Протоколы обміну маршрутної інформацією стека TCP/IP

Протоколы обміну маршрутної інформацією стека TCP/IP.

Все протоколи обміну маршрутної інформацією стека TCP/IP ставляться до класу адаптивних протоколів, які у своє чергу діляться на дві групи, кожна гілка яких пов’язане одним із наступних типів алгоритмів:

дистанционно-векторный алгоритм (Distance Vector Algorithms, DVA), алгоритм стану зв’язків (Link State Algorithms, LSA).

В алгоритми дистанционно-векторного типу кожен маршрутизатор періодично і широкомовно розсилає через мережу вектор відстаней від до всіх відомих йому мереж. Під відстанню зазвичай розуміється число проміжних маршрутизаторів якими пакет має відбутися колись, ніж потрапить у відповідну мережу. Може вживатись і інша метрика, враховує як число перевалочних пунктів, а й час проходження пакетів зв’язку між сусідніми маршрутизаторами. Отримавши вектор від сусіднього маршрутизатора, кожен маршрутизатор додає щодо нього інформацію про відомі йому інших мережах, про що їх дізнався безпосередньо (якщо вони під'єднані до його портам) або з аналогічних оголошень інших маршрутизаторів, та був знову розсилає нове значення вектора через мережу. У кінців-кінців, кожен маршрутизатор дізнається інформацію про наявні в интерсети мережах і відстані перед тим через сусідні маршрутизатори.

Дистанционно-векторные алгоритми добре працюють лише у невеликих мережах. У великих мережах вони засмічують лінії зв’язку інтенсивним широкомовним трафіком, при цьому зміни конфігурації можуть відпрацьовуватися у цій алгоритму який завжди коректно, оскільки маршрутизатори немає точного ставлення до топології зв’язків у мережі, а мають лише узагальненої інформацією — вектором дистанцій, при цьому отриманої через посередників. Робота маршрутизатора в відповідність до дистанционно-векторным протоколом нагадує роботу мосту, оскільки точної топологічної картини мережі такий маршрутизатор немає.

Наиболее поширеним протоколом, заснованим на дистанционно-векторном алгоритмі, є протокол RIP.

Алгоритмы стану зв’язків забезпечують кожен маршрутизатор інформацією, достатньої для побудови точного графа зв’язків мережі. Усі маршрутизатори працюють виходячи з однакових графів, що робить процес маршрутизації стабільнішим до змін конфігурації. Широковещательная розсилання використовується тут лише за змінах стану зв’язків, що відбувається у надійних мережах нечасто.

Для здобуття права зрозуміти, що не стані перебувають лінії зв’язку, підключені його портам, маршрутизатор періодично обмінюється короткими пакетами відносини із своїми найближчими сусідами. Цей трафік також широкомовний, але циркулює тільки між сусідами і тому так засмічує мережу.

Протоколом, заснованим на алгоритмі стану зв’язків, в стеці TCP/IP є протокол OSPF.

Дистанционно-векторный протокол RIP

Протокол RIP (Routing Information Protocol) є одне із найстаріших протоколів обміну маршрутної інформацією, але він досі надзвичайно поширений у обчислювальних мережах. Крім версії RIP для мереж TCP/IP, є також версія RIP для мереж IPX/SPX компанії Novell.

В цьому протоколі все мережі мають номери (спосіб освіти номери залежить від що у мережі протоколу мережного рівня), проте маршрутизатори — ідентифікатори. Протокол RIP широко використовує поняття «вектор відстаней ». Вектор відстаней є набір пар чисел, є номерами мереж, і відстанями перед тим в хопах.

Вектора відстаней итерационно поширюються маршрутизаторами через мережу, і за кілька кроків кожен маршрутизатор має даних про досяжних йому мережах і відстанях перед тим. Якщо зв’язку з будь-якої мережею обривається, то маршрутизатор відзначає цей факт тим, що привласнює елементу вектора, відповідному відстані до цієї мережі, максимально можливе значення, що має спеціальний сенс — «зв'язку немає «. Таким значенням в протоколі RIP є число 16.

На малюнку 8.1 наведено приклад мережі, що з шести маршрутизаторів, мають ідентифікатори від 1 доі з 6 мереж із A до F, освічених прямими зв’язками типу «точка-точка » .

.

Рис. 8.1. Обмін маршрутної інформацією за протоколом RIP

На малюнку приведено початкова інформація, у топологічної базі маршрутизатора 2, і навіть інформація у цій самій базі після двох ітерацій обміну маршрутними пакетами протоколу RIP. Після певної кількості ітерацій маршрутизатор 2 знатиме про відстанях до всіх мереж интерсети, причому у нього може бути кілька альтернативних варіантів відправки пакета до неї призначення. нехай у прикладі мережею призначення є мережу D.

При необхідності відправити пакет до мережі D маршрутизатор переглядає свою базі даних маршрутів і вибирає порт, має найменше відстані до мережі призначення (у разі порт, зв’язуючий його з маршрутизатором 3).

Для адаптацію зміни стану зв’язків і устаткування з кожним записом таблиці маршрутизації пов’язаний таймер. Якщо під час тайм-ауту прийде нове повідомлення, що підтверджує цей маршрут, він видаляється з маршрутної таблиці.

При використанні протоколу RIP працює евристичний алгоритм динамічного програмування Беллмана-Форда, і рішення, знайдене з його допомогою не оптимальним, а близькими до оптимальному. Перевагою протоколу RIP є його обчислювальна простота, а вадами — збільшення трафіку при періодичної розсилання широкомовних пакетів і неоптимальность знайденого маршруту.

На малюнку 8.2 показаний випадок нестійкою роботи мережі за протоколом RIP за зміни конфігурації - відмову лінії зв’язку маршрутизатора M1 з мережею 1. При працездатному стані цьому разі в таблиці маршрутів кожного маршрутизатора є запис про мережі з номером 1 і відповідатиме відстанню досяжна.

.

Рис. 8.2. Приклад нестійкою роботи мережі під час використання протоколу RIP

При обриві в зв’язку зі мережею 1 маршрутизатор М1 зазначає, що відстань до цієї мережі прийняло значення 16. Однак, отримавши кілька днів від маршрутизатора М2 маршрутне повідомлення у тому, чого від нього до мережі 1 відстань становить дві хопа, маршрутизатор М1 нарощує цей період на 1 і відзначає, що мережа 1 досяжним через маршрутизатор 2. Через війну пакет, готовий до мережі 1, циркулюватиме між маршрутизаторами М1 і М2 до того часу, поки не мине час зберігання записи про мережі 1 в маршрутизаторе 2, і не передасть цю інформацію маршрутизатору М1.

Для винятку недопущення схожих ситуацій маршрутна інформація про відомої маршрутизатору мережі не передається тому маршрутизатору, від якої вона.

Существуют та інші, складніші випадки нестабільного поведінки мереж, використовують протокол RIP, при змін у стані зв’язків чи маршрутизаторів мережі.

Комбінування різних протоколів обміну. Протоколи EGP і BGP мережі Internet

Большинство протоколів маршрутизації, застосовуваних сучасних мережах із комутацією пакетів, ведуть свій походження від мережі Internet і його попередниці - мережі ARPANET. А, щоб зрозуміти їхню призначення та особливості, корисно спочатку познайомиться зі структурою мережі Internet, яка наклала відбиток на термінологію і типи протоколів.

Internet спочатку будувалася як мережу, що об'єднує дуже багато існуючих систем. З початку у її структурі выделяли магистральную сеть (core backbone network), а мережі, приєднані до магістралі, розглядалися як автономні системы (autonomous systems). Магістральна мережу і з автономних систем мали свій власний адміністративне управління економіки й власні протоколи маршрутизації. Загальна схема архітектури мережі Internet показано малюнку 8.3. Далі маршрутизатори називатимуться шлюзами для прямування традиційної термінології Internet.

.

Рис. 8.3. Архітектура мережі Internet

Шлюзы, що використовуються освіти подсетей всередині автономної системи, називаються внутрішніми шлюзами (interior gateways), а шлюзи, з допомогою яких автономні системи приєднуються до магістралі мережі, називаються зовнішніми шлюзами (exterior gateways). Безпосередньо друг з іншому автономні системи б не з'єднувалися. Відповідно, протоколи маршрутизації, використовувані всередині автономних систем, называются протоколами внутрішніх шлюзов (interior gateway protocol, IGP), а протоколи, що визначають обмін маршрутної інформацією між зовнішніми шлюзами і шлюзами магістральної мережі - протоколами зовнішніх шлюзів (exterior gateway protocol, EGP). Усередині магістральної мережі він може використовуватися будь-який власний внутрішній протокол IGP.

Смысл поділу в усій мережі Internet на автономні системи у її багаторівневому поданні, що необхідне будь-якої великої системи, здатної до розширення більше. Внутрішні шлюзи може використати для внутрішньої маршрутизації досить докладні графи перетинів поміж собою, аби вибрати найраціональніший маршрут. Проте, що інформація такої міри деталізації зберігатиметься переважають у всіх маршрутизаторах мережі, то топологічні бази даних так розростуться, що зажадають наявності пам’яті розмірів, а час приймати рішень про маршрутизації неодмінно зросте.

Поэтому детальна топологічна інформація залишається всередині автономної системи, а автономну систему як єдине ціле для решти Internet представляють зовнішні шлюзи, які повідомляють про внутрішній складі автономної системи необхідні відомості - кількість IP-мереж, їх адреси — й внутрішнє відстань до цих мереж із даного зовнішнього шлюзу.

При ініціалізації зовнішній шлюз дізнається унікальний ідентифікатор обслуживаемой їм автономної системи, і навіть таблицю достижимости (reachability table), що дозволяє йому взаємодіяти коїться з іншими зовнішніми шлюзами через магістральну мережу.

Затем зовнішній шлюз починає взаємодіяти за протоколом EGP коїться з іншими зовнішніми шлюзами і обмінюватися із нею маршрутної інформацією, склад якої описаний вище. Через війну, при відправлення пакета з однієї автономної системи до іншої, зовнішній шлюз даної системи виходячи з маршрутної інформації, отриманої від усіх зовнішніх шлюзів, із якими спілкується за протоколом EGP, вибирає найпридатніший зовнішній шлюз і відправляє йому пакет.

В протоколі EGP визначено три основні функції:

встановлення сусідських відносин, підтвердження досяжності сусіда, відновлення маршрутної інформації.

Каждая функція дбає про основі обміну повідомленнями запит-відповідь.

Так як кожна автономну систему працює під медичним наглядом своєї адміністративної штату, та над початком обміну маршрутної інформацією зовнішні шлюзи повинні погодитися за показ такої обмін. Спочатку одне із шлюзів посилає запит встановлення сусідських відносин (acquisition request) другому шлюзу. Якщо той згоден цього, він відповідає повідомленням підтвердження встановлення сусідських відносин (acquisition confirm), і якщо немає - то повідомленням відмови від встановлення сусідських відносин (acquisition refuse), яке містить також причину відмови.

После встановлення сусідських відносин шлюзи починають періодично перевіряти стан досяжності одне одного. Це потрібно або з допомогою спеціальних повідомлень (привет (hello) і Я-услышал-тебя (I-heard-you)), либо встраиванием підтверджує інформації у заголовок звичайного маршрутного повідомлення.

Обмен маршрутної інформацією починається з посилки однією з шлюзів іншому повідомлення запит данных (poll request) про номерах мереж, обслуговуваних іншим шлюзом і відстанях перед тим від цього. Відповіддю це повідомлення служить повідомлення оновлена маршрутна информация (routing update). Если ж запит виявився некоректним, то нього відсилається повідомлення про помилку.

Все повідомлення протоколу EGP передаються на полі даних IP-пакетов. Повідомлення EGP мають заголовок фіксованого формату (малюнок 8.4).

Поля Тип і Код спільно визначають тип повідомлення, а полі Статус — інформацію, яка від типу повідомлення. Поле Номер автономної системи — це номер, призначений тієї автономної системі, до котрої я приєднано даний зовнішній шлюз. Поле Номер послідовності служить для синхронізації процесу запитів і відповідей.

.

Рис. 8.4. Формат повідомлення протоколу EGP

Поле IP-адрес вихідної мережі в повідомленнях запиту й відновлення маршрутної інформації позначає мережу, з'єднуючу два зовнішніх шлюзу (малюнок 8.5).

Сообщение про оновленої маршрутної інформації містить список адрес мереж, які реальні у цій автономної системі. Цей перелік упорядкований по внутрішнім шлюзам, що підключені до початкової сіті й якими реальні дані мережі, а кожного шлюзу він упорядкований за відстанню до кожної досяжною мережі від вихідної мережі, а чи не від цього внутрішнього шлюзу. Наприклад, наведеного малюнку 8.5, зовнішній шлюз R2 у своїй повідомленні вказує, що мережа 4 досяжним з допомогою шлюзу R3 і відстань від її одно 2, а мережу 2 досяжним через шлюз R2 і його відстань одно 1 (а чи не 0, коли б шлюз вимірював її відстань від, як і протоколі RIP).

Протокол EGP має можливість досить багато обмежень, пов’язані з тим, що він розглядає магістральну мережу як одну неподільну магістраль.

Развитием протоколу EGP є протокол BGP (Border Gateway Protocol), має багато з EGP і використовуваний поруч із ним саме в магістралі мережі Internet.

.

Рис. 8.5. Приклад автономної системи

Протокол стану зв’язків OSPF

Протокол OSPF (Open Shortest Path Firs) досить сучасна реалізацією алгоритму стану зв’язків (його прийнято 1991 року) і має багатьма особливостями, орієнтованими застосування у великих гетерогенних мережах.

Протокол OSPF обчислює маршрути в IP-мережах, зберігаючи у своїй інші протоколи обміну маршрутної інформацією.

Непосредственно пов’язані (тобто досяжні без використання проміжних маршрутизаторів) маршрутизатори називаються «сусідами ». Кожен маршрутизатор зберігає інформацію у тому, що не стані на його думку перебуває сусід. Маршрутизатор потрібно було на сусідні маршрутизатори і передає їм пакети даних в тому разі, якщо він упевнений, що вони цілком працездатні. Для з’ясування стану зв’язків маршрутизаторы-соседи досить часто обмінюються короткими повідомленнями HELLO.

Для поширення у мережі даних про стан зв’язків маршрутизатори обмінюються повідомленнями іншого типу. Ці повідомлення називаються router links advertisement — оголошення зв’язки маршрутизатора (точніше, про стан зв’язків). OSPF-маршрутизаторы обмінюються як своїми, а й чужими оголошеннями зв’язки, одержуючи в кінців-кінців інформацію про стан всіх зв’язків мережі. Цю інформацію і утворить граф зв’язків мережі, який, природно, і той для всіх маршрутизаторів мережі.

Кроме інформації про інших сусідів, маршрутизатор у своїй оголошенні перераховує IP-подсети, із якими пов’язаний безпосередньо, тому після отримання інформації про графі зв’язків мережі, обчислення маршруту до кожної мережі виробляється безпосередньо у цій графу за алгоритмом Дэйкстры. Більше точно, маршрутизатор обчислює шлях не дуже до конкретної мережі, а до маршрутизатора, якого ця мережа підключена. Кожен маршрутизатор має унікальний ідентифікатор, який передається в оголошенні про станах зв’язків. Такий їхній підхід дає можливість марнувати IP-адреси на зв’язку типу «точка-точка «між маршрутизаторами, яких не підключені робочі станції.

Маршрутизатор обчислює оптимальний маршрут до кожної адресуемой мережі, але запам’ятовує лише перший проміжний маршрутизатор з кожного маршруту. Таким чином, результатом обчислень оптимальних маршрутів є список рядків, у яких вказується номер сіті й ідентифікатор маршрутизатора, яка хоче переслати пакет з цією мережі. Зазначений список маршрутів і є маршрутної таблицею, але вирахувано він у підставі повної інформації про графі зв’язків мережі, а не часткової інформації, як і протоколі RIP.

Описанный підхід призводить до результату, яка може бути досягнуть під час використання протоколу RIP чи інших дистанционно-векторных алгоритмів. RIP передбачає, що це подсети певної IP-мережі мають і той ж розмір, тобто, що вони можуть потенційно мати однакове число IP-узлов, адреси яких немає перекриваються. Понад те, класична реалізація RIP вимагає, щоб виділені лінії «точка-точка «мали IP-адрес, що зумовлює додатковим затратам IP-адрес.

В OSPF такі вимоги відсутні: мережі може мати різне число хостів і може перекриватися. Під перекриттям розуміється наявність кількох маршрутів лише до й тією самою мережі. І тут адресу мережі в який прийшов пакеті може збігтися з адресою мережі, привласненим кільком портам.

Если адресу належить кільком подсетям базі даних маршрутів, то продвигающий пакет маршрутизатор використовує найбільш специфічний маршрут, то є адресу подсети, котра має понад довгу маску.

Например, якщо робочу групу відгалужується від головною мережі, вона має адресу головною мережі поруч із більш специфічним адресою, обумовлених маскою подсети. При виборі маршруту до хосту в подсети цією радісною робочою групи маршрутизатор знайде двома способами, один для головною сіті й один для робочої групи. Оскільки останній більш специфічний, те він і буде обраний. Цей механізм є узагальненням поняття «маршрут за умовчанням », використовуваного у багатьох мережах.

Использование подсетей з різними кількістю хостів є цілком природним. Наприклад, тоді як будинку чи кампусі кожному поверсі є локальні мережі, і деяких поверхах комп’ютерів більше, ніж інших, то адміністратор може вибрати розміри подсетей, відбивають очікувані вимоги кожного поверху, а чи не відповідні розміру найбільшої подсети.

В протоколі OSPF подсети діляться втричі категорії:

«хост-сеть », що є подсеть вже з адреси, «тупикова мережу », що дає подсеть, підключену лише до однієї маршрутизатору, «транзитна мережу », що дає подсеть, підключену до більш як одному маршрутизатору.

Транзитная мережу для протоколу OSPF особливим випадком. У транзитної мережі кілька маршрутизаторів є взаємно і водночас досяжними. У широкомовних локальних мережах, як-от Ethernet чи Token Ring, маршрутизатор може послати одне повідомлення, яке отримають усі його сусіди. Це зменшує навантаження на маршрутизатор, що він посилає повідомлення визначення існування зв’язку чи оновлені оголошення сусідів. Проте, якщо кожне маршрутизатор перераховуватиме всіх своїх сусідів своїх оголошеннях про інших сусідів, то оголошення займуть велике місце у пам’яті маршрутизатора. При визначенні шляху за адресами транзитної подсети може опинитися багато надлишкових маршрутів до різним маршрутизаторам. На обчислення, перевірку і отбраковку цих маршрутів піде чимало часу.

Когда маршрутизатор починає працювати у вперше (тобто інсталюється), він намагається синхронізувати свою базі даних з усіма маршрутизаторами транзитної локальної мережі, які мають ідентичні бази даних. Для спрощення й оптимізації цього процесу у протоколі OSPF використовується поняття «виділеного «маршрутизатора, який виконує дві функції.

Во-первых, виділений маршрутизатор та її резервний «напарник «є єдиними маршрутизаторами, із якими новий маршрутизатор буде синхронізувати свою базу. Синхронізувавши базу з виділеним маршрутизатором, новий маршрутизатор буде синхронізований з усіма маршрутизаторами даної локальної мережі.

Во-вторых, виділений маршрутизатор робить оголошення про мережевих зв’язках, перераховуючи своїх сусідів по подсети. Інші маршрутизатори просто оголошують про зв’язок з виділеним маршрутизатором. Це оголошення зв’язках (яких багато) більш короткими, розміром із оголошення зв’язки окремої мережі.

Для початку маршрутизатора OSPF потрібен мінімум інформації - IP-конфигурация (IP-адреси і маски подсетей), деяка інформація за умовчанням (default) і команди вмикання. Багатьом мереж інформація за умовчанням дуже схожа. У той самий час протокол OSPF передбачає високий рівень программируемости.

Интерфейс OSPF (порт маршрутизатора, підтримує протокол OSPF) є узагальненням подсети IP. Подібно подсети IP, інтерфейс OSPF має IP-адрес і маску подсети. Якщо хтось порт OSPF має понад, ніж одну подсеть, протокол OSPF розглядає ці подсети бо коли б це вони на різних фізичних інтерфейсах, і обчислює маршрути відповідно.

Интерфейсы, яких підключені локальні мережі, називаються широковещательными (broadcast) інтерфейсами, оскільки вони можуть скористатися широкомовні можливості локальних мереж обмінюватись сигнальною інформацією між маршрутизаторами. Інтерфейси, яких підключені глобальні мережі, котрі підтримують широкомовлення, але щоб забезпечити доступ до багатьох вузлам через одну точку входу, наприклад мережі Х.25 чи frame relay, називаються нешироковещательными інтерфейсами з множинним доступом чи NBMA (non-broadcast multi-access). Вони розглядаються аналогічно широкомовним інтерфейсам крім те, що широковещательная розсилання эмулируется шляхом посилки повідомлення кожному сусідові. Оскільки виявлення сусідів перестав бути автоматичним, як і широкомовних мережах, NBMA-соседи повинні перейматися при конфигурировании вручну. На широкомовних, і на NBMA-интерфейсах може бути задано пріоритети маршрутизаторів у тому, що вони могли вибрати виділений маршрутизатор.

Интерфейсы «точка-точка », подібні PPP, дещо відрізняються традиційної IP-модели. Хоча які й може мати IP-адреси і подмаски, але потреби у цьому.

В простих мережах досить визначити, що пункт призначення можна досягти і знайти маршрут, який задовільним. У складних мережах зазвичай є кілька можливих маршрутів. Іноді хотілося хотів би мати спроби з встановленню додаткових критеріїв для вибирати шлях: наприклад, найменша затримка, максимальна пропускну здатність чи найменша вартість (у мережах зі сплатою за пакет). З цих причин протокол OSPF дозволяє мережному адміністратору призначати кожному інтерфейсу певна кількість, зване метрикою, щоб надати потрібне впливом геть вибір маршруту.

Число, використовуване у ролі метрики шляху, може бути призначена довільним чином за бажання адміністратора. Але з вмовчанням як метрики використовується час передачі біта в десятьох наносекундных одиницях (10 Мб/с Ethernet «у призначається значення 10, а лінії 56 Кб/с — число 1785). Вычисляемая протоколом OSPF метрика шляху є сумою метрик всіх прохідних їсти дорогою зв’язків; це надзвичайно груба оцінка затримки шляху. Якщо маршрутизатор виявляє більш, ніж єдиний шлях до віддаленій подсети, він використовує шлях із найменшої вартістю шляху.

В протоколі OSPF використовується кілька тимчасових параметрів, у тому числі найважливішими є інтервал повідомлення HELLO і інтервал відмови маршрутизатора (router dead interval).

HELLO — це повідомлення, яким обмінюються сусідні, тобто безпосередньо пов’язані маршрутизатори подсети, з метою виявити стан лінії зв’язку й стан маршрутизатора-соседа. У повідомленні HELLO маршрутизатор передає свої робочі параметри у відповідь у тому, кого він розглядає як своїх найближчих сусідів. Маршрутизатори з різними робітниками параметрами ігнорують повідомлення HELLO одне одного, тому не так сконфигурированные маршрутизатори ні проводити роботу мережі. Кожен маршрутизатор шле повідомлення HELLO кожній своїй сусідові по крайнього заходу одного разу протягом інтервалу HELLO. Якщо інтервал відмови маршрутизатора минає без одержання повідомлення HELLO від сусіда, то вважається, що сусід неработоспособен, і поширюється нове оголошення про мережевих зв’язках, щоб у мережі стався перерахунок маршрутів.

Пример маршрутизації за алгоритмом OSPF.

Представим собі одного дня піти з життя транзитної локальної мережі. Нехай ми маємо мережу Ethernet, яка має три маршрутизатора — Джон, Фред і Роб (імена членів робочої групи Internet, котра розробила протокол OSPF). Ці маршрутизатори пов’язані з мережами інших містах з допомогою виділених ліній.

Пусть було відбудовано мережного харчування після збою. Маршрутизатори і комп’ютери перезагружаются і починають працювати через мережу Ethernet. Потому, як маршрутизатори виявляють, що порти Ethernet працюють нормально, вони починають генерувати повідомлення HELLO, що свідчать про їхній присутності у мережі та його конфігурації. Проте маршрутизація пакетів починає здійснюватися не відразу — спочатку маршрутизатори повинні синхронізувати свої маршрутні бази (малюнок 8.6).

.

Рис. 8.6. Гіпотетична мережу з OSPF маршрутизаторами

На протязі інтервалу відмови маршрутизатори продовжують посилати повідомлення HELLO. Коли будь-якої маршрутизатор посилає таке повідомлення, інші його отримують користь відзначають, що у локальної мережі є ще один маршрутизатор. Коли він надсилає таке HELLO, вони перераховують то й свого новий сусід.

Когда період відмови маршрутизатора минає, то маршрутизатор із найвищим пріоритетом і найбільшим ідентифікатором оголошує себе виділеним (а наступний його по пріоритету маршрутизатор оголошує себе резервним виділеним маршрутизатором) й починає синхронізувати свою базі даних коїться з іншими маршрутизаторами.

С цього історичного моменту часу база даних маршрутних оголошень кожного маршрутизатора може містити інформацію, отримані від маршрутизаторів інших локальних мереж або з виділених ліній. Роб, наприклад, мабуть отримав інформацію з Міло і Робіна про їхнє мережах, і може передавати туди пакети даних. Вони містять інформацію свої зв’язках маршрутизатора і оголошення зв’язках мережі.

Базы даних тепер синхронізовані з виділеним маршрутизатором, яким є Джон. Джон підсумовує свою базі даних з кожним базою даних своїх сусідів — базами Фреда, Роба і Джеффа — індивідуально. У кожній синхронизирующейся парі оголошення, знайдені лише у якоюсь однією базі, копіюються до іншої. Виділений маршрутизатор, Джон, поширює нові оголошення серед інших маршрутизаторів своєї локальної мережі. Наприклад, оголошення Міло і Робіна передаються Джону Робом, а Джон своєю чергою передає їх Фреду і Джеффрі. Обмін інформацією між базами триває деяке час, і поки не завершиться, маршрутизатори ні почуватися працездатними. Після цього себе такими вважають, оскільки мають всю доступну інформацію про мережі.

Посмотрим тепер, як Робін обчислює маршрут через мережу. Дві з зв’язків, приєднаних для її портам, представляють лінії T-1, тоді як — лінію 56 Кб/c. Робін спочатку виявляє двох сусідів — Роба з метрикою 65 і Міло з метрикою 1785. З оголошення зв’язках Роба Робін виявив найкращий шлях до Міло зі вартістю 130, й тому він відкинув безпосередній шлях до Міло, оскільки вона пов’язані з більшої затримкою, оскільки проходить через лінії з не меншою пропускної здатністю. Робін також виявляє транзитну локальну мережу з виділеним маршрутизатором Джоном. З оголошень зв’язки Джона Робін дізнається про шляху до Фреду і, нарешті, дізнається про шляху до маршрутизаторам Келлі і Джеффу і до тупиковим мереж.

После того, як маршрутизатори повністю входить у робочий режим, інтенсивність обміну повідомленнями різко падає. Зазвичай він надсилає повідомлення HELLO за своїми подсетям кожні 10 секунд і роблять оголошення стані зв’язків кожні 30 хвилин (якщо виявляються зміни у стані зв’язків, то оголошення передається, природно, негайно). Оновлені оголошення зв’язках служать гарантією те, що маршрутизатор працює у мережі. Старі оголошення видаляються з убозівської бази через певний час.

Представим, проте, що якась виділена лінія мережі відмовила. Приєднані до неї маршрутизатори поширюють свої оголошення, у яких вони не згадують одне одного. Цю інформацію поширюється через мережу, включаючи маршрутизатори транзитної локальної мережі. Кожен маршрутизатор у мережі перераховує свої маршрути, знаходячи, то, можливо, нових шляхів на відновлення втраченого взаємодії.

Сравнение протоколів RIP і OSPF за затратами на широкомовний трафик.

В мережах, де використовується протокол RIP, накладні Витрати обмін маршрутної інформацією суворо фіксовані. Якщо мережі є певна число маршрутизаторів, то трафік, створюваний переданої маршрутної інформацією, описуються формулою (1):

(1) F = (число що оголошувалися маршрутов/25) x 528 (байтів у міжнародному сполученні) x (число копій в одиницю часу) x 8 (бітов в байте).

В мережі з протоколом OSPF завантаження за незмінної стані ліній зв’язку створюється повідомленнями HELLO і оновленими оголошеннями про стан зв’язків, що описується формулою (2):

(2) F = { [ 20 + 24 + 20 + (4 x число сусідів)] x (число копій HELLO в одиницю часу) }x 8 + [(число оголошень x середня площа оголошення) x (число копій оголошень в одиницю часу)] x 8,.

где 20 — розмір заголовка IP-пакета,.

24 — заголовок пакета OSPF,.

20 — розмір заголовка повідомлення HELLO,.

4 — дані кожного сусіда.

Интенсивность посилки повідомлень HELLO — кожні 10 секунд, оголошень про стан зв’язків — щопівгодини. По зв’язкам «точка-точка «чи з широкомовним локальних мереж в одиницю часу посилається лише одне копія повідомлення, по NBMA мереж типу frame relay кожному сусідові посилається своя копія повідомлення. У «тенета frame relay з десятьма сусідніми маршрутизаторами і 100 маршрутами у мережі (мається на увазі, кожен маршрут є окреме OSPF-обобщение про мережевих зв’язках, і що RIP поширює інформацію про всіх таких маршрутах) трафік маршрутної інформації визначається співвідношеннями (3) і (4):

(3) RIP: (100 маршрутів / 25 маршрутів в оголошенні) x 528 x (10 копій / 30 сік) = 5 632 б/д.

(4) OSPF: {[20 + 24 + 20 + (4×10) x (10 копій / 10 сік)] + [100 маршрутів x (32 + 24 + 20) + (10 копій / 30×60 сік]} x 8 = 1 170 б/д.

Как це випливає з отриманих результатів, до нашого гіпотетичного прикладу трафік, створюваний протоколом RIP, майже на п’ять раз интенсивней трафіку, створюваного протоколом OSPF.

Использование інших протоколів маршрутизации.

Случай використання їх у мережі лише протоколу маршрутизації OSPF видається малоймовірною. Якщо мережу прилучена до Internet «у, можуть використовуватися такі протоколи, як EGP (Exterior Gateway protocol), BGP (Border Gateway Protocol, протокол прикордонного маршрутизатора), старий протокол маршрутизації RIP чи власні протоколи виробників.

Когда у мережі починає застосовуватися протокол OSPF, то існуючі протоколи маршрутизації можуть продовжувати використовуватися до того часу, коли будуть повністю замінені. У окремих випадках потрібно буде оголошувати про статичних маршрутах, сконфигурированных вручну.

В OSPF існує поняття автономних систем маршрутизаторів (autonomous systems), які представляють домени маршрутизації, які під загальним адміністративним управлінням і використовують єдиний протокол маршрутизації. OSPF називає маршрутизатор, що з'єднує автономну систему з іншого автономної системою, використовує інший протокол маршрутизації, прикордонним маршрутизатором автономної системи (autonomous system boundary router, ASBR).

В OSPF маршрути (саме маршрути, тобто номери мереж, і відстані перед тим у зовнішній метриці, а чи не топологічна інформація) з однієї автономної системи імпортуються до іншої автономну систему й поширюються з допомогою спеціальних зовнішніх оголошень зв’язки.

Внешние маршрути обробляються протягом двох етапу. Маршрутизатор вибирає серед зовнішніх маршрутів маршрут з найменшої зовнішньої метрикою. Якщо таких більша, ніж 2, то вибирається шлях із меншою вартістю внутрішнього шляху до ASBR.

Область OSPF — це набір суміжних інтерфейсів (територіальних ліній чи каналів локальних мереж). Запровадження поняття «область «служить двом цілям — управлінню інформацією й визначення доменів маршрутизації.

Для розуміння принципу управління інформацією розглянемо мережу, має таку структуру: центральна локальна мережу пов’язані з допомогою 50 маршрутизаторів з велику кількість сусідів через мережі X.25 чи frame relay (малюнок 8.7). Ці сусіди є дуже багато невеликих віддалених підрозділів, наприклад, відділів продажів чи філій банку. Через великого розміру мережі кожен маршрутизатор повинен зберігати дуже багато маршрутної інформації, які мають передаватися перспективами кожного із ліній, і з цих обставин робить дорожчою мережу. Оскільки топологія мережі проста, то велика частину цієї інформації та створюваного нею трафіку немає сенсу.

Для кожного з віддалених філій не потрібно мати детальну маршрутну інформацію про від інших віддалених офісах, особливо, якщо вони взаємодіють переважно з центральними комп’ютерами, пов’язані з центральними маршрутизаторами. Аналогічно, центральним маршрутизаторам не потрібно мати детальну інформацію про топології зв’язку з віддаленими офісами, з'єднаними коїться з іншими центральними маршрутизаторами. У той самий час центральні маршрутизатори потребують інформації, яка потрібна на передачі пакетів наступному центральному маршрутизатору. Адміністратор міг би легко розділити цю мережу більш дрібні домени маршрутизації у тому, щоб обмежити обсяги збереження і передачі лініями зв’язку котра є необхідної інформації. Узагальнення маршрутної інформації є головним метою запровадження областей і в OSPF.

.

Рис. 8.7. Велика мережу з топологією зірка

В протоколі OSPF визначається також прикордонний маршрутизатор області (ABR, area border router). ABR — це маршрутизатор з інтерфейсами у двох чи більш областях, одній із яких є спеціальної областю, званої магістральної (backbone area). Кожна область працює із окремої базою маршрутної інформації та незалежно обчислює маршрути за алгоритмом OSPF. Прикордонні маршрутизатори передають даних про топології області у сусідні області у узагальненої формі - як вирахуваних маршрутів зі своїми вагами. Тож у мережі, розбитою на області, не діє твердження у тому, що це маршрутизатори оперують з ідентичними топологическими базами даних.

Маршрутизатор ABR бере інформацію про маршрутах OSPF, вирахувану лише у області, і транслює їх у іншу область шляхом включення цієї інформацією узагальнену сумарне оголошення (summary) для бази даних іншої галузі. Сумарна інформація описує кожну подсеть області й дає нею метрики. Сумарна інформація можна використовувати трьома способами: для оголошення про окремому маршруті, для узагальнення кількох маршрутів або ж служити маршрутом за умовчанням.

Дальнейшее зменшення вимог до ресурсів маршрутизаторів відбувається у тому випадку, коли область є тупикову область (stub area). Цей атрибут адміністратор мережі може застосувати до будь-якої області, крім магістральної. ABR в тупикової області не поширює зовнішні оголошення чи сумарні оголошення з інших. Натомість він ставить одне сумарне оголошення, яке задовольнятиме будь-який IP-адрес, має номер мережі, відмінний від номерів мереж тупикової області. Це оголошення називається маршрутом за умовчанням. Маршрутизатори тупикової галузі мають інформацію, необхідну лише обчислення маршрутів між собою плюс вказівки у тому, що інші маршрути маємо проходити через ABR. Такий їхній підхід дозволяє зменшити з нашого гіпотетичної мережі кількість маршрутної інформацією віддалених офісах без зменшення здібності маршрутизаторів коректно передавати пакети.