2.3 Концепції протоколів маршрутизації

Більшість протоколів маршрутизації, використовуваних сьогодні, ґрунтовано на одному з двох алгоритмів розподілюваної маршрутизації: аналіз стану каналу й дистанційний вектор. Нижче ми обговоримо різні властивості алгоритмів дистанційного вектора і аналізу стану каналу.

2.3.1 Дистанційно-векторні протоколи маршрутизації

Дистанційно-векторні протоколи маршрутизації іноді називають протоколами Беллмана–Форда (Bellman–Ford) на честь винахідників алгоритму обчислень найкоротших маршрутів, які вперше описали механізм розподілюваного застосовування цього алгоритму. Термін дистанційний вектор (distance vector) виник з огляду на те, що в протоколі є вектор (список) відстаней (лічильник переприймань чи інші параметри), пов'язаний з кожним префіксом одержувача, котрий міститься в повідомленні про маршрут.

Дистанційно-векторні протоколи маршрутизації, такі як протокол маршрутної інформації Routing Information Protocol (RIP), при обчислюванні маршруту використовують механізм розподілюваних обчислень для кожного префікса пункту призначення. Іншими словами, для роботи дистанційно-векторних протоколів необхідно, щоби кожен вузол окремо займався обчисленням щонайоптимальнішого маршруту (витікаючого з'єднання) для кожного префікса пункту призначення.

Обравши оптимальний маршрут, маршрутизатор надсилає дистанційні вектори своїм сусідам, повідомляючи їх в такий спосіб про доступність кожного з пунктів призначення і про метрики маршрутів, які обрано для доставляння даних до відповідного пункту призначення. Паралельно сусідні з маршрутизатором вузли також обчислюють оптимальний маршрут до кожного пункту призначення і повідомляють своїх сусідів про доступні маршрути (і пов'язані з ними метрики), за допомогою яких можна досягти заданого пункту призначення. На підставі квитанцій (звітних повідомлень) від сусідів, де детально описується маршрут до пункту призначення і його метрики, маршрутизатор може "вирішити", що існує оптимальний маршрут через іншого сусіда. Потім він повторно розсилає повідомлення про наявні маршрути та їхні метрики своїм сусідам. Ці процедури повторюються доти, допоки всі маршрутизатори не визначать оптимальні маршрути для кожного пункту призначення.

Ще при обчислюванні переприймань слід враховувати обмеження, накладувані на кількість переприймань, тобто їх не може бути нескінченна кількість. У дистанційно-векторних протоколах (наприклад в RIP-1) кількість переприймань обмежена переважно числом 15. За перевищення цієї межі вузол вважається за недоступний на заданому маршруті. Отже, поширювання інформації про маршрути у великих мережах також спричинює певні проблеми (у тих з них, де налічується понад 15 вузлів на маршрут). Залежність від кількості переприймань — одна з визначальних характеристик дистанційно-векторних протоколів, хоча новіші протоколи цієї категорії (RIP-2 та EIGRP) не мають таких обмежень.

Ще один недолік — спосіб обміну маршрутною інформацією. Для традиційних дистанційно-векторних протоколів сьогодні застосовується така концепція: маршрутизатори ведуть обмін всіма IP-адресами, які може бути досягнуто за періодичного обміну даними за допомогою широкомовних анонсів дистанційних векторів. Ці широкомовні повідомлення розсилаються згідно з "таймером оновлювань" (refresh timer), встановленим для кожного повідомлення. Отже, якщо завершується термін роботи "таймера оновлювань" і при цьому надходить нова маршрутна інформація, котра потребує пересилання до сусідів, цей таймер скидається, — і маршрутна інформація не пересилається доти, допоки термін роботи таймера знову не завершиться.

Тепер розглянемо, що трапилось би , якби з’єднання чи певний маршрут раптом стали недоступні з якихось причин одразу після оновлення маршрутів. Поширювання маршрутної інформації з відомостями про неробочий маршрут було б затримано на певний час до завершення терміну роботи "таймера оновлювання", отже виникло б значне уповільнення при оновлюванні маршрутної інформації.

У нові модифікації дистанційно-векторних протоколів, таких як EIGRP та RIP-2, упроваджено концепцію тригерних оновлювань (triggerred updates). Тригерні оновлювання поширюють повідомлення про відмови в міру їхньої появи, що значно прискорює обмін маршрутною інформацією.

Отже, можна зробити висновок про те, що в крупних і навіть невеликих мережах з великою кількістю вузлів періодичний обмін таблицями маршрутів з сусідніми вузлами може бути надто потужним за обсягом, що утруднює обслуговування й уповільнює обмін маршрутною інформацією. Навантаження на процесори та канали зв'язку, зумовлене періодичним обміном маршрутною інформацією, також може негативно впливати на загальну продуктивність мережі. Ще одна властивість, притаманна новим дистанційно-векторним протоколам, — підвищена надійність при передаванні дистанційних векторів поміж сусідами, що усуває необхідність періодично повторювати повні таблиці маршрутів.

Конвергенція (convergence) — це інтервал часу, за який оновлюються всі маршрути в мережі, тобто встановлюється факт існування, відсутності чи зміни того чи іншого маршруту. Старі дистанційно-векторні протоколи працювали за принципом періодичного оновлювання маршрутів з використовуванням таймерів утримування: якщо упродовж певного часу інформація про маршрут не надходила, то цей маршрут "заморожувався" (утримувався) і вилучався з таблиці маршрутів. Процес утримування і вилучання з таблиці маршрутів у великих мережах міг тривати кілька хвилин, допоки не проходила повна конвергенція, тобто допоки всім вузлам мережі повідомлялась інформація про зникнення маршруту. Затримка поміж моментом, коли маршрут ставав недоступним, і його вилучення з таблиці маршрутів може призвести до утворювання тимчасових петель або навіть "чорних дірок".

У деяких дистанційно-векторних протоколах (наприклад у RIP) при зникненні активного маршруту і його появі, але вже з вищою метрикою (що ймовірно згенеровано іншим маршрутизатором, який повідомив про можливий альтернативний маршрут), маршрут, як і раніш, залишається в "замороженому" стані. Отже, час конвергенції для всієї мережі залишається доволі великим.

Ще один серйозний недолік дистанційно-векторних протоколів першого покоління — їхня класова природа та відсутність повноцінної підтримки VLSM та CIDR. При оновлянні маршрутної інформації ці дистанційно-векторні протоколи не передають дані про мережні маски й, отже, не можуть підтримувати ці технології. У протоколі RIP-1 маршрутизатор, який приймає оновлювання маршрутів через певний інтерфейс, підставлятиме до такого надсилання власну локальну маску підмережі. Протокол IGRP робить те ж саме, що й RIP-1, але він, окрім того, прив'язується до мережних масок мереж класу А, В та С, якщо частина переданої мережної адреси не відповідає локальній мережній адресі. Все це призводить до певних утруднень (в тому разі, якщо інтерфейс належить мережі, яку розбито на підмережі за допомогою масок змінної довжини) і неправильної інтерпретації оновлювання маршрутів, які приймаються. У новітніх дистанційно-векторних протоколах, таких як RIP-2 і EIGRP, зазначені недоліки усунуті.

З метою виправляння недоліків старих дистанційно-векторних протоколів маршрутизації було розроблено кілька їхніх модифікацій. Так, наприклад, протоколи RIP-2 та EIGRP вже підтримують роботу з VLSM та CIDR. До того ж протоколи IGRP та EIGRP здатні сприймати складні метрики, які використовуються для подавання характеристик з'єднань складових маршруту (таких як смуга пропускання, поточне навантаження, затримки, розмір переданого блока (MTU) тощо), за допомогою яких можна обчислити більш вдалий маршрут, ніж за простого підрахунку кількості переприймань.

Простота й довершеність дистанційно-векторних протоколів стала причиною їхньої широкої популярності. Основний недолік протоколів цього класу — повільна конвергенція, що може стати каталізатором утворювання петель і "чорних дірок" за змінювання топології мережі. Проте в останніх модифікаціях дистанційно-векторних протоколів, зокрема в EIGRP, досягається доволі оптимальна конвергенція.

BGP також належить до сімейства дистанційно-векторних протоколів. Окрім звичайних параметрів, властивих цим протоколам, у BGP використовується додатковий механізм, який іменується вектором маршруту (path vector), завдяки якому усувається проблема обмеження кількості переприймань. По суті, вектор маршруту містить список доменів маршрутизації (номери автономних систем), за яким пролягає той чи інший маршрут. Якщо домен одержує інформацію про маршрут, який вже має ідентифікатор домена, то такий маршрут ігнорується. Ця маршрутна інформація дозволяє уникати утворювання петель маршрутизації.