Основными методами борьбы с фальшивыми маршрутами в протоколе RIP является расщепление горизонта, изъятия маршрута в обратном направлении, мгновенные обновления, таймеры содержание информации [1, 4].
Маршрутные петли могут возникать в том случае, если для протокола маршрутизации характерна медленная конвергенция после изменений в сети или для топологии сети в маршрутизаторах возникло несоответствие между записями ТМ. На рис. 4.7 показано петли маршрутизации. Их возникновение происходит так [1, 4, 9, 10].
1. Перед выходом из строя сети 1 все маршрутизаторы имеют уз-согласованные и корректные ТМ. В этом случае говорят, что в сети про-лась конвергенция. К концу этого примера считается, что для маршрутизатора В лучший маршрут к сети 1 проходит через маршрутизатор Б, а расстояние (метрика) от маршрутизатора В к сети 1 равен 3.
2. Если сеть 1 выходит из строя, то маршрутизатор Д Передача-ругает сообщение об обновлении маршрутов маршрутизатора А. После его получения маршрутизатор А прекращает посылать пакеты в се-жу 1, однако, маршрутизаторы Б, В и Г продолжают, поскольку они еще не осведомлены о сбой в сети 1. Когда маршрутизатор А посылает сообщение об обновлении, маршрутизаторы Б и Г прекращают передачи пакетов в сеть 1. Однако в этот момент маршрутизатор В еще не получил сообщение об обновлении. Для него сеть, как и раньше, считается достижимой через маршрутизатор Б.
3. Предположим, что маршрутизатор В отправляет периодическое обновление маршрутов маршрутизатора Г, указывая маршрут к сети 1 через маршрутизатор Б. Маршрутизаторы Г меняет свою ТМ для того, чтобы учесть такую некорректную информацию, и направляет эту информацию маршрутизатору А, который сообщает маршрутизаторам Б и Д и т.д. Теперь любой пакет, предназначенный для сети 1, движется по кольцевому маршруту (петли) от маршрутизатора В маршрутизатора Б, далее к А и Г и снова к маршрутизатору В.
Некорректные сведения о сети 1 продолжают циркулировать по кольцевому маршруту до тех пор, пока любой другой процесс это не прекратит. При таком состоянии сети, которое называют циклической (count to infinity), пакеты продолжают непрерывно двигаться сетью незважа-кая на выход из строя сети-получателя. И пока маршрутизатор увеличивает количество переходов (потенциально до бесконечности), неправильно информация допускает существование петли (рис. 4.8) [4].
Если не будут приняты определенные меры для остановки этого процесса, вектор расстояния или метрика, отражает количество переходов, будут возрастать при каждом прохождении пакета через очередной маршрутизатор. Таким образом, пакеты движутся по кругу вследствие того, что в ТС содержится ложная информация.
Дистанционно-векторные алгоритмы маршрутизации обладают способностью к самокоррекции, однако, для устранения петли в маршрутизации и проблемы зацикливания нужны специальные меры. Для того, чтобы избежать про-блемы зацикливания, бесконечность определяется как некоторое конечное число. Для протокола RIP таким числом является 16. Теперь протокол маршрутизации позволяет петли существовать лишь до того момента, пока метрика не превысит 16. На рис. 4.9 показано, что значение метрики достигло шестнадцати; поскольку вектор расстояния превысил стандартный максимум в 15 транзитных переходов, пакет маршрутизатором отвергается. В любом случае, когда значение метрики превышает максимально допустимое, сеть 1 является считается недостижимой.
Теперь посмотрим, что происходит с другими IP-пакетами, которые не являются сообщениями протоколов маршрутизации, когда возникает петля. Сде-сумело, что пакеты будут передаваться от одного маршрутизатора втором по кругу. В протоколе IP есть свой собственный механизм предупреждения бесконечной циркуляции пакетов по кругу - поле TTL (Time-to-Live - время существования пакета). Перед тем как IP-пакет будет передан узлом в это поле по стандарту может быть записано значение между 1 и 255. Когда такой пакет поступает к маршрутизатору, устройство уменьшает значение в поле TTL на единицу. Когда значение TTL достигает нуля, маршрутизаторы должны отбросить такой IP-пакет и переслать отправителю соответствующее информационное ICMP-сообщения. Такой механизм устраняет возможность бесконечной циркуляции IP-пакетов в сети и помогает решить проблему кольцевых маршрутов.
Второе возможное источник петли в маршрутизации возникает в случае, когда маршрутизатору отправлена информация, что противоречит правильной, которую он сначала распространил. Как показано на рис. 4.10, при этом происходит описана процесс, и создает проблему петли маршрутизации [1, 4, 16].
1. Маршрутизатор А посылает маршрутизаторам Б и Г обновление, в котором указывается, что сеть 1 не работает.
2. Однако маршрутизатор В передает маршрутизатору Б другое сообщение, в котором указывается, что сеть 1 доступна через мар-шрутизатор Г с расстоянием, равным четырем переходам. Это действие не нарушает правил расщепления горизонта.
3. После получения последнего уведомления маршрутизатор Б неправильно делает вывод, что у маршрутизатора В прежнему действителен маршрут к сети 1. Маршрутизаторы Б отсылает сообщение об обновлении маршрутизатору А, сообщая ему о новом маршруте к сети 1.
4. Получив его, устройство А делает вывод, что он может передавать информацию в сеть 1 через маршрутизатор Б. Маршрутизаторы Б решает, что он может передавать информацию в сеть 1 через маршрутизатор Г. В такой ситуации любой пакет будет двигаться по кольцевому маршруту между этими маршрутизаторами.
Расщепление горизонта (split horizon) пытается предотвратить возникновения такой ситуации. Согласно этому методу, при поступлении сообщения об обновлении маршрутов для сети 1 от маршрутизатора А маршрутизаторы Б и Г не могут посылать информацию о сети 1 в обратном направлении, т.е. маршрутизатору А, как показано на рис. 4.10. Таким образом, раз-прививки горизонта не позволяет распространять неправильную информацию маршрутизации и уменьшает объем служебных передаваемых.
Удаление маршрута в обратном направлении (route poisoning) используется различными ДВП для предотвращения возникновения больших петель маршрутизации и предоставлении явной информации о маршрутах в тех случаях, когда сеть недоступна. Такое изъятии маршрута обычно осуществляется путем установления количества переходов на единицу больше, чем максимальное значение. Этот механизм является альтернативным способом предупреждения петель маршрутизации. Данный подход может быть сформулирован так: после получения информации о маршруте через любой интерфейс необходимо объявить его недосягаемым через этот же интерфейс. Лучше явно сообщить маршрутизатор о том, что маршрут нужно игнорировать, чем оставить все неконтролируемым.
Предположим, что на всех маршрутизаторах на рис. 4.11 включен механизм обратной изъятия маршрутов. После получения информации маршрутизатором 1 о сети А от маршрутизатора 2 устройство 1 объявляет сеть А недостижима через свои каналы к маршрутизаторам 2 и 3. Если маршрутизатор 3 имеет любой маршрут к сети А через маршрутизатор 1, он удаляет этот маршрут, поскольку получил сообщение о недостижимости сети [2].