Адаптация RIP-маршрутизаторов к изменениям состояния сети

К новым маршрутам RIP-маршрутизаторы приспосабливаются просто — они передают новую информацию в очередном сообщении своим соседям и посте­пенно эта информация становится известна всем маршрутизаторам сети. А вот к изменениям, связанным с потерей какого-либо маршрута, RIP-маршрутизаторы адаптируются сложнее. Это связано с тем, что в формате сообщений протокола RIP нет поля, которое бы указывало на то, что путь к данной сети больше не су­ществует.

Для уведомления о том, что некоторый маршрут недействителен, используются два механизма:

□ истечение времени жизни маршрута;

□ указание специального (бесконечного) расстояния до сети, ставшей недос­тупной.

Механизм истечения времени жизни маршрута основан на том, что каждая запись таблицы маршрутизации (как и записи таблицы продвижения моста/ коммутатора), полученная по протоколу RIP, имеет время жизни (TTL). При поступлении очередного RIP-сообщения, которое подтверждает справедливость данной записи, таймер TTL устанавливается в исходное состояние, а затем из него каждую секунду вычитается единица. Если за время тайм-аута не придет новое сообщение об этом маршруте, он помечается как недействительный.

Время тайм-аута связано с периодом рассылки векторов по сети. В протоколе RIP IP период рассылки выбран равным 30 секундам, а в качестве тайм-аута вы­брано шестикратное значение периода рассылки, то есть 180 секунд. Шестикрат­ный запас времени нужен для уверенности в том, что сеть действительно стала недоступной, а не просто произошли потери RIP-сообщений (а это возмож­но, так как протокол RIP использует транспортный протокол UDP, который не обеспечивает надежной доставки сообщений). Если какой-либо маршрутизатор отказывает, переставая слать своим соседям сообщения о сетях, которые можно достичь через него, то через 180 секунд все записи, порожденные этим мар­шрутизатором, станут недействительными у его ближайших соседей. После это­го процесс повторится уже для соседей ближайших соседей — они вычеркнут по­добные записи уже через 360 секунд.

Как видно, сведения о недоступных через отказавший маршрутизатор сетях рас­пространяются по сети не очень быстро. В этом заключается одна из причин вы­бора в качестве периода рассылки небольшой величины в 30 секунд. Механизм тайм-аута работает в тех случаях, когда маршрутизатор не может послать сосе­дям сообщение об отказавшем маршруте, так как либо он сам неработоспособен, либо неработоспособна линия связи, по которой можно было бы передать сооб­щение.

Когда же сообщение послать можно, RIP-маршрутизаторы используют прием, заключающий в указании бесконечного расстояния до сети, ставшей недоступной. В протоколе RIP бесконечным условно считается расстояние равным 16 хопов. Получив сообщение, в котором расстояние до некоторой сети равно 16 (или 15, что приводит к тому же результату, так как маршрутизатор наращивает получен­ное значение на 1), маршрутизатор должен проверить, исходит ли эта «плохая» информация о сети от того же маршрутизатора, сообщение которого послужило в свое время основанием для записи о данной сети в таблице маршрутизации. Если это тот же маршрутизатор, то информация считается достоверной и мар­шрут помечается как недоступный.

То, что за «бесконечное» расстояние принято столь небольшое число, вызвано тем, что в некоторых случаях отказы связей в сети вызывают длительные перио­ды некорректной работы RIP-маршрутизаторов, выражающейся в зацикливании пакетов в петлях сети. И чем меньше расстояние, используемое в качестве «бес­конечного», тем такие периоды короче.

Пример

Рассмотрим случай зацикливания пакетов на примере сети, изображенной на рис. 19.15. Пусть маршрутизатор R1 обнаружил, чго его связь с непосредственно подключенной сетью 201.36.14.0 потеряна (например, но причине отказа интерфейса 201.36.14.3). Мар­шрутизатор R1 отмечает в своей таблице маршрутизации, что сеть 201.36.14.0 недос­тупна. В худшем случае он обнаружит это сразу же после отправки очередных RIP-co- общений, так что до начала нового цикла его объявлений, в котором он должен сообщить соседям, что расстояние до сети 201.36.14.0 стало равным 16, остается почти 30 секунд. Каждый маршрутизатор работает на основании своего внутреннего таймера, не син­хронизируя работу но рассылке объявлений с другими маршрутизаторами. Поэтому весьма вероятно, маршрутизатор R2 опередит маршрутизатор R1 и передаст ему свое сообщение раньше, чем R1 успеет передать новость о недостижимости сети 201.36.14.0. А в этом сообщении имеются данные, порожденные записью в таблице маршрутиза­ции R2 (табл. 19.5).

Эта запись, полученная от маршрутизатора R1, была корректна до отказа интерфейса 201.36.14.3; теперь она устарела, но маршрутизатор R2 об этом не знает.

Далее маршрутизатор R1 получает новую информацию о сети 201.36.14.0 — эта сеть достижима через маршрутизатор R2 с метрикой 2. Раньше R1 также получал эту ин­формацию от R2, но игнорировал ее, так как его собственная метрика для 201.36.14.0 была лучше. Теперь R1 должен принять данные о сети 201.36.14.0, полученные от R2, и заменить запись в таблице маршрутизации о недостижимости этой сети (табл. 19.6)-

В результате в сети обртуется маршрутная петля: пакеты, направляемые узлам сети 201.36.14.0, станут передаваться маршрутизатором R2 маршрутизатору R1, а маршру- гизатор R1 будет возвращать их маршрутизатору R2. IP-пакеты будут циркулировать по этой петле до тех пор, пока не истечет время жизни каждого пакета. Рассмотрим периоды времени, кратные времени жизни записей в таблицах маршрутизаторов.

Время 0-180 с. После отказа интерфейса в маршрутизаторах R1 и R2 будут сохра­няться некорректные записи. Маршрутизатор R2 по-прежнему снабжает маршрутиза­тор R1 своей записью о сети 201.36.14.0 с метрикой 2, так как ее время жизни не ис­текло. Пакеты зацикливаются.

Время 180-360 с. В начале этого периода у маршрутизатора R2 истекает время жизни записи о сети 201.36.14.0 с метрикой 2, так как маршрутизатор R1 в предыдущий пе­риод посылал ему сообщения о сети 201.36.14.0 с худшей метрикой, чем у R2, и оии не могли подтверждать эту запись. Теперь маршрутизатор R2 принимает от маршрутиза­тора R1 запись о сети 201.36.14.0 с метрикой 3 и трансформирует ее в запись с метри­кой 4. Маршрутизатор R1 не получает новых сообщений от маршрутизатора R2 о сети 201.36.14.0 с метрикой 2, поэтому время жизни его записи начинает уменьшаться. Па­кеты продолжают зацикливаться.

Время 360-540 с. Теперь у маршрутизатора R1 истекает время жизни записи о сети 201.36.14.0 с метрикой 3. Маршрутизаторы R1 и R2 опять меняются ролями — R2 снабжает R1 устаревшей информацией о пути к сети 201.36.14.0, уже с метрикой 4, ко­торую R1 преобразует в метрику 5. Пакеты продолжают зацикливаться.

Если бы в протоколе RIP не было выбрано расстояние 16 в качестве недостижимого, то описанный процесс длился бы бесконечно (вернее, пока не была бы исчерпана раз­рядная сетка поля расстояния, и при очередном наращивании расстояния было бы за­фиксировано переполнение).

В результате маршрутизатор R2 на очередном этане описанного процесса получает от маршрутизатора R1 метрику 15, которая после наращивания, превращаясь в метри­ку 16, фиксирует недостижимость сети. Период нестабильной работы сети длился 36 минут!

Ограничение в 15 хопов сужает область применения протокола RIP до сетей, в которых число промежуточных маршрутизаторов не может быть больше 15. Для более масштабных сетей нужно применять другие протоколы маршрутиза­ции, например OSPF, или разбивать сеть на автономные области.

Приведенный пример хорошо иллюстрирует главную причину нестабильности маршрутизаторов, работающих по протоколу RIP. Эта причина коренится в са­мом принципе работы дистанционно-векторных протоколов — использовании информации, полученной из «вторых рук». Действительно, маршрутизатор R2 передает маршрутизатору R1 информацию о достижимости сети 201.36.14.0, за достоверность которой.он сам не отвечает.

ПРИМЕЧАНИЕ -----------------------------------------------------------------------------------------------------

Не следует думать, что при любых отказах интерфейсов и маршрутизаторов в сетях возни­кают маршрутные петли. Если бы маршрутизатор R1 успел передать сообщение о недости­жимости сети 201.36.14.0 раньше ложной информации маршрутизатора R2, то маршрут­ная петля не образовалась бы. Так что маршрутные петли даже без дополнительных методов борьбы с ними возникают в среднем не более чем в половине потенциально воз­можных случаев.