理工学院电子教案李志华

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课时： 书写时间： 教师： 本章节在课程教学中的地位作用及前后联系： 德育目标要求： 知识、技能传授目标要求： 教学重点与难点及解决方法： 教学方法手段实施设计： 作业与辅导设计： 课堂教学小结： 课后札记： 系领导审签： 年 月 日
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在学习了第15章学习了什么是路由、路由的种类和路由表，已经了解到路由的建立对于实现计算 机之间的通信有着至关重要的作用，在此基础上，学习本章的路由选择协议是十分必要的，从中可以掌 握路由选择算法、各种路由选择协议，了解网络之间的通信存在多条路由时，选择一种什么样的机制决 定最佳路由。

第16章 路由选择协议 6 刘正华 1、了解路由选择算法的原则以及主要的算法分类 2、掌握距离向量算法原理，熟悉RIP 协议 3、掌握链路状态算法原理，熟悉OSPF 协议 4、明确自治域系统概念，了解内部网关协议与 外部网关协议的区别。

5、熟悉IGRP 和EIGRP 6、了解BGP 1、距离向量路由算法的工作原理及其易生成环路的工作过程。

2、链路状态算法及OSPF 的自治域系统及其相关属性。

3、IGRP 的稳定性及EIGRP 的快速收敛特性。

1、对比讲解各协议的不同，条理更清晰，学生易于理解。

2、算法的难度系数大，用图形分析法讲解，基本上都能听懂。

辅导课后作业，给出正确答案。

本章算法难度较大，协议的分类多，且内容、特性均不相同，采用图形对比的方法讲解，基本上都能听懂，但内容比较多，学生会认为这是个庞然大物，采用表框图方法进行概括和总结，使知识系统化，这样学生可以逻辑的理解本章的内容，相对容易一些。

复杂的计算过
程，经过反复讲解，
学生们理解了，但很
难清晰的记住，精炼
的总结很重要，最后，
这两种算法，我都分
别用两句话概括。

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或者是经过D，如经过D到A，D告诉A，它到达A的最短路径是3，而A到D的
距离是2，所以
D E(A,D)=C（E,D）+D D（A,W）=2+3=5,其中W为Z的所有直接邻居。

依次类推
可以得到表中经过A B D到达目的节点A B C D的所有值。

然后，从经过邻居到
达目的地的距离中选一个最短的距离作为本节点到网络中的所有目的地最短路径。

如上表所示。

路径因为交换的只是本节点到目的节点的最短路径的长度，而没有表示路径
如何走，所以如图所示，本节点E经过B到达A的距离是14，而不是我们用肉眼
看到的直接走的路径15，即：D E（A B）=14。

距离向量算法的主要数据结构：
每个节点都维护一个距离表（distance table）
D（i,j）=经过j到达i的距离
D（i）=min{D(i,1), D(i,2),…D(i,n)}
一个节点能得到的信息：
●与其直接相连的链路成本（如站段跳数、延迟和吞吐量等）是知道的。

●来自邻接节点，通过交换告诉i它到各节点的信息。

DV算法用一个估算延迟作为性能指标，Bellman-Ford是它的一个版本，是
1965年开发的，BGP ISO的IDRP Novell的IPX和早期的ARPAnet都是采用这种
算法。

首先要进行初始化，得到了自己到直接邻居的最短的距离，然后就把这个
最短的信息交换给邻居，i就处于等待，当出现两种情况，它就要进行迭代的重
新计算。

第一种是得到邻居最短路径成本发生了变化（注意这种变化是可大可小
的）时，则经过该邻居节点到达其余节点的最短路径也会发生变化；第二种情况
是邻居到达一个目的地的最短的粒径发生了变化，显然，经过该邻居到达目的最
短路径也要跟着变化。

算法的操作是同步进行的，所有节点同时接收来自邻居的
消息，计算新的距离表条目，如果有变化就要通知所有邻居，因此这种计算过程
是迭代的并且是异步操作的。

通过迭代重新计算，最后距离达到稳定状态，每个
节点根据获得的距离表，选择最短的路径，构建自己的路由表。

4、距离向量算法存在的问题
链路成本发生变化，好消息传递得快，如下图所示
左边的是Y和Z达到稳定后的路由表，现在如果链路成本发生了变
化，而且是向好的方向变化，即Y到X的距离由原来的4变成了1，Y把这个消
息通告给Z，Z得知Y到X的距离变成了1，而Z到Y的距离是1，于是它就调整
了自己的路由表，由原来的Z经过Y到X的距离5变成了2，Z又把自己的变化
通告给Y,Y得知Z经过Y到X的距离5变成了2，于是它也调制了自己的路由表
，由原来的6调整到3。

显然，这种好消息传递到邻居后，邻居迅速地就调整了
自己的路由表。

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链路成本发生变化，坏消息传递得慢，产生无穷计算的问题,如下图所示。

当Y到X的距离由4变成了60，从最左边的Y和Z 达到稳定状态时的路由
表可知，Y经过Z到达X的距离只有6，显然Y不会再走直达的路径60，而是走
经过Z到X的最短路径6，并把这个消息通告给Z，注意它通告的只是最短距离
的值，Z就要重新计算，Y到X的距离是6，Z到Y的距离是1，于是Z到X的距
离就由原来的5变成了7，并把这一消息通告给Y，Y到Z的距离是1，经过计算
，得到Y经过Z到达X的距离是8，然后Y在把这一消息通告给Z，如此计算下
去，经过44次的迭代，Z才最终得到：Z经过Y到达X的距离很大很大，应该走
直接到X的距离50。

Y得到这个消息后，才选择经过Z到X的距离是51。

坏消
息传播的慢，是一步一步漫延的，这种无穷计算产生的由来关键是各个节点之间
交换的只是最短路径的值，而没有把路径本身的真正的含义交待进去。

比如对于
Z来说，Z到X实际上是经过Y到达的，Y到X的距离发生了变化，Z并不知道，
所以Y和Z之间要迭代很多次才能了解到最终的变化的情况。

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5、解决计算到无穷的方法—水平分裂法
如果Z是经过Y到达X的话，Z就和Y说：它到X的距离是无穷大，免得当
Y发生变化的时候，还选择Z，因为这是本身Y到X的粒径已经不行了。

在稳定状态下（最左列）：Y到X的距离是5，Z到X的距离是50，Z经过Y
到Z的距离是5.Z并没有把这一消息通告Y：我到X的距离是5，而Z通告Y，
我到X的距离是无穷，Y就知道：Y经过Z到达X的距离是无穷大。

当Y到X的距离发生变化，由4变到60时，把这一消息通告Z，Z就计算经
过Y到X的距离是61，显然它要选择最短路径50到X,并把这一消息通告给Y，
Y就计算经过Z到X的距离是51，因为Y是通过Z到达X的，所以Y就通告Z，
它到X的距离是无穷大，这样Z就会更改通过Y到达X的距离。

如下图所示。

6、水平分裂法存在的问题—看一个失败的例子，如下图所示。

图中标明了链路的成本：C到D是1，A B经过C到D的成本是2.根据水平
分裂法的规定，A B经过C到D的最短距离是无穷大，A向C通告到D的距离是
无穷大，但A向B或B向A到达D的距离不是无穷大而是2.
当C与D之间产生故障不可到达时，C的邻居是A和B，A和B向C报告到
D的距离是无穷大，则C不会选择A B到达D,因此C到D是不可大的。

但是，问
题就出来了，因为A到B或B到A通告到达D的距离是2，因此A通过C到达D
不可到达，它就会选择经过B，因为它知道B到D的距离是2，A到B的距离是
1，就修改了距离表是3，同样，B也会修改到达D的距离是3，如此A B把变化
各自交换信息，无穷计算下去，谁也不能到达D。

本教材的内容
、解决计数到无穷问题的方案
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给相邻结点。

但该回送的信息是关于路由中毒的信息。

其他更新信息仍然按照水
平分割规则运行。

如A->E链路中断，那么A获知E不可到达后，在其路由表中
将节点E对应的路由改为无穷大来引发一个路由中毒。

然后A向B和C发生这条
中毒路由更新消息，以阻止其他错误通向E的路由更新消息发往B和C，B和C
会继续向其他结点发送路由中毒，包括向A回发这个中毒信息，这就保证了所有
路由器都可以接收到路由中毒消息。

(4)保持关闭（holddown）---保持关闭用于阻止无效的定期更新消息去恢复
一个不断开闭的路由。

在一条串行链路上路由无效然后又被恢复这是经常发生的
，如果没有方法稳定这种状态的话，网络中将会有大量的路由更新信息，影响会
聚，甚至会导致网络的瘫痪。

a. 为每个已关闭的路由的恢复或为提高下一个最佳路由修改前网络的稳定
性设置一个允许定时器
b. 保持关闭设定的时间段通常大于用某个路由变化消息更新整个网络所需
要的时间
c. 当路由器从临近结点接收到一条更新消息时，保持关闭定时器就开始工
作
d. 定时器停止计时之前，从临近的路由器接收到一个更小的路由更新消息
时，路由器将会取消保持关闭，否则忽略消息，继续关闭
关闭定时器的重新设置：
保持开关使用的是触发更新，而不像定期更新，必须等待规定好的时间再更
新，出现以下三种情况，保持关闭定时器会被触发更新消息重新设置
●保持关闭定时器期满
●更佳的路由更新被接收
●一个路由被删除之前，从路由表中删除该路由需要保持的时间，即刷
新定时器。

3、RIP---是一个真正的距离向量路由选择协议。

1>规则：
●UDP端口520收发路由更新信息（UDP：User Datagram Protocol）
●定义了两种类型的消息：
请求消息：用来从其他路由器那里请求路由消息。

应答消息：用来传输被请求的路由信息。

●初始化时，RIP路由器每隔30s便从所有激活的RIP接口发出应答消
息。

●最大15跳：解决的“计数到无穷”的问题，但限制了网络规模。

●使用了水平分割、路由中毒、保持关闭方法避免路由环路的产生。

2>三种定时器
①路由更新定时器：用于设定定期路由更新的时间间隔。

30s
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以一个实例来说明链路状态路由算法（补充北大严伟教授，可作为练习题）
LSA（Link State Algorithm）称为第二代路由算法，是在第一代路由算法的
基础上发展起来的。

第一代算法是以延迟为计算的成本，只考虑到长度，没有
考虑速度即带宽，另外还有无穷计算的问题。

而LSA是考虑链路的成本而不是
每个节点的距离。

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上图是一个子网图，是由路由器之间的链路构成的。

要计算A到其他所有
节点的最短路径。

通过子网图知道了所有的节点，这些节点分为两部分，一是
已经被标为工作节点，已经被放入到N的工作集合中间，另一部分是没有被放
入到N的工作集合中间。

A是首先被放入到N中的，然后从不在N的节点中挑
一个到原节点最近的节点，把它标明为当前的工作节点（W），并放到工作集合
中，然后对于不在工作集合中的节点，计算它们经过该节点W到达原节点的距
离是多少，再把保留原来的值和新近计算的值取个最小的值，作为经过W到原
节点的最短距离。

然后再选其他的W节点，直到把所有的节点都标明工作节点
后，这个算法就终结了。

试分析上图计算的结果，其中第一个数是距离，第二
字符是这条路径的前一站。

4> 链路状态算法特征
①优：能很快到达自我稳定状态，对于拓扑结构的改变和结点故障有快速
反应能力。

②缺：由于每个结点都创建了完整的拓扑结构图，故需要存储的信息量大。

3 开放最短路径优先协议OSPF（Open Shortest Path First）
由IETF(Internet Engineering Task Force)IGP小组提出，用于同一路由域
内（Autonomous System）
1> OSPF在基本的链路状态算法上增加了一些特征：
①路由信息确认：可解决导致网络停止的办法。

有些错误配置的主机会认为
它能以零开销到达任何一台主机，相邻路由都会指向它，该主机会接收到大量
的数据，它不知该如何处理，于是丢弃，导致网络停止。

这种情况通过路由消
息确认来进行改善。

②层次的扩展：域（domain）划分成区（area），不必知道如何到达域内每
个网。

③负载的均衡：允许到同一目的地的多条相同开销的路由，使得通信量分散
在几条路由上，避免单一路上的堵塞
除此之外OSPF还具有以下特征：（来自北大严伟）
基于ip
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1．是在早期阶段的Internet扩展——无组织、偶然的方式进行，新的路由
器被简单的添加到已存在的Internet中，很少考虑网络的拓扑结构或其他问题。

就会造成网络结构的混乱及其他问题。

2．当今发展成为相互独立部分的集合。

（1）自治系统（Autonomous System）——通过统一的路由政策或路由协
议互相交换路由信息，形成一个相对独立的网络。

（2）As的基本思想——将一个大互联网中的路由选择信息层次地聚合，
以提高扩展性。

（3）路由选择分为两类：域内路由选择：一个自治系统内部的路由选择
域间路由选择：自治系统之间的路由选择
3、自治域的产生—它是由核心系统演变而来（补充北大严伟教授，）
1>核心系统的概念
2>核心系统存在的问题
①核心系统的路由体系不能用局部信息
如下图所示，LAN1把数据包发给省缺的路由器R1,如果R1不知道如何将数
据包发往它的目的地，只好发给另外的一个省缺的路由器，另外的这个路由器
也不知道如何到达目的地的路由，它只好再扔给另一个省缺的路由器，那么，
为了保证省缺路由贯穿Internet上所有网点的话，或者说到达所有的目的地，
最坏的传递途径就是从第一个省缺路由到最后一个省缺路由，这就说明核心系
统的路由体系不能用局部信息。

解决的办法就是让所有的核心路由彼此交换信息，得到准确的路径。

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②多一跳的问题
如下图所示， R3不具有核心路由的能力，它只有把数据包投递给RI或 R2
但目的地是到R2或 R1的，这样就存在了多一跳的问题。

解决的办法就是改变核心体系结构的观念。

③无法满足复杂网络的需求
如下图所示，LAN4的信息如何传递给R1，R4距离LAN4最近，应该由它负
责，但还要通过 R3的支持，存在可达性的问题。

由R3承担，它又不和LAN4
直接相连，也存在可达性的问题。

这也提出了需要一个更好的机制来解决这个
问题。

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3> 自治域的产生及其机制
不局限与核心系统，提出了管理机构的概念，一个管理机构就是一个自治
系统。

自治系统就是一组处于同一管理机构控制之下的网络和路由器。

●一个自治系统可自由地选择其内部的路由体系结构，但必须收集其内部
所有网络的信息，并责成若干路由器把这些可达信息送给其他的自治系统。

●由于Internet使用核心体系结构，每个与之相连的自治系统都要把可达
信息送到Internet核心路由器。

自治系统内的路由选择使用OSPF协议
自治系统之间的路由选择使用BGP协议
16.5内部网关协议
一、IGRP （Interior Gateway Routing protocol）
内部网关协议——（Interior Gateway Protocol IGP）用于在自治系统内部
交换路由选择信息的路由选择协议，主要用小规模的单个网络（RIP 、IGRP、
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EIGRP、OSPF）
IGRP （Interior Gateway Routing Protocol）：是一种Cisco专用的动态距离
向量路由协议。

1、IGRP 协议特征
（1）使用一组度量（metric）的组合（向量），网络延时，带宽，可靠性和
负载都被用于路由选择。

（2）度量提供较宽的域值（可靠性和负载：1~255）；带宽（200bps~10G；）
延迟（1~24）提供满意的度量设置。

同时度量各组件以用户定义的算法结合，
网管可以以直观的方式影响路由选择。

(3)允许多路径路由：同度量和不同度量均可提供容错功能，只有具有一定
范围内的最佳路径度量值的路由才用作多路径路由。

2、IGRP协议的稳定性
措施
（1）抑制(hold-down)——阻止定期更新信息不适当地发布一条可能失效的路
由信息。

方法是告诉路由把可能影响路由的改变保持一段时间，该抑制时期>整
个网络更新某一路由改变所需的时间。

（2）水平分割(split horizon)—图16-8示意为水平分割规则，可帮助避免路由
环
（3）毒素反向（Poison-reverse）——路由度量持续增长通常意味着存在路由
环路，毒素反向更新就被发送以删除该路由并置于抑制状态。

3、IGRP定时器
(1)更新计时器——默认为90S
(2)失效计时器——默认为更新周期的三倍=270S
(3)保持关闭计时器——默认值为更新周期加10S=100S
(4)刷新计时器——默认值为更新周期的7倍=630S
4、IGRP的更新
每次接收路由器收到该路由的更新报后，上述计时器被初始化其默认值。

（1）若收到一条更新报文之前，失效计时器超时，这条路由标记为不可到达
（2）刷新计时器超时前，这条路由还保留在路由表中，但作为不可达路由通
告出去
（3）刷新计时器超时了，这条路由才会从路由选择表中删除掉
（4）若一条路由的目的地址不可到达，或下一跳路由器增大了到达目的地址
的度量以至于引起一个触发更新的话，进入一个280s（3倍的更新周期+10s）
的抑制时间状态。

①用no metric holddown 命令可禁止抑制制性，它有助于减少IGRP收敛时
间。

②默认的计时器可用下列命令改变
Timers basic update invalid holddown flash [sleeptime 是一个周期性的毫秒
（ms）级的计时器] 计时器默认值不发生明显问题，不要改动。

5、IGRP 的路由条目
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8、IGRP的配量
⑴在自治系统中的路由必须使用同一个Asid.
⑵Processid的取值范围是1~65535
⑶步骤：使用router igrp AS id命令启动IGRP进程
使用Network命令来指定运行IGRP协议的每个主网络，如下所示：
Router A＃config t
RouterA(config)＃router igrp 10 注释：10为AS号。

RouterA(config-router)＃network 172.16.0.0 注释：172.16.0.0为主
网络号。

二、增强内部网关协议EIGRP
1、EIGRP的特点
⑴快速收敛性：使用扩散的冗长的Diffusing Update Algorithm DUAL算
法来实现快速收敛。

路由器使用EIGRP来存储所有到达目的地的备份路由，以
便进行快速切换。

DUAL算法也有称为弥散修正算法。

⑵减少带宽占用：只在路由的路径和度量改变才做部分更新，不做周期更
新。

DUAL只发送那条路由信息改变了的更新，而不发送整个路由表，而且只发
送更新给需要该更新信息的路由器。

⑶支持多种网络层协议：通过使用协议独立模块（Protocol Dependent
Modules PDMS,）可支持多协议，支持可变长子网掩码。

是最典型的平衡混合路
由选择协议，它融合了距离矢量和链路状态两种路由选择协议的优点。

⑷无缝连接数据链路层协议和拓扑结构:不要求对OSI的第二层协议做特别
的配置,不像OSPF，对于不同的第二层协议做不同的配置。

2、路由标签
路由标签(Route Tagging)—用于区分不同的EIGRP网段学习到的路由。

3、邻居关系
EIGRP在直接相连的路由器之间使用Hello的规则建立并保持与相邻路由
器的邻居关系，与OSPF中使用的一样。

⑴EIGRP维持3张表：
邻居表(neighbor table)：保存了直接相连并建立了邻居关系的路由
器。

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●拓扑表(topology table)：包含了路由器学习到的到达目的地的所有
路由条目。

其中包括选中的后继successor（最佳路由）和可能后继feasible
successor（备份路由）。

●路由表(Routing table)：到达目的地的最佳路径。

⑵只有在两相邻的路由器第一次通信时，EIGRP才会通告整个路由表，当路
由器彼此知道对方路由信息后,只传变化的信息。

⑶建立邻居关系必须满足三个条件：Hello信息或接受Ack、AS号匹配、
度的计算方法，即K值。

表16-7提供指令可查看IP路由。

⑷EIGRP的查看命令：
Show IP eigrp neighbors 查看ip邻居表
Show IP eigrp topology all-links 查看拓扑结构表中所有条目
Show IP eigrp topology 查看ip路由的后继路由和备份后继路由
4、EIGRP的数据包
（1）Hello包——周期地以组播方式发送，用于发现邻居路由器并维护关系。

（2）更新（update）包——通告已经被某个路由器认为达到收敛的路由。

当收到邻居第一个Hello包时，以单点的传送方式回送一个包含它所知道的路由
信息的Update包。

当路由信息发生变化时，以组播的方式发送一个只包含变化
信息的Update包。

（3）查询（Query）包——当一条链路失效，路由器重新计算路由但没有
在路由拓朴表里找到可行的后继路由时发此包。

（4）答复（Reply）——对查询数据报，以单点的形式给以答复。

（5）确认（Ack）——以单点的方式传递，用来确认更新、查询、答复数
据包。

5、路由计算
被称为是高级距离向量协议，使用32比特格式。

EIGRP使用DUAL来自
选择和保持到远端的最佳路径，它能是router判决某邻居通告的一个路径是否
处于循环状态，并允许router找到替代路径而无须等待来自其他router的更新。

（1）EIGRP路由器入网时，用组播地址从各个配置成EIGRP的各个接口向
外发送Hello包，收到应答后建立邻居关系。

（2）发现新邻居→将新邻居通告的路由信息与拓朴表里的路由信息比较，
符合可行条件的路由被放入拓朴表→再将拓扑表中通过后继路由器的路由加入
路由表。

注：通过可行后继路由器的路由如果在所配置的非等成本路由负载均衡的
范围内，则也加入路由表，否则，保存在拓扑表中作为备择路由。

（3）路由信息没有变化，只是通过发送Hello包来维持邻居关系，在发现
邻居丢失时，EIGRP立即会从拓扑表中寻找后继路由器，启动备择路由，没有
后继路由器，发查询包→某邻居有一条到达目的地的路由，则答复，否则再扩
散这个查询。

6、EIGRP度量
拓扑数据库中存储了到目的地的所有已知路由和相关的度量，当最佳路由
被计算出来后，就会被转移到路由表中。

拓扑表中可存6条到同一目的地的网络的路由，从中选出最佳路径为主要
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（1）区域(AREA)
在OSPF路由协议的定义中，可以将一个路由域或一个自治系统AS计划为
N个区域，按照一定的OSPF路由法则结合在一起的一组网络或路由器的集合。

一个区域的路由器都按照该区域中定义的链路状态算法
来计算网络拓扑扑结构。

（2）为什么将其路由域或一个AS划分成很多个区域
因为每一个区域都有着该区域独立的网络拓扑数据库及网络拓扑图，其网
络拓扑结构在区域外是不可见，同样区域中的路由器对其域外的其网络结构也
不不了解，即OSPF路由域中的网络链路状态数据广播被区域的边界挡住了，
区域内部路由器仅与同区域的路由器交换LSA 信息，这样LSA报文数量及链
路状态数据库表项都会极大减少，计算速度因此得到提高。

（3）骨干区域（Backbone）
负责收集非主干区域发出的汇总路由信息，并将这些信息返还到各区域。

骨干区域必须是连续的，同时也要求其余区域必须与骨干区域直接相连，骨干
区域一般称为区域0。

所有的区域（包括骨干区域）之间的网络结构情况是互不可见的，当一个
区域的路由信息对外广播时，其路由信息是先传递至区域0（骨干区域），再由
区域0将路由信息向其余区域做广播。

2、OSPF的路由器分类
（1）内部路由器：所有端口在同一区域的路由器，维护一个链路状态数据
库。

（2）主干路由器：是具有连接主干区域端口的路由器。