EIGRP路由協(xié)議的算法

發(fā)布時(shí)間： 2022-09-05 10:43:49

EIGRP路由協(xié)議的算法，EIGRP路由協(xié)議使用DUAL算法計(jì)算和重計(jì)算路由。該算法可以讓運(yùn)行EIGRP協(xié)議的網(wǎng)絡(luò)在出現(xiàn)拓?fù)渥兓瘯r(shí)，快速地進(jìn)行收斂。我們將以圖1到圖6為例說明DUAL算法的計(jì)算原理。

圖1 網(wǎng)絡(luò)的穩(wěn)定狀態(tài)

圖6 路由器E向路由器D發(fā)出答復(fù)包

首先，我們需要明確以下幾個(gè)概念。

● FD(Feasible Distance，F(xiàn)D)

FD是到達(dá)目的網(wǎng)段的最小開銷。當(dāng)?shù)竭_(dá)目的網(wǎng)段存在多條路徑時(shí)，具有與FD相等開銷的路徑就是后繼。

● RD(Reported Distance，RD)

RD是鄰居通告給路由器的，從鄰居處到達(dá)目的網(wǎng)段的開銷。

● 后繼(Successor)

到達(dá)目的網(wǎng)段開銷最小的路徑，它被記入路由表，成為路由。

● 可行性后繼(Feasible Successor，F(xiàn)S)

它是后繼的備份路徑，但不是所有到達(dá)目的網(wǎng)段的路徑都可以成為后繼或可行性后繼。

下面我們來看圖1。

從圖1中我們可以看到，這個(gè)網(wǎng)絡(luò)處于穩(wěn)定狀態(tài)。

路由器C、路由器D、路由器E到達(dá)網(wǎng)段a的后繼分別是通過路由器B和路由器D的路徑。雖然每臺路由器都有多條路徑可以到達(dá)網(wǎng)段a，但是只有路由器C有一條可行性后繼，也就是說只有路由器C的拓?fù)浔砝镉械竭_(dá)網(wǎng)段a的備份路徑。這是因?yàn)槿绻粭l路徑的RD大于或等于到達(dá)目的網(wǎng)段的FD，則該路徑不能成為可行性后繼。

在路由器C到達(dá)網(wǎng)段a的三條路徑中，通過路由器B的路徑是后繼;通過路由器D的路徑的RD小于后繼的FD，則這條路徑是可行性后繼;通過路由器E的路徑的RD等于后繼的FD，它不能成為可行性后繼，不能被記入拓?fù)浔怼?/p>

路由器D和路由器E的拓?fù)浔砝餂]有到達(dá)網(wǎng)段a的可行性后繼。

這時(shí)，當(dāng)網(wǎng)絡(luò)里路由器B和路由器D之間的鏈路突然出現(xiàn)了故障，如圖2所示，路由器D失去了到達(dá)網(wǎng)段a的后繼，網(wǎng)絡(luò)開始收斂操作。

圖2 路由器B與路由器D之間的鏈路發(fā)生故障

從圖2中我們可以看到，當(dāng)路由器D發(fā)現(xiàn)它和路由器B之間的鏈路發(fā)生了故障時(shí)，它的路由表和拓?fù)浔砝镪P(guān)于網(wǎng)段a的后繼失效。雖然路由器D還可以通過路由器C到達(dá)網(wǎng)段a，但是該路徑的RD大于后繼的FD，它不是可行性后繼，該路徑不在路由器D的拓?fù)浔砝?。?shí)際上，路由器D除了經(jīng)過路由器B的路徑外，并不知道其他的到達(dá)網(wǎng)段a的路徑。

于是，如圖3所示，路由器D向鄰居發(fā)出請求包，要求得到到達(dá)網(wǎng)段a的路徑信息。

圖3 路由器D向鄰居發(fā)出請求包

從圖3中我們可以看出，當(dāng)路由器D向鄰居發(fā)出請求包的時(shí)候，路由器D會將自己拓?fù)浔碇械竭_(dá)網(wǎng)段a的條目置為“ACTIVE”狀態(tài)，該狀態(tài)意味著該條目目前正處于收斂之中。

路由器C收到路由器D的請求包時(shí)，它意識到它通過路由器D到達(dá)網(wǎng)段a的可行性后繼已經(jīng)失效，它會將該條目從拓?fù)浔碇幸瞥?/p>

另外，當(dāng)路由器E收到路由器D的請求包時(shí)，它意識到自己到達(dá)網(wǎng)段a的后繼也失效了。由于與路由器D同樣的原因，路由器E也只知道一條到達(dá)網(wǎng)段a的路徑，即通過路由器D的路徑。路由器E也要向鄰居請求得到到達(dá)網(wǎng)段a的路徑信息，如圖4所示。