Основні операції
При старті протокол RIP висилає повідомлення до всіх сусідів (через UDP-порт 520), запитуючи про копії таблиць раутінгу сусідів. Це повідомлення є запитом (команда=1) із сімейством адрес 0 та метрикою 16. Сусідні раутери відповідаютьпересиланням копій своїх таблиць раутінгу.
Коли RIP працює в активному режимі, він висилає всю свою таблицю раутінгу або її частину до всіх сусідніх раутерів (через широкомовні повідомлення або висилаючи їх через зв’язки “пункт-пункт”). Це здійснюється кожних 30 с. Таблиця раутінгу висилається як відповідь (команда=2, навіть коли не було запиту).
Коли RIP виявляє зміну метрики, він повідомляє про це інші раутери.
Коли RIP приймає відповідь, контролюється правильність повідомлення і локальна таблиця раутінгу при потребі модифікується. Для покращення характеристик і надійності RIP визначає, що як тільки раутер (або станція) отримав маршрут від іншого раутера, то він повинен зберігати цей маршрут, доки не отримає кращий (із строго меншою вартістю). Це запобігає коливаннм маршрутів між двома або більше шляхами з однаковою вартістю.
Коли раутер прийняв запит, інший ніж для отримання повної таблиці, то відповідь на цей запит повертається із метрикою для кожного входу, встановленою на значення із локальної таблиці раутінгу. Якщо такий маршрут відсутній в локальній таблиці, то метрика встановлюється рівною 16.
Маршрути RIP, отримані від інших раутерів, стають нечинними, якщо вони не будуть повторно оголошені протягом 180 с (6 циклів широкомовних повідомлень RIP. Коли маршрут стає нечинним, то його метрика встановлюється рівною 16 (невизначена), нечинність маршруту повідомляється сусідам даного раутера і після наступних 60 с маршрут видаляється із локальної таблиці раутінгу.
Обмеження протоколу riPv1
Протокол RIPv1 має такі особливі обмеження:
Максимальне значення метрики дорівнює 16, що означає недосяжність мережі. Тому RIP є неадекватним протоколом для великих мереж, тобто таких, де лічильник стрибків може перевищувати значення 15.
RIPv1 не підтримує мережеві маски змінної довжини. У повідомленнях RIPv1 нема параметра, який визначав би мережеву маску, пов’язану з IP-адресою.
RIPv1 не має властивостей для того, щоб модифікації таблиць раутінгу походили від авторизованих раутерів. Він не є захищеним протоколом.
RIPv1 використовує тільки фіксовані метрики для порівняння альтернативних маршрутів. Він непридатний у ситуаціях, коли маршрути повинні бути змінені на підставі параметрів реального часу, таких як виміряна затримка, надійність або завантаженість.
Протокол залежить від підрахунку до безмежності при розв’язанні певних непридатних ситуацій. Як описано раніше, розв’язання петель може вимагати великого часу (якщо частота модифікацій обмежена) або більшої ширини смуги (якщо модифікації пересилаються при виявленні змін). При збільшенні області раутінгу нестабільність алгоритму “вектор-відстань” при змінах топології виявляється все більше. RIP визначає механізми для мінімізації проблеми підрахунку до безмежності (що описане нижче), що дозволяє застосовувати RIP у більших областях раутінгу, але існує можливість, що цей протокол може бути нездатний вирішити це завдання. Не існує визначеної верхньої межі, але практичний максимальний розмір області раутінгу залежить від частоти змін у топології, її деталей і визначається максимальним прийнятним часом для стабілізації раутінгу.
Стабільність. RIP визначає ряд характеристик, які вводяться для того, щоб його операції були більш стабільними при швидких змінах топології мережі. Вони включають обмеження лічильника стрибків, закріплення, розділення горизонту і заборону зворотніх модифікацій.
Обмеження лічильника стрибків. RIP обмежує максимальне значення лічильника стрибків до 15. Кожне призначення, яке потребує понад 15 стрибків, позначається як недосяжне. Це максимальне значення лічильника стрибків дуже обмежує використання RIP у великих об’єднаннях мереж, але запобігає проблемі, відомій як підрахунок до безмежності при появі петель раутінгу. Проблема підрахунку до безмежності ілюстрована на 3.54.
Р
ис.
3.54.
Проблема підрахунку до безмежності.
Розглянемо випадок, коли зв’язок a між раутером 1 та мережею A відмовив. Раутер R1 перевіряє свою інформацію і встановлює, що раутер R2 має сполучення із одним стрибком до мережі A. Оскільки R1 знає, що він безпосередньо сполучений із R2, то R1 інформує про двострибковий шляхдо мережі A і починає маршрутувати весь трафік до мережі A через R2. Це створює петлю раутінгу, бо R2 бачить, що R1 може з’єднатися із мережею A через два стрибки і модифікує вхід у власній таблиці раутінгу так, що він вказує на тристрибковий шлях до мережі A. Цей процес може продовжуватися в петлі раутінгу до безмежності або доки не досягнеться зовнішнє граничне обмеження. Таким зовнішнім обмеженням є максимальне значення лічильника стрибків. При перевищення значення 15 маршрут позначається як недосяжний, а потім видаляється із таблиці.
Закріплення. Закріплення використовується для запобігання регулярним модифікаційним повідомленням від недоречних поновлень маршрутів, які стали невірними. Коли маршрут переривається, то сусідні раутери виявляють це, обчислюють нові маршрути і пересилають свої повідомлення про модифікацію раутінгу, щоб проінформувати сусідів про зміни маршрутів. Ця діяльність викликає хвилю модифікацій раутінгу, яка просочується через мережу. Модифікації осягають довільний мережевий пристрій не миттєво. Тому можливо, що пристрій, який повинен бути інформований про відмову в мережі, продовжує висилати регулярні повідомлення (відзначаючи, що маршрут, який вже фактично перервався, залишається дійсним) до пристрою, який вже повідомлений про відмову маршруту. У цьому випадку останній пристрій знову продовжує повідомляти некоректну інформацію про раутінг.
Закріплення (hold-down) повідомляє раутери про утримання на певний період часу від будь-яких змін, які могли б вплинути на недавно видалені маршрути. Період закріплення звичайно обчислюється так, щоб він був більшим від часу, необхідного для модифікації цілої мережі у зв’язку із зміною раутінгу. Закріплення запобігає виникненню проблеми підрахунку до безмежності.
Розділення горизонту. Розділення горизонту випливає з факту непридатності пересилання інформації щодо маршруту в напрямку, зворотньому до того, звідки вона прийшла. Наприклад, розглянемо 3.55.
Р
ис.
3.55.
Розділення горизонту.
Правило розділення горизонту допомагає запобігти виникненню петлі раутінгу мвж двома вузлами. Наприклад, розглянемо випадок, коли зв’язок через інтерфейс R1 до мережі A перерваний. Без розділення горизонту R2 продовжує інформувати R1, що R2 може пересилати інформацію до мережі A через R1. Якщо R1 не має достатнього інтелектуального забезпечення, то він може тепер спийняти маршрут від R2 як альтернативний до його перерваного безпосереднього зв’язку, викликавши цим появу петлі раутінгу. Хоч закріплення може запобігти цьому, однак розділення горизонту забезпечує додаткову стабільність алгоритму.
Заборона зворотніх модифікацій. Якщо розділення горизонту може запобігти виникненню петлі раутінгу між суміжними раутерами, то заборона зворотніх модифікацій (poison reverse updates) введена для виключення довгих петель раутінгу. Ідея полягає в збільшенні метрики, яка вказує на петлі раутінгу. Такі модифікаційні повідомлення висилаються для вилучення таких маршрутів і закріплення цього.
Розділення горизонту із забороною зворотніх модифікацій. Як вказано вище, проблема підрахунку до безмежності обумовлена тим фактом, що раутери A і C втягнені у взаємний обман. Кожен раутер вважає, що він здатний досягнути раутер D через другий. Цьому можна запобігти через більш дбайливе ставлення до того, яка інформація висилається. Зокрема, ніколи не варто вимагати досяжності мережі призначення через сусіда, від якого отриманий маршрут (тобто не використовувати зворотні маршрути). Схема розділення горизонту із забороною зворотніх модифікацій включає маршрути у модифікації, які висилаються до раутера, від якого ці маршрути були отримані, але встановлює їх метрику на безмежність. Якщо два раутери мають маршрути, які вказують раутери один на одного, то оголошення зворотніх маршрутів з метрикою 16 негайно перериває маршрутну петлю. Якщо зворотні маршрути просто не оголошуються (цю схему називають простим розділенням горизонту), то помилкові маршрути можуть бути вилучені через очікування на блокування за часом (timeout). Заборона зворотніх модифікацій має недолік: вона збільшує обсяг повідомлень раутінгу.
Модифікації із зовнішнім запуском. Розділення горизонту із забороною зворотніх модифікацій може запобігти виникненню будь-якої петлі раутінгу , яка включає тільки два раутери. Однак, все ще можлива схема, коли три раутери втягнені у взаємний обман. Наприклад, раутер A може вважати, що він має маршрут через раутер B, B через C і C через A. Ця ситуація не може бути розв’язана з використанням розділення горизонту. Така петля може бути розв’язана тільки тоді, коли метрика досягне значення “безмежність” і мережа або станція використають це, оголосивши про недосяжність. Модифікації із зовнішнім запуском повинні прискорити цю збіжність. Коли раутери змінюють метрику для маршрутів, то вимагається, щоб вони негайно висилали модифікаційні повідомлення, навіть коли ще не наступив момент висилання регулярного повідомлення. Протокол RIP визначає малий час затримки в межах 1..5 секунд з метою уникнення надлишкового мережевого трафіку, викликаного модифікаціями із зовнішнім запуском.