- Показник із зовнішнього протоколу.

- Бітові прапори для маршрутизації за умовчанням.

Як приклад припустимо, що у нас є автономна система AS з трьома граничними маршрутизаторами. Граничний маршрутизатор - це маршрутизатор, який працює більш ніж з одним протоколом маршрутизації. Система AS користується протоколом EIGRP як протокол маршрутизації. Припустимо, що два граничні маршрутизатори Br1 і Br2 використовують OSPF (Відкритий протокол переваги найкоротшого шляху), а третій Br3 - RIP (Протокол маршрутизації для мереж Tcp/ip).Маршрути, розпізнавані одним з граничних маршрутизаторів Br1, можуть умовно перерозподілятися в EIGRP. Це означає, що протокол EIGRP, що виконується на Br1, оголошуватиме маршрути OSPF усередині своєї власною AS. При цьому він оголошуватиме маршрут і тегирувати його як пізнаний маршрут OSPF з показником, рівним показнику таблиці маршрутизації маршруту OSPF. Ідентифікатор маршрутизатора буде встановлений = Br1. Маршрут EIGRP передаватиметься іншим граничним маршрутизаторам.

Припустимо, що Br3 - граничний маршрутизатор протоколу RIP - також оголошує ті ж пункти призначення, що і Br1. Тому Br3 перерозподіляє маршрути протоколу RIP в автономну систему AS протоколу EIGRP. Після цього маршрутизатор Br2 володіє достатньою інформацією для визначення: точки входу маршруту в систему AS, використовуваного початкового протоколу маршрутизації і показника.

Далі, адміністратор мережі міг задати значення тегов специфічним пунктам призначення при перерозподілі маршруту. Br2 може скористатися будь-яким варіантом наступної інформації: 1) користуватися маршрутом або 2) переназвати його, повернувшись в OSPF.

Використання тегирування маршруту в протоколі EIGRP може надати адміністраторові мережі гнучкий стратегічний контроль і допомогти набудувати маршрутизацію відповідно до потреб користувачів.

Тегирування маршрутів - особливо корисно в транзитних автономних системах, в яких протокол EIGRP зазвичай взаємодіє з протоколами маршрутизації між доменами, що забезпечує здійснення глобальніших стратегій. Тегировання допомагає проводити маршрутизацію для розширюваних стратегій.

Режим сумісності. Протокол EIGRP забезпечує сумісність і повна взаємодія з маршрутизаторами IGRP. Це важлива властивість, оскільки користувачі можуть отримувати переваги від обох протоколів. Сумісність дозволяє користувачам не призначати "особливий день" для переходу на протокол EIGRP. Протокол EIGRP можна зробити доступним на стратегічних пунктах, не перериваючи роботу в протоколі IGRP. За допомогою автоматичного механізму перерозподілу маршрути IGRP імпортуються в EIGRP і навпаки. Оскільки показники обох протоколів направлено трансльовані, вони легко рахуються, неначебто вони були маршрутами, породженими у власних автономних системах. Крім того, маршрути IGRP розглядаються як зовнішні маршрути протоколу EIGRP, тому доступні можливості тегирування для настройки маршрутів користувачів. За умовчанням маршрути IGRP мають вищий пріоритет, ніж маршрути EIGRP. Таку установку можна змінити за допомогою команди конфігурації, для чого не треба перезапускати процес маршрутизації.