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1、 目录1.路由由协议31.1.静态的与与动态的内内部路由31.2.选路信息息协议（RRIP）51.2.11.慢收敛问问题的解决决71.2.22.RIP报文文格式81.2.33.RIP编址址约定91.2.44.RIP报文文的发送101.3.OSPFF101.3.11.概述101.3.22.数据包格格式101.3.33.OSPFF基本算法法111.3.44.OSPFF路由协议议的基本特特征121.3.55.区域及域域间路由131.3.66.OSPFF协议路由由器及链路路状态数据据包分类161.3.77.OSPFF协议工作作过程181.3.88.OSPFF路由协议议验证211.3.99.小结211.
2、4.HELLLO协议221.5.将RIP，HELLLO和EGP组合合起来231.6.边界网关关协议第44版（BGPP4）241.7.EGP271.7.11.给体系结结构模型增增加复杂性性271.7.22.一个其本本思想：额额外跳281.7.33.自治系统统的概念301.7.44.外部网关关协议（EEGP）311.7.55.EGP报文文首部321.7.66.EGP邻站站获取报文文331.7.77.EGP邻站站可达性报报文341.7.88.EGP轮询询请求报文文341.7.99.EGP选路路更新报文文351.7.110.从接收者者的角度来来度量371.7.111.EGP的主主要限制382.CIIS
3、CO 路由器产产品介绍402.1.Ciscco 22500402.2.Ciscco 44500-M402.3.Ciscco 77200412.4.Ciscco 77513/75077433.路由由器的基本本配置43参数设置43网络号443IP类设置置44菜单设置44欢迎文本44异步线的设设置44总结455附录一 路路由器常用用命令454.基本本维护52两种状态52帮助522命令简写52跟踪错误53进入设置状状态53存储退出53删除设置53一些常用命命令53修改地址53修改enaable secrrect passswordd55附录二 常常见网络故故障分析及及排除551 路由器器常用测试试命令
4、552 路由器器传输故障障排除方法法553网络常见见问题571. 路由协议1.1. 静态的与动动态的内部部路由在一个自治治系统内的的两个路由由器彼此互互为内部路路由器。例例如，因为为核心构成成了一个自自治系统，两两个Intterneet核心路路由器互为为内部路由由器。在大大学校园里里的两个路路由器也互互为内部路路由器，因因为在校园园里的所有有机器都属属于同一个个自治系统统。自治系统中中的路由器器如何获得得关于本系系统内部的的网络的信信息呢？在在小型的、缓缓慢变化着着的互连网网络中，管管理者可以以使用手工工方式进行行路由的建建立与修改改。管理者者保留一张张关于网络络的表格，并并在有新的的网络加入
5、入到该自治治系统或从从该自治系系统删除一一个网络时时，更新该该表格。例例如图1.1中显示示的小公司司的互连网网络。为这这样的互连连网络选路路耗费就微微不足道，因因为任何两两点之间仅仅有一条路路由。管理理者可用人人工的方式式来配置所所有的主机机和路由器器的路由。互互连网络更更改状态（如如新增一个个网络）时时，管理者者重新配置置所有机器器上的路由由。 网络5 网络4 网络1网络2网络3R2R1R3R4图1.1 在一一个网点中中包括了55个以太网网和4个路路由器的小小型互连网网络。在这这个互连网网络中任意意两台主机机之间仅有有一个路由由人工的系统统明显存在在缺点，它它不能适应应网络的迅迅速增长或或迅
6、速变化化。在大型型的、迅速速变化的环环境中，如如Inteernett 网，人人对情况变变化的反应应速度太慢慢，来不及及处理问题题；必须使使用自动机机制。采用用自动机制制还有利于于提高可靠靠性，并对对某些路由由可变的小小型互连网网络中的故故障采取反反应措施。为为了验证这这一点，我我们假设在在图1.11中增加一一个路由器器，使之变变为图1.2 所示示的结构。 网络5 网络4 网络1网络2网络3R2R5R1R3R4图1.2 增加了了路由器RR5后使得得网络2和和3之间多多了一条备备用路径当当原有路由由出故障时时，选路软软件能够迅迅速切换到到备用路由由对于拥有多多个物理路路径的互连连网络体系系结构，管
7、管理者通常常选择其中中一条作为为基本路径径。如果该该基本路径径上的路由由器出故障障，就必须须改动路由由使得通信信流量通过过备用路由由器来传输输。人工改改变路由的的方式耗时时长而且容容易带来错错误。因此此，即便是是小型互连连网中，也也应使用处处动机制来来迅速而可可靠地改变变路由。为了自动地地保存准确确的网络可可达信息，内内部路由器器之间要进进行通信，即即路由器与与可到达的的另一个路路由器要交交换网络可可到达性数数据或网络络选路信息息。把整个个自治系统统的可到达达信息汇集集起来之后后，系统中中某个路由由器就使用用EGP把把它们通告告给另一个个自治系统统。内部路由器器通信与外外部路由器器通信的不不同
8、之处就就是：EGGP提供了了为外部路路由器通信信广泛使用用的标准，而而内部路由由器通信却却没有一个个单独的标标准。造成成这种情况况的原因之之一，就是是自治系统统的拓扑结结构和具体体技术的多多样性。另另一个原因因是结构简简单与功能能强大之间间的折衷，即即易于安装装和配置的的协议往往往不能提供供强大的功功能。因此此，流行的的适用于内内部路由器器通信的协协议有很多多种，但多多数自治系系统只选择择其中一个个在内部的的来传播选选路信息。由于没有单单独的标准准，我们使使用内部网网关协议IIGP(IInterrior Gateeway Prottocoll)作为统统称来描述述所有的用用于内部路路由器之间间交
9、换的网网络可达信信息及选路路信息的算算法。例如如Buttterflly核心路路由器构成成了一个特特定的自治治系统，它它使用SPPREADD作为其内内部网关协协议IGPP。有些自自治系统使使用EGPP来作IGGP，不过过这对那些些由具有广广播功能的的局域网组组成的小型型自治系统统没有多少少意义。图1.3是是自治系统统使用某种种IGP在在内部路由由器之间传传播可到达达信息的示示意图。在这个图中中，IGPP1和IGGP2分别别表示自治治系统1和和2所使用用的内部网网关协议。从从图中可以以得到这个个重要的概概念： EGP IGP1R1 IGP1 IGP2R2 IGP2图1.3 两个自自治系统各各自在其
10、内内部使用不不同的IGGP，但是是其外部路路由器使用用EGP与与另一个系系统通信的的示意图一个单个的的路由器可可以同时使使用两种选选路协议，一一个用于到到自治系统统之外的通通信，另一一个用于自自治系统内内部的通信信。具体地说，运运行EGPP通告可达达性的路由由器，通常常还需要运运行一种IIGP，以以便获得其其自治系统统内部的信信息。1.2. 选路信息协协议（RIIP）使用最广泛泛的一种IIGP是选选路信息协协议RIPP（Rouutingg Infformaationn Prootocool），RRIP的另另一个名字字是rouuted（路路由守护神神），来自自一个实现现它的程序序。这个程程序最初
11、由由加利福尼尼亚大学伯伯克利分校校设计，用用于给他们们在局域网网上的机器器提供一致致的选路和和可达信息息。它依靠靠物理网络络的广播功功能来迅速速交换选路路信息。它它并不是被被设计来用用于大型广广域网的（尽尽管现在的的确这么用用）。在旋乐（XXeroxx）公司的的Paloo Altto研究中中心PARRC早期所所作的关于于网络互连连的研究的的基础上，routed实现了起源于Xerox NS RIP的一个新协议，它更为通用化，能够适应多种网络。尽管在其前前辈上做了了一些小改改动，RIIP作为IIGP流行行起来并非非技术上有有过人之处处，而是由由于伯克利利分校把路路由守护神神软件附加加在流行的的4B
12、SD UNIXX系统上一一起分发，从从而使得许许多TCPP/IP网网点根本没没考虑其技技术上的优优劣就采用用routted并开开始使用RRIP。一一旦安装并并使用了这这个软件，它它就成为本本地选路的的基础，研研究人员也也开始在大大型网络上上使用它。关于RIPP的最令人人吃惊的事事可能就是是它在还没没有正式标标准之前就就已经广泛泛流行了。大大多数的实实现都脱胎胎于伯克利利分校的程程序，但是是由于编程程人员对未未形成文档档的微妙细细节理解不不同而造成成了它们之之间互操作作性限制。协协议出现新新版本后，出出现了更多多的问题。在在19888年6月形形成了一个个RFC标标准，这才才使软件商商解决了互互操
13、作性问问题。RIP协议议的基础就就是基于本本地网的矢矢量距离选选路算法的的直接而简简单的实现现。它把参参加通信的的机器分为为主机的（active）和被动的（passive或silent）。主动路由器向其他路由器通告其路由，而被动路由器接收通告并在此基础上更新其路由，它们自己并不通告路由。只有路由器能以主动方式使用RIP，而主机只能使用被动方式。以主动方式式运行RIIP的路由由器每隔330秒广播播一次报文文，该报文文包含了路路由器当前前的选路数数据库中的的信息。每每个报文由由序偶构成成，每个序序偶由一个个IP网络络地址和一一个代表到到达该网络络的距离的的整数构成成。RIPP使用跳数数度量（hho
14、p ccountt mettric）来来衡量到达达目的站的的距离。在在RIP度度量标准中中，路由器器到它直接接相连的网网络的跳数数被定义为为1，到通通过另一个个路由器可可达的网络络的距离为为2跳，其其余依此类类推。因此此从给定源源站到目的的站的一条条路径的跳跳数（nuumberr of hopss或hop counnt）对应应于数据报报沿该路传传输时所经经过的路由由器数。显显然，使用用跳数作为为衡量最短短路径并不不一定会得得到最佳结结果。例如如，一条经经过三个以以太网的跳跳数为3的的路径，可可能比经过过两条低速速串行线的的跳数为22的路径要要快得多。为为了补偿传传输技术上上的差距，许许多RIP
15、P软件在通通告低速网网络路由时时人为地增增加了跳数数。运行RIPP的主动机机器和被动动机器都要要监听所有有的广播报报文，并根根据前面所所说的矢量量距离算法法来更新其其选路表。例例如图1.2中的互互连网络中中，路由器器R1在网网络2上广广播的选路路信息报文文中包含了了序偶（11,1），即即它能够以以费用值11到达网络络1。路由由器R2和和R5收到到这个广播播报文之后后，建立一一个通过RR1到达网网络1的路路由（费用用为2）。然然后，路由由器R2和和R5在网网络3上广广播它们的的RIP报报文时就会会包含序偶偶（1,22）。最终终，所有的的路由器和和主机都会会建立到网网络1的路路由。RIP规定定了少
16、量的的规则来改改进其性能能和可靠性性。例如，当当路由器收收到另一个个路由器传传来的路由由时，它将将保留该路路由直到收收到更好的的路由。在在我们所举举的例子中中，如果路路由器R22和R5都都以费用22来广播到到网络1的的路由，那那么R3的的R4就会会将路由设设置为经过过先广播的的那个路由由器到达网网络1。即即：为了防止路路由在两个个或多个费费用相等的的路径之间间振荡不定定，RIPP规定在得到费用更更小的路由由之前保留留原有路由由不变。如果第一个个广播路由由的路由器器出故障（如如崩溃）会会有什么后后果？RIIP规定所所有收听者者必须对通通过RIPP获得的路路由设置定定时器。当当路由器在在选路表中中
17、安置新路路由时，它它也为之设设定了定时时器。当该该路由器又又收到关于于该路由的的另一个广广播报文后后，定时器器也要重新新设置。如如果经过1180秒后后还没有下下一次通告告该路由，它它就变为无无效路由。RIP必须须处理下层层算法的三三类错误。第第一，由于于算法不能能明确地检检测出选路路的回路，RRIP要么么假定参与与者是可信信赖的，要要么采取一一定的预防防措施。第第二，RIIP必须对对可能的距距离使用一一个较小的的最大值来来防止出现现不稳定的的现象（RRIP使用用的值是116）。因因而对于那那些实际跳跳数值在116左右的的互连网络络，管理者者要么把它它划分为若若干部分，要要么采用其其他的协议议。
18、第三，选选路更新报报文在网络络之间的传传输速度很很慢，RIIP所使用用的矢量距距离算法会会产生慢收收敛（sllow cconveergennce）或或无限计数数（couunt tto innfiniity）问问题从而引引发不一致致性。选择择一个小的的无限大值值（16），可可以限制慢慢收敛问题题，但不能能彻底解决决客观存在在。选路表的不不一致问题题并非仅在在RIP中中出现。它它是出现在在任何矢量量距离协议议中的一个个根本性的的问题，在在此协议中中，更新报报文仅仅包包含由目的的网络及到到达该网络络的距离构构成的序偶偶。为了理理解这个问问题我们考考虑图1.4中路由由集合。图图中描述了了在图1.2中到
19、达达网络1的的路由。网络1网络1R3R2R1(b)R1R2R3(a)图1.4 慢收敛敛问题。(a)中的的三个路由由器各有到到网络1的的路由。(b)中，到到网络1的的路由已经经消失了，但但是R2对对它的路由由通告引起起了选路的的环路正如图1.4（a）所显示示的那样，RR1直接与与网络1相相连，所以以在它的选选路表中有有一条到该该网络的距距离为1的的路由；在在周期性的的路由广播播中包括了了这个路由由。R2从从R1处得得知了这个个路由，并并在自己的的选路表中中建立了相相应的路由由产工将之之以距离值值2广播出出去。最后后R3从RR2处得知知该路由并并以距离值值3广播。现在假设RR1到网络络1的连接接失
20、效了。那那么R1立立即更新它它的选路表表把该路由由的距离置置为16（无无穷大）。在在下一次广广播时，RR1应该通通告这一信信息。但是是，除非协协议包含了了额外的机机制预防此此类情况，可可能有其他他的路由器器在R1广广播之前就就广播了其其路由。可可能假设一一个特殊的的情况，即即R2正好好在R1与与网络1连连接失效后后通告其路路由。因此此，R1就就会收到RR2的报文文，并对此此使用通常常的矢量距距离算法：它注意到到R2有到到达网络11的费用更更低的路由由，计算出出现在到达达网络1需需要3跳（RR2通告的的到网络11费用是22跳，再加加上到R22的1跳）。然然后在选路路表中装入入新的通过过R2到达达
21、网络1的的路由。图图1.4描述述了这个结结果。这样样的话，RR1和R22中的任一一个收到去去网络1的的数据报之之后，就会会把该报文文在两者之之间来回传传输直到寿寿命计时器器超时溢出出。这两个路由由器随后广广播的RIIP不能迅迅速解决这这个问题。在在下一轮交交换选路信信息的过程程中，R11通告它的的选路表中中的各个项项目。而RR2得知RR1到网络络1的距离离是3之后后，计算出出该路由新新长度4。到到第三轮的的时候，RR1收到从从R2传来来的路由距距离增加的的信息，把把自己的选选路表中该该路由的距距离增到55。如此循循环往复，直直至距离值值到达RIIP的极限限。1.2.1. 慢收敛问题题的解决对图
22、1.44的例子，可可以使用分分割范围更更新（spplit horiizon updaate）技技术来解决决慢收敛问问题。在使使用分割范范围技术时时，路由器器记录下收收到各路由由的接口，而而当这路由由器通告路路由时，就就不会把该该路由再通通过那个接接口送回去去。在该例例中，路由由器R2不不会把它到到网络1的的距离为22的路由再再通告给RR1，因此此一旦R11与网络11的连接失失效，它就就不会再通通告该路由由。经过几几轮选路更更新之后，所所有的机器器都会知道道网络1是是不可达的的。但是分分割范围更更新技术不不能解决所所有的拓扑扑结构中的的问题 。考虑慢收敛敛问题的另另一个方法法是使用信信息流的概概
23、念。如果果路由器通通告了到某某网络的短短路由，所所有接收路路由器迅速速地作出安安装该路由由的反应。当当路由器停停止通告某某路由，协协议在判断断该路由不不可达之前前，要依据据超时机制制来工作。当当超时出现现时，路由由器寻找替替代路由并并开始传播播此信息。不不幸的是，路路由器并不不知道这个个替代路由由是否要依依赖于刚刚刚消失的路路由。因此此，通常不不应迅速地地传播否定定的信息。有有一条警句句或谓一语语破的：好消息传播播得快，坏坏消息传播播得慢。解决慢收敛敛问题的另另一个技术术使用了抑抑制（hoold ddown）法法。抑制法法迫使参与与协议工作作的路由器器，在收到到关于某网网络不可达达的信息后后的
24、一段固固定时间内内，忽略任任何关于该该网络的路路由信息。这这段抑制时时间的典型型长度是660秒。该该技术的思思路是等待待足够的时时间以便确确信所有的的机器都收收到坏消息息，并且不不会错误地地接受内容容过时的报报文。需要要指出的是是，所有参参与RIPP的机器都都要遵循抑抑制策略，否否则仍然会会发生选路路回路现象象。抑制技技术的缺点点是：如果果出现了选选路回路，那那么在抑制制期间内这这些选路回回路仍然会会维持下去去。更严重重的是，在在抑制期间间所有不正正确的路由由也保留下下来了，即即使是有替替代路由的的存在。解决慢收敛敛问题的最最后一种技技术就是毒毒性逆转（poison reverse）。当一条连
25、接消失后，路由器在若干个更新周期内都有保留该路由，但是在广播路由时则规定该路由的费用为无限长。为提高毒性逆转法的效率，它应该与触发更新（triggered updates）技术结合。触发更新技术使得新信息，路由器减少了因为想信好消息而容易出错的时间。不幸的是，虽虽然触发更更新技术、毒毒性逆转技技术、抑制制技术和分分割范围技技术能够解解决一些问问题，但它它们又带来来了一些新新的问题。例例如，在许许多路由器器共享一个个公共网络络的结构中中采用触发发更新技术术的情况下下，一个广广播就能改改变这些路路由器的选选路表，引引发一轮新新的广播。如如果第二轮轮广播改变变了路由表表，它又会会引起更多多的广播。这
26、这就产生了了广播雪崩崩。使用广播技技术（这有有可能产生生选路回路路）和使用用抑制技术术防止慢收收敛问题，可可使得RIIP在广域域网上的工工作效率极极低。广播播要耗费大大量宝贵的的带宽。即即便不出现现广播雪崩崩现象，所所有机器周周期性地进进行广播也也意味着网网络流量随随着路由器器数目的增增加而增加加。而可能能出现的选选路回路在在线路容量量有限的情情况下可能能就是致命命的问题。当当兜圈子的的分组使得得线路的容容量饱和后后，路由器器要交换一一些选路报报文来打破破这种回路路，就变得得很困难甚甚至是不可可能的。同同样，在广广域网中，抑抑制期间可可能太长，使使得高层协协议使用的的定时器超超时从而中中断连接
27、。尽尽管有这些些熟知的问问题，但还还是有许多多的组织在在广域网上上使用RIIP作为IIGP。1.2.2. RIP报文文格式RIP报文文大致可分分为两类：选路信息息报文和对对信息的请请求报文。它它们都使用用同样的格格式，由固固定的首部部和后面可可选的网络络和距离序序偶列表组组成。图11.5给出出的报文的的格式：在在这个图中中，命令（CCOMMAAND）字字段按照下下表的规定定对应了各各种操作：08 1624 331命令(1-5)版本(1)必为零网1的协议议族必为零网1的IPP地址必为零必为零至网1的距距离网2的协议议族必为零网2的IPP地址必为零必为零至网2的距距离图1.5 RIPP报文的格格式
28、。在332比特的的首部之后后，报文包包含了一系系列的序偶偶，每个序序偶由一个个网络IPP地址和一一个到达该该网络的整整数距离值值构成命令含 义1 请求部分的的或全部的的选路信息息2 响应，包含含发送方选选路表内的的网络距离离序偶3 启动跟踪模模式（已过过时）4 关闭跟踪模模式（已过过时）5 保留由Suun Miicrossysteem公司内内部使用路由器或主主机通过发发送请求命命令向另一一个路由器器请求（rrequeest）选选路信息。路路由器使用用响应（rrespoonse）命命令回答。但但是在大多多数情况下下，路由器器不经请求求就周期性性发送响应应报文。版版本（VEERSIOON）字段段包
29、含了协协议的版本本号（目前前的值是11），接收收方检测该该字段以便便对报文作作出正确的的解释。1.2.3. RIP编址址约定RIP的普普遍适用性性也体现在在它传送网网络地址的的方式上。它它的地址格格式不局限限于供TCCP/IPP用户使用用，还能适适应其他网网络协议族族的规定。图图1.5中显显示出RIIP通告中中的每个网网络地址可可以长达114个八位位组。当然然，IP地地址仅需44个八位组组，RIPP定义余下下的八位组组必须为零零。网络ii族（FAAMILYY OF NET i）字段段指出了解解释它后面面出现的网网络地址时时应遵循的的协议族。RRIP对各各类地址族族的赋值遵遵循了4BBSD UU
30、NIX操操作系统的的规定（IIP地址类类型的赋值值是2）。除了正常的的IP地址址之外，RRIP规定定地址0.0.0.0作为默默认路由。RRIP对通通告的每个个路由，包包括默认路路由，都附附加了距离离度量标准准。因此可可以让两个个路由器以以不同的度度量标准来来通告默认认路由（如如到互连网网络的其余余部分的路路由），选选择其中的的一条作为为基本路径径，另一条条作为备用用。在RIP报报文每个项项目的最后后一个字段段是到网络络i的距离（DDISTAANCE TO NNET ii）字段，其其内容是到到达指定网网络的整数数型距离值值。距离值值是以跳数数作为度量量单位的，但但是它的取取值范围限限制在1到到1
31、6，116代表无无限远（也也就是说该该路由不存存在）。1.2.4. RIP报文文的发送RIP报文文中并没包包含显式的的长度字段段。相反，RRIP假设设底层投递递系统能够够告诉接收收方收到的的报文长度度。特别是是，在TCCP/IPP系统中，RRIP报文文依赖于UUDP来告告诉接收方方报文的长长度。RIIP工作在在UDP上上的端口是是520，虽虽然RIPP可以以不不同的UDDP端口来来发送请求求报文，但但是在接收收端的UDDP端口通通常都是5520，同同时这也是是RIP产产生广播报报文的源端端口。使用RIPP作为内部部路由器协协议限制选选路的度量量必须基于于跳数。但但跳数通常常仅仅提供供对网络响响
32、应能力和和容量的粗粗略估量，而而并不能产产生最佳路路由。此外外，基于最最小跳数来来计算路由由会有严重重的缺点，即即它会使选选路相对固固定不变，因因为路由不不能对网络络负荷的变变化作出反反应。1.3. OSPF随着Intterneet技术在在全球范围围的飞速发发展，OSSPF已成成为目前IInterrnet广广域网和IIntraanet企企业网采用用最多、应应用最广泛泛的路由协协议之一。OSPF（Open Shortest Path First）路由协议是由IETF（Internet Engineering Task Force）IGP工作小组提出的，是一种基于SPF算法的路由协议，目前使用的O
33、SPF协议是其第二版，定义于RFC1247和RFC1583。1.3.1. 概述OSPF路路由协议是是一种典型型的链路状状态（Liink-sstatee）的路由由协议，一一般用于同同一个路由由域内。在在这里，路路由域是指指一个自治治系统（AAutonnomouus Syystemm），即ASS，它是指指一组通过过统一的路路由政策或或路由协议议互相交换换路由信息息的网络。在在这个ASS中，所有有的OSPPF路由器器都维护一一个相同的的描述这个个AS结构的的数据库，该该数据库中中存放的是是路由域中中相应链路路的状态信信息，OSSPF路由由器正是通通过这个数数据库计算算出其OSSPF路由由表的。作为一
34、种链链路状态的的路由协议议，OSPPF将链路路状态广播播数据包LLSA（Linkk Staate AAdverrtiseementt）传送给给在某一区区域内的所所有路由器器，这一点点与距离矢矢量路由协协议不同。运运行距离矢矢量路由协协议的路由由器是将部部分或全部部的路由表表传递给与与其相邻的的路由器。1.3.2. 数据包格式式在OSPFF路由协议议的数据包包中，其数数据包头长长为24个字节节，包含如如下8个字段：* Verrsionn nummber-定义所采采用的OSSPF路由由协议的版版本。* Typpe-定义义OSPFF数据包类类型。OSSPF数据据包共有五五种：* Helllo-用用于
35、建立和和维护相邻邻的两个OOSPF路路由器的关关系，该数数据包是周周期性地发发送的。* Dattabasse Deescriiptioon-用于于描述整个个数据库，该该数据包仅仅在OSPPF初始化化时发送。* Linnk sttate requuest-用于向相相邻的OSSPF路由由器请求部部分或全部部的数据，这这种数据包包是在当路路由器发现现其数据已已经过期时时才发送的的。* Linnk sttate updaate-这这是对liink sstatee请求数据据包的响应应，即通常常所说的LLSA数据据包。* Linnk sttate acknnowleedgmeent-是是对LSAA数据包的
36、的响应。* Paccket lenggth-定定义整个数数据包的长长度。* Rouuter ID-用用于描述数数据包的源源地址，以以IP地址来来表示。* Areea IDD-用于区区分OSPPF数据包包属于的区区域号，所所有的OSSPF数据据包都属于于一个特定定的 OSPFF区域。* Cheecksuum-校验验位，用于于标记数据据包在传递递时有无误误码。* Autthentticattion typee-定义OSPPF验证类类型。* Autthentticattion-包含OSPPF验证信信息，长为为8个字节。1.3.3. OSPF基基本算法 SPF算算法及最短短路径树SPF算法法是OSPP
37、F路由协协议的基础础。SPFF算法有时时也被称为为Dijkkstraa算法，这这是因为最最短路径优优先算法SSPF是Dijkkstraa发明的。SSPF算法法将每一个个路由器作作为根（RROOT）来来计算其到到每一个目目的地路由由器的距离离，每一个个路由器根根据一个统统一的数据据库会计算算出路由域域的拓扑结结构图，该该结构图类类似于一棵棵树，在SSPF算法法中，被称称为最短路路径树。在在OSPFF路由协议议中，最短短路径树的的树干长度度，即OSSPF路由由器至每一一个目的地地路由器的的距离，称称为OSPPF的Costt，其算法法为：Cost = 10001006/链路路带宽在这里，链链路带宽以
38、以bps来表表示。也就就是说，OOSPF的的Costt 与链路路的带宽成成反比，带带宽越高，Cost越小，表示OSPF到目的地的距离越近。举例来说，FDDI或快速以太网的Cost为1，2M串行链路的Cost为48，10M以太网的Cost为10等。链路状态算算法作为一种典典型的链路路状态的路路由协议，OSPF还得遵循链路状态路由协议的统一算法。链路状态的算法非常简单，在这里将链路状态算法概括为以下四个步骤：1、 当路由器初初始化或当当网络结构构发生变化化（例如增增减路由器器，链路状状态发生变变化等）时时，路由器器会产生链链路状态广广播数据包包LSA（Linkk-Staate AAdverrtis
39、eementt），该数数据包里包包含路由器器上所有相相连链路，也也即为所有有端口的状状态信息。2、 所有路由器器会通过一一种被称为为刷新（FFloodding）的的方法来交交换链路状状态数据。Flooding是指路由器将其LSA数据包传送给所有与其相邻的OSPF路由器，相邻路由器根据其接收到的链路状态信息更新自己的数据库，并将该链路状态信息转送给与其相邻的路由器，直至稳定的一个过程。3、 当网网络重新稳稳定下来，也也可以说OOSPF路路由协议收收敛下来时时，所有的的路由器会会根据其各各自的链路路状态信息息数据库计计算出各自自的路由表表。该路由由表中包含含路由器到到每一个可可到达目的的地的Coo
40、st以及及到达该目目的地所要要转发的下下一个路由由器（neext-hhop）。4、 第44个步骤实实际上是指指OSPFF路由协议议的一个特特性。当网网络状态比比较稳定时时，网络中中传递的链链路状态信信息是比较较少的，或或者可以说说，当网络络稳定时，网网络中是比比较安静的的。这也正正是链路状状态路由协协议区别与与距离矢量量路由协议议的一大特特点。1.3.4. OSPF路路由协议的的基本特征征前文已经说说明了OSSPF路由由协议是一一种链路状状态的路由由协议，为为了更好地地说明OSSPF路由由协议的基基本特征，我我们将OSSPF路由由协议与距距离矢量路路由协议之之一的RIIP（Routting I
41、nfoormattion Prottocoll）作一比比较，归纳纳为如下几几点：* RIPP路由协议议中用于表表示目的网网络远近的的唯一参数数为跳（HHOP），也也即到达目目的网络所所要经过的的路由器个个数。在RRIP路由由协议中，该该参数被限限制为最大大15，也就就是说RIIP路由信信息最多能能传递至第第16个路由由器；对于于OSPFF路由协议议，路由表表中表示目目的网络的的参数为CCost，该该参数为一一虚拟值，与与网络中链链路的带宽宽等相关，也也就是说OOSPF路路由信息不不受物理跳跳数的限制制。并且，OSPF路由协议还支持TOS（Type of Service）路由，因此，OSPF比较
42、适合应用于大型网络中。* RIPP路由协议议不支持变变长子网屏屏蔽码（VVLSM），这这被认为是是RIP路由由协议不适适用于大型型网络的又又一重要原原因。采用用变长子网网屏蔽码可可以在最大大限度上节节约IP地址。OSSPF路由由协议对VVLSM有有良好的支支持性。* RIPP路由协议议路由收敛敛较慢。RRIP路由由协议周期期性地将整整个路由表表作为路由由信息广播播至网络中中，该广播播周期为330秒。在在一个较为为大型的网网络中，RRIP协议议会产生很很大的广播播信息，占占用较多的的网络带宽宽资源；并并且由于RRIP协议议30秒的广广播周期，影影响了RIIP路由协协议的收敛敛，甚至出出现不收敛敛
43、的现象。而而OSPFF是一种链链路状态的的路由协议议，当网络络比较稳定定时，网络络中的路由由信息是比比较少的，并并且其广播播也不是周周期性的，因因此OSPPF路由协协议即使是是在大型网网络中也能能够较快地地收敛。* 在RIIP协议中中，网络是是一个平面面的概念，并并无区域及及边界等的的定义。随随着无级路路由CIDDR概念的的出现，RRIP协议议就明显落落伍了。在在OSPFF路由协议议中，一个个网络，或或者说是一一个路由域域可以划分分为很多个个区域arrea，每每一个区域域通过OSSPF边界界路由器相相连，区域域间可以通通过路由总总结（Suummarry）来减减少路由信信息，减小小路由表，提提高
44、路由器器的运算速速度。一个个典型的OOSPF网网络结构可可以参见附附图二附图2：OOSPF典典型结构* OSPPF路由协协议支持路路由验证，只只有互相通通过路由验验证的路由由器之间才才能交换路路由信息。并并且OSPPF可以对对不同的区区域定义不不同的验证证方式，提提高网络的的安全性。* OSPPF路由协协议对负载载分担的支支持性能较较好。OSSPF路由由协议支持持多条Coost相同同的链路上上的负载分分担，目前前一些厂家家的路由器器支持6条链路的的负载分担担。1.3.5. 区域及域间间路由前文已经提提到过，在在OSPFF路由协议议的定义中中，可以将将一个路由由域或者一一个自治系系统AS划分为为
45、几个区域域。在OSSPF中，由由按照一定定的OSPPF路由法法则组合在在一起的一一组网络或或路由器的的集合称为为区域（AAREA）。在OSPFF路由协议议中，每一一个区域中中的路由器器都按照该该区域中定定义的链路路状态算法法来计算网网络拓扑结结构，这意意味着每一一个区域都都有着该区区域独立的的网络拓扑扑数据库及及网络拓扑扑图。对于于每一个区区域，其网网络拓扑结结构在区域域外是不可可见的，同同样，在每每一个区域域中的路由由器对其域域外的其余余网络结构构也不了解解。这意味味着OSPPF路由域域中的网络络链路状态态数据广播播被区域的的边界挡住住了，这样样做有利于于减少网络络中链路状状态数据包包在全网
46、范范围内的广广播，也是是OSPFF将其路由由域或一个个AS划分成成很多个区区域的重要要原因。随着区域概概念的引入入，意味着着不再是在在同一个AAS内的所所有路由器器都有一个个相同的链链路状态数数据库，而而是路由器器具有与其其相连的每每一个区域域的链路状状态信息，即即该区域的的结构数据据库，当一一个路由器器与多个区区域相连时时，我们称称之为区域域边界路由由器。一个个区域边界界路由器有有自身相连连的所有区区域的网络络结构数据据。在同一一个区域中中的两个路路由器有着着对该区域域相同的结结构数据库库。我们可以根根据IP数据包包的目的地地地址及源源地址将OOSPF路路由域中的的路由分成成两类，当当目的地与与源地址处处于同一个个区域中时时，称为区区域内路由由，当目的的地与源地地址处于不不同的区域域甚至处于于不同的AAS时，我我们称之为为域间路由由。OSPF的的骨干区域域及虚拟链链路（Viirtuaal-liink）在OSPFF路由协议议中存在一一个骨干区区域（Baackboone），该该区域包括括属于这个个区域的网网络及相应应的路由器器，骨干区区域必须是是连续的，同同时也要求求其余区域域必须与骨骨干区域直直接相连。骨骨干区域一一般为区域域0，其主要要工作是在在其余区域域间传递路路由信息。所所有的