RIP命令

 

 

一、概述
RIP协议的全称是路 由信息协议（Rout ingInforma tionProtoc ol），它是一种内部 网关协议（IGP）， 用于一个自治系统（A S）内的路由信息的传 递。RIP协议是基于 距离矢量算法（Dis tanceVecto rAlgorithm s）的，它使用“跳数 ”，即metric来 衡量到达目标地址的路 由距离。

二、该协议的局限性
1、协议中规定，一条 有效的路由信息的度量 （metric）不能 超过15，这就使得该 协议不能应用于很大型 的网络，应该说正是由 于设计者考虑到该协议 只适合于小型网络所以 才进行了这一限制。对 于metric为16 的目标网络来说，即认 为其不可到达。
2、该路由协议应用到 实际中时，很容易出现 “计数到无穷大”的现 象，这使得路由收敛很 慢，在网络拓扑结构变 化以后需要很长时间路 由信息才能稳定下来。
3、该协议以跳数，即 报文经过的路由器个数 为衡量标准，并以此来 选择路由，这一措施欠 合理性，因为没有考虑 网络延时、可靠性、线 路负荷等因素对传输质 量和速度的影响。
三、RIP（版本1） 报文的格式和特性
3.1、RIP（版本 1）报文的格式
071531
命令字（1字节）版本 （1字节）必须为0（ 2字节）
地址类型标识符（2字 节）必须为0（2字节 ）
IP地址
必须为0
必须为0
Metric值（1― 16）
（最多可以有24个另 外的路由，与前20字 节具有相同的格式）

“命令字”字段为1时 表示RIP请求，为2 时表示RIP应答。地 址类型标志符在实际应 用中总是为2，即地址 类型为IP地址。“I P地址”字段表明目的 网络地址，“Metr ic”字段表明了到达 目的网络所需要的“跳 数”。

3.2.RIP的特性
（1）路由信息更新特 性：
路由器最初启动时只包 含了其直连网络的路由 信息，并且其直连网络 的metric值为1 ，然后它向周围的其他 路由器发出完整路由表 的RIP请求（该请求 报文的“IP地址”字 段为0.0.0.0） 。路由器根据接收到的 RIP应答来更新其路 由表，具体方法是添加 新的路由表项，并将其 metric值加1。 如果接收到与已有表项 的目的地址相同的路由 信息，则分下面三种情 况分别对待：第一种情 况，已有表项的来源端 口与新表项的来源端口 相同，那么无条件根据 最新的路由信息更新其 路由表；第二种情况， 已有表项与新表项来源 于不同的端口，那么比 较它们的metric 值，将metric值 较小的一个最为自己的 路由表项；第三种情况 ，新旧表项的metr ic值相等，普遍的处 理方法是保留旧的表项 。
路由器每30秒发送一 次自己的路由表（以R IP应答的方式广播出 去）。针对某一条路由 信息，如果180秒以 后都没有接收到新的关 于它的路由信息，那么 将其标记为失效，即m etric值标记为1 6。在另外的120秒 以后，如果仍然没有更 新信息，该条失效信息 被删除。
2）RIP版本1对R IP报文中“版本”字 段的处理：
0：忽略该报文。
1：版本1报文，检查 报文中“必须为0”的 字段，若不符合规定， 忽略该报文。
>1：不检查报文中“ 必须为0”的字段，仅 处理RFC1058中 规定的有意义的字段。 因此，运行RIP版本 1的机器能够接收处理 RIP版本2的报文， 但会丢失其中的RIP 版本2新规定的那些信 息。

（3）RIP版本1对 地址的处理
RIP版本1不能识别 子网网络地址，因为在 其传送的路由更新报文 中不包含子网掩码，因 此RIP路由信息要么 是主机地址，用于点对 点链路的路由；要么是 A、B、C类网络地址 ，用于以太网等的路由 ；另外，还可以是0. 0.0.0，即缺省路 由信息。

（4）计数到无穷大（ Countingto Infinity）
前面在RIP的局限性 一部分提到了可能出现 的计数到无穷大的现象 ，下面就来分析一下该 现象的产生原因与过程 。考察下面的简单网络 ：
c(目的网络）－－－ －routerA－－ －－－－router B
在正常情况下，对于目 标网络，A路由器的m etric值为1，B 路由器的metric 值为2。当目标网络与 A路由器之间的链路发 生故障而断掉以后：
c(目的网络）－－| |－－routerA －－－－－－rout erB
A路由器会将针对目标 网络C的路由表项的m etric值置为16 ，即标记为目标网络不 可达，并准备在每30 秒进行一次的路由表更 新中发送出去，如果在 这条信息还未发出的时 候，A路由器收到了来 自B的路由更新报文， 而B中包含着关于C的 metric为2的路 由信息，根据前面提到 的路由更新方法，路由 器A会错误的认为有一 条通过B路由器的路径 可以到达目标网络C， 从而更新其路由表，将 对于目标网络C的路由 表项的metric值 由16改为3，而对于 的端口变为与B路由器 相连接的端口。很明显 ，A会将该条信息发给 B，B将无条件更新其 路由表，将metri c改为4；该条信息又 从B发向A，A将me tric改为5……最 后双发的路由表关于目 标网络C的metri c值都变为16，此时 ，才真正得到了正确的 路由信息。这种现象称 为“计数到无穷大”现 象，虽然最终完成了收 敛，但是收敛速度很慢 ，而且浪费了网络资源 来发送这些循环的分组 。
另外，从这里我们也可 以看出，metric 值的最大值的选择实际 上存在着矛盾，如果选 得太小，那么适用的网 络规模太小；如果选得 过大，那么在出现计数 到无穷大现象的时候收 敛时间会变得很长。
3.3.为了提高RI P性能的两项措施
3.3.1.水平分割
在上面的“计数到无穷 大”现象中，产生的原 因是A、B之间互相传 送了“欺骗信息”，那 么针对这种情况，我们 自然会想到如果能将这 些“欺骗信息”去掉， 那么不就可以在一定程 度上避免“计数到无穷 大”了吗。水平分割正 是这样一种解决手段。
“普通的水平分割”是 ：如果一条路由信息是 从X端口学习到的，那 么从该端口发出的路由 更新报文中将不再包含 该条路由信息。
“带毒化逆转的水平分 割”是：如果一条路由 信息是从X端口学习到 的，那么从该端口发出 的路由更新报文中将继 续包含该条路由信息， 而且将这条信息的me tric置为16。
“普通的水平分割”能 避免欺骗信息的发送， 而且减小了路由更新报 文的大小，节约了网络 带宽；“带毒化逆转的 水平分割”能够更快的 消除路由信息的环路， 但是增加了路由更新的 负担。这两种措施的选 择可根据实际情况进行 选择。

3.3.2.触发更新
上面的“水平分割”能 够消除两台路由器间的 欺骗信息的相互循环， 但是当牵涉到三台或者 以上的路由器时，效果 就有限了。考察下面的 网络：

+---++---- ++-----+/- ----\
|||C+----- --|D|----- ||E||
|A+------| ||+----||
+-+-++---- ++---+-+\- ----/
|--|
|--|
|--|
+----+|
|||
|B+------- ---------- ------
||
+----+
E是目标网络

针对目标网络，各路由 器的路由信息分别如下 ：
A：3C
B：2D
C：2D
D：1直连
当D与目标网络之间发 生故障中断以后，B和 C都能正确的从D得到 网络不可达的信息，但 是，从上面的路由信息 中可以看出，A虽然不 会给C发送错误信息， 但是A可能在未收到网 络不可达信息之前就给 B发送了路由信息，让 B错误的认为可以通过 A到达目标网络，继而 又会出现“计数到无穷 大”的现象。
触发更新就是为了针对 上述情况进行的一种改 善，它的具体实现措施 是：路由器一旦察觉到 网络变化，就尽快甚至 是立即发送更新报文， 而不等待更新周期结束 。只要触发更新的速度 足够快，就可以大大的 防止“计数到无穷大” 的发生，但是这一现象 还是有可能发生的。
使用了触发更新以后， 当网络拓扑发生变化的 时候，网络中会出现类 似于“多米诺骨牌”的 更新报文潮流，并最后 中止于从未发生变化的 路径到达目标网络的路 由器。

3.4.RIP中的4 个定时器
RIP中一共使用了4 个定时器：updat etimer,tim eouttimer, garbagetim er,holddow ntimer。
Updatetime r用于每30秒发送路 由更新报文。
Timeouttim er用于路由信息失效 前的180秒的计时， 每次收到同一条路由信 息的更新信息就将该计 数器复位。
Garbagetim er和holddow ntimer同时用于 将失效的路由信息删除 前的计时：在hold downtimer的 时间内，失效的路由信 息不能被接收到的新信 息所更新；在garb agetimer计时 器超时后，失效的路由 信息被删除。
另外，在触发更新中， 更新信息会需要1到5 秒的随机延时以后才被 发出，这里也需要一个 计时器。
四、RIP版本2简介
RIP版本2的报文格 式如下：
071531
命令字（1字节）版本 （1字节）路由域（2 字节）
0xFFFF（2字节 ）验证类型（2字节）
验证（16字节）
地址类型标识符（2字 节）路由标签（2字节 ）
IP地址
子网掩码
下一跳IP地址
Metric值（1― 16）
（最多可以有24个另 外的路由，与前20字 节具有相同的格式）

版本2的RIP使用了 版本1中“必须为0” 的字段，增加了一些对 于路由的有用信息，其 主要新添的特性如下：
（1）报文中包含子网 掩码，可以进行子网路 由
（2）支持明文/MD 5验证
（3）报文中包含了下 一跳IP，为路由的选 优提供了更多的信息。

RIP协议的前身是一 个运行在UnixBS DI版本上称为"ro uted"的程序，在 1988年被IETF 标准化，定义为RFC 1058。紧接着的R IP2标准在RFC1 388中定义，它加入 了对变长子网掩码（V LSM）的支持，但并 没有从根本上解决RI P路由协议的一些主要 缺点，例如在一个网络 中如果有多条路径可以 到达目的地，那么RI P协议在转移到另外一 条可选路径时需要较长 的一段时间才能完成。

RIP协议经受了长期 的实际运行考验，在网 络界已被广为运用。R IP在那些并没有冗余 路由器的网络中的确是 一种非常适合的路由协 议。

一般路由协议的基本功 能有两个，一个是交换 路由；另一个是维护一 份路由表以提供给其他 通信协议调用，RIP 也不例外。RIP路由 表中的每一项都包含了 最终目的地址、到目的 节点的路径中的下一跳 节点(nexthop )等信息。nexth op指的是网上的报文 欲通过本网络节点到达 目的节点，如不能直接 送达，则本节点应把此 报文送到某个中转站点 ，此中转站点称为ne xthop，这一中转 过程叫hop。一个报 文从本节点到目的节点 中途经历的中转次数称 为hopcount。 RIP采用距离向量算 法，它通过比较到达目 的站点的各个路由的h opcount，即距 离的大小，从中选择具 有最小数值的路由作为 最佳路由，而把数值稍 大的路由作为备份。一 旦最佳路由失效，则采 用备份路由。RIP只 保留到目的地的最佳路 由，当一条交换过来的 新的路由信息提供了一 条更佳的路由时，RI P就用它来替换旧的信 息。当网络拓扑改变时 ，RIP实体会向外发 布路由更新报文，以便 与其他网络设备共享。 每一个路由器收到一条 更新报文后除了更新自 己的路由表之外，还接 着传播这条报文，这可 以简单地理解为互通有 无、彼此信任。

RIP使用一些时钟以 保证它所维持的路由的 有效性与及时性。但是 对于RIP协议来说， 一个不理想之处在于它 需要相对较长的时间才 能确认一个路由是否失 效。RIP至少需要经 过3分钟的延迟才能启 动备份路由。这个时间 对于大多数应用程序来 说都会出现超时错误， 用户能明显地感觉出来 系统出现了短暂的故障 。

RIP的另外一个问题 是它在选择路由时不考 虑链路的连接速度，而 仅仅用hopcoun t来衡量路径的长短。 这就造成了在一个实际 的网络中，采用快速以 太网（100Mbps ）连接的链路可能仅仅 因为比10Mbps以 太网链路多出1个ho p，致使RIP认为1 0Mbps链路为一条 更优化的路由，而实际 上并非如此。

老版本的RIP不支持 VLSM，使得用户不 能通过划分更小网络地 址的方法来更高效地使 用有限的IP地址空间 。在RIP2版本中对 此做了改进，在每一条 路由信息中加入了子网 掩码。由于老版本的R IP路由信息中不采用 子网掩码，所以RIP 1没有办法来传达不同 网络中变长子网掩码的 详细信息。

路由协议应该能够阻止 数据包在网络中循环传 递，或进行循环路由。 RIP认为如果一条路 由具有15个以上的h opcount值，那 么这条路径上一定有环 路存在。这就是说，一 条路由的hopcou nt值到达16后，就 被RIP认为无效。显 然，这样的定义有效地 预防了环路的存在，而 且对于小网络高效易行 。但是对于超过15个 hop的大网络来说， RIP就有局限性。

RIP协议是一个国际 标准，所有的路由器厂 商都支持它，而且RI P在各种操作系统中都 能很容易地进行配置和 故障排除。在那些没有 冗余链路的网络中RI P能很好地进行工作， 但RIP的最大毛病在 于它无法在具有冗余链 路的网络中有效地运用 。所以对于大网络或需 要具备冗余链路的网络 ，就必须考虑采用其他 路由协议了。