設(shè)計任務(wù)書－施工圖設(shè)計（模板）及Rip-2協(xié)議

第一章RIP協(xié)議簡介 3第二章 V-D算法的介紹 41 路由表的建立 42 距離向量算法 5第三章協(xié)議中的特殊處理 81 對相同路由開銷的的處理 82 對過時路由的處理 83 布局改變時的處理 9第四章RIP協(xié)議的實現(xiàn) 10第五章傳統(tǒng)RIP協(xié)議 121 RIP協(xié)議的報文格式 122 協(xié)議處理 14第六章RIP-2的對撥號網(wǎng)的支持 161 對撥號網(wǎng)路由的處理 162 報文格式的擴展 17第七章RIP-2和其它路由協(xié)議的配合 18

第一章RIP協(xié)議簡介 路由器的關(guān)鍵作用是用于網(wǎng)絡(luò)的互連，每個路由器與兩個以上的實際網(wǎng)絡(luò)相連，負責(zé)在這些網(wǎng)絡(luò)之間轉(zhuǎn)發(fā)數(shù)據(jù)報。在討論IP進行選路和對報文進行轉(zhuǎn)發(fā)時，我們總是假設(shè)路由器包含了正確的路由，而且路由器可以利用ICMP重定向機制來要求與之相連的主機更改路由（具體請看IP部分的相應(yīng)章節(jié)）。但在實際情況下 ，IP進行選路之前必須先通過某種方法獲取正確的路由表。在小型的、變化緩慢的互連網(wǎng)絡(luò)中，管理者可以用手工方式來建立和更改路由表。而在大型的、迅速變化的環(huán)境下，人工更新的辦法慢得不能接受。這就需要自動更新路由表的方法，即所謂的動態(tài)路由協(xié)議，RIP是其中最簡單的一種。RIP（routeinformationprotocol）協(xié)議是基于V-D算法（又稱為Bellman-Ford算法）的內(nèi)部動態(tài)路由協(xié)議。V-D是Vector-Distance的縮寫，因此V-D算法又稱為距離向量算法。這種算法在ARPARNET早期就用于計算機網(wǎng)絡(luò)的路由的計算。RIP協(xié)議在目前已成為路由器、主機路由信息傳遞的標準之一，就因為這個原因，RIP協(xié)議被大多數(shù)IP路由器商業(yè)賣主廣泛使用。 先大致解釋一下什么是內(nèi)部路由協(xié)議。由于歷史的原因，當前的INTERNET網(wǎng)被組成一系列的自治系統(tǒng)，各自治系統(tǒng)通過一個核心路由器連到主干網(wǎng)上。而一個自治系統(tǒng)往往對應(yīng)一個組織實體（比如一個公司或大學(xué)）內(nèi)部的網(wǎng)絡(luò)與路由器集合。每個自治系統(tǒng)都有自己的路由技術(shù)，對不同的自治系統(tǒng)路由技術(shù)是不相同的。用于自治系統(tǒng)間接口上的單獨的協(xié)議稱為外部路由器協(xié)議，簡稱EGP（ExteriorGatewayProtocol）。用于自治系統(tǒng)內(nèi)部的路由協(xié)議稱為內(nèi)部路由器協(xié)議，簡稱IGP（InteriorGatewayProtocol）。 內(nèi)部路由器與外部路由器協(xié)議EGP不同，外部路由協(xié)議只有一個，而內(nèi)部路由器協(xié)議則是一族。各內(nèi)部路由器協(xié)議的區(qū)別在于距離制式（distancemetric, 即距離度量標準）不同，和路由刷新算法不同。RIP協(xié)議是最廣泛使用的IGP之一，著名的路徑刷新程序Routed便是根據(jù)RIP實現(xiàn)的。RIP協(xié)議被設(shè)計用于使用同種技術(shù)的中型網(wǎng)絡(luò)，因此適應(yīng)于大多數(shù)的校園網(wǎng)和使用速率變化不是很大的連續(xù)線的地區(qū)性網(wǎng)絡(luò)。對于更復(fù)雜的環(huán)境，一般不使用RIP協(xié)議。 在實現(xiàn)時，RIP作為一個系統(tǒng)長駐進程（daemon）而存在于路由器中，它負責(zé)從網(wǎng)絡(luò)系統(tǒng)的其它路由器接收路由信息，從而對本地IP層路由表作動態(tài)的維護，保證IP層發(fā)送報文時選擇正確的路由，同時廣播本路由器的路由信息，通知相鄰路由器作相應(yīng)的修改。RIP協(xié)議處于UDP協(xié)議的上層（如圖1.1），RIP所接收的路由信息都封裝在UDP的數(shù)據(jù)報中，RIP在520號端口上接收來自遠程路由器的路由修改信息，并對本地的路由表做相應(yīng)的修改，同時通知其它路由器。通過這種方式，達到全局路由的有效。 RIP協(xié)議分為傳統(tǒng)RIP協(xié)議、需求RIP協(xié)議（DemandRIP）和觸發(fā)RIP，而傳統(tǒng)RIP協(xié)議又分為RIP-1，和RIP-2兩個版本。需求RIP 協(xié)議和觸發(fā)RIP協(xié)議與傳統(tǒng)RIP協(xié)議的區(qū)別在于需求RIP協(xié)議和觸發(fā)RIP協(xié)議支持對撥號網(wǎng)的路由的維護，增添了幾種相應(yīng)的報文命令，增加了報文發(fā)送確認方式。quidway2501上目前的RIP-2不是采取需求RIP協(xié)議和觸發(fā)RIP的方式，但為了支持撥號網(wǎng)的路由的維護2，也汲取了這兩種協(xié)議的一些處理方式。其中主要改進在于對撥號網(wǎng)的路由進行處理時，并不象對局域網(wǎng)的路由一樣設(shè)置一定的生存周期，當然為此而付出的代價也是很大的。第二章 V-D算法的介紹路由表的建立IP路由表需要一個建立過程，它的建立過程指的是它的初始化過程。任何路由器啟動時，都必須首先獲取一個初始路由表。不同的網(wǎng)絡(luò)操作系統(tǒng)，獲取初始路由表的方式不同，總的來說，有三種方式。第一種，路由器系統(tǒng)啟動時，從外存讀入一個完整的尋徑表，長駐內(nèi)存使用；系統(tǒng)關(guān)閉時再將當前路由表（可能經(jīng)過刷新），寫回外存，供下次使用。第二種，系統(tǒng)啟動時，只提供一個空表，通過執(zhí)行顯式命令（比如批處理文件中的命令）來填充。第三種，系統(tǒng)啟動時，從與本路由器直接相連的各網(wǎng)絡(luò)地址中，推導(dǎo)出一組初始路由，當然通過初始路由只能訪問相連網(wǎng)上的主機。顯見，無論哪種情況，初始路由表總是不完善的，需要不斷地運行過程中加以補充，這就是路由表的刷新。RIP正是用于路由表的維護和刷新，RIP協(xié)議中的路由刷新算法是距離向量算法，它采取的路由表的初始化方式是上述三種中的最后一種。距離向量算法 距離向量算法的思想很簡單：所有參加RIP協(xié)議的路由器周期性地向外廣播路由刷新報文，主要內(nèi)容是由很多路由項（entry）組成的路由刷新報文。對路由來說，最主要的內(nèi)容是目的地址和下一跳地址（nexthop）。對動態(tài)路由協(xié)議來說，為了找到本協(xié)議概念中的最佳路由，還必須注意路由的開銷（metric）。所以路由項主要包括了目的地址、下一跳地址和路由開銷。其他的如路由標記（tag）等內(nèi)容在講報文格式時，將具體講到。 在設(shè)計時，每個路由器的另外RIP管理了一個路由數(shù)據(jù)庫，該路由數(shù)據(jù)庫為系統(tǒng)中所有可能的信宿包含一個路由項，并為每個信宿保留如下信息：目的地址：在算法的IP實現(xiàn)中，這指的是主機或網(wǎng)絡(luò)的IP地址。下一跳地址：到信宿的路由中的第一個路由器。接口：用于到下一跳物理網(wǎng)絡(luò)。metric值：一個數(shù)，指明本路由器到信宿的開銷。定時器：路由項最后一次被修改的時間。路由標記：區(qū)分路由為內(nèi)部路由協(xié)議的路由還是外部路由協(xié)議的路由的標記。數(shù)據(jù)庫由與系統(tǒng)直接相連的實體的描述初始化，通過從相鄰路由器受到的報文修改維護。 路由器間交換的最重要的信息是修改報文，參加路由維護計劃的路由器發(fā)送當前存在于實體的描述路由數(shù)據(jù)庫的路由修改報文。僅通過相鄰路由器間交換路由信息是可以維護整個系統(tǒng)的最佳路由的，這在接下來的討論中會逐步得到證明。 距離向量算法總是基于一個這樣的事實：路由數(shù)據(jù)庫中的路由已是目前通過報文交換而得到的最佳路由。同時，報文交換僅限于相鄰的實體間，也就是說，實體共享同一個網(wǎng)絡(luò)。當然，要定義路由是最佳的，就必須有衡量的辦法，這就用到前面所說的“metric”。RIP簡單的網(wǎng)絡(luò)中，通常用可行路由所經(jīng)的路由器數(shù)簡單地計算metric值。在復(fù)雜的網(wǎng)絡(luò)中，metric一般代表該路由傳輸數(shù)據(jù)報的延遲或其它發(fā)送開銷。令D(i,j)代表從實體i到實體j的最佳路由的metric值，d（i，j）代表從i直接到j(luò)的開銷，因為開銷是可加的，算法中最佳路由如此獲取表示： D（i，i）=0， 對所有的iD（i，j）=MIN[d（i，j）+D（k，j）， 當i不等于k時實體i從相鄰路由器k收到k到j(luò)的開銷的估計D(i，j)，i將D（i，j）加上i到k的開銷估計d（i，j），i比較從所有相鄰路由器得到的數(shù)值，取得最小數(shù)，就得到了它到j(luò)的最佳路由。具體地說，距離向量算法如下所述： 首先，路由器剛啟動時，對距離向量路由表（V-D路由表）進行初始化，該初始化路由表包含所有去往與本路由器直接相連的網(wǎng)絡(luò)的路徑。由于去往直接相連的網(wǎng)絡(luò)不經(jīng)過中間路由器，所以初始化的V-D路由表中的各路由的距離均為0。圖2.1初始V-D路由表的一個示例。 信宿網(wǎng) 距離 路徑 10．0．0．0 0 直接 20．0．0．0 0 直接 30.0.0.0 （a）30.0.0.040.0.0.0G220.0.0.0G40.0.0.0G220.0.0.0G110.0.0.0 （b） 圖2.1 （a）路由器G1的初始V-D路由表 （b）路由器G2附近的網(wǎng)絡(luò)拓撲 圖2.1的“信宿網(wǎng)”域含信宿網(wǎng)IP地址。然后，各路由器周期性地向外廣播其V-D路由表內(nèi)容。與某路由器直接相連的（位于同一物理網(wǎng)絡(luò)）的路由器收到該路由表報文后，根據(jù)此報文對本地路由表進行刷新。刷新時，路由器逐項檢查來自相鄰路由器的V-D報文，遇到下述表目之一，須修改本地路由表（假設(shè)路由器Gi收到路由器Gj的V-D報文）：Gj列出的某表目Gi路由表中沒有。則Gi路由表中須增加相應(yīng)表目，其“信宿”是Gj表目中的信宿，其“路徑”為“Gj”（即下一路由器為Gj）。Gj去往某信宿的距離值比Gi去往該信宿的距離減1還小。這種情況說明，Gi去往某信宿若經(jīng)過Gj，距離會更短。則Gi修改本表目，其中“信宿”域不變，“距離”為Gj表目中距離加1，“路徑”為“Gj”。Gi去往某信宿的路由經(jīng)過Gj，而Gj去往該信宿的路由發(fā)生變化。這里分兩種情況：Gj的V-D表不再包含去往某信宿的路由，則GI中相應(yīng)路由須刪除。Gj的V-D表中去往某信宿的路由距離發(fā)生變化，則Gi中相應(yīng)表目“距離”須修改，以Gj中的“距離”加1取代原來的距離。圖2.2中對以上描述給出直觀的說明，其中Gi、Gj為相鄰路由器。 圖2.2（a）路由器Gi原路由表；(b)路由器Gj廣播的V-D報文；（c）路由器Gj刷新后的路由表圖2.2中，“ ”所指示為須刷新的表目，“ ”為引起刷新的表目，“”為刷新后的表目。 這里要特別強調(diào)的是，V-D算法的路由刷新發(fā)生在相鄰路由器之間，所以V-D報文不一定以廣播方式發(fā)送出去，一種比較優(yōu)化的思想是路由器直接向相鄰路由器發(fā)送V-D報文，不必采用廣播方式。第三章協(xié)議中的特殊處理對相同路由開銷的的處理 當修改報文中的路由開銷和路由數(shù)據(jù)庫的路由開銷相同時，不修改路由數(shù)據(jù)庫中的路由。這種情況對應(yīng)在實際網(wǎng)絡(luò)中的問題，是指網(wǎng)絡(luò)中出現(xiàn)了多條開銷相同的路由時，路由如何選擇的問題。在這種情況下，采用先入為主的原則，即采用以前的路由。這符合處理方式的簡單性和實用性。對過時路由的處理 根據(jù)V-D算法，一條路由只在出現(xiàn)一條更優(yōu)路由時才被刷新，否則，將繼續(xù)保留在路由數(shù)據(jù)庫中。這就忽略了這樣一種情況，即當某條路由突然崩潰，需要選擇一條新的路由來代替現(xiàn)存路由。但這靠V-D中的刷新算法來是不能得到解決的。 針對這種情況，在實際應(yīng)用中，RIP規(guī)定，所有機器對其路由數(shù)據(jù)庫中的每一表目都設(shè)置一個時鐘，每增加一個新表目，就相應(yīng)設(shè)置一個新時鐘。在收到V-D報文中假如有關(guān)于此路由的表目，則將時鐘清零，重新記時。假如在規(guī)定時間內(nèi)，一直未收到該路由的刷新信息，時鐘期滿，則將該路由從路由數(shù)據(jù)庫中刪除。 如果到指定的信宿有其它路由，則新的路由將從進一步收到的定時刷新報文中獲得，否則去往原信宿的路由不存在。布局改變時的處理 在上一章所述的V-D算法中，有一個嚴重的問題，即“慢收斂”（slowconvergence）問題，又叫“計算到無窮”(counttoinfinity)。 如圖3.1(a)中所示正常網(wǎng)間網(wǎng)拓撲結(jié)構(gòu)，從G1可直接到達網(wǎng)絡(luò)Net1，從G2經(jīng)G1(距離為1)可到達Net1.正常情況下,G2收到G1的V-D報文后,會建立一條路由(1,G1,1). 現(xiàn)在假設(shè)從G1到Net1的路由因故障而崩潰,但G1依然能正常工作.G1一旦檢測到不可達,會立即將原來的路由廢除(將距離改為16).然后會出現(xiàn)兩種可能: 第一種,在收到來自G2的V-D報文之前,G1將修改后的路由信息廣播出去,于是G2將修改其路由數(shù)據(jù)庫,將原來去往Net1的路由(1,G1,1)刪除.這是完全正常的. 第二種,在G1發(fā)送新的報文之前,G2廣播自己的V-D報文.該報文中必然有一條路由(1,1)表目,說明從G2出發(fā),經(jīng)1個驛站可以到達Net1.G1收到該報文 后,顯然會根據(jù)此表目更改自己的路由表,產(chǎn)生關(guān)于Net1的新路由(1,G2,2).于是G1與G2間產(chǎn)生尋徑環(huán),如圖3.1(b)所示. 上述路由環(huán)會通過G1和G2間的不斷V-D報文交換而解除,但解除的過程是非常緩慢的:出現(xiàn)路由環(huán)后,在下一輪路由廣播中，G1將向G2通告(1,2)表目,G2收到此表目修改本地路由數(shù)據(jù)庫,將去往Net1的路由改為（1,G1,3）.然后,G2向G1通告(1,3)表目,G1將去往Net1的表目改為(1,G2,4)...如此下去,直到路由長度變?yōu)?6.也就是說,至少要經(jīng)過7番來回(至少30*7秒),路由環(huán)才能解除.這就是所謂滿收斂問題. 其實這只是一種非常簡單的情況,路由環(huán)也可以建立在不相鄰的路由器之間.對于這種情況,如果減小路由的最大長度,對解決慢收斂問題將有所幫助,但這會限制網(wǎng)點的規(guī)模,無疑是不行的. 對于這種問題,有很多種辦法,在本協(xié)議的實現(xiàn)中,用的是水平分割(SplitHorizon)和毒性逆轉(zhuǎn)法(PoisonReverse),并在毒性逆轉(zhuǎn)時采用觸發(fā)刷新(TriggeredUpdate).具體實現(xiàn)是這樣的: 水平分割:當路由器從某個網(wǎng)絡(luò)接口發(fā)送RIP路由刷新報文時,其中不包含從該接口獲取的路由信息. 毒性逆轉(zhuǎn):某路徑崩潰后,最早廣播此路由的路由器將原路由繼續(xù)保留在若干報文中,但指明該路由為無限長. 觸發(fā)刷新:一旦檢測到路由崩潰,立即廣播路由刷新報文,而不等到下一刷新周期. 根據(jù)路由環(huán)產(chǎn)生的過程,可知通過水平分割法對解決兩路由器之間形成的路由環(huán)是極為有效的方法.毒性逆轉(zhuǎn)法可解決多路由器之間的路由環(huán)問題.使用觸發(fā)刷新,顯然可以加快新路由的有效刷新. 更有這樣一個事實,從本接口發(fā)出的路由再從別的接口收到,對本地路由表是不會幫助的,正是基于這種考慮,水平分割是在RIP協(xié)議的實現(xiàn)中是必不可少的.對于這一點在后來的討論中會更清楚地得到認識.第四章RIP協(xié)議的實現(xiàn)RIP根據(jù)V-D算法的特點，將協(xié)議的參加者分為主動機和被動機兩種。主動機主動向外廣播路由刷新報文，被動機被動地接收路由刷新報文。一般情況下，主機作為被動機，路由器則既是主動機又是被動機，即在向外廣播路由刷新報文的同時，接受來自其它主動機的V-D報文，并進行路由刷新。 RIP規(guī)定，路由器每30秒向外廣播一個V-D報文，報文信息來自本地路由表。RIP的V-D報文中，其距離以驛站計：與信宿網(wǎng)絡(luò)直接相連的路由器規(guī)定為一個驛站，相隔一個路由器則為兩個驛站……以此類推。一條路由的距離為該路由（從信源機到信宿機）上的路由器數(shù)。為防止尋徑環(huán)長期存在，RIP規(guī)定，長度為16的路由為無限長路由，即不存在的路由。所以一條有效的路由長度不得超過15。正是這一規(guī)定限制了RIP的使用范圍，使RIP局限于中小型的網(wǎng)絡(luò)網(wǎng)點中。為了保證路由的及時有效性，RIP采用觸發(fā)刷新技術(shù)和水平分割法。當本地路由表發(fā)生修改時，觸發(fā)廣播路由刷新報文，以迅速達到最新路由的廣播和全局路由的有效。水平分割法是指當路由器從某個網(wǎng)絡(luò)接口發(fā)送RIP路由刷新報文時，其中不包含從該接口獲取的路由信息。這是由于從某網(wǎng)絡(luò)接口獲取的路由信息對于該接口來說是無用信息，同時也解決了兩路由器間的慢收斂問題。對于局域網(wǎng)的路由，RIP規(guī)定了路由的超時處理。主要是考慮到這樣一個情況，如果完全根據(jù)V-D算法，一條路由被刷新是因為出現(xiàn)一條路由開銷更小的路由，否則路由會在路由表中一直保存下去，即使該路由崩潰。這勢必造成一定的錯誤路由信息。為此，RIP規(guī)定，所有機器對其尋徑表中的每一條路由都設(shè)置一個時鐘，每增加一條新路由，相應(yīng)設(shè)置一個新時鐘。在收到的V-D報文中假如有關(guān)于此路由的表目，則將時鐘清零，重新計時。假如在120秒內(nèi)一直未收到該路由的刷新信息，則認為該路由崩潰，將其距離設(shè)為16，廣播該路由信息。如果再過60后仍未收到該路由的刷新信息，則將它從路由表中刪除。如果某路由在距離被設(shè)為16后，在被刪除前路由被刷新，亦將時鐘清零，重新計時，同時廣播被刷新的路由信息。至于路由被刪除后是否有新的路由來代替被刪除路由，取決于去往原路由所指信宿有無其它路由。假如有，相應(yīng)路由器會廣播之。機器一旦收到其它路由的信息，自然會利用V-D算法建立一條新路由。否則，去往原信宿的路由不再存在。RIP啟動和運行的整個過程如下所描述： 某路由器剛啟動RIP時，以廣播的形式向相鄰路由器發(fā)送請求報文，相鄰路由器的RIP收到請求報文后，響應(yīng)請求，回發(fā)包含本地路由表信息的響應(yīng)報文。RIP收到響應(yīng)報文后，修改本地路由表的信息，同時以觸發(fā)修改的形式向相鄰路由器廣播本地路由修改信息。相鄰路由器收到觸發(fā)修改報文后，又向其各自的相鄰路由器發(fā)送觸發(fā)修改報文。在一連串的觸發(fā)修改廣播后，各路由器的路由都得到修改并保持最新信息。同時，RIP每30秒向相鄰路由器廣播本地路由表，各相鄰路由器的RIP在收到路由報文后，對本地路由進行的維護，在眾多路由中選擇一條最佳路由，并向各自的相鄰網(wǎng)廣播路由修改信息，使路由達到全局的有效。同時RIP采取一種超時機制對過時的路由進行超時處理，以保證路由的實時性和有效性。RIP作為內(nèi)部路由器協(xié)議，正是通過這種報文交換的方式，提供路由器了解本自治系統(tǒng)內(nèi)部個網(wǎng)絡(luò)路由信息的機制。 RIP-2支持版本1和版本2兩種版本的報文格式。在版本2中，RIP還提供了對子網(wǎng)的支持和提供認證報文形式。版本2的報文提供子網(wǎng)掩碼域，來提供對子網(wǎng)的支持；另外，當報文中的路由項地址域值為0xFFFF時，默認該路由項的剩余部分為認證。RIP2對撥號網(wǎng)的支持則是參考需求RIP和觸發(fā)RIP的形式經(jīng)修改而加入的新功能。這時，我們只是要求在撥號網(wǎng)撥通之后對路由進行30秒一次的廣播，而在沒撥通時并不作如是要求，這是根據(jù)具體情況變通的結(jié)果。第五章傳統(tǒng)RIP協(xié)議 正如前幾章所說，RIP協(xié)議是來允許路由器(或相關(guān)產(chǎn)品)通過基于IP網(wǎng)絡(luò)交換有關(guān)計算路由信息的一種距離向量協(xié)議。RIP傳送路由信息給信宿，信宿可以是路由器和主機，當信宿是主機時,主機必須有多個接口。 RIP作為一個系統(tǒng)常駐進程(daemon)存在,它負責(zé)從網(wǎng)絡(luò)信筒中其它路由器接收路由更改信息，從而對本地IP層的路由進行動態(tài)地維護，保證IP層發(fā)送報文時選擇正確的路由。RIP協(xié)議處于UDP協(xié)議的上層,RIP所接收的路由修改信息都封裝在UDP的數(shù)據(jù)報中，RIP在520號端口上接收來自遠程路由器的路由修改信息,并對本地的路由表做相應(yīng)的修改，同時通知其它的路由器，通過這種方式，達到全局路由的的有效。RIP協(xié)議的報文格式本協(xié)議在實現(xiàn)過程中支持RIPVersion1和RIPVersion2兩種格式的報文。RIP數(shù)據(jù)報一共有五類，由Command域確定數(shù)據(jù)報的類型，如圖4.1所示。 類型 意義路徑信息請求路徑信息響應(yīng)過時過時留作Sun微系統(tǒng)公司內(nèi)部使用 圖4.1RIP報文類型其中第1、2類報文是最重要的一對，后者是從發(fā)送該報文的路由器的尋徑表中取出的V-D報文。各種RIP報文的格式相同，包括一個固定的報頭和一個可選的V-D表。其格式如圖4.2和圖4.3所示，圖2是RIPVersion1的報文格式，圖3是RIPVersion2的報文格式。RIPVersion1的報文格式：RIPVersion2的格式：其中：Metric：到下一路由器的權(quán)值。AddressFamilyIdentifier：指示路由項中的地址種類，這里應(yīng)為2。IpAddress：地址域，包括網(wǎng)絡(luò)類和IP地址在內(nèi)，RIP報文中對每一網(wǎng)絡(luò)共有14個字節(jié)的地址空間。RIPVersion2報文的特有的一些屬性：RouteTag：外部路由標記，是表示路由是保留還是重播的屬性。它提供一種從外部路由中分離內(nèi)部路由的方法，用于傳播從外部路由器協(xié)議(EGP)獲得的路由信息。Subnetmask：子網(wǎng)掩碼，應(yīng)用于IP地址產(chǎn)生非主機部分地址，為0時表示不包括子網(wǎng)掩碼部分，使得RIP能夠適應(yīng)更多的環(huán)境。NextHop：下一驛站，可以對使用多路由協(xié)議的網(wǎng)絡(luò)環(huán)境下的路由進行優(yōu)化。認證，確認合法的信息包，目前支持純文本的口令形式。認證是每一報文的功能，因為在報文頭中只提供兩字節(jié)的空間，而任一合理的認證表均要求多余兩字節(jié)的空間，故RIPVersion2認證表使用一個完整的RIP路由項。如果在報文中最初路由項AddressFamilyIdentifier域的值是0xFFFF，路由項的剩余部分就是認證。包含認證RIP報文路由項采用如下格式：組播，為了降低那些沒有監(jiān)聽RIPVersion2報文的主機的不必要的開銷，IP多目傳送地址被用于定時廣播。IP多目地址是224.0.0.9。為了支持向后兼容，多目地址的使用是可配置的。如果能夠多目傳送，則它將被支持它所有接口使用。管理信息庫，允許在路由軟件內(nèi)部對RIP操作進行監(jiān)聽和控制。如果RIP-2路由器接收RIP-1的請求，它將以RIP-1的響應(yīng)方式響應(yīng)。如果路由器被配置成只發(fā)送RIP-2報文，它將不響應(yīng)RIP-1的請求。協(xié)議處理RIP協(xié)議的運行過程就是路由器軟件對消息輸入和輸出處理過程，其輸入和輸)出處理大致如下所描述：(一）輸入處理：主要是指路由器協(xié)議軟件對在520號UDP端口收到的數(shù)據(jù)報進行的處理。對于輸入處理，首先必須先作一定格式檢查，檢查通過后，再分別對幾種輸入消息做相應(yīng)的處理。請求報文：路由器在開始運行時，為了從鄰機處獲取路由表的初始值，通常會發(fā)一個請求。報文的Command字段為(request)。對所有或部分路由表的請求，一般以廣播形式從520號UDP端口發(fā)送。實際中，這種請求有兩種格式：請求獲取路由表的全部和請求獲取路由表的某些特定路由項。路由軟件先逐個路由項地處理請求，如果沒有任何路由項，也就沒有響應(yīng)；如果請求中恰好只有一個路由項，并且addressfamilyidentifier為0，metric為16，則表示需要接收方發(fā)送所有路由表的請求；除此之外，則是要求部分路由，處理很簡單，沿著請求路由項表一個一個看，對于每個路由項，在主機路由數(shù)據(jù)庫中查找，如果找到，則將該路由的metric值填入數(shù)據(jù)報的metric字段，如果沒有，則向其中填16。一旦所有路由項均已處理，將command字段設(shè)為響應(yīng)(response)，并將該數(shù)據(jù)報發(fā)回其來自的端口。注意，根據(jù)請求是否關(guān)于指定的一批目的地，還是關(guān)于整個路由表，處理有所不同。如果關(guān)于整個路由表，輸出作普通的處理即可，包括水平分割和子網(wǎng)隱藏，因此來自路由表的某些路由項將被隱藏；如果是指定路由項，則將查找結(jié)果返回，不作水平分割，如果需要還要返回子網(wǎng)信息。2.響應(yīng)報文：因為指定查詢、路由修改等原因而收到響應(yīng)。不論收到什么樣的響應(yīng)，RIP處理程序就開始更新它的路由表。路由表的每一項至少都要包括如下內(nèi)容：目的站點的地址；通往目的站點的量度值；“下一個路由器”的地址；“最近更新過”的標志；幾個定時器。因為處理響應(yīng)可能修改主機路由表，所以必須作嚴格的有效性檢查。對于RIPVeon1數(shù)據(jù)報，對mustbezero域必須進行查零處理，對RIPVersion2數(shù)據(jù)報則可忽略。數(shù)據(jù)報驗證有效后，還要對其路由項逐個進行驗證。全部通過后，我們設(shè)置metric=MIN(metric+cost,16)，16代表無限長，然后檢查是否已有路由到達該地址，如果沒有，則加入路由表，但是如果metric是無限長，則不要將其加入路由表；如果現(xiàn)有路由不比新加的路由差，我們也不將其加入路由表。對此，需要執(zhí)行以下動作：根據(jù)收到的數(shù)據(jù)報設(shè)置目的地和metric根據(jù)數(shù)據(jù)報的來源主機設(shè)置路由器為該路由設(shè)置超時值，如果垃圾回收定時器正在運行，將其停止設(shè)置路由改變標志，給輸出進程發(fā)信號，觸發(fā)一次修改如果現(xiàn)存一個路由，首先比較路由器，如果來自同一路由器，對超時值重新進行初始化，然后比較metric。如果數(shù)據(jù)報來自與現(xiàn)存路由同樣的路由器且新的metric值與舊的不同，或者新的比舊的低，進行如下動作：將新的metric填入，并將該路由器設(shè)置為數(shù)據(jù)報的來源為此路由初始化超時值設(shè)置路由改變標志，給輸出進程發(fā)信號，觸發(fā)一次修改如果新metric是16，啟動刪除進程(只是在metric剛剛被設(shè)為16時啟動)如果新的metric值與舊的相等，除了重新初始化超時值外什么也不干(二)輸出處理：用于產(chǎn)生包含全部或部分路由表的響應(yīng)信息的處理，可能由于輸入進程發(fā)現(xiàn)請求或路由修改而觸發(fā)。先看后兩種情況下如何選擇目的地址。如果一個響應(yīng)要發(fā)送給所有目的地，則響應(yīng)信息發(fā)送給每個點到點連接的網(wǎng)絡(luò)的對端，而且響應(yīng)在支持廣播的網(wǎng)絡(luò)上進行廣播。但是如果網(wǎng)絡(luò)不支持廣播，或者在沉默的路由器，就有必要指定一張實際的臨近主機和路由器表，顯式地向每一個發(fā)送數(shù)據(jù)報。觸發(fā)的修改因為兩個方面需要處理：觸發(fā)的修改在容量有限或有許多路由器的網(wǎng)絡(luò)上可能導(dǎo)致格外大的負載，因此協(xié)議要求實現(xiàn)方在限制觸發(fā)式修改出現(xiàn)的頻率上采取一定的措施，觸發(fā)式修改發(fā)送后，需要隨機地將一個定時器設(shè)置成1到5秒，如果在定時器超時前發(fā)生其它修改，需要到定時器超時才觸發(fā)其中之一，然后定時器再隨機地設(shè)置成1到5秒，觸發(fā)式修改可能被一般修改所禁止；觸發(fā)式修改可能不必包括整個路由表，原則上說，只有改變過的路由才需要包括，作為觸發(fā)式修改一部分的信息至少包括設(shè)置了路由修改標志的路由，也可以包括附加路由和全部路由。如果完整的修改需要多個數(shù)據(jù)報，則發(fā)送全部路由極有可能被打斷；而觸發(fā)式修改處理時，需要產(chǎn)生每個直連網(wǎng)絡(luò)的信息。產(chǎn)生觸發(fā)式修改或一般修改時，都需要進行水平分割操作。如果產(chǎn)生輸出的同時也允許輸入處理，則必須建立相應(yīng)的互斥機制，產(chǎn)生觸發(fā)式修改信息時，路由改變標志不得因處理輸入而改變。觸發(fā)式修改與其它修改的唯一不同之處在于：可能會忽略某些改變過的路由，今后推出的其它機制恐怕要適應(yīng)觸發(fā)式修改。第六章RIP-2的對撥號網(wǎng)的支持根據(jù)前面所說到的RIP協(xié)議我們不難看出，RIP進行報文刷新的基礎(chǔ)是網(wǎng)絡(luò)在刷新過程中一直保持連通，否則將有的路由器的報文一直不被收到，最終到達該路由器的路由將被其它路由器因超時而刪除，而本路由器到其它路由器的路由亦將由于長期不被刷新而被刪除。就這點來說，對于局域網(wǎng)和專線網(wǎng)來說，無疑是可行的；但對于撥號網(wǎng)絡(luò)(例如X.25網(wǎng)和ISDN網(wǎng))來說，網(wǎng)絡(luò)在可以被撥通的情況下并非一直保持連接，自然亦不可能在不需要傳送數(shù)據(jù)時因為要發(fā)送RIP報文而每30秒撥通一次網(wǎng)絡(luò)。同時，路由信息亦可能因提供給撥號網(wǎng)上路由器的帶寬不夠而傳輸失敗。種種情況表明，前面所描述的RIP協(xié)議已遠遠不夠這種需求。針對這種情況，我對RIP協(xié)議的實現(xiàn)作了進一步的改進和擴展，經(jīng)過擴展和改進后，本文檔中描述的RIP協(xié)議已不是傳統(tǒng)意義上的RIP協(xié)議所能概括的了。對撥號網(wǎng)路由的處理針對撥號網(wǎng)上路由的特點，我們不可能象在局域網(wǎng)和專線網(wǎng)一樣在撥號網(wǎng)上對路由進行30秒的定時廣播，從而也就決定了我們對撥號網(wǎng)上的路由不能象對局域網(wǎng)上的路由一樣進行超時處理。正是基于這種考慮，為了保證路由的及時性和可行性的考慮，我們規(guī)定撥號網(wǎng)上的路由修改報文的發(fā)送在如下幾種情況下進行：當收到路由修改的特定的請求時；當路由數(shù)據(jù)庫被從別的接口收到新路由報文改變時；當?shù)弥承潘迯牟豢蛇_變成可達時；當某接口從電路DOWN到電路UP時。這就存在這樣一個問題，RIP報文是通過UDP的520號端口發(fā)送的，而UDP是不可靠的傳送方式，這顯然必須考慮報文傳輸失敗的可能性。為此，我們在傳送時采取了報文傳送的重發(fā)和確認機制。在發(fā)送報文時，當發(fā)送完請求報文或修改報文后，如果在5秒鐘仍未收到信宿回發(fā)過來的確認報文，重發(fā)請求報文或確認報文。如果在重發(fā)后5秒后仍未收到確認報文，則繼續(xù)重發(fā)直到收到信宿的確認報文為止。如果在重發(fā)10次后，認為收到信宿的確認報文，則認為傳輸失敗，將對應(yīng)路由的Metric值設(shè)為16。在接收報文時，當收到信源發(fā)來的請求或修改報文后，要對收到的報文進行確認，并向原信源發(fā)送相應(yīng)的確認報文。如果從撥號網(wǎng)上下一驛站路由器收到路由修改報文，則修改報文中的路由項將一直認為是可達的直到某次發(fā)送路由報文失敗。撥號網(wǎng)與局域網(wǎng)和專線網(wǎng)對超時處理的不同也體現(xiàn)在路由數(shù)據(jù)庫中。在路由數(shù)據(jù)庫中，路由分為兩種，一種是“臨時性路由”，一種是“永久性路由”?！芭R時性路由”針對于局域網(wǎng)路由和廣域網(wǎng)專線上的路由。這種路由每30秒廣播一次，在一定時間內(nèi)沒有收到路由刷新報文后，進行超時處理?！坝谰眯月酚伞敝傅氖前〒芴柧W(wǎng)上的路由，在沒有收到刷新報文仍不不進行超時處理，但當對某信宿發(fā)送報文失敗時則將該路由改為“臨時性路由”。另外還有一種情況需要將“永久性路由”改為“臨時性路由”，這將在后面說到。報文格式的擴展為了更好地處理撥號網(wǎng)上的路由刷新，參照RFC/1581/15822091/2092標準，對報文格式進行了的改進和擴充修改。對報文的修改主要是支持三種新的報文分組類型，在報文命令域數(shù)值標識：9UpdateRequest 修改請求10UpdateResponse 修改響應(yīng) 11UpdateAcknowledge修改確認同時對各類型報文添加一個報文頭： UpdateRequest(9)++ | Version(1) | mustbezero(3) | ++UpdateResponse(10)和UpdateAcknowledge(11) ++ |Version(1) | Flush(1) |Sequencenumber(2)|++其中Version域指的是各報