Павликевич М.Й Телекомунікаційні мережі ч2. Мережі ІР

Подождите немного. Документ загружается.

2. Мережі IP.

_______________________________________________________________________________________

___________________________________________________________________________________________________

М. Павликевич. Телекомунікаційні мережі. Навчальний посібник для студентів спеціальності

"Інформаційні мережі зв'язку, 2009.

101

План IP-адрес - це тільки частина завдання. Також необхідно встановити базовий роутінг між

самими підмережами, а також між підмережами та Internet. У простих мережах, таких, як описана у

цьому прикладі, найпростіший спосіб полягає у використанні статичних маршрутів. Кожен із трьох

роутерів у мережі повинен бути сконфігурований із статичними маршрутами, які вказують, як

осягнути інші частини мережі.

Рис. 6.11. Об’єднання декількох LAN з доступом до Internet.

Приймемо, що роутери мають такі IP-адреси:

Роут

ер A

LAN A

192.168.1.1

Роут

ер B

LAN A

192.168.1.2

Роут

ер C

LAN A

192.168.1.3

Роут

ер B

LAN B

192.168.1.129

Роут

ер C

LAN C

192.168.1.193

Тоді потрібні такі статичні маршрути:

Роут

ер A

підмережа

LAN

осяжна через

роут

ер B

підмережа LAN C осяжна через

роут

ер C

Роут

ер B

Internet осяжний через

роут

ер A

підмережа LAN

C осяжна через

роут

ер C

Роут

ер C

Internet осяжний через

роут

ер A

підмережа LAN B осяжна через

роут

ер B

Таблиця роутінгу для цих маршрутів має наступний вигляд:

Вузол

Адреса

мережі

Мережна маска Шлюз Інтерфейс

Роут

ер A

192.168.1.128

255.255.255.192

2.168.1.2

192.168.1.1

192.168.1.192

255.255.255.224

192.168.1.3

192.168.1.1

Роут

ер B

0.0.0.0

255.255.255.255

192.168.1.1

192.168.1.2

192.168.1.192

255.255.255.224

192.168.1.3

192.168.1.2

Роут

ер C

0.0.0.0

255.255.255.255

192.168.1.1

192.168.1.3

192.168.1.128

255.255.255.192

192.168.1.2

192.168.1.3

Крім того, всі три роутери повинні отримати конфігураційні команди для безкласового роутінгу.

2. Мережі IP.

_______________________________________________________________________________________

___________________________________________________________________________________________________

М. Павликевич. Телекомунікаційні мережі. Навчальний посібник для студентів спеціальності

"Інформаційні мережі зв'язку, 2009.

102

6.4.7. Замовник з окремими LAN, сполученими через виділені лінії

Рис. 6.12. Сполучення LAN через виділені лінії.

Відмінність цього прикладу (рис. 6.12) від попереднього полягає в тому, що замовник має

підмережі, під’єднані через виділені лінії. Приймемо, що замовник має ту ж кількість станцій, що й у

попередньому прикладі, так що підмережі в LAN A, B і C мають 128, 64 і 32 IP-адреси відповідно.

Додатково для під'єднання через виділені лінії потрібні дві підмережі, кожна з двома IP-адресами

(маска 255.255.255.252). План організації підмереж виглядає так:

Підмережа 1

LAN A

192.168.1.0

255.255.255.128

126 адрес ста

нцій

Підмережа 2

LAN B

192.168.1.128

255.255.255.192

62 адреси станцій

Підмережа 3

LAN C

192.168.1.192

255.255.255.224

30 адрес станцій

Підмережа 4

Зв

’

язок A

192.168.1.224

255.255.255.252

2 адреси станцій

Підмережа 5

Зв

’

язок B

192.168.1.228

255.255.25

5.252

2 адреси станцій

Підмережа 6

не використовується

192.168.1.232

255.255.255.252

2 адреси станцій

Підмережа 7

не використовується

192.168.1.236

255.255.255.252

2 адреси станцій

Підмережа 8

не використовується

192.168.1.240

255.255.255.240

14 адрес

станцій

Таблиця роутінгу для цих маршрутів має такий вигляд:

Вузол Адреса мережі

Мережн

а маска

Шлюз Інтерфейс

Роут

ер A

192.168.1.128

255.255.255.192

192.168.1.2

192.168.1.1

192.168.1.192

255.255.255.224

192.168.1.2

192.168.1.1

Роут

ер B

0.0.0.0

255.

255.255.255

192.168.1.1

192.168.1.2

192.168.1.128

255.255.255.192

192.168.1.226

192.168.1.225

192.168.1.192

255.255.255.224

192.168.1.230

192.168.1.229

2. Мережі IP.

_______________________________________________________________________________________

___________________________________________________________________________________________________

М. Павликевич. Телекомунікаційні мережі. Навчальний посібник для студентів спеціальності

"Інформаційні мережі зв'язку, 2009.

103

Вузол Адреса мережі

Мережн

а маска

Шлюз Інтерфейс

Роут

ер C1

0.0.0.0

255.255.255.255

192.168.1.225

192.168.1.226

Роут

ер C2

0.0.0.0

255.255.255.

255

192.168.1.229

192.168.1.230

6.4.8. Замовник із сервером мережного доступу

Рис. 6.13. Об’єднання мереж із серверами доступу.

Рис. 6.13 показує типову організацію мережі для сервіс-провайдера Internet (Internet Service

Provider - ISP) із серверами мережного доступу (Network Access Server - NAS). Звичайно кожен NAS

під'єднаний до під мережі, IP-адреси для якої динамічно призначаються користувачам із доступом

через телефонні лінії.

Приймемо, що провайдер виділив діапазон адрес 192.168.1.0/255.255.255.0 і що замовник

потребує під’єдання 4 пристроїв NAS, кожен із 12 портами. Він також має WWW, DNS та інші

сервери в магістралі LAN, яка сполучає сервери, NAS та Internet-роутер. Придатний план підмережі

може передбачати призначення маски 255.255.255.224 (32 адреси станцій) для магістральної LAN.

Також кожен NAS під'єднаний до підмережі з маскою 255.255.255.240 (14 адрес станцій):

Підмережа 1

МАГІСТРАЛЬ

192.168.1.0

255.255.255.224

30 адрес станцій

Підмережа 2

NAS 1

192.168.1.32

255.255.255.240

14 адрес станцій

Під

мережа 3

NAS 2

192.168.1.48

255.255.255.240

14 адрес станцій

Підмережа 4

NAS 3

192.168.1.64

255.255.255.240

14 адрес станцій

Підмережа 5

NAS 4

192.168.1.80

255.255.255.240

14 адрес станцій

Приймемо такі адреси для роутерів та NAS:

Роут

ер A

192.168.1.1

NAS 1

192.168.1.2

NAS 2

192.168.1.3

NAS 3

192.168.1.4

2. Мережі IP.

_______________________________________________________________________________________

___________________________________________________________________________________________________

М. Павликевич. Телекомунікаційні мережі. Навчальний посібник для студентів спеціальності

"Інформаційні мережі зв'язку, 2009.

104

NAS 4

192.168.1.5

Таблиця роутінгу для роутера A, відповідна до цього плану, виглядає так:

Вузол

Адреса

мережі

Мережн

а маска

Шлюз

Інтерфейс

Роут

ер A

192.168.1.32

255.255.255.240

192.168.1.2

192.

168.1.1

192.168.1.48

255.255.255.240

192.168.1.3

192.168.1.1

192.168.1.64

255.255.255.240

192.168.1.4

192.168.1.1

192.168.1.80

255.255.255.240

192.168.1.5

192.168.1.1

Оскільки неймовірно, щоб пристрої NAS маршрутували пакети від одного порта dial-in до іншого, і

нема інших підмереж, під'єднаних до магістралі і до портів dial-in, то в цьому випадку достатньо

конфігурувати пристрої NAS з адресою 192.168.1.1 (роутер A) як шлюзом за замовчуванням або мати

статичний маршрут за замовчуванням, який вказує на роутер A:

ip route 0.0.0.0 255.255.255.255 92.168.1.1

6.5. Динамічний роутінг

6.5.1. Роутінг з частковою інформацією

Проектанти Internet вибрали архітектуру роутінгу, яка складається з малої центральної

множини роутерів, які утримують повну інформації про всі можливі призначення, і великої множини

віддалених роутерів, які утримують тільки часткову інформацію. Перевага використання часткової

інформації у віддалених роутерах полягає у тому, що локальні адміністратори можуть керувати

локальні структурні зміни, не впливаючи на решту Internet. Недоліком є те, що виникає можливість

порушення цілісності. В найгіршому випадку помилка у віддаленому роутері робить недосяжним

віддалений маршрут.

Роутери в ранньому Internet поділяли на дві групи: малу систему роутерів ядра, керованих

централізовано, і велику множину периферійних роутерів (noncore router, stub router), керованих

окремими групами. Система ядра спроектована для забезпечення надійних, цілісних та авторитетних

маршрутів для всіх можливих призначень, що уможливлює універсальність взаємозв’язків. Кожен

вузол, якому призначена IP-адреса, може забезпечити оголошення цієї адреси в системі ядра. Роутери

ядра комунікуються між собою, що гарантує цілісність спільної інформації. Оскільки центральний

орган моніторує і контролює роутери ядра, то вони є високонадійними.

Рис. 6.14. Система роутерів ядра у магістралі глобальної мережі.

Для кращого зрозуміння системи роутерів ядра розглянемо рис. 6.14, на якому показано

магістраль глобальної мережі, до якої через роутери ядра під’єднані локальні мережі. Нехай роутери

R1, R2,…, Rn здійснюють побудову марштурів на підставі часткової інформації. Не знаходячи

2. Мережі IP.

_______________________________________________________________________________________

___________________________________________________________________________________________________

М. Павликевич. Телекомунікаційні мережі. Навчальний посібник для студентів спеціальності

"Інформаційні мережі зв'язку, 2009.

105

точного маршруту до призначення, кожен з цих роутерів вибирає маршрут за замовчуванням до

наступного роутера, як це показано стрілками. З рис. 6.14 видно, що в найгіршому випадку данограма

пересилається від джерела до призначення через усі n роутерів, замість того, щоб скеровуватися

безпосередньо через магістраль до потрібного роутера.

Щоб уникнути такої неефективності, проектанти Internet організували обмін роутінговою

інформацією між усіма роутерами ядра, так що кожен з них має повну інформацію про оптимальні

маршрути до всіх можливих призначень (рис. 6.15). Тоді роутери ядра не потребують

використовувати маршрути за замовчуванням. Периферійні роутери G1…Gn утримують інформацію

про локальні призначення і використовують маршрути за замовчуванням до роутерів ядра.

Рис. 6.15. Система ядра і периферійні роутери.

Однак зображена архітектура непрактична з трьох причин. По-перше, Internet занадто великий для

окремої магістралі з централізованим управлінням. Топологія мережі та протоколи стають занадто

складними. По-друге, не кожен вузол може мати свій роутер ядра, під’єднаний до головної

магістралі, так що необхідні додаткова структура і протоколи роутінгу. По-третє, оскільки роутери

ядра взаємодіють для отримання сумісної і цілісної роутінгової інформації, то архітектура ядра не

може бути довільно масштабована.

6.5.1.1.

Від архітектури ядра до магістралей-партнерів

Розглянемо архітектуру мережі, яка має дві рівнозначні магістралі, сполучені між собою (рис.

6.16).

Рис. 6.16. Дві магістралі-партнери, сполучені роутерами.

Основна концептуальна відмінність такого сполучення від розгляненого вище полягає у наявності

багатьох сполучень між магістралями-партнерами. Складність IP-роутінгу при цьому викликана

наявністю декількох можливих маршрутів між станціями, під’єднаними до різних магістралей,

наприклад, між станціями 1 і 3. У більшості випадків трафік між станціями повинен пересилатися

через найкоротший шлях, наприклад, маршрут від станції 1 до станції 3 повинен пролягати через

роутер R1. Однак це може бути важко зреалізувати з двох причин. По-перше, хоч стандартний

алгоритм IP-роутінгу використовує тільки мережну частину IP-адреси для вибору маршруту, однак

2. Мережі IP.

_______________________________________________________________________________________

___________________________________________________________________________________________________

М. Павликевич. Телекомунікаційні мережі. Навчальний посібник для студентів спеціальності

"Інформаційні мережі зв'язку, 2009.

106

оптимальний роутінг в архітектурі магістралей-партнерів вимагає індивідуальних маршрутів для

окремих станцій. Для прикладу на рис. 3.47, станція 3 потребує різних маршрутів до стнцій 1 і 2, хоч

обидві ці станції під’єднані до магістралі 1. По-друге мережні адміністратори цих двох магістралей

повинні домовитися про утримання сумісності маршрутів через усі роутери, бо інакше може

виникнути петля роутінгу.

Важливо розрізняти мережну топологію від архітектури роутінгу. Можна, наприклад, мати

окрему систему ядра, яка охоплює багато магістральних мереж. Роутери ядра можна запрограмувати

так, щоб вони не бачили віддалених архітектурних подробиць і обчислювали найкоротші маршрути.

Однак, неможливо розділити систему ядра на підсистеми, кожна з яких утримувала б часткову

інформацію без втрати функціональності, як це показано на рис. 6.17. Тут показано розділення

архітектури роутінгу ядра на дві підсистеми роутерів, які утримують часткову інформацію і

використовують маршрути за замовчуванням. Така архітектура призводить до виникнення петлі

роутінгу для данограм, які мають неправильні (відсутні) призначення.

Рис. 6.17. Виникнення петлі роутінгу при поділі системи ядра на дві підсистеми.

Система роутерів ядра достатня, якщо мережа складається з одної магістралі та системи

під’єднаних до неї локальних мереж (рис. 6.14). Кожен роутер знає про одну локальну мережу, до

якої він під’єднаний і навчається про всі інші мережі, комунікуючись через магістраль з іншими

роутерами. Однак, навіть коли всі роутери безпосередньо беруть участь у модифікації маршрутів,

протокол діє незадовільно за винятком тривіальних мереж. По-перше, навіть коли кожен вузол (site),

під’єднаний до загальної мережі, має тільки одну локальну мережу, архітектура ядра неадекватна, бо

вона не може зростати, щоб пристосуватися до довільної кількості вузлів. По-друге, більшість вузлів

містять багато локальних мереж і багато роутерів, які сполучають ці мережі. Оскільки роутер ядра

повинен бути під’єднаний до одної мережі в кожному вузлі, то ядро знає тільки про одну мережу в

цьому вузлі. По-третє, загальна мережа об’єднує систему мереж, керованих незалежними групами.

Архітектура роутінгу мусить забезпечити кожній групі спосіб незалежного управління роутінгом і

доступом.

Розглянемо архітектуру загальної мережі, яка складається з одної або більше магістральних

мереж, охоплених системою роутерів ядра. Система ядра вважається центральним механізмом

роутінгу, до якої периферійні роутери висилають данограми для доручення (рис. 6.18).

Рис. 6.18. Проблема надлишкового стрибка.

Відзначимо, що роутери ядра R1 і R2, під’єднані до локальних мереж 1 і 2, можуть досягнути кожну з

них. Якщо ж периферійний роутер R3 вибере один з роутерів ядра, R1 або R2, для доручення

данограм до мережі, з якою він не сполучений безпосередньо, то у багатьох випадках це спричинить

появу надлишкового стрибка через магістральну мережу. Наприклад, вибір роутера R1 і висилання до

2. Мережі IP.

_______________________________________________________________________________________

___________________________________________________________________________________________________

М. Павликевич. Телекомунікаційні мережі. Навчальний посібник для студентів спеціальності

"Інформаційні мережі зв'язку, 2009.

107

нього данограми, призначеної для локальної мережі 2 викличе необхідність пересилання цієї

данограми від R1 до R2 і далі до мережі 2, тобто надлишковий стрибок. Зауважимо, що

переспрямування через протокол ICMP тут неможливе, бо повідомлення ICMP про переспрямування

можуть бути вислані тільки до початкового джерела, а не до проміжного роутера. Тому потрібний

механізм, який дозволив би периферійним роутерам вивчати маршрути від роутерів ядра, щоб

вибрати оптимальний маршрут через магістраль.

Якщо вузол (site) маєбагато локальних мереж і роутерів, які не під’єднані безпосередньо до

ядра, то потрібен додатковий механізм, щоб система ядра знала про це. Розглянемо систему мереж і

роутерів, зображену на рис. 6.19. Приймемо, що роутери R2, R3 і R4 мають маршрути до всіх

чотирьох локальних мереж і маршрути за замовчуванням до роутера ядра R1. Станції, під’єднані до

локальної мережі 4, можуть комунікуватися між собою, і будь-яка станція з мережі може

маршрутувати пакети назовні до інших вузлів магістралі. Однак, оскільки роутер R1 під’єднаний

тільки до локальної мережі 1, то він не знає про локальну мережу 4. Тому, з точки зору системи ядра,

локальна мережа 4 невидима з локальної мережі 1. Тому потрібен механізм, який дозволяв би

периферійним роутерам інформувати ядро про невидимі мережі.

Рис. 6.19. Під’єднання багатьох локальних мереж з роутерами до системи ядра.

6.5.1.2.

Концепція автономної системи

Вказані вище складнощі щодо обміну інформацією зі системою ядра про досяжність мереж

виникають тому, що бралися до уваги тільки аспекти архітектури роутінгу і не розглядалося

адміністрування мережею. Складні топології, подібні до показаних на рис. , виникають тоді, коли

вузол належить окремій організації, яка має локальні мережі під своїм адміністративним управлінням

(корпоративна мережа). Адміністративний орган може гарантувати, що внутрішні маршрути є

узгодженими і життєздатними. Крім того, адміністративний орган може виділити один роутер, який

інформуватиме зовнішнє середовище про досяжність мереж. Наприклад, роутер R3 на рис 6.19 може

оголошувати досяжність мереж 2, 3 і 4, приймаючи, що система ядра завжди знає про мережу 1, яка

під’єднана безпосередньо до роутера ядра R1.

З точки зору роутінгу група мереж і роутерів, керованих окремим адміністративним органом,

називають автономною системою. Роутери всередині автономної системи можуть використовувати

власні механізми для дослідження, створення і перевірки узгодженості маршрутів. Відзначимо, що

згідно з цим означенням роутери ядра формують автономну систему. Концептуально ідея автономної

системи є природнім узагальненням архітектури, зображеної на рис. 6.14, де локальні мережі слід

замінити автономними системами. Рис. 6.20 ілюструє цю ідею. Кожна автономна система містить

багато локальних мереж і роутерів, підпорядкованих одному адміністративному органу.

Щоб забезпечити досяжність мереж, невидимих всередині автономних систем, через загальну

мережу, кожна автономна система повинна узгодити оголошення інформації про досяжність мереж з

іншими автономними системами. Хоч такі оголошення можуть бути вислані до довільної автономної

системи, в архітектурі ядра суттєво, що кожна автономна система пересилає інформацію до роутера

ядра. Звичайно один роутер в автономній системі може оголошувати маршрути і безпосередньо

2. Мережі IP.

_______________________________________________________________________________________

___________________________________________________________________________________________________

М. Павликевич. Телекомунікаційні мережі. Навчальний посібник для студентів спеціальності

"Інформаційні мережі зв'язку, 2009.

108

взаємодіяти з одним з роутерів ядра. Однак можна мати декілька роутерів, кожен з яких оголошує

підмножину мереж.

Рис. 6.20. Архітектура загальної мережі з автономними системами як вузлами магістралі.

Щоб автоматизні алгоритми могли розрізняти автономні системи, кожній автономній системі

надається унікальний номер – ідентифікатор автономної системи. Це здійснює той сам

центральний орган, який має повноваження для виділення IP-адрес. Коли два роутери обмінюються

інформацією про досяжність мереж, то повідомлення переносять ідентифікатор автономної системи,

яку репрезентує роутер.

6.5.2. Алгоритми роутінгу

Алгоритми динамічного роутінгу можуть розрізнятися на підставі окремих ключових

характеристик. По-перше, конкретні цілі проектанта алгоритму впливають на операції результуючого

протоколу роутінгу. По-друге, існують різні типи протоколів роутінгу. Кожен алгоритм має різний

вплив на ресурси мережі та роутера. Нарешті, алгориитми роутінгу використовують різноманітні

метрики, що впливає на обчислення оптимального маршруту. Нижче аналізуються ці атрибути

алгоритмів роутінгу.

Алгоритми роутінгу часто мають одну або більше з таких проектних цілей:

оптимальність;

простота і малі власні витрати;

стійкість до помилок і стабільність;

швидка збіжність;

гнучкість.

Оптимальність. Оптимальність відноситься до здатності алгоритму виділити “найкращий”

маршрут. Найкращий маршрут залежить від метрик і ваг метрик, які вживаються при обчисленнях.

Наприклад, один алгоритм роутінгу використовує кількість стрибків і затримку, однак однак робить

вагу затримки більш вагомою при розрахунках. Звичайно, алгоритм роутінгу повинен чітко

визначити свій алгоритм обчислення метрики.

Простота. Алгоритми роутінгу проектуються максимально простими, наскільки це можливо.

Іншими словами, алгоритми роутінгу повинні пропонувати сввою функціональну ефективність з

мінімальними власними витратами у програмному забезпеченні та використанні. Ефективність

звичайно важлива, колт використання програмного забезпечення для алгоритмів роутінгу повинне

виконуватися на комп’ютері з обмеженими фізичними ресурсами.

Стійкість до помилок і стабільність. Алгоритми роутінгу повинні бути стійкими до помилок.

Іншими словами, вони повинні коректно діяти при наявності непередбачених обставин, таких як

відмови обладнання, перевантаження і некоректні впровадження. Оскільки роутери розташовані у

вузлових точках мережі, слід передбачити розв’язання проблем, що виникають при їх відмові. Кращі

алгоритми роутінгу – це часто ті, які мають здатність протистояти випробуванням часу і залишаються

стабільними при різноманітних умовах в мережі.

Швидка збіжність. Алгоритми роутінгу повинні мати швидку збіжність. Збіжність – це процес

узгодження оптимального маршруту з усіма роутерами. Коли деяка мережний об’єкт спричиняє

ліквідацію або появу маршруту, роутери поширюють повідомлення про модифікацію маршрутів.

2. Мережі IP.

_______________________________________________________________________________________

___________________________________________________________________________________________________

М. Павликевич. Телекомунікаційні мережі. Навчальний посібник для студентів спеціальності

"Інформаційні мережі зв'язку, 2009.

109

Повідомлення про модифікацію маршрутів проходять крізь мережі, викликаючи перерахунок

оптимальних маршрутів і остаточно спричиняє узгодження між всіма роутерами щодо цих

маршрутів. Алгоритми роутінгу, які збігаються повільно, можуть викликати появу маршрутних

петель або вихід мережі з ладу.

Рис. 6.21 показує маршрутну петлю. У цьому випадку пакет поступає до роутера 1 в момент

. Нехай таблиця роутінгу роутера R1 у деякий момент змодифікована і вказує, що оптимальний

маршрут до призначення прямує через роутер R2 як роутер наступного стрибка. Тоді роутер R1

скеровує пакет до роутера R2. Якщо таблиця роутера R2 ще не змодифікована, тобто наявна повільна

збіжність процесу модицікації таблиць роутінгу, то R2 вважає, що оптимальним наступним стрибком

є роутер R1 і висилає пакет до нього. Таким чином, пакет буде циркулювати між роутерами R1 і R2,

доки таблиця роутінгу роутера R2 не буде змодифікована або доки пакет не буде перекомутований

між роутерами R1 і R2 максимально прийнятну кількість разів.

Рис. 6.21. Повільна збіжність і маршрутні петлі.

Гнучкість. Алгоритми роутінгу також повинні бути гнучкими. Іншими словами, алгоритми

роутінгу повинні швидко і точно адаптуватися до різних обставин в мережі. Наприклад, приймемо,

що у мережному сегменті виявилася несправність. Більшість алгоритмів роутінгу при появі такої

проблеми швидко виявляють наступний найкращий шлях для всіх маршрутів, які звичайно

використовують цей сегмент. Алгоритми роутінгу можуть бути запрограмовані для пристосування до

змін у ширині смуги мережі, розміру черги роутера, затримки в мережі та до інших змінних.

6.5.2.1.

Типи алгоритмів роутінгу

Алгоритми роутінгу можна класифікувати за типами. Наприклад, алгоритми можуть бути:

 статичними або динамічними;

 одношляховими або багатошляховими;

 плоскими або ієрархічними;

 орієнтованими на інтелектуальну станцію або на інтелектуальний роутер;

 внутрішньодоменними або міждоменними;

 типу “стан зв’язку” або “вектор відстаней”.

Статичні або динамічні алгоритми роутінгу. Статичні алгоритми роутінгу найбільш жорсткі з

усіх. Відображення таблиць роутінгу здійснює мережний адміністратор перед початком роутінгу.

Таблиці може змінювати тільки мережний адміністратор. Алгоритми, які використовують статичний

роутінг, прості для проектування і добре працюють в середовищах, де мережний трафік відносно

прогнозований і будова мережі відносно проста. Оскільки системи із статичним роутінгом не можуть

реагувати на зміни в мережі, вони в загальному вважаються непридатними у сьогоднішніх великих,

постійно змінни мережах. Переважна більшість алгоритмів роутінгу, які застосовувалися у 90-х

роках, є динамічними.

Динамічні алгоритми роутінгу достосовуються до змінних обставин у мережі в реальному

часі. Це здійснюється через аналіз вхідних повідомлень про модифікацію роутінгу. Якщо

повідомлення відзначає, що з’явилися зміни в мережі, то програмне забезпечення роутера

перераховує маршрути і висилає нові модифікаційні повідомлення. Ці повідомлення поширюються

крізь мережу, спонукаючи роутери виконувати свої алгоритми роутінгу і відповідно змінювати

таблиці роутінгу.

Алгоритми динамічного роутінгу можуть використовувати статичні маршрути. Наприклад,

роутер останнього звертання (роутер, до якого висилаються всі незмаршрутизовані пакети) може

2. Мережі IP.

_______________________________________________________________________________________

___________________________________________________________________________________________________

М. Павликевич. Телекомунікаційні мережі. Навчальний посібник для студентів спеціальності

"Інформаційні мережі зв'язку, 2009.

110

бути призначеним. Цей роутер діє як склад для всіх незмаршрутизованих пакетів, забезпечуючи, що

всі повідомлення будуть нарешті обслужені певним чином.

Одношляхові або багатошляхові алгоритми роутінгу. Окремі складні протоколи роутінгу

підтримують багато шляхів до того самого призначення. Ці багатошляхові алгоритми дозволяють

мультиплексування трафіку через багато ліній, чого не роблять одношляхові алгоритми. Переваги

багатошляхових алгоритмів очевидні; вони можуть забезпечити суттєво кращу пропускну здатність і

надійність.

Плоскі або ієрархічні алгоритми роутінгу. Певні алгоритми роутінгу оперують у плоскому

адресному просторі, тоді як інші використовують ієрархію роутінгу. У плоскій системі роутінгу всі

роутери рівнозначні. В ієрархічній системі роутінгу певні роутери формують щось рівнозначне до

магістралі роутінгу. Пакети від позамагістральних роутерів переміщаються до магістральних, далі

пересилаються через магістраль, доки не досягають загальної області призначення. У цій точці

пакети переміщаються від останнього магістрального роутера через один або більше

позамагістральних роутерів до кінцевого призначення.

Системи роутінгу часто позначають локальні групи вузлів, які називають доменами,

автономними системами або областями. В ієрархічних системах певні роутери в доменах можуть

комунікуватися з роутерами в інших доменах, тоді як інші можуть комунікуватися тільки з роутерами

всередині свого домену. У дуже великих мережах можуть існувати додаткові ієрархічні рівні.

Роутери на найвищому рівні ієрархії формують магістраль роутінгу.

Основна перевага ієрархічного роутінгу полягає в тому, що він імітує організацію більшості

компаній і тому дуже добре підтримує їх взірці трафіку. Більшість мережних комунікацій існують

всередині малих груп компаній (доменів). Внутрішньодоменні роутери потребують тільки знати про

інші роутери всередині домену, тому їх алгоритми роутінгу можуть бути спрощені. Залежно від того,

який алгоритм роутінгу вживається, трафік модифікації маршрутів може бути суттєво скорочений.

Інтелектуальна станція або інтелектуальний роутер. Окремі алгоритми роутінгу

приймають, що кінцевий вузол-джерело може визначати цілий маршрут. Це звичайно називають

роутінгом від джерела. В системах з роутінгом від джерела роутери діють просто як пристрої з

буферизацією, висилаючи пакет до наступного стрибка без виконання будь-яких інтелектуальних

функцій. Інші алгоритми приймають, що станції нічого не знають про маршрути. У цих алгоритмах

роутери визначають шлях через об’єднання мереж, базуючись на своїх власних обчисленнях. У

перших системах станції мають власний маршрутизаційний інтелект, у других він наявний у

роутерів.

Конкуренція між роутінгом з інтелектуальними станціями та з інтелектуальними роутерами є

одним із шляхів оптимізації надлишкового трафіку. Системи з інтелектуальними станціями частіше

вибирають кращі маршрути, оскільки вони звичайно виявляють всі можливі маршрути до

призначення перед висиланням пакету. Вони вибирають найкращих шлях, базуючись на власних

означеннях оптимальності. Однак акт визначення всіх маршрутів часто вимагає суттєвого

дослідження трафіку і значних витрат часу.

Внутрішньодоменний чи міждоменний роутінг. Певні алгоритми роутінгу діють тільки

всередині домену, інші – як всередині домену , так і між доменами. Природа цих типів алгоритмів

відмінна і базується на принципі, що оптимальний алгоритм внутрішньодоменного роутінгу не

обов’язково є оптимальним для міждоменного роутінгу.

Алгоритм “ стан зв’язоку ” чи “вектор відстаней”. Алгоритми типу “стан зв’язку” (відомі

також під назвою алгоритмів з пріорітетом найкоротшого шляху) висилають інформацію про

маршрути до всіх вузлів в об’єднанні мереж. Однак кожен роутер висилає лише частину таблиці

маршрутизації, яка описує стан його власних зв’язків. Алгоритми типу “вектор відстаней” (відомі

також під назвою алгоритмів Беллмана-Форда) звертаються до кожного роутера за висиланням цілих

таблиць або частин їх таблиць роутінгу, але тільки для своїх сусідів. По суті, алгоритми типу “стан

зв’язку” висилають малі модифікації всюди, тоді як алгоритми типу “вектор відстаней” висилають

великі модифікації тільки до сусідніх роутерів.

Внаслідок більшої швидкості збіжності алгоритми типу “стан зв’язку” є досить мало схильні

до утворення петель роутінгу, ніж алгоритми з векторною відстанню. З другого боку, алгоритми типу

“стан зв’язку” більш вимогливі до потужності центрального процесора і пам’яті. Через це алгоритми

“стан зв’язку” дорожчі для впровадження та підтримки. Незалежно від цих відмінностей, обидва типи

алгоритмів добре працюють у більшості ситуацій.