动态路由和 RIP
这节课必须记住的
- 优先级数值越小越优先：直连 0、OSPF 10、静态 60、RIP 100
- 优先级管跨协议选路，开销管同协议选路；两个都是越小越优，不同协议的 cost 不能互比
- RIP 开销＝跳数，工作半径 15 跳，16 表示不可达（毒药值）
- RIP 四个计时器：更新 30s、老化 180s、抑制 180s、垃圾收集 120s
- RIPv1 有类别不带掩码、广播发送；RIPv2 无类别带掩码、组播 224.0.0.9
- RIP 封装：UDP，源/目的端口都是 520
- 华为 RIP 默认跑 v1，做 VLSM 实验必须
version 2+undo summary
静态路由和动态路由
两种路由要解决的问题一样，都是让路由器学到自己不直连的网段。不同在于路由是谁写进去的。
静态路由是管理员手工配的。好处：选路自己说了算、不占设备资源、不存在协议报文被伪造的问题。麻烦有三个：
- 配置量大，网络一大，每台设备都要手写一堆条目
- 不能自动收敛。某个网段的线断了，R1 上那条静态路由还是指着原来的下一跳，路由表不会自己更新，包继续往死路上发。路由器本身不知道对面没了，除非人去改表
- 拓扑一变就要人工介入，人不在就一直是错的
动态路由是所有路由器跑同一种协议，互相交换信息自动算路由。好处是配置简单、拓扑一变能自动收敛：知道网段没了的路由器把消息扩散出去，别人收到就删掉那条路由，不再往那边发。
代价三个：
- 算出来的路不一定好。路径是协议用一种算法算的，算法有局限就绕远。最典型是 RIP，只看跳数不看带宽——从 R1 去 1.0 网段，上面千兆走 2 跳、下面百兆走 1 跳，RIP 选下面那条，慢十倍它也不管
- 占链路资源，也占 CPU 和内存（要发报文、要算、要维护邻居）
- 有安全问题，设备之间传数据，报文可能被伪造篡改，所以后来才有认证
动态路由能自动收敛，不代表全世界该跑同一种协议。例如某个机房拔一根线，消息要扩散到全球每台设备。所以实际网络必须分域分层，把收敛范围限制住——自治系统的由来。
自治系统 AS
AS 就是由一个组织或机构管理的一堆 IP 网络和设备。划分看谁管，不看地理位置，也不看技术架构。电信、移动、联通、广电各自管的机房、IP 段、设备，就分别是不同的 AS。
AS 号：标准是16 位二进制，范围 0～65535，其中0 和 65535 保留，实际可用1～65534。
补一点老师没讲的：64512～65534 是私有 AS 号，跟私有 IP 一个道理，只内部用不上公网。另有32 位扩展 AS 号解决号不够用。
协议按范围分两类：
- AS 内部跑 IGP（内部网关协议）：RIP、OSPF、IS-IS、EIGRP
- AS 之间跑 EGP（外部网关协议）：BGP
EIGRP 是思科私有协议，华为跑不了。OSPF、IS-IS、RIP 是开放标准，跨厂商能通。这门课重点学RIP 和 OSPF。
两大类：距离矢量型和链路状态型
如图
距离矢量型（RIP 为代表）
用贝尔曼-福特算法，外号"依据传闻的路由协议"。
干的事很直接：把自己路由表里的网段告诉邻居。R1 知道 1.0 和 12.0 就发给 R2，R2 知道 2.0 和 12.0 就发给 R1。收到后对一下自己的表，已有的不抄，没有的才写进去。
名字拆开看：距离＝开销值（远近），矢量＝方向（下一跳和出接口）。
问题在于无条件相信邻居，自己不做拓扑计算，所以容易出环、收敛慢。
链路状态型（OSPF 为代表）
传的不是路由信息，是 LSA（链路状态通告）。LSA 内容是"我这个接口连着谁、什么网段、开销多少"，本质是拓扑信息。
每台路由器先把自己那块地图发出去，全网收齐后各自拼一张完整拓扑图，再用SPF 算法把图转成树，从树上算出怎么走，最后才写进路由表。
LSA ≠ 路由。LSA 只说接口连接情况，路由是每台路由器自己算出来的，不是别人给的。
必须收齐拓扑才能算，不能收到一条 LSA 就当路由用。
为什么链路状态型不容易出环：SPF 算出来的是以自己为根的树，从根到任一点只有一条路，不会绕回走过的点，环在结构上不可能出现。
代价是每台设备都要存全网拓扑、跑一遍 SPF，比 RIP 吃资源多。
优先级和开销（最容易记混的地方）
两个参数管的事不一样，必须分开看。
优先级 Preference：管不同协议之间
一台路由器可能同时从静态、RIP、OSPF 学到同一条网段，先比优先级，只留最好的那条进路由表，其余压根不加载。
规则：数值越小越优先。
华为默认值：直连 0、OSPF 10、静态 60、RIP 100。
所以静态和 RIP 都有同一条网段时，设备选静态（60 < 100），它更信人手工配的。RIP 排在 100，说明设备对传闻的信任度本来就不高。
开销 Cost：管同一协议内部
同一协议学到同一条网段但路径不同时，比开销，越小越好。
三个结论
- 先比优先级，再比开销；跨协议只比优先级，开销不参与跨协议比较
- 优先级和开销都是越小越优，别记反
- 不同协议的 cost 不能互比。RIP 的 cost 是跳数，OSPF 的是带宽换算值，两套度量没法放一起算。就像去西安，走路省钱但慢、飞机快但贵，这两种代价放一起算不出来
RIP 的基础
邻居有明确定义
已经能互通（接口同网段、能 ping 通）并且直接相连，才算邻居。所以两台路由器之间连 ping 都不通，它们不是邻居，不能直接交换路由信息。
路由信息只能在邻居之间传，然后一跳一跳往下走。R2 和 R3 不是邻居，但 R2 是 R1 的邻居、R1 是 R3 的邻居，那 R2 的 2.0 网段就能经 R1 传给 R3。这就是"传闻"——消息一层层传过去，不是自己看到的。
关键参数
- 优先级 100（华为默认）
- 开销＝跳数，过一台路由器算 1 跳
- 工作半径 15 跳，开销 16 表示不可达
- 因为 15 跳限制和收敛慢，RIP 只能用在小型企业网
等价负载均衡
去同一目标有两条跳数相同的路径（比如都是一跳），RIP 认为开销一样，两条一起发，分担流量。
华为默认最多 4 条等价路径同时转发，最大能配到 16 条。
易错："等价"专指跳数相等，不是带宽或延迟差不多。一条 1 跳一条 2 跳，就算两条都是千兆，也不会均衡。
优先级不随路由传递
RIP 传路由不传优先级。因为各设备各协议的优先级是本地定的，各家不一样，传过来也不能按原值用。优先级是本地概念，只在本机生效。
贝尔曼-福特怎么处理（讲义写了四条，其实是三种情况）
R2 把 2.0 网段发给 R1，R1 收到后：
情况一：表里没有这条路由→ 直接写进去。
"刷新"不是建个空条目，是按对端给的内容填：网段和掩码来自通告，跳数要在对端给的数上再加 1（过了一台路由器）。
情况二：表里有，且下一跳就是 R2→无条件刷新，不管内容变没变。
原则是以最新的为准，同一个来源说的话，永远信最新那次。
情况三：表里有，但下一跳不是 R2（出现冗余路径）→不能默认走 R2，必须比开销：
- 本地开销大于R2 发来的 → R2 更近，刷新，改走 R2
- 本地开销小于R2 发来的 → R2 更远，不刷新，保留原路
- 两边相等→ 两条都留，做负载均衡
这套"收到就比、比完就改"，就是距离矢量协议的全部核心。简单好实现，但完全靠邻居传话，收敛慢、容易出环，这是先天毛病。
报文和封装
RIPv1、RIPv2 用于 IPv4；RIPng 用于 IPv6。
V1 和 V2 三个区别
区别一：有类别 vs 无类别（最本质）
- V1 有类别：传网段时不带子网掩码，接收方只能按地址的"出身"（A/B/C 类默认掩码）推范围
- V2 无类别：传的时候带掩码，接收方按明说的算范围，所以V2 支持 VLSM 和 CIDR
记法：有类别靠"出身"定掩码，无类别靠"明说"定范围。
华为 VRP 上 RIP 默认跑 v1。做 VLSM 实验必须进 RIP 进程敲
version 2，还要undo summary关掉自动汇总。否则学到的路由会被汇总成主类网段，会莫名其妙 ping 不通，查半天查不出原因。
区别二：手工认证，V1 不支持，V2 支持
就是邻居双方事先约好一个口令，发送方报文带上，接收方核对，对得上才用，对不上直接丢。
注意不加密，只是拿预共享口令对个暗号，属于很简单的防护。目的是防止有人伪造 RIP 报文往路由表里塞假路由。
区别三：V1 广播，V2 组播
封装细节
RIP 走传输层 UDP，源端口和目的端口都是 520。
V1 报文（R2 向 R1 通告 2.0 网段）：
- 源 IP12.0.0.2（R2 出接口地址）
- 目的 IP255.255.255.255（广播）
- 源 MAC 是 R2 出接口 MAC，目的 MAC全 F
V2 报文：
- 源 IP12.0.0.2（出接口地址，换接口就变，不固定）
- 目的 IP224.0.0.9（RIP V2 专用组播地址，D 类，224～239）
- 目的 MAC01-00-5E-00-00-09
组播 MAC 怎么来的：不是随机生成，是组播 IP 映射出来的，规则固定——前 24 位写死01-00-5E，后 24 位直接抄组播 IP 的后 24 位。
224.0.0.9 → 十六进制E0 00 00 09→ 取后 24 位00 00 09→ 拼成01-00-5E-00-00-09。所有跑 RIPv2 的设备默认都加入了 224.0.0.9 这个组播组。
广播和组播的差别
链路上两者都不省。交换机对广播帧和组播帧的处理都是泛洪，从除入口外的所有端口发出去，链路上跑的数据量一样。
省的是终端设备的处理开销：
- 广播：所有终端都得收。收到全 F 的帧，解二层，看到三层目的 IP 是 255.255.255.255，觉得可能是找自己的，继续解三层；一直到四层看到端口号 520，才认出是 RIP 跟我没关系，丢掉。白解了两层封装，浪费终端 CPU
- 组播：终端先看目的 MAC 是不是组播地址、自己有没有加入对应组。没跑 RIP 没加组的，直接在二层就丢了，根本不用往上解
结论：广播靠端口号丢弃，组播靠 MAC 和加组状态丢弃。组播省的是设备处理资源，不是链路资源。
为什么要周期更新
两种报文：Request 是请求（索要路由信息），Response 是响应（真正带路由信息的就是它）。新设备起来发 Request 问一下，邻居回 Response 把路由内容给它，它抄下来，收敛就完了。
问题是收敛完了它还要每 30 秒发一次 Response，这叫周期更新。看着浪费，其实没办法，两个原因。
原因一：补确认机制的缺失。
"可靠"的定义是发送方知道对端到底收没收到，比如 TCP 每发一个包都要等 ACK。按这个标准往下看：
- 数据链路层没有确认，不可靠
- 网络层 IP 没有确认，不可靠
- 传输层如果跑 TCP 就可靠，但 RIP 用的是 UDP，还是不可靠
三层加传输层全不可靠，只能靠应用层自己补。DHCP 的补法是设计了 DHCP ACK 报文做显式确认，RIP 没有设计 ACK，只能靠每 30 秒重发一次这种笨办法，反复说，总有说清的时候。
原因二：补保活机制的缺失。
路由器得知道邻居还活着。RIP 没有专门的保活报文（OSPF 有专门的 Hello 包干这事），只能靠"你每 30 秒给我发一次，我就当你还活着"，超过老化时间没收到才判定对方挂了。
而且周期更新必须是异步的。如果所有设备用同一个计时器、每 30 秒同时发一大批包，网络会周期性拥堵，规律性地卡一下。所以实际带随机偏移，理论 30 秒，真实在 25～35 秒浮动。
题目问"RIP 更新计时器多少秒"，直接答 30 秒。** ±5 秒的偏差是因为机房设备经常统一上电，计时器起点差不多错不开，实测不是严格 30 秒。
四个计时器（必背）
更新计时器 30 秒——管周期性发 Response。
老化计时器 180 秒——每收到一次刷新就重置。正常 R2 每 30 秒发一次，计时器一直刷新；网段失效后 R2 不再发，计时器一直累加，到 180 秒归零才判定失效。
180 秒正好是 6 个更新周期（30×6），这就是"6 次容错"。设备就算因为死机有偏差，五六十秒才发过来，只要没超 180 秒，计时器照样刷新，不会误删。等这么久是为了避免网络稍微波动一下就误删路由。
归零之后分两步：先从路由表移除、停止转发，不再往失效网段送包；但不彻底删，条目留在缓存里，后面周期更新继续带着它，只是开销值要改成 16。
抑制计时器 180 秒——讲义里没写，老师口头提的。一条路由被判不可达后，抑制期内不接受同一网段的其他更新，防止网络震荡时路由条目反复上下翻动。
垃圾收集计时器 120 秒——讲义只有标题没内容，华为默认 120 秒。条目被标记不可达后还要在表里留 120 秒才彻底删掉。留着这段的作用是：万一还有邻居没收到"该网段没了"的消息，这期间还能把毒化信息继续发出去，让全网都能删干净。
带毒传输
为什么设成 16？因为RIP 只能通告可达的路由，没法直接说"这个不可达"——它没有"删除"这个动作，只有"我这儿有什么"。
所以只能变通：把开销设成 16，超出 15 跳的工作半径，等于宣告不可达，代表这条路"有毒"。邻居收到 16 就明白该网段没了，把对应条目删掉。
举个例子：2.0 网段突然消失，R2 不再向 R1 发这条路由。R1 不会立刻删，先等 180 秒老化。归零后 R1 把 2.0 从路由表移除但保留缓存，然后在周期更新里告诉其他邻居"2.0 的开销是 16"，邻居跟着删。
这也看出RIP 笨在哪：收敛是逐跳慢慢传的。R3 要等 R1 老化完、再发毒化通告之后才知道 2.0 没了，整网收敛可能几十秒到几分钟。
RIP 怎么防环
讲义只提了一句"某些协议会算出环路"，没说 RIP 自己怎么防。RIP 因为无条件相信邻居，天生容易出环，靠这几个机制压着：
最大跳数 15——16 就算不可达，把无限计数强制截断，环路最多绕 15 跳就停。
水平分割（Split Horizon）——从某个接口学到的路由，不再从这个接口发回去，不把消息还给它来时的方向。
毒性逆转（Poison Reverse）——水平分割的加强版，从某接口学到的路由反而从这个接口发回去，但开销置 16，明确告诉对方"这条路从我这儿走不通"。
触发更新（Triggered Update）——拓扑一变立刻发，不等 30 秒周期，加快收敛。
抑制计时器——防路由抖动时条目反复翻动。
这五个加起来能把环路危害压到能接受，RIP 收敛慢、规模小这两个·问题，所以大型网络一律用 OSPF 或 IS-IS。
实验部分复习
缺省路由0.0.0.0 0——不指定目标网段，匹配所有其他路由都匹配不上的包，是数据的最后退路，一般指向出口或运营商。
负载均衡——多条开销相同的路径一起转发分担流量，静态路由写两条同开销的就能做。
环回接口（LoopBack）——路由器上的虚拟接口，状态永远是 UP，不用接线，用来模拟挂终端的网段，做实验很方便。
手工汇总——把连续的、走同一跳可达的几个子网合成一条大网段，减少路由表条目。前提是地址连续、掩码一致。
路由黑洞——手工汇总时被括进汇总范围、但实际并不存在的地址。包进了黑洞路由器就没处去，被丢掉，白白耗链路资源。
空接口路由（NULL0）——在做了汇总的路由器上加一条指向汇总网段的 NULL0 路由。作用是当汇总段里某个具体地址根本不存在时，让它在本机就被丢掉，而不是顺着缺省路由发出去绕一圈再回来，防止缺省路由和路由黑洞相遇形成环路。
靠最长匹配原则：真实存在的明细路由掩码更长，优先匹配，不受影响；只有不存在的地址才会命中 NULL0 被丢。
浮动静态路由——给备用路由配更差的优先级（主路默认 60，备路preference 100），平时不活跃不进路由表，主路一断备路自动顶上。这就是用静态路由做主备切换。
实验整体流程：先规划 IP（骨干链路用/30省地址，环回用/28并做汇总）→ 配接口和环回 IP → 配路由（缺省 + 汇总 + NULL0 + 浮动）→ 逐台验证。
