- •Введение
- •Условные обозначения, используемые в пособии
- •Графические символы
- •Соглашения по синтаксису командного языка
- •1 Проектирование масштабируемых сетей передачи данных
- •1.1 Масштабируемые сети передачи данных
- •1.2 Архитектура корпоративной сети передачи данных
- •1.3 Введение в технологию подсетей и ее обоснование
- •1.4 Применение технологии VLSM
- •1.5 Суммирование маршрутов
- •1.6 Проектирование масштабируемого адресного пространства
- •2 Принципы маршрутизации
- •2.1 Определение маршрутизации
- •2.1.1 Маршрутизируемые и маршрутизирующие протоколы
- •2.1.2 Основные функции маршрутизаторов
- •2.2 Концептуальные основы маршрутизации
- •2.2.1 Таблицы маршрутизации
- •2.2.2 Административное расстояние
- •2.2.3 Метрики маршрутов
- •2.2.4 Построение таблицы маршрутизации
- •2.3 Механизмы маршрутизации
- •2.3.1 Прямое соединение
- •2.3.2 Статическая маршрутизация
- •2.3.3 Настройка статических маршрутов
- •2.3.4 Использование «плавающих» статических маршрутов
- •2.3.5 Маршрутизация по умолчанию
- •2.4 Проверка и устранение ошибок в статических маршрутах
- •3 Принципы динамической маршрутизации
- •3.1 Операции динамической маршрутизации
- •3.1.1 Стоимость маршрута
- •3.2 Внутренние и внешние протоколы маршрутизации
- •3.2.1 Понятие автономной системы и домена маршрутизации
- •3.2.2 IGP – протоколы внутреннего шлюза
- •3.2.3 EGP – протоколы внешнего шлюза
- •3.3 Обзор классовых протоколов маршрутизации
- •3.3.1 Суммирование маршрутов при классовой маршрутизации
- •3.3.2 Суммирование маршрутов в разобщенных классовых сетях
- •3.4 Обзор бесклассовых протоколов маршрутизации
- •3.4.1 Суммирование маршрутов при бесклассовой маршрутизации
- •3.4.2 Суммирование маршрутов в разобщенных классовых сетях
- •3.5 Категории алгоритмов маршрутизации
- •3.5.1 Особенности дистанционно-векторных протоколов
- •3.5.2 Маршрутизация по состоянию канала
- •3.5.3 Гибридные протоколы маршрутизации
- •3.6 Конфигурирование протокола маршрутизации
- •4 Дистанционно-векторная маршрутизация
- •4.1 Дистанционно-векторный алгоритм
- •4.1.1 Дистанционно-векторный алгоритм для протокола IP
- •4.2 Маршрутизация по замкнутому кругу
- •4.3 Максимальное количество транзитных переходов
- •4.4 Применения принципа расщепления горизонта
- •4.5 Обратное обновление
- •4.6 Таймеры удержания информации
- •4.7 Механизм мгновенных обновлений
- •5 Протокол RIP
- •5.1 Настройка протокола RIP
- •5.2 Протокол RIP v1
- •5.2.1 Заголовок и поля протокола RIP v1
- •5.2.2 Команда – 1 байт
- •5.2.3 Версия – 1 байт
- •5.2.4 Неиспользуемые поля – 2 байта
- •5.2.5 Идентификатор семейства адресов – 2 байта
- •5.2.6 IP адрес – 4 байта
- •5.2.6 Метрика – 4 байта
- •5.3 Использование команды ip classless
- •5.4 Недостатки протокола RIP v1
- •5.5 Протокол RIP v2
- •5.5.1 Заголовок и поля протокола RIP v2
- •5.5.2 Тег маршрута – 2 байта
- •5.5.3 Маска подсети – 4 байта
- •5.5.4 Следующая пересылка – 4 байта
- •5.6 Аутентификация в протоколе RIP v2
- •5.6.1 Настройка аутентификации для протокола RIP
- •5.7 Суммирование маршрутов в протоколе RIP
- •5.7.1 Распространение маршрута по умолчанию
- •5.8 Расширенная настройка протокола RIP
- •5.8.1 Таймеры протокола RIP
- •5.8.2 Совместное использование в сети протокола RIP v1 и v2
- •5.8.3 Распределение нагрузки в протоколе RIP
- •5.8.4 Настройка протокола RIP для работы в сетях NBMA
- •5.8.5 Механизм инициированных обновлений в протоколе RIP
- •5.9 Тестирование и устранение ошибок в работе протокола RIP
- •6 Протокол EIGRP
- •6.1 Алгоритм диффузионного обновления
- •6.2 Преимущества протокола EIGRP
- •6.3 Автономная система протокола EIGRP
- •6.4 База данных протокола EIGRP
- •6.4.1 Таблица соседства
- •6.4.2 Таблица топологии
- •6.5 Метрика протокола EIGRP
- •6.6 Функционирование протокола EIGRP
- •6.6.1 Надежность передачи пакетов протокола EIGRP
- •6.6.2 Разрыв соседских отношений
- •6.6.3 Запланированное отключение
- •6.6.5 Меры обеспечения стабильности протокола EIGRP
- •6.7 Алгоритм DUAL
- •6.7.1 Работа алгоритма DUAL
- •6.8 Механизм ответов на запросы
- •7 Конфигурирование и тестирование протокола EIGRP
- •7.1 Запуск протокола EIGRP
- •7.2 Настройка аутентификации в протоколе EIGRP
- •7.3 Суммирование маршрутов в протоколе EIGRP
- •7.4 Настройка маршрута по умолчанию в протоколе EIGRP
- •7.5 Распределение нагрузки в протоколе EIGRP
- •7.6 Расширенная настройка протокола EIGRP
- •7.6.1 Таймеры протокола EIGRP
- •7.6.2 Изменение административного расстояния протокола EIGRP
- •7.6.3 Изменение весовых коэффициентов протокола EIGRP
- •7.6.4 Настройка протокола EIGRP для сетей NBMA
- •7.6.5 Использование EIGRP пропускной способности каналов связи
- •7.6.6 Идентификация маршрутизаторов в протоколе EIGRP
- •7.7 Тестирование и устранение ошибок в работе протокола EIGRP
- •8 Использование протокола EIGRP в масштабируемых сетях
- •8.1 Масштабируемость. Проблемы и решения
- •8.2 Использование суммарных маршрутов
- •8.3 Использование тупиковых маршрутизаторов
- •8.4 Использование протокола EIGRP в современных условиях
- •9 Протоколы маршрутизации по состоянию канала
- •9.1 Алгоритм «кратчайшего пути» Дейкстры
- •10 Протокол OSPF
- •10.1 Характеристики протокола OSPF
- •10.1.1 Групповая рассылка обновлений состояния каналов
- •10.1.2 Аутентификация
- •10.1.3 Быстрота распространения изменения в топологии
- •10.1.4 Иерархическое разделение сети передачи данных
- •10.2 База данных протокола OSPF
- •10.2.1 Таблица соседства
- •10.2.2 Таблица топологии
- •10.3 Метрика протокола OSPF
- •10.4 Служебные пакеты протокола OSPF
- •10.4.1 Пакет приветствия
- •10.4.2 Суммарная информация о таблице топологии
- •10.4.3 Запрос на получение информации о топологическом элементе
- •10.4.4 Обновление информации о топологических элементах
- •10.4.5 Подтверждение о получении
- •10.5 Процесс установки соседских отношений
- •10.5.1 Поиск соседей
- •10.5.2 Обмен топологической информацией
- •11 Настройка протокола OSPF в одной зоне
- •11.1 Запуск протокола OSPF
- •11.2 Управление значением идентификатора маршрутизатора OSPF
- •11.3 Настройка аутентификации в протоколе OSPF
- •11.3.1 Проверка функционирования аутентификации
- •11.4 Настройка маршрута по умолчанию в протоколе OSPF
- •11.5 Распределение нагрузки в протоколе OSPF
- •11.6 Расширенная настройка протокола OSPF
- •11.6.1 Таймеры протокола OSPF
- •11.6.2 Изменение административного расстояния протокола OSPF
- •11.7 Тестирование и устранение ошибок в работе протокола OSPF
- •12 Работа протокола OSPF в сетях различных типов
- •12.1 Работа протокола OSPF в сетях «Точка-Точка»
- •12.2 Работа протокола OSPF в широковещательных сетях
- •12.2.1 Правила выбора DR и BDR маршрутизаторов
- •12.3 Работа протокола OSPF в сетях NBMA
- •12.4 Режимы работы протокола OSPF в сетях NBMA
- •12.5 Режимы работы протокола OSPF в сетях Frame Relay
- •12.5.1 Нешироковешательный режим
- •12.5.2 Многоточечный режим
- •12.5.3 Использование подинтерфейсов
- •12.6 Проверка работы протокола OSPF в сетях различных типов
- •13 Работа протокола OSPF в нескольких зонах
- •13.1 Типы маршрутизаторов OSPF
- •13.1.1 Внутренние маршрутизаторы
- •13.1.2 Магистральные маршрутизаторы
- •13.1.3 Пограничные маршрутизаторы
- •13.1.4 Пограничные маршрутизаторы автономной системы
- •13.2 Типы объявлений о состоянии каналов
- •13.2.1 Структура заголовка сообщения LSA
- •13.2.2 Объявление состояния маршрутизатора (Тип 1)
- •13.2.3 Объявление состояния сети (Тип 2)
- •13.2.4 Суммарные объявления о состоянии каналов (Тип 3 и 4)
- •13.2.5 Объявления внешних связей (Тип 5 и 7)
- •13.3 Построение таблицы маршрутизации протоколом OSPF
- •13.3.1 Типы маршрутов протокола OSPF
- •13.3.2 Расчет метрики внешних маршрутов
- •13.4 Суммирование маршрутов протоколом OSPF
- •13.4.1 Суммирование межзональных маршрутов
- •13.4.2 Суммирование внешних маршрутов
- •13.4.3 Отображение внешних суммарных маршрутов
- •14 Специальные типы зон протокола OSPF
- •14.1 Типы зон протокола OSPF
- •14.1.1 Правила тупиковых зон
- •14.2 Тупиковые зоны протокола OSPF
- •14.2.1 Настройка тупиковой зоны
- •14.3 Полностью тупиковые зоны протокола OSPF
- •14.3.1 Настройка полностью тупиковой зоны
- •14.4 Таблицы маршрутизации в тупиковых зонах
- •14.5 Не совсем тупиковые зоны протокола OSPF
- •14.5.1 Настройка не совсем тупиковой зоны
- •14.5.2 Настройка полностью тупиковой зоны NSSA
- •14.6 Проверка функционирования специальных зон протокола OSPF
- •15 Виртуальные каналы в протоколе OSPF
- •15.1 Настройка виртуальных каналов
- •15.1.2 Примеры использования виртуальных каналов
- •15.2 Проверка функционирования виртуальных каналов
- •16 Перераспределение маршрутной информации
- •16.1 Понятие перераспределения маршрутной информации
- •16.2 Понятие метрического домена
- •16.3 Маршрутные петли
- •16.3.1 Односторонние перераспределение маршрутной информации
- •16.3.2 Двухсторонние перераспределение маршрутной информации
- •16.3.3 Протоколы маршрутизации подверженные образованию маршрутных петель
- •17 Совместная работа нескольких протоколов маршрутизации
- •17.2 Настройка базового перераспределения маршрутной информации
- •17.2.1 Метрика, присваиваемая перераспределяемым маршрутам
- •17.3 Настройка перераспределения маршрутной информации из присоединенных и статических маршрутов
- •17.4 Настройка перераспределения маршрутной информации в протокол RIP
- •17.5 Настройка перераспределения маршрутной информации в протокол EIGRP
- •17.6 Настройка перераспределения маршрутной информации в протокол OSPF
- •18 Управление трафиком маршрутных обновлений
- •18.1 Использование пассивных интерфейсов
- •18.1.1 Настройка пассивных интерфейсов
- •18.2 Фильтрация маршрутной информации, передаваемой между маршрутизаторами
- •18.2.1 Фильтрация сетей получателей по IP адресу сети
- •18.2.2 Фильтрация сетей получателей по длине префикса
- •18.2.3 Использование списков доступа и списков префиксов при фильтрации маршрутной информации
- •18.3 Фильтрация маршрутной информации в процессе перераспределения маршрутной информации
- •19 Маршрутные карты
- •19.1 Понятие маршрутных карт
- •19.2 Настройка маршрутной карты
- •19.3 Использование маршрутных карт при перераспределении маршрутной информации
- •19.4 Проверка конфигурации маршрутных карт
- •20 Маршрутизация по политикам
- •20.1 Понятие маршрутных политик
- •20.2 Настройка маршрутизации по политикам
- •20.3 Пример маршрутизации по политикам
- •20.4 Проверка маршрутизации по политикам
- •21 Обзор протокола BGP
- •21.1 Автономные системы
- •21.2 Использование протокола BGP
- •21.2.1 Когда используется протокол BGP
- •21.2.2 Когда не следует использовать протокол BGP
- •22 Терминология и концепции протокола BGP
- •22.1 Характеристики протокола BGP
- •22.2 Таблицы протокола BGP
- •22.3 Одноранговые устройства или соседи BGP
- •22.4 Маршрутизация по политикам
- •22.5 Атрибуты протокола BGP
- •22.5.1 Содержимое сообщения обновления протокола BGP
- •22.5.2 Стандартные и опциональные атрибуты
- •22.5.3 Атрибут «Путь к AS»
- •22.5.4 Атрибут «Узел следующего перехода»
- •22.5.5 Атрибут «Локальный приоритет»
- •22.5.6 Атрибут MED
- •22.5.7 Атрибут «Отправитель»
- •22.5.7 Атрибут «Сообщество»
- •22.5.8 Атрибут «Вес»
- •23 Работа протокола BGP
- •23.1 Типы сообщений протокола BGP
- •23.1.1 Состояния BGP соседей
- •23.2 Процесс принятия решения при выборе пути
- •23.2.1 Выбор нескольких путей
- •23.3 CIDR маршрутизация и суммирование маршрутов
- •24 Настройка протокола BGP
- •24.1 Одноранговые группы
- •24.2 Основные команды протокола BGP
- •24.2.1 Модификация атрибута NEXT-HOP
- •24.2.2 Описание объединенного адреса в BGP таблице
- •24.2.3 Перезапуск протокола BGP
- •24.3 Проверка работоспособности протокола BGP
- •25 Множественная адресация
- •25.1 Типы множественной адресации
- •Заключение
- •Словарь терминов
- •Список использованных источников
RIP, а значит, такие маршрутизаторы находятся за пределами метрического домена 172.16.0.0.
Приведенный выше пример представляет собой естественную границу метрического домена, обусловленную суммированием маршрутов до сетей получателей на границе классовой сети.
Граница метрического домена также создается на маршрутизаторах выполняющих, перераспределение маршрутной информации, которое заменяет накопленные метрики одной или несколькими фиксированными метриками. В зависимости от протокола маршрутизации, перераспределение может, сопровождаться или не сопровождаться суммированием маршрутов. Если оно сопровождаются суммированием, полученная граница метрического домена не отличается от естественной границы. В обратном случае граница носит полностью искусственный характер – частные маршруты пересекают границу не измененным, но их метрики заменяются на фиксированную величину.
Искусственные границы метрических доменов могут негативно влиять на работу сети передачи данных, создавая маршрутные петли.
16.3 Маршрутные петли
Маршрутные петли (routing loops) представляют собой маршруты в сети передачи данных, которые приводят на один и тот же маршрутизатор более одного раза. Маршрутные петли крайне не желательны, поскольку трафику приходится преодолевать дополнительный путь лишь для того, чтобы прибыть на тот же самый маршрутизатор. Это в свою очередь приводит к задержке трафика, или даже к полной невозможности его доставки сетям получателям. Маршрутные петли подвергают сеть передачи данных избыточной нагрузке и приводят к огромному количеству операций по обработке поступающего трафика на причастных маршрутизаторах.
Маршрутные петли могут быть классифицированы как: Короткоживущие маршрутные петли – петли существующие непродол-
жительное время, обычно не более пары минут.
Долгоживущие маршрутные петли – петли существующие продолжительное время, от нескольких минут до бесконечности.
Возникновение короткоживущих маршрутных петель обусловлено процессами, происходящими во время схождения сети, после произошедших в ней изменений. Время возможного существования таких маршрутных петель зависит от скорости схождения сети и от протокола маршрутизации применяемого в сети передачи данных. Короткоживущие маршрутные петли имеют возможность самоустраняться за определенный, не продолжительный период времени.
Возникновение долгоживущих маршрутных петель обусловлено ошибками в настройке процесса маршрутизации внутри домена маршрутизации.
266
Обычно долгоживущие маршрутные петли не исчезают, если не принять мер к устранению тех ошибок в процессе маршрутизации которые привели к их возникновению. Долгоживущие маршрутные петли могут быть как постоянными, так и периодическими. Постоянные маршрутные петли существую все время, тогда как периодические проходят через циклы, исчезая и появляясь вновь.
Протоколы маршрутизации разрабатываются самостабилизирующимися. Тогда как временная нестабильность, вызываемая изменениями в топологии сети передачи данных и часто сопровождаемая короткоживущими маршрутными петлями, зачастую неизбежна. Протоколы маршрутизации преодолевают нестабильность и устанавливают маршрутизацию без петель. Ни один протокол маршрутизации не спроектирован так, чтобы позволить долгоживущим маршрутным петлям образоваться в какой-либо момент работы.
Все протоколы маршрутизации базируются на математических моделях, для которых доказано, что они не вызывают появление долгоживущих маршрутных петель. Большинство этих математических моделей обеспечивают функционирование без образование петель, посредством соблюдения условия, что метрики, связанные с местами назначения, растут с добавлением каждого дополнительного перехода на пути к месту назначения.
Формально можно описать, что если маршрутизатор R1 выбирает маршрут до сети получателя D через маршрутизатор R2, то M1>M2, где M1 и M2 являются метриками маршрута до сети получателя D маршрутизаторов R1 и R2 соответственно. Другими словами, чем дальше место назначения, тем больше метрика. Если это допущение соблюдается, маршрутная петля образоваться не может.
Доказывается это просто. Будем считать, что в сети передачи данных N все маршрутизаторы выбирают маршруты к сетям получателям на основе вышеупомянутого допущения. Предположим, однако, что петля существует и имеется маршрутизатор R1, установивший маршрут к сети получателю D через маршрутизатор R2, который в свою очередь установил маршрут к D через маршрутизатор R3, и так далее до маршрутизатора Rn, установившего маршрут к D через маршрутизатор R1. Такая ситуация показана на рисунке 16.2.
Как мы предположили, допущение соблюдается, следовательно, метрики всех маршрутов должны соответствовать неравенству (16.2).
M1 > M2 > M3 … Mn-2 > Mn-1 >Mn >M1 |
(16.2) |
Неравенство (16.2) сводится к M1 > M1. Следовательно, наша исходная предпосылка о том, что петля может существовать даже в том случае, если все маршрутизаторы соблюдают принятое допущение, неверна.
267
R2
M2
M1
R1 |
R3 |
|
M3 |
Mn |
Mn-2 |
Rn |
Rn-1 |
|
Mn-1 |
Рисунок 16.2 – Предположение об образовании маршрутной петли
Маршрутные петли не возникают в сети передачи данных, в которой маршрутизация поддерживается средствами одного протокола маршрутизации, пока не нарушены ограничения протокола, такие как максимальное количество переходов, в маршруте к сети получателю, а сетевое оборудование и его программное обеспечение работают в нормальном режиме.
Вслучае если маршрутизация в сети передачи данных поддерживается
спомощью более чем одного протокола маршрутизации или комбинации статической и динамической маршрутизации, возникает возможность возникновения маршрутных петель. Эта возможность увеличивается при перераспределении маршрутной информации между протоколами маршрутизации. Поскольку в процессе перераспределения объединяются домены отдельных протоколов маршрутизации, тогда как метрические домены остаются отдельными. Сети получатели, находящиеся в пределах одного домена протокола маршрутизации, становятся доступными из домена другого протокола маршрутизации с одной и той же метрикой.
16.3.1 Односторонние перераспределение маршрутной информации
На рисунке 16.3 показана сеть передачи данных, в которой потенциальным источником маршрутных петель может быть одна точка одностороннего перераспределения маршрутной информации.
Маршрутизатор R1 объявляет сети получатели, имеющиеся в части сети передачи данный N1 с использованием протокола маршрутизации RP1 маршрутизатору R2, который затем перераспределяет эти сети получатели в протокол маршрутизации RP2. Маршрутизатор R2 объявляет перераспределенные сети получатели своим соседям, находящимся в части сети передачи данных N2. Административное расстояние протокола маршрутизации RP1 равно A1, а административное расстояние протокола маршрутизации RP2 равно A2. Административные расстояния таковы, что A2<A1.
268
R1M=M1R2
M=N4
R4
M =N 1
R3
M=N 3
M=N2
Сеть N1, |
|
Сеть N2, |
|
Протоколмаршрутизации |
RP1, |
Протоколмаршрутизации |
RP2, |
Административное расстояние |
RP1 = A1 |
Административное расстояние |
RP2 = A2 |
A1>A2 |
|
A2<A1 |
|
Рисунок 16.3 – Образование маршрутной петли при одностороннем перераспределении маршрутной информации
Стрелки внутри N2 показывают поток маршрутных обновлений, который, если имеет место, приводит к образованию маршрутной петли для сетей получателей из N1 внутри N2.
Сначала обсудим сценарий, приводящий к маршрутным петлям, а затем причины, вызывающие запуск такого сценария.
Маршрутизатор R1 отправляет маршрутное обновление, содержащие сети получатели, расположенные в N1, маршрутизатору R2. Маршрутизатор R2 получает маршрутное обновление, устанавливает маршрут к объявленным сетям получателям и производит перераспределение полученной маршрутной информации в протокол маршрутизации RP2, средствами которого затем объявляет эти сети получатели своим соседям в N2.
Предположим, что сосед R3 получает маршрутное обновление маршрутизатора R2 и устанавливает свои маршруты к объявленным сетям получателям через R2. После этого маршрутизатор R3 сам начинает объявлять данные сети получатели своим соседям. В конечном итоге это маршрутное обновление поступает на маршрутизатор R4,который после установки маршрутов к этим сетям получателям, начинает объявлять их средствами протокола маршрутизации RP2 маршрутизатору R2.
Теперь маршрутизатор R2 должен заменить существующие у него маршруты к этим сетям получателям, указывающие на маршрутизатор R1, на новые маршруты, указывающие на R4. Поскольку маршрутизатор R1 объявил их средствами протокола маршрутизации RP1, тогда как маршрутизатор R4 объявляет их средствами PR2, административное расстояние которого меньше чем у PR1.
У этого сценария есть небольшое упущение: маршрутизатор R2 должен объявить сети получатели, полученные им от маршрутизатора R1 всем своим соседям практически одновременно. То есть маршрутизатор R4 получить первое маршрутное обновление, содержащие данные сети получатели, от маршрутизатора R2, после чего он должен установить свои маршруты до сетей получателей в N1 через маршрутизатор R2. С этого момента он должен откло-
269
нять все другие маршрутные обновления, если они имеют метрику, большую метрики маршрутов, пролегающих через маршрутизатор R2.
Несмотря на это упущение, данный сценарий вполне реален и может наступить, особенно если этому будут способствовать некоторые дополнительные факторы.
–Маршрутизатор R2 может не отправить маршрутное обновление всем своим соседям одновременно. Он может запланировать сначала отправку маршрутной информации маршрутизатору R3 и только после этого маршрутизатору R4. Если промежуток времени между передачей маршрутных обновлений маршрутизаторам R3 и R4 достаточно велик, маршрутизатор R4 может получить маршрутное обновление от другого соседа, в этом случае он объявит сети получатели из N1 маршрутизатору R2, что приведет к установке для них ложных маршрутов.
–Стоимость канала связи между маршрутизаторами R2 и R4 настолько велика, что маршрутизатор переключиться на какой-либо другой маршрут, даже если он перед этим установил маршрут до сетей получателей в N1 через маршрутизатор R2. Если это произойдет, маршрутизатор произведет объявление сетей получателей маршрутизатору R2, что приведет к удалению истинных и установке ложных маршрутов маршрутизатором R2.
–Если в какой-то момент времени после первоначального объявления маршрутной информации о сетях получателях расположенных в N1, произойдет временное отключение канала связи между маршрутизаторами R2 и R4, маршрутизатор R4 установит маршруты до N1 через другого соседа. При восстановлении канала связи маршрутизатор R4 произведет объявление маршрутной информации маршрутизатору R2, что приведет к образованию маршрутной петли.
Это наиболее вероятные факторы, способствующие возникновению маршрутных петель.
Независимо от того, какие обстоятельства привели к переключению маршрутов маршрутизатором R2, далее события будут развиваться следующим образом:
1. После изменения маршрутизатором R2 направления маршрутов к сетям получателям их N1, он перестает использовать при объявлении этих сетей метрику назначенную при перераспределении, а вместо нее использует метрику которую он получил от маршрутизатора R4, увеличенную на стоимость канала связи до маршрутизатора R4. Эта метрика выше, чем метрика полученная при перераспределении, поскольку она представляет собой эту исходную метрику, увеличенную на стоимость каналов связи между маршрутизаторами R3 и R4.
2. Когда маршрутизатор R3 обнаружит увеличение метрики, объявляемой маршрутизатором R2, он замораживает свои маршруты, и начинает объявлять эти сети получатели с метрикой, равной бесконечности.
270