CCNA - Modulo 3 - Switching Basico e Roteamento Intermediário, Notas de estudo de Redes de Computadores
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CCNA - Modulo 3 - Switching Basico e Roteamento Intermediário, Notas de estudo de Redes de Computadores

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CCNA 3.1

Módulo III

Cisco CCNA 3.1 I

Capítulo 01: Introdução ao Roteamento Classless...................... Visão Geral......................................................................................................... 1.1 VLSM............................................................................................................

1.1.1 O que é VLSM e por que ele é usado............................................. 1.1.2 Desperdícios de endereços............................................................. 1.1.3 Quando usar VLSM......................................................................... 1.1.4 Cálculo de sub-redes com VLSM.................................................... 1.1.5 Agregação de rotas com VLSM....................................................... 1.1.6 Configurando a VLSM.....................................................................

1.2 RIP Versão 2................................................................................................. 1.2.1 Histórico do RIP............................................................................... 1.2.2 Características do RIP v2...........................…………………………. 1.2.3 Comparando RIP v1 com v2........................................................... 1.2.4 Configurando RIP v2....................................................................... 1.2.5 Verificando RIP v2........................................................................... 1.2.6 Identificando e resolvendo problemas com RIP v2......................... 1.2.7 Rotas padrão...................................................................................

Resumo...............................................................................................................

1 2 3 3 6 8 10 14 16 18 18 20 21 24 27 29 31 33

Cisco CCNA 3.1 II

Capítulo 02: OSPF como uma única área (single-area OSPF).... Visão Geral......................................................................................................... 2.1 Protocolo de Roteamento link-state..............................................................

2.1.1 Visão geral do roteamento link-state............................................... 2.1.2 Características do protocolo de roteamento link-state.................... 2.1.3 Como são mantidas as informações de roteamento....................... 2.1.4 Algoritmos de roteamento link-state................................................ 2.1.5 Vantagens e desvantagens do roteamento link-state..................... 2.1.6 Comparação entre os roteamentos distance vector e link-state.....

2.2 Conceitos do OSPF como uma única área (single-area OSPF)................... 2.2.1 Visão geral do OSPF....................................................................... 2.2.2 Terminologia OSPF......................................................................... 2.2.3 Comparação entre o OSPF e os protocolos de roteamento

distance vector.................................................................................................... 2.2.4 Algoritmo do caminho mais curto.................................................... 2.2.5 Tipos de redes OSPF...................................................................... 2.2.6 Protocolo Hello do OSPF................................................................ 2.2.7 Etapas da operação do OSPF.........................................................

2.3 Configuração do OSPF como uma única área (single-area OSPF)............. 2.3.1 Configuração do processo de roteamento OSPF............................ 2.3.2 Configuração do endereço de loopback e da prioridade do

roteador no OSPF............................................................................................... 2.3.3 Modificação da métrica de custo do OSPF..................................... 2.3.4 Configuração da Autenticação do OSPF......................................... 2.3.5 Configuração dos temporizadores do OSPF................................... 2.3.6 OSPF, propagação de uma rota padrão......................................... 2.3.7 Problemas comuns de configuração do OSPF............................... 2.3.8 Verificação da configuração do OSPF............................................

Resumo...............................................................................................................

35 36 38 38 40 42 44 46 47 48 48 50 55 59 61 64 65 68 68 70 73 75 77 78 80 81 82

Cisco CCNA 3.1 III

Capítulo 03: EIGRP.......................................................................... Visão Geral......................................................................................................... 3.1 EIGRP...........................................................................................................

3.1.1 Comparando o EIGRP e IGRP........................................................ 3.1.2 Conceitos e terminologia do EIGRP................................................ 3.1.3 Características do projeto do EIGRP.............................................. 3.1.4 Tecnologias EIGRP......................................................................... 3.1.5 Estrutura de dados do EIGRP......................................................... 3.1.6 Algoritmo EIGRP.............................................................................

3.2 Configuração do EIGRP................................................................................ 3.2.1 Configurando o EIGRP.................................................................... 3.2.2 Configurando a sumarização do EIGRP......................................... 3.2.3 Verificando o EIGRP básico............................................................ 3.2.4 Criando tabelas de vizinhos............................................................ 3.2.5 Descobrir rotas................................................................................ 3.2.6 Selecionar rotas............................................................................... 3.2.7 Mantendo tabelas de roteamento....................................................

3.3 Identificando e Resolvendo Problemas com Protocolos de Roteamento.........................................................................................................

3.3.1 Processo de identificação e resolução de problemas com protocolos de roteamento...................................................................................

3.3.2 Identificando e resolvendo problemas de configuração do RIP...... 3.3.3 Identificando e resolvendo problemas de configuração do IGRP... 3.3.4 Identificando e resolvendo problemas de configuração do EIGRP. 3.3.5 Identificando e resolvendo problemas de configuração do OSP.....

Resumo...............................................................................................................

84 86 88 88 91 97 99 103 106 113 113 115 118 120 122 124 127 130 130 134 136 139 142 144

Cisco CCNA 3.1 IV

Capítulo 04: Conceitos de Comutação.......................................... Visão Geral......................................................................................................... 4.1 Introdução as redes locais Ethernet/802.3....................................................

4.1.1 Desenvolvimento da rede local Ethernet/802.3............................... 4.1.2 Fatores que afetam o desempenho da rede.................................... 4.1.3 Elementos das redes Ethernet/802.3.............................................. 4.1.4 Redes half-duplex...................................................................…….. 4.1.5 Congestionamento da rede.............................................................. 4.1.6 Latência da rede.............................................................................. 4.1.7 Tempo de transmissão da Ethernet 10BASE-T............................... 4.1.8 As vantagens de utilização de repetidores...................................... 4.1.9 Transmissão full-duplex...................................................................

4.2 Introdução a comutação de redes locais...................................................... 4.2.1 Segmentação de redes locais......................................................... 4.2.2 Segmentação de redes locais com brigdes.................................... 4.2.3 Segmentação de redes locais com roteadores............................... 4.2.4 Segmentação de redes locais com switches.................................. 4.2.5 Operações básicas de switch.......................................................... 4.2.6 Latência do switch Ethernet............................................................ 4.2.7 Comutação da camada 2 e da camada 3....................................... 4.2.8 Comutação simétrica e assimétrica................................................ 4.2.9 Buffers de memória......................................................................... 4.2.10 Dois métodos de comutação.........................................................

4.3 Operação do switch...................................................................................... 4.3.1 Funções dos switches Ethernet...................................................... 4.3.2 Modos de transmissão de quadro................................................... 4.3.3 Como os switches e as bridges aprendem endereço..................... 4.3.4 Como os switches e as bridges filtram quadros.............................. 4.3.5 Por que segmentar as redes locais?............................................... 4.3.6 Implementação da microssegmentação.......................................... 4.3.7 Switches e domínios de colisão...................................................... 4.3.8 Switches e domínios de broadcast................................................. 4.3.9 Comunicação entre switches e estações de trabalho.....................

Resumo...............................................................................................................

146 147 149 149 154 155 157 158 160 161 162 163 164 164 166 168 169 171 175 176 178 180 181 183 183 188 190 193 195 198 201 204 207 210

Cisco CCNA 3.1 V

Capítulo 05: Switches .................................................................... Visão Geral......................................................................................................... 5.1 Projeto de uma Rede Local...........................................................................

5.1.1 Objetivos de um projeto de rede local............................................. 5.1.2 Consideração do projeto de uma rede local.................................... 5.1.3 Metodologia de projeto de uma rede local....................................... 5.1.4 Projeto de Camada 1....................................................................... 5.1.5 Projeto de Camada 2....................................................................... 5.1.6 Projeto de Camada 3.......................................................................

5.2 Switches de Redes Locais............................................................................ 5.2.1 Redes locais comutadas, visão geral da camada de acesso.......... 5.2.2 Switches da camada de acesso...................................................... 5.2.3 Visão geral da camada de distribuição........................................... 5.2.4 Switches da camada de distribuição............................................... 5.2.5 Visão geral da camada central........................................................ 5.2.6 Switches da camada central...........................................................

Resumo...............................................................................................................

212 213 214 214 215 218 225 231 236 241 241 243 245 246 248 249 251

Cisco CCNA 3.1 VI

Capítulo 06: Configuração de Switches........................................ Visão Geral......................................................................................................... 6.1 Inicialização do switch...................................................................................

6.1.1 Inicialização física do switch catalyst............................................... 6.1.2 LEDs indicadores do switch............................................................. 6.1.3 Verificação dos LEDs das portas durante o POST do switch.......... 6.1.4 Visualização do resultado da primeira inicialização de um switch.. 6.1.5 Examinando o recurso de ajuda (HELP) da CLI do switch.............. 6.1.6 Modos de comando do switch.........................................................

6.2 Configuração do Switch................................................................................ 6.2.1Verificação da configuração padrão do switch Catalyst................... 6.2.2 Configuração do switch catalyst...................................................... 6.2.3 Gerenciamento da tabela de endereços MAC................................ 6.2.4 Configuração de endereços MAC estáticos.................................... 6.2.5 Configuração da segurança das portas.......................................... 6.2.6 Adições, movimentação e alterações............................................. 6.2.7 Gerenciamento do arquivo do sistema operacional do switch........ 6.2.8 Recuperação de senha no 1900/2950............................................ 6.2.9 Atualização do firmware do 1900/2950...........................................

Resumo...............................................................................................................

253 254 256 256 257 259 260 264 266 267 267 272 277 279 281 282 284 285 286 287

Cisco CCNA 3.1 VII

Capítulo 07: Protocolo Spanning-Tree.......................................... Visão Geral......................................................................................................... 7.1 Topologias redundantes……..…………………………………………………..

7.1.1 Redundância……………………………………………………………. 7.1.2 Topologias redundantes………………………………………………. 7.1.3 Topologias comutadas redundantes………..................................... 7.1.4 Tempestade de Broadcast.............................................................. 7.1.5 Múltiplas transmissões de quadros................................................. 7.1.6 Instabilidade do banco de dados MAC………………......................

7.2 Spanning-Tree Protocol…………………………………………………………. 7.2.1 Topologia redundante spanning-tree………………………………… 7.2.2 Spanning-Tree Protocol……………………………………………….. 7.2.3 Operação Spanning-Tree...........................................................…. 7.2.4 Escolha da bridge raiz……..………………………………………….. 7.2.5 Estágios dos estados das portas spanning-tree …………………... 7.2.6 Recálculo da spanning-tree…..………………………………………. 7.2.7 Protocolo rapid spanning-tree…………………………………………

Resumo...............................................................................................................

289 290 291 291 292 295 297 298 299 300 300 302 304 305 307 309 311 313

Cisco CCNA 3.1 VIII

Capítulo 08: Redes Locais Virtuais............................................... Visão Geral......................................................................................................... 8.1 Conceitos de VLAN.......................................................................................

8.1.1 Introdução a VLANs........................................................................ 8.1.2 Domínios de broadcast com VLANs e roteadores.......................... 8.1.3 Operação de VLANs........................................................................ 8.1.4 Vantagens das VLANs.................................................................... 8.1.5 Tipos de VLANs...............................................................................

8.2 Configuração de VLANs................................................................................ 8.2.1 Conceitos Básicos de VLANs.......................................................... 8.2.2 VLANs geográficas.......................................................................... 8.2.3 Configurando VLANs estáticas........................................................ 8.2.4 Verificando a configuração de uma VLAN....................................... 8.2.5 Salvando a configuração de uma VLAN.......................................... 8.2.6 Excluindo VLANs.............................................................................

8.3 Identificando e Resolvendo Problemas com VLANs..................................... 8.3.1 Visão geral....................................................................................... 8.3.2 Processo de identificação e resolução de problemas das VLANs.. 8.3.3 Prevenindo tempestades de broadcast........................................... 8.3.4 Identificando e Resolvendo Problemas de VLANs.......................... 8.3.5 Cenários de Identificação e resolução de problemas de VLANs....

Resumo...............................................................................................................

315 316 318 318 321 324 328 329 332 332 334 335 337 339 340 342 342 343 345 348 352 355

Cisco CCNA 3.1 IX

Capítulo 09: VLAN Trunking Protocol........................................... Visão Geral......................................................................................................... 9.1 Trunking........................................................................................................

9.1.1 História do trunking.......................................................................... 9.1.2 Domínios de broadcast com VLANs e roteadores.......................... 9.1.3 Operação de troncos....................................................................... 9.1.4 VLANs e Trunking.......................................................................…. 9.1.5 Implementação de trunking.............................................................

9.2 VTP............................................................................................................... 9.2.1 A história do VTP............................................................................. 9.2.2 Conceitos de VTP............................................................................ 9.2.3 Operação do VTP............................................................................ 9.2.4 Implementação do VTP................................................................... 9.2.5 Configuração do VTP......................................................................

9.3 Visão Geral do Roteamento Entre VLANs.................................................... 9.3.1 Conceitos Básicos de VLANs.......................................................... 9.3.2 Introduzindo o roteamento entre VLANs......................................... 9.3.3 Questões e soluções de conectividade entre VLANs...................... 9.3.4 Interfaces físicas e lógicas.............................................................. 9.3.5 Dividindo interfaces físicas em subinterfaces.................................. 9.3.6 Configurando o roteamento entre VLANs.......................................

Resumo...............................................................................................................

357 358 360 360 362 364 366 368 369 369 370 371 374 377 380 380 383 385 388 390 392 395

Cisco CCNA 3.1 1

Capítulo 01:Introdução ao Roteamento Classless

Cisco CCNA 3.1 2

Visão geral Capítulo 01

Os administradores de redes precisam antecipar e gerenciar o crescimento físico das redes. Isso poderá levar à compra ou aluguel de outro andar do prédio para equipamentos de rede tais como racks, patch panels, switches e roteadores. Os projetistas de redes precisam escolher esquemas de endereçamento que permitam o crescimento. Variable- length subnet mask (VLSM), ou seja, máscara de sub-rede de tamanho variável, é usada para criar esquemas de endereçamento eficientes e escaláveis.

Quase todas as empresas precisam implementar um esquema de endereços IP. Muitas organizações selecionam TCP/IP como o único protocolo para executar em suas redes. Infelizmente, os idealizadores do TCP/IP não previram que esse protocolo acabaria sustentando uma rede global de informações, comércio e entretenimento.

O IP versão 4 (IPv4) ofereceu uma estratégia de endereçamento que, embora fosse escalável durante certo tempo, resultou em uma alocação ineficiente de endereços. O IPv4 poderá logo ser substituído pelo IP versão 6 (IPv6) como o protocolo dominante da Internet. O IPv6 possui espaço de endereçamento virtualmente ilimitado e a sua implementação já começou em algumas redes. Ao longo das últimas duas décadas, os engenheiros modificaram o IPv4, de modo que ele possa sobreviver ao crescimento exponencial da Internet. A VLSM é uma das modificações que tem ajudado a preencher a lacuna entre IPv4 e IPv6.

As redes precisam ser escaláveis, já que as necessidades dos usuários evoluem. Quando uma rede é escalável, ela pode crescer de maneira lógica, eficiente e econômica. O protocolo de roteamento usado em uma rede ajuda a determinar a escalabilidade da rede. É importante escolher com prudência o protocolo de roteamento. O Routing Information Protocol versão 1 (RIP v1) serve bem para redes pequenas. No entanto, ele não é escalável para comportar redes grandes. O RIP versão 2 (RIP v2) foi elaborado para superar essas limitações.

Este módulo cobre alguns dos objetivos dos exames CCNA 640-801 e ICND 640-811.

Ao concluírem este módulo, os alunos deverão ser capazes de realizar as seguintes tarefas:

• Definir VLSM e descrever resumidamente as razões para a sua utilização. • Dividir uma rede de grande porte em sub-redes de tamanhos diferentes usando

VLSM. • Definir a agregação e resumo de rotas em relação ao VLSM. • Configurar um roteador usando VLSM. • Identificar as características mais importantes do RIP v1 e RIP v2. • Identificar as diferenças importantes entre RIP v1 e RIP v2. • Configurar o RIP v2. • Verificar, identificar e resolver problemas na operação do RIP v2. • Configurar rotas padrão, usando os comandos ip route e ip default-network.

Cisco CCNA 3.1 3

1.1 VLSM

1.1.1 O que é VLSM e por que ele é usado

Com o crescimento das sub-redes IP, os administradores têm procurado maneiras de usar o seu espaço de endereços com mais eficiência. Esta página introduz uma técnica chamada VLSM. Com VLSM, um administrador de rede pode usar uma máscara longa em redes com poucos hosts, e uma máscara curta em sub-redes com muitos hosts.

Para implementar VLSM, um administrador de rede precisa usar um protocolo de roteamento que o suporte. Os roteadores Cisco suportam VLSM com Open Shortest Path First (OSPF) IS-IS Integrado, Enhanced Interior Gateway Routing Protocol (EIGRP), RIP v2 e roteamento estático.

Cisco CCNA 3.1 4

VLSM permite que uma organização utilize mais de uma máscara de sub-rede dentro do mesmo espaço de endereço de rede. A implementação de VLSM maximiza a eficiência dos endereços e freqüentemente é chamada de criação de sub-redes em uma sub-rede.

O que é uma Máscara de Sub-rede Tamanho Variável?

Os protocolos de roteamento classless exigem que uma rede utilize a mesma máscara de sub-rede. Por exemplo, uma rede com um endereço 192.168.187.0 pode usar somente uma máscara de sub-rede, tal como 255.255.255.0.

Um protocolo de roteamento que permite VLSM libera o administrador para usar diferentes máscaras de sub-rede para redes dentro de um único sistema autônomo.

Calculando VLSMs

Cisco CCNA 3.1 5

A figura abaixo mostra um exemplo de como um administrador de rede pode usar uma máscara de 30 bits para conexões de redes, uma máscara de 24 bits para redes de usuários e até uma máscara de 22 bits para redes de até 1000 usuários.

Máscara de sub-redes

A próxima página tratará de esquemas de endereçamento para redes.

Cisco CCNA 3.1 6

1.1.2 Desperdícios de endereços

Esta página explicará como certos esquemas de endereçamento podem desperdiçar espaço de endereços.

No passado, não era aconselhável usar a primeira e a última sub-redes. A utilização da primeira sub-rede, conhecida como sub-rede zero, era desencorajada por causa da confusão que poderia ocorrer se uma rede e uma sub-rede tivessem o mesmo endereço. Isso também se aplicava à utilização da última sub-rede, conhecida como sub-rede all- ones (totalmente de uns). Com a evolução das tecnologias de redes e com o esgotamento dos endereços IP, a utilização da primeira e última sub-rede tornou-se uma prática aceitável em conjunto com VLSM.

Na figura abaixo, a equipe de gerenciamento da rede emprestou três bits da porção host de um endereço Classe C, que foi selecionado para esse esquema de endereços. Se a equipe optar por usar a sub-rede zero, haverá oito sub-redes utilizáveis. Cada sub-rede pode suportar 30 hosts. Se a equipe optar por usar o comando no ip subnet-zero, haverá sete sub-redes utilizáveis com 30 hosts em cada sub-rede. Os roteadores com o Cisco IOS versão 12.0 ou posterior usam a sub-rede zero por default.

Desperdício de endereços

Cisco CCNA 3.1 7

Na figura abaixo, os escritórios remotos Sydney, Brisbane, Perth e Melbourne podem ter 30 hosts cada um. A equipe reconhece que será necessário endereçar os três links WAN ponto-a-ponto entre Sydney, Brisbane, Perth e Melbourne. Se a equipe utilizar as últimas três sub-redes para os links WAN, todos os endereços disponíveis serão utilizados e não haverá espaço para crescimento. A equipe também terá desperdiçado os 28 endereços de host de cada sub-rede só para endereçar três redes ponto-a-ponto. Esse esquema de endereçamento desperdiça um terço do espaço de endereços em potencial.

Desperdício de endereços

Tal esquema de endereços é aceitável para uma rede local pequena. No entanto, ele gera muito desperdício se forem usadas conexões ponto-a-ponto.

Desperdício de endereços

A próxima página explicará como VLSM pode ser usado para evitar o desperdício de endereços.

Cisco CCNA 3.1 8

1.1.3 Quando usar VLSM

É importante projetar um esquema de endereços que permita o crescimento e que não desperdice endereços. Esta página examina como VLSM pode ser usado para evitar o desperdício de endereços em links ponto-a-ponto.

Conforme a figura abaixo, a equipe de gerenciamento da rede decidiu evitar o desperdício da utilização da máscara /27 nos links ponto-a-ponto. A equipe aplica VLSM para cuidar do problema.

Usando VLSM nos Links Ponto-a-Ponto

Para aplicar VLSM ao problema de endereços, a equipe divide o endereço Classe C em sub-redes de vários tamanhos. Sub-redes grandes são criadas para redes locais. Sub- redes muito pequenas são criadas para links WAN e para outros casos especiais. Uma máscara de 30 bits é utilizada para criar sub-redes com apenas dois endereços de host válidos. Esta é a melhor solução para conexões ponto-a-ponto. A equipe tomará uma das três sub-redes que anteriormente decidiu designar para links WAN e a dividirá novamente em sub-redes com uma máscara de 30 bits.

Cisco CCNA 3.1 9

No exemplo, a equipe tomou uma das últimas três sub-redes, a sub-rede 6, e a dividiu outra vez em sub-redes. Desta vez, a equipe utiliza uma máscara de 30 bits. As figuras abaixo ilustram que, depois de utilizar VLSM, a equipe dispõe de oito conjuntos de endereços para serem usados para os links ponto-a-ponto.

Sub-redes

A próxima página ensinará os alunos a calcular sub-redes com VLSM.

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1.1.4 Cálculo de sub-redes com VLSM

VLSM ajuda a gerenciar endereços IP. Esta página explicará como usar VLSM para definir máscaras de sub-rede que atendam aos requisitos do link ou segmento. Uma máscara de sub-rede deve satisfazer aos requisitos de uma rede local com uma máscara de sub-rede e aos requisitos de uma WAN ponto-a-ponto com outra.

O exemplo na figura acima mostra uma rede que carece de um esquema de endereços.

O próximo exemplo contém um endereço Classe B 172.16.0.0 e duas redes locais que exigem um mínimo de 250 hosts cada uma. Se os roteadores usarem um protocolo de roteamento classless, o link WAN precisará ser uma sub-rede da mesma rede Classe B. Os protocolos de roteamento classful, tais como RIP v1, IGRP e EGP não suportam VLSM. Sem VLSM, o link WAN precisaria da mesma máscara de sub-rede dos segmentos das redes locais. Uma máscara de 24 bits de 255.255.255.0 pode suportar 250 hosts.

Endereços Classe B Divididos em Sub-redes

Cisco CCNA 3.1 11

Um link WAN precisa apenas de dois endereços, um para cada roteador. Isso resulta em 252 endereços desperdiçados.

Se for usado o VLSM, uma máscara de 24 bits ainda seria aplicada nos segmentos LAN para os 250 hosts. Uma máscara de 30 bits poderia ser usada para o link WAN, porque são necessários apenas dois endereços de host. A figura abaixo mostra onde os endereços da sub-rede podem ser aplicados com base no número de hosts exigidos. Os links WAN usam endereços de sub-rede com um prefixo de /30. Esse prefixo comporta apenas dois endereços de host, que é exatamente o suficiente para a conexão ponto-a- ponto entre os dois roteadores.

VLSM

Na figura abaixo, os endereços de sub-rede utilizados serão gerados quando a sub- rede 172.16.32.0/20 for dividida em sub-redes /26.

Calculando VLSMs

Cisco CCNA 3.1 12

Para calcular os endereços de sub-rede usados nos links WAN, subdivida em novas sub- redes uma das sub-redes /26 não usadas. Nesse exemplo, 172.16.33.0/26 é subdividida em novas sub-redes com um prefixo /30. Isso fornece mais quatro bits de sub-rede e, portanto, 16 (24) sub-redes para as WANs. A figura abaixo ilustra como lidar com um sistema VLSM.

Um Exemplo Prático de VLSM

VLSM pode ser usado para dividir em sub-redes um endereço já dividido em sub-redes. Por exemplo, considere o endereço de sub-rede 172.16.32.0/20 e uma rede que precisa de dez endereços de host. Com esse endereço de sub-rede, existem 212 – 2 ou seja 4094 endereços de host, a maioria dos quais será desperdiçada. Com VLSM, é possível dividir 172.16.32.0/20 em sub-redes para criar mais endereços de rede com um número menor de hosts por rede. Quando 172.16.32.0/20 é dividido em 172.16.32.0/26, há um ganho de 26 ou seja 64 sub-redes. Cada sub-rede pode suportar 26 – 2, ou seja 62 hosts.

Use as seguintes etapas para aplicar VLSM a 172.16.32.0/20:

Etapa 1 Escreva 172.16.32.0 em forma binária.

Etapa 2 Trace uma linha vertical entre o 20o e o 21o bits, conforme indicado na figura abaixo. O limite original da sub-rede foi /20.

Calculando VLSMs

Cisco CCNA 3.1 13

Etapa 3 Trace uma linha vertical entre o 26o e o 27o bits, conforme indicado na figura abaixo. O limite original da sub-rede /20 é estendido mais seis bits à direita, o que resulta em /26.

Calculando VLSMs

Etapa 4 Calcule os 64 endereços de sub-rede com os bits entre as duas linhas verticais, do menor para o maior valor. A figura mostra as primeiras cinco sub-redes disponíveis.

É importante lembrar-se de que somente sub-redes não utilizadas podem ser ainda divididas em sub-redes. Se qualquer endereço de uma sub-rede for usado, essa sub-rede não poderá ser dividido mais em sub-redes.

Na figura abaixo quatro números de sub-rede são usados nas redes locais. A sub-rede 172.16.33.0/26 não utilizada é subdividida em novas sub-redes para serem usadas nos links WAN.

Um Exemplo Prático de VLSM

A Atividade de Laboratório ajudará os alunos a calcularem sub-redes VLSM.

A próxima página descreverá a agregação de rotas.

Cisco CCNA 3.1 14

1.1.5 Agregação de rotas com VLSM

Esta página explicará as vantagens da agregação de rotas com VLSM.

Quando VLSM for usado, é importante manter os números de sub-rede agrupados na rede para permitir a agregação. Por exemplo, redes como 172.16.14.0 e 172.16.15.0 devem estar perto uma da outra para que os roteadores possam transportar uma rota para 172.16.14.0/23.

A utilização de classless interdomain routing (CIDR) e VLSM impede o desperdício de endereços e promove a agregação ou resumo de rotas. Sem o resumo de rotas, o roteamento do backbone da Internet provavelmente teria entrado em colapso antes de 1997.

Sumarização de Rotas

Na figura acima ilustra como o resumo de rotas reduz a carga ao longo do fluxo entre os roteadores. Esta hierarquia complexa de redes e sub-redes de tamanhos variáveis é resumida em vários pontos com um endereço de prefixo, até que toda a rede seja anunciada como uma só rota agregada de 200.199.48.0/20. O resumo de rotas, ou super- rede, só será possível se os roteadores de uma rede utilizarem um protocolo de roteamento classless tal como OSPF ou EIGRP. Os protocolos de roteamento classless transportam um prefixo que consiste em um endereço IP e uma máscara de bits, de 32 bits nas atualizações de roteamento. Na mesma figura a rota resumida que eventualmente chega ao provedor contém um prefixo de 20 bits comum a todos os endereços dentro da organização. Esse endereço é 200.199.48.0/20 ou 11001000.11000111.0011. Para que o resumo funcione, os endereços precisam ser cuidadosamente designados de maneira hierárquica de modo que os endereços resumidos compartilhem os bits de ordem superior.

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A seguir, temos regras importantes que devem ser lembradas:

• Um roteador precisa saber em detalhes os números de sub-redes a ele conectadas.

• Um roteador não precisa informar a outros roteadores sobre cada sub-rede se o roteador puder enviar uma rota agregada para um conjunto de rotas.

• Um roteador que utiliza rotas agregadas possui um menor número de entradas na sua tabela de roteamento.

A figura abaixo mostra que os endereços compartilham os primeiros 20 bits. Esses bits estão em vermelho. O 21o bit não é o mesmo para todos os roteadores. Portanto, o prefixo para a rota resumida terá 20 bits de comprimento. Isso é usado para calcular o número de rede da rota resumida.

Na figura abaixo mostra que os endereços compartilham os primeiros 21 bits. Esses bits estão em vermelho. O 22o bit não é o mesmo para todos os roteadores. Portanto, o prefixo para a rota resumida terá 21 bits de comprimento. Isso é usado para calcular o número de rede da rota resumida.

A próxima página ensinará os alunos a configurar o VLSM.

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1.1.6 Configurando a VLSM

Esta página ensinará aos alunos como calcular e configurar corretamente VLSM.

A seguir, temos cálculos de VLSM para as redes locais apresentadas na figura abaixo:

• Endereço de rede: 192.168.10.0. • O roteador Perth precisa suportar 60 hosts. Isso significa que serão necessários

pelo menos seis bits na porção host do endereço. Seis bits resultarão em 26 – 2, ou seja, 62 possíveis endereços de host. A conexão de rede local do roteador Perth recebe a designação da sub-rede 192.168.10.0/26.

• Os roteadores Sydney e Singapore precisam suportar 12 hosts cada um. Isso significa que serão necessários pelo menos quatro bits na porção host do endereço. Quatro bits resultarão em 24 – 2, ou seja, 14 possíveis endereços de host. Para a conexão de rede local do roteador Sydney, é designada a sub-rede 192.168.10.96/28 e para a conexão da rede local do roteador Singapore é designada a sub-rede 192.168.10.112/28.

• O roteador KL precisa suportar 28 hosts. Isso significa que serão necessários pelo menos cinco bits na porção host do endereço. Cinco bits resultarão em 25 – 2, ou seja, 30 possíveis endereços de host. A conexão de rede local do roteador KL recebe a designação da sub-rede 192.168.10.64/27.

Configurando a VLSM

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A seguir, temos cálculos de VLSM para as conexões ponto-a-ponto na Figura acima.

• A conexão entre Perth e Kuala Lumpur requer apenas dois endereços de host. Isso significa que serão necessários pelo menos dois bits na porção host do endereço. Dois bits resultarão em 22 – 2, ou seja, 2 possíveis endereços de host. A conexão entre Perth e Kuala Lumpur recebe a designação da sub-rede 192.168.10.128/30.

• A conexão entre Sydney e Kuala Lumpur requer apenas dois endereços de host. Isso significa que serão necessários pelo menos dois bits na porção host do endereço. Dois bits resultarão em 22 – 2, ou seja, 2 possíveis endereços de host. A conexão entre Sydney e Kuala Lumpur recebe a designação da sub-rede 192.168.10.132/30.

• A conexão entre Singapore e Kuala Lumpur requer apenas dois endereços de host. Isso significa que serão necessários pelo menos dois bits na porção host do endereço. Dois bits resultarão em 22 – 2, ou seja, 2 possíveis endereços de host. A conexão entre Singapura e Kuala Lumpur recebe a designação da sub-rede 192.168.10.136/30.

Configurando a VLSM

A seguinte configuração é para a conexão ponto-a-ponto entre Singapura e KL.

Singapura(config) # interface serial 0

Singapura(config-if)# ip address 192.168.10.137 255.255.255.252

KualaLumpur(config)# interface serial 1

KualaLumpur(config-if)# ip address 192168.10.138 255.255.255.252

Esta página conclui a lição. A próxima lição tratará de RIP. A primeira página descreve RIP v1.

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1.2 RIP Versão 2

1.2.1 Histórico do RIP

Esta página explicará as funções e limitações do RIP.

A Internet é uma coleção de sistemas autônomos (ASs). Cada AS possui uma tecnologia de roteamento que pode ser diferente da utilizada em outros sistemas autônomos. O protocolo de roteamento usado dentro de um AS é chamado Interior Gateway Protocol (IGP). Um protocolo diferente usado para transferir informações de roteamento entre sistemas autônomos é chamado Exterior Gateway Protocol (EGP). RIP foi projetado para funcionar como IGP em um AS de tamanho moderado. Não é próprio para utilização em ambientes mais complexos.

RIP v1 é considerado um IGP classful, figura abaixo. RIP v1 é um protocolo vetor de distância, que envia em broadcast toda a tabela de roteamento para cada roteador vizinho a intervalos predeterminados. O intervalo padrão é de 30 segundos. RIP usa a contagem de saltos como métrica, sendo 15 o número máximo de saltos.

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Se o roteador receber informações sobre uma rede e a interface por onde se recebe informações pertencer à mesma rede mas em sub-rede diferente, o roteador aplicará a máscara de sub-rede que está configurada na interface por onde a informação foi recebida.

• Para endereços Classe A, a máscara classful padrão é 255.0.0.0. • Para endereços Classe B, a máscara classful padrão é 255.255.0.0. • Para endereços Classe C, a máscara classful padrão é 255.255.255.0.

RIP v1 é um protocolo de roteamento muito utilizado porque virtualmente todos os roteadores o suportam. A larga aceitação de RIP v1 deve-se à simplicidade e à compatibilidade universal que ele oferece. RIP v1 pode executar o balanceamento de carga em até seis caminhos do mesmo custo, com quatro caminhos como padrão. RIP v1 tem as seguintes limitações:

• Ele não envia informações de máscaras de sub-redes nas suas atualizações. • Ele envia atualizações como broadcast em 255.255.255.255. • Ele não suporta autenticação. • Ele não pode suportar VLSM ou classless interdomain routing (CIDR).

RIP v1 é de configuração simples, conforme mostra a figura abaixo.

A próxima página apresentará RIP v2.

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1.2.2 Características do RIP v2

Esta página tratará do RIP v2, o qual é uma versão melhorada do RIP v1. Ambas as versões do RIP possuem as seguintes características:

• Um protocolo vetor de distância que usa uma métrica de contagem de saltos. • Utiliza temporizadores holddown para evitar loops de roteamento – o padrão é de

180 segundos. • Utiliza split-horizon para evitar loops de roteamento. • Utiliza 16 saltos como métrica para distância infinita.

RIP v2 proporciona roteamento de prefixo, o que permite que ele envie informações sobre máscaras de sub-rede junto com a atualização de rotas. Portanto, RIP v2 suporta a utilização de roteamento classless no qual diferentes sub-redes dentro da mesma rede podem usar diferentes máscaras de sub-rede, como é o caso do VLSM. RIP v2 acomoda a autenticação nas suas atualizações. Um conjunto de chaves pode ser usado em uma interface como verificação de autenticação. RIP v2 permite uma escolha do tipo de autenticação a ser usada nos pacotes RIP v2. A escolha será entre texto puro e criptografia Message-Digest 5 (MD5). Texto puro é o padrão. MD5 pode ser usado para autenticar a origem de uma atualização de roteamento. MD5 é tipicamente usado para criptografar senhas enable secret e não existe nenhuma reversão conhecida. RIP v2 envia atualizações de roteamento em multicast usando o endereço Classe D 224.0.0.9, que permite uma melhor eficiência.

A próxima página apresentará RIP em maiores detalhes.

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1.2.3 Comparando RIP v1 com v2

Esta página apresentará mais informações sobre o funcionamento de RIP. Ela também descreverá as diferenças entre RIP v1 e RIP v2.

RIP usa algoritmos de vetor de distância para determinar a direção e a distância para qualquer link na internetwork. Se houver vários caminhos até um destino, o RIP seleciona aquele com o menor número de saltos. No entanto, como a contagem de saltos é a única métrica de roteamento usada pelo RIP, ele nem sempre seleciona o caminho mais rápido até um destino.

O RIP v1 permite aos roteadores atualizar suas tabelas de roteamento em intervalos programáveis. O intervalo padrão é de 30 segundos. O envio contínuo de atualizações de roteamento pelo RIP v1 significa que o tráfego na rede aumenta rapidamente. Para evitar que um pacote entre em um loop infinito, RIP limita a contagem máxima de saltos a 15. Se a rede de destino estiver a uma distância de mais de 15 roteadores, a rede será considerada inalcançável e o pacote será descartado. Essa situação cria uma questão de escalabilidade ao se processar o roteamento em redes heterogêneas de grande porte. RIP v1 utiliza split-horizon para evitar loops. Isso significa que RIP v1 anuncia rotas por uma interface somente se as rotas não forem aprendidas de atualizações que entraram pela mesma interface. Ele utiliza temporizadores holddown para evitar loops de roteamento. Holddowns ignoram quaisquer informações novas sobre uma sub-rede que indiquem uma métrica pior durante um período igual ao temporizador holddown.

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A figura abaixo resume o comportamento do RIP v1 quando usado por um roteador.

RIP v2 é uma versão melhorada do RIP v1. Possui muitas das características do RIP v1. RIP v2 também é um protocolo vetor de distância que utiliza contagem de saltos, temporizadores holddown e split-horizon. A figura abaixo compara e contrasta RIP v1 com RIP v2.

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A primeira Atividade de Laboratório nesta página mostra aos alunos como preparar e configurar RIP nos roteadores. A segunda Atividade de Laboratório repassa a configuração básica dos roteadores. A Atividade com Mídia Interativa ajudará os alunos a entenderem as diferenças entre RIP v1 e RIP v2.

A próxima página explicará como o RIP v2 é configurado.

Atividade com Mídia Interativa

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1.2.4 Configurado RIP v2

Esta página ensinará aos alunos como configurar RIP v2.

RIP v2 é um protocolo de roteamento dinâmico que é configurado ao se nomear o protocolo de roteamento RIP Versão 2 e, em seguida, designar números de rede IP sem especificar os valores das sub-redes. Esta seção descreve os comandos básicos usados para configurar RIP v2 em um roteador Cisco.

Para ativar o protocolo de roteamento dinâmico, as seguintes tarefas precisam ser completadas:

• Selecionar um protocolo de roteamento, por exemplo, RIP v2. • Designar os números de rede IP sem especificar os valores das sub-redes. • Designar os endereços de rede ou de sub-rede e a máscara de sub-rede

apropriada para as interfaces.

RIP v2 usa multicasts para se comunicar com outros roteadores. A métrica de roteamento ajuda os roteadores a encontrarem o melhor caminho para cada rede ou sub-rede.

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O comando router inicia o processo de roteamento.

O comando network causa a implementação das três funções a seguir:

• As atualizações de roteamento são enviada por multicast através de uma interface. • As atualizações de roteamento são processadas se entrarem pela mesma

interface. • A sub-rede diretamente conectada àquela interface é anunciada.

O comando network é necessário porque permite que o processo de roteamento determine quais interfaces participam do envio e recebimento das atualizações de roteamento. O comando network inicia o protocolo de roteamento em todas as interfaces que o roteador possui na rede especificada. O comando network também permite que o roteador anuncie essa rede. A combinação dos comandos router rip e version 2 especifica RIP v2 como protocolo de roteamento, enquanto o comando network identifica uma rede conectada participante.

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Exemplo da Configuração do RIP v2

Neste exemplo, a configuração do Roteador A inclui os seguintes itens:

router rip – Ativa RIP como protocolo de roteamento. • version 2 – Identifica a versão 2 como a versão do RIP sendo usada. • network 172.16.0.0 – Especifica uma rede diretamente conectada. • network 10.0.0.0 – Especifica uma rede diretamente conectada.

As interfaces do Roteador A conectadas às redes 172.16.0.0 e 10.0.0.0 ou suas sub- redes enviarão e receberão atualizações RIP v2. Essas atualizações de roteamento permitem que o roteador aprenda a topologia da rede. Os Roteadores B e C possuem configurações RIP semelhantes, mas com diferentes números de rede especificados.

A figura abaixo mostra outro exemplo de uma configuração de RIP v2.

A Atividade de Laboratório nesta página mostra aos alunos como converter RIP v1 em RIP v2.

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1.2.5 Verificando RIP v2

Os comandos show ip protocols e show ip route exibem informações sobre os protocolos e a tabela de roteamento.

Esta página explica como são usados os comandos show para verificar uma configuração de RIP.

O comando show ip protocols exibe valores referentes a informações dos protocolos de roteamento e de temporizadores dos protocolos de roteamento associados ao roteador. No exemplo, o roteador é configurado com RIP e envia informações atualizadas da tabela de roteamento a cada 30 segundos. Esse intervalo é configurável. Se um roteador que executa RIP não receber uma atualização de outro roteador dentro de 180 segundos ou mais, o primeiro roteador marcará como inválidas as rotas servidas pelo roteador não atualizado.

Na figura acima, o temporizador holddown é definido em 180 segundos. Portanto, uma atualização para uma rota que antes estava inativa e agora está ativa poderia ficar no estado holddown até que decorressem os 180 segundos completos.

Se não houver uma atualização após 240 segundos, o roteador removerá as entradas da tabela de roteamento. O roteador injeta rotas para as redes listadas após a linha "Routing for Networks". O roteador recebe rotas dos roteadores RIP vizinhos listados após a linha "Routing for Networks". A distância padrão de 120 refere-se à distância administrativa para uma rota RIP.

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O comando show ip interface brief também pode ser usado para listar um resumo das informações e do status de uma interface.

O comando show ip route exibe o conteúdo da tabela de roteamento IP.

A tabela de roteamento contém entradas para todas as redes e sub-redes conhecidas, e contém um código que indica como essas informações foram obtidas.

Examine a saída para ver se a tabela de roteamento é populada com informações de roteamento. Se faltarem entradas, é porque não estão sendo trocadas informações. Use o comando EXEC privilegiado show running-config ou show ip protocols no roteador para procurar possíveis erros de configuração do protocolo de roteamento.

A Atividade de Laboratório ensinará aos alunos como usar os comandos show para verificar as configurações do RIP v2.

A próxima página tratará do comando debug ip rip.

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1.2.6 Identificando e resolvendo problemas com RIP v2

Esta página explica a utilização do comando debug ip rip.

Use o comando debug ip rip para exibir atualizações de roteamento do RIP à medida que elas são enviadas ou recebidas.

O comando no debug all ou undebug all desativa toda a depuração.

O exemplo abaixo, mostra que o roteador que está sendo diagnosticado recebeu atualizações de um roteador no endereço de origem 10.1.1.2.

O roteador no endereço de origem 10.1.1.2 enviou informações sobre dois destinos na atualização da tabela de roteamento. O roteador que está sendo diagnosticado também enviou atualizações, em ambos os casos com o endereço multicast 224.0.0.9 como destino. O número entre parênteses representa o endereço de origem encapsulado no cabeçalho IP.

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Algumas vezes podem ser vistas outras saídas do comando debug ip rip que incluem entradas como as seguintes:

RIP: broadcasting general request on Ethernet0 RIP: broadcasting general request on Ethernet1

Esses resultados aparecem durante a inicialização ou quando ocorre um evento tal como uma transição de uma interface ou quando um usuário limpa a tabela de roteamento manualmente.

Uma entrada, como a seguinte, é mais provavelmente causada por um pacote malformado vindo do transmissor:

RIP: bad version 128 from 160.89.80.43

Exemplos de saídas do comando debug ip rip com seus significados aparecem na Figura abaixo.

A Atividade de Laboratório ajudará os alunos a se familiarizarem com os comandos debug.

A próxima página tratará de rotas padrão.

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1.2.7 Rotas padrão

Esta página descreverá rotas padrão e explicará como elas são configuradas.

Por default, os roteadores aprendem os caminhos para os destinos de três formas diferentes:

Rotas estáticas – O administrador do sistema define manualmente as rotas estáticas como próximo salto para um destino. As rotas estáticas são úteis para a segurança e para reduzir o tráfego, já que não se conhece outra rota.

Rotas padrão – O administrador do sistema também define manualmente as rotas padrão como o caminho a ser seguido quando não houver rota conhecida para o destino. As rotas padrão mantêm as tabelas de roteamento mais curtas. Quando não existe uma entrada para uma rede de destino em uma tabela de roteamento, o pacote é enviado para a rede padrão.

Rotas dinâmicas – O roteamento dinâmico significa que o roteador aprende os caminhos para os destinos ao receber atualizações periódicas de outros roteadores.

Na figura abaixo, a rota estática é indicada pelo seguinte comando:

Router(config)#ip route 172.16.1.0 255.255.255.0 172.16.2.1

O comando ip default-network estabelece uma rota padrão nas redes que usam protocolos de roteamento dinâmico.

Router(config)#ip default-network 192.168.20.0

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De um modo geral, depois que a tabela de roteamento tiver sido definida para lidar com todas as redes que precisam ser configuradas, é freqüentemente útil garantir que os demais pacotes vão para um local específico. Essa rota é denominada rota padrão para o roteador. Um exemplo é um roteador que está conectado com a Internet. Todos os pacotes não definidos na tabela de roteamento irão para a interface determinada do roteador padrão. O comando ip default-network é normalmente configurado nos roteadores que se conectam ao roteador com uma rota padrão estática.

Na figura abaixo, Hong Kong 2 e Hong Kong 3 utilizariam Hong Kong 4 como gateway padrão. Hong Kong 4 usaria a interface 192.168.19.2 como gateway padrão. Hong Kong 1 rotearia para a Internet pacotes de todos os hosts internos. Para permitir que Hong Kong 1 roteie esses pacotes, é necessário configurar uma rota padrão como:

HongKong1(config)#ip route 0.0.0.0 0.0.0.0 s0/0

Os zeros relativos ao endereço IP e à máscara representam qualquer rede de destino com qualquer máscara. As rotas padrão são chamadas "quad zero routes" (rotas de quatro zeros). No diagrama, a única maneira de Hong Kong 1 poder alcançar a Internet é através da interface s0/0. Esta página conclui a lição. A próxima página fará um resumo dos pontos principais deste módulo.

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Resumo Capítulo 01

Esta página faz um resumo dos tópicos apresentados neste módulo.

Variable-Length Subnet Masks (VLSM), freqüentemente chamado "dividir uma sub-rede em sub-redes", é usado para maximizar a eficiência do endereçamento. É um recurso que permite que um só sistema autônomo possua redes com diferentes máscaras de sub- rede. O administrador de rede pode usar uma máscara longa em redes com poucos hosts, e uma máscara curta em sub-redes com muitos hosts.

É importante projetar um esquema de endereçamento que comporte o crescimento e que não envolva o desperdício de endereços. Para aplicar VLSM ao problema de endereçamento, são criadas sub-redes grandes para o endereçamento de redes locais. Sub-redes muito pequenas são criadas para links WAN e para outros casos especiais.

VLSM ajuda a gerenciar endereços IP. VLSM permite a definição de uma máscara de sub-rede que atenda aos requisitos do link ou do segmento. Uma máscara de sub-rede deve atender aos requisitos de uma rede local com uma máscara de sub-rede e aos requisitos de uma WAN ponto-a-ponto com outra máscara.

Os endereços são atribuídos de maneira hierárquica, para que os endereços resumidos compartilhem os mesmos bits de ordem superior. Existem regras específicas para um roteador. Ele precisa saber os detalhes dos números de sub-redes conectadas a ele e não precisa informar a outros roteadores sobre cada sub-rede individual se o roteador puder enviar uma rota agregada para um conjunto de roteadores. Um roteador que utiliza rotas agregadas possui menor número de entradas na sua tabela de roteamento.

Se for escolhido o esquema VLSM, este precisará ser corretamente calculado e configurado.

RIP v1 é considerado um interior gateway protocol classful. RIP v1 é um protocolo vetor de distância que envia em broadcast toda a sua tabela de roteamento para cada roteador vizinho a intervalos predeterminados. O intervalo padrão é de 30 segundos. RIP usa a contagem de saltos como métrica, com 15 como número máximo de saltos.

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Para ativar um protocolo de roteamento dinâmico, selecione um protocolo de roteamento, tal como RIP v2, designe os números de rede IP sem especificar valores de sub-rede e, depois, designe os endereços de rede ou de sub-rede e a máscara apropriada de sub- rede para as interfaces. No RIP v2, o comando router inicia o processo de roteamento. O comando network causa a implementação de três funções: As atualizações de roteamento são enviadas em multicast por uma interface, as atualizações de roteamento são processadas se entrarem pela mesma interface e a sub-rede conectada diretamente àquela interface é anunciada. O comando version 2 ativa RIP v2.

O comando show ip protocols exibe valores referentes a informações dos protocolos de roteamento e de temporizadores dos protocolos de roteamento associados ao roteador. Use o comando debug ip rip para exibir atualizações de roteamento do RIP à medida que elas são enviadas ou recebidas. O comando no debug all ou undebug all desativa toda a depuração.

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Capítulo 02:OSPF como uma única área (single-area OSPF)

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Visão geral Capítulo 02

As duas principais classes de IGPs são distance vector (vetor de distância) e link-state (estado do enlace). Os dois tipos de protocolos de roteamento encontram rotas através de sistemas autônomos. Os protocolos de roteamento distance vector e link-state usam métodos diferentes para realizar as mesmas tarefas.

Os algoritmos de roteamento link-state, também conhecidos como algoritmos SPF (shortest path first) mantêm um banco de dados complexo de informações sobre a topologia. Um algoritmo de roteamento link-state mantém um conhecimento completo sobre os roteadores distantes e sobre como eles se interconectam. Ao contrário, os algoritmos distance vector fornecem informações não-específicas sobre as redes distantes e nenhum conhecimento sobre os roteadores distantes.

É importante entender como os protocolos de roteamento link-state operam para configurar, verificar e solucionar problemas. Este módulo explica como funcionam os protocolos de roteamento link-state, ressalta suas características, descreve o algoritmo utilizado por eles e indica suas vantagens e desvantagens.

Os primeiros protocolos de roteamento, como o RIP v1, eram todos protocolos distance vector. Há muitos protocolos de roteamento distance vector em utilização atualmente, como RIP v2, IGRP e o protocolo de roteamento híbrido EIGRP. Conforme as redes se tornaram maiores e mais complexas, as limitações dos protocolos de roteamento distance vector se tornaram mais aparentes. Os roteadores que usam um protocolo de roteamento distance vector aprendem sobre a topologia da rede a partir das atualizações da tabela de roteamento dos roteadores vizinhos. A utilização de largura de banda é alta, devido à troca periódica de atualizações de roteamento, e a convergência da rede é lenta, resultando em decisões de roteamento ruins.

Os protocolos de roteamento link-state são diferentes dos protocolos distance vector. Os protocolos link-state inundam informações sobre rotas por toda a rede, permitindo que cada roteador tenha uma visão completa da topologia da rede. As triggered updates permitem uma utilização eficiente da largura de banda e uma convergência mais rápida. As alterações do estado de um link são enviadas a todos os roteadores da rede assim que elas ocorrem.

OSPF é um dos mais importantes protocolos link-state. Ele se baseia em padrões abertos, o que significa que pode ser desenvolvido e aperfeiçoado por vários fabricantes. É um protocolo complexo e um desafio para implementação em uma rede grande. Os princípios básicos do OSPF são abordados neste módulo.

A configuração do OSPF em um roteador da Cisco é semelhante à configuração de outros protocolos de roteamento. Assim, o OSPF precisa ser ativado em um roteador e as redes que serão anunciadas pelo OSPF precisam ser identificadas. O OSPF tem diversos recursos e procedimentos de configuração exclusivos. Esses recursos tornam o OSPF uma poderosa opção de protocolo de roteamento, mas também fazem dele um desafio para a configuração.

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Em redes grandes, o OSPF pode ser configurado para abranger muitas áreas e vários tipos de área diferentes. A capacidade de projetar e implementar grandes redes OSPF começa com a capacidade de configurar o OSPF em uma única área. Este módulo também discute a configuração do OSPF com uma única área (Single-Area OSPF).

Este módulo aborda alguns dos objetivos dos exames CCNA 640-801 e ICND 640-811.

Ao concluírem este módulo, os alunos deverão ser capazes de realizar as seguintes tarefas:

Identificar as principais características do protocolo de roteamento link-state; Explicar como são mantidas as informações do roteamento link-state; Tratar do algoritmo do roteamento link-state; Examinar as vantagens e desvantagens dos protocolos de roteamento link-state; Comparar e contrastar os protocolos de roteamento link-state com os protocolos de

roteamento distance vector; Ativar o OSPF em um roteador; Configurar um endereço de loopback para definir a prioridade do roteador; Modificar a métrica de custo para alterar a preferência de rota do OSPF; Configurar a autenticação do OSPF; Alterar os temporizadores do OSPF; Descrever as etapas para criar e propagar uma rota padrão; Usar comandos show para verificar a operação do OSPF; Configurar o processo de roteamento do OSPF; Definir os principais termos do OSPF; Descrever os tipos de rede OSPF; Descrever o protocolo Hello do OSPF;

Identificar as etapas básicas da operação do OSPF.

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2.1Protocolo de Roteamento link-state

2.1.1 Visão geral do roteamento link-state

Os protocolos de roteamento link-state funcionam de maneira diferente dos protocolos distance vector. Esta página irá explicar as diferenças entre os protocolos distance vector e link-state. Estas informações são cruciais para os administradores de rede. Uma diferença essencial é que os protocolos distance vector usam um método mais simples para trocar informações de roteamento. A figura abaixo descreve as características tanto dos protocolos de roteamento distance vector como link-state.

Os algoritmos de roteamento link-state mantêm um banco de dados complexo com as informações de topologia. Enquanto o algoritmo distance vector tem informações não- específicas sobre redes distantes e nenhum conhecimento sobre roteadores distantes, um algoritmo de roteamento link-state mantém conhecimento completo sobre roteadores distantes e sobre como eles estão interconectados.

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A Atividade com Mídia Interativa irá ajudar os alunos a identificarem as diferentes características dos protocolos link-state e distance vector.

A próxima página irá descrever os protocolos de roteamento link-state.

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2.1.2 Características do protocolo de roteamento link-state

Esta página irá explicar como os protocolos link-state roteiam os dados.

Os protocolos de roteamento link-state coletam informações de rota de todos os outros roteadores da rede ou dentro de uma área definida da rede. Uma vez coletadas todas as informações, cada roteador calcula os melhores caminhos para todos os destinos da rede. Como cada roteador mantém sua própria visão da rede, tem menor probabilidade de propagar informações incorretas fornecidas por algum de seus roteadores vizinhos.

A seguir estão algumas funções do protocolo de roteamento link-state: Responder rapidamente a mudanças na rede; Enviar triggered updates apenas quando ocorrer uma alteração na rede; Enviar atualizações periódicas, conhecidas como atualizações link-state; Usar um mecanismo hello para determinar se os vizinhos podem ser alcançados.

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Cada roteador envia pacotes hello em multicast para ficar informado sobre o estado dos roteadores vizinhos. Cada roteador usa LSAs para se manter informado sobre todos os roteadores em sua área da rede. Os pacotes hello contêm informações sobre as redes que estão conectadas ao roteador. Na figura abaixo, P4 tem conhecimento sobre seus vizinhos, P1 e P3, na rede Perth3. Os LSAs fornecem atualizações sobre o estado dos enlaces (links) que são interfaces nos outros roteadores da rede.

Os roteadores que usam protocolos de roteamento link-state têm as seguintes características: Usam as informações de hello e os LSAs recebidos de outros roteadores para criar um banco de dados sobre a rede; Usam o algoritmo SPF para calcular a rota mais curta para cada rede; Armazenam as informações da rota na tabela de roteamento.

A próxima página irá fornecer mais informações sobre os protocolos link-state.

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2.1.3 Como são mantidas as informações de roteamento

Esta página irá explicar como os protocolos link-state usam os seguintes recursos:

Os LSAs; Um banco de dados topológico; O algoritmo SPF; A árvore SPF; Uma tabela de roteamento de caminhos e portas para determinar o melhor

caminho para os pacotes.

Os protocolos de roteamento link-state foram criados para superar as limitações dos protocolos de roteamento distance vector. Por exemplo, os protocolos distance vector somente trocam atualizações de roteamento com vizinhos imediatos, enquanto os protocolos de roteamento link-state trocam informações de roteamento através de uma área muito maior.

Quando ocorre uma falha na rede, por exemplo, um vizinho fica inalcançável, os protocolos link-state inundam (flood) LSAs com um endereço multicast especial para toda a área. Flooding, ou inundar é o processo de enviar informações por todas as portas, exceto aquela em que as informações foram recebidas. Cada roteador link-state toma uma cópia do LSA e atualiza seu banco de dados link-state, ou topológico. Em seguida, o roteador link-state encaminha o LSA para todos os dispositivos vizinhos. Os LSAs fazem com que todos os roteadores dentro da área recalculem as rotas. Por esse motivo, a quantidade de roteadores link-state dentro de uma área deve ser limitada.

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Um link é o mesmo que uma interface em um roteador. O estado do link é uma descrição de uma interface e da relação com os roteadores vizinhos. Por exemplo, uma descrição da interface incluiria o endereço IP da interface, a máscara de sub-rede, o tipo de rede à qual está conectada, os roteadores conectados a essa rede e assim por diante. O conjunto de link-states forma um banco de dados de link-states, que às vezes é chamado de banco de dados topológico. O banco de dados de link-states é usado para calcular os melhores caminhos através da rede. Os roteadores link-state aplicam o algoritmo Dijkstra do "caminho mais curto primeiro" (SPF – Shortest Path First) consultando o banco de dados de link-states. Isso cria a árvore SPF, tendo o roteador local como raiz. Em seguida, os melhores caminhos são selecionados a partir da árvore SPF e colocados na tabela de roteamento.

A próxima página irá tratar do algoritmo de roteamento link-state.

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2.1.4 Algoritmos de roteamento link-state

Os algoritmos de roteamento link-state mantêm um banco de dados complexo da topologia da rede trocando anúncios de link-state (LSAs) com outros roteadores da rede. Esta página descreve o algoritmo de roteamento link-state.

Os algoritmos de roteamento link-state têm as seguintes características:

São conhecidos coletivamente como protocolos SPF. Mantêm um banco de dados complexo sobre a topologia da rede. São baseados no algoritmo Dijkstra.

Os protocolos link-state desenvolvem e mantêm um conhecimento completo sobre os roteadores da rede e sobre como eles se interconectam. Isso é obtido através da troca de LSAs com outros roteadores da rede.

Cada roteador constrói um banco de dados topológico a partir dos LSAs que recebe. Em seguida, o algoritmo SPF é usado para computar a facilidade de alcance dos destinos. Essa informação é usada para atualizar a tabela de roteamento. Esse processo pode descobrir alterações na topologia da rede causadas por falha de componentes ou crescimento da rede.

Uma troca de LSAs é acionada por um evento da rede, e não por atualizações periódicas. Isso acelera o processo de convergência, pois não há necessidade de esperar até que uma série de temporizadores expire para que os roteadores possam convergir.

Se a rede mostrada na figura abaixo usar um protocolo de roteamento link-state, não haverá preocupação quanto à conectividade entre os roteadores A e D. Com base no protocolo que é empregado e nas métricas selecionadas, o protocolo de roteamento pode discriminar entre dois caminhos para o mesmo destino e usar o melhor deles.

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Na figura abaixo, há duas entradas de roteamento na tabela para a rota do roteador A para o roteador D.

Nessa figura, as rotas têm custos iguais, portanto o protocolo de roteamento link-state grava as duas rotas. Alguns protocolos link-state oferecem uma maneira de avaliar a capacidade de desempenho das duas rotas e escolher a melhor delas. Se a rota preferencial através do roteador C passar por dificuldades operacionais, tais como congestionamento ou falha de componentes, o protocolo de roteamento link-state pode detectar essa alteração e rotear os pacotes através do roteador B.

A próxima página irá descrever algumas vantagens dos protocolos link-state.

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2.1.5 Vantagens e desvantagens do roteamento link-state

Esta página lista as vantagens e desvantagens dos protocolos de roteamento link-state.

Estas são as vantagens dos protocolos de roteamento link-state:

Os protocolos link-state usam métricas de custo para escolher caminhos através da rede. A métrica de custo reflete a capacidade dos links nesses caminhos. Os protocolos link-state usam triggered updates e inundações (floods) de LSAs

para relatar imediatamente alterações na topologia da rede para todos os roteadores da rede. Isso leva a tempos de convergência curtos. Cada roteador tem uma imagem completa e sincronizada da rede. Por isso, é muito

difícil ocorrerem loops de roteamento. Os roteadores usam as informações mais atuais para tomar as melhores decisões

de roteamento. O tamanho dos bancos de dados de link-state pode ser minimizado com um projeto

cuidadoso da rede. Isso leva a cálculos Dijkstra menores e a uma convergência mais rápida. Cada roteador, no mínimo, mapeia a topologia de sua própria área da rede. Esse

atributo ajuda a solucionar problemas que possam ocorrer. Os protocolos link-state suportam CIDR e VLSM.

Estas são algumas desvantagens dos protocolos de roteamento link-state:

Eles exigem mais memória e maior poder do processador do que os protocolos distance vector. Isso os torna caros para organizações com orçamentos reduzidos e hardware mais antigo. Exigem um estrito projeto de rede hierárquico, para que uma rede possa ser

quebrada em áreas menores a fim de reduzir o tamanho das tabelas de topologia. Requerem um administrador que entenda bem os protocolos. Inundam a rede com LSAs durante o processo inicial de descoberta. Esse processo

pode diminuir significativamente a capacidade da rede de transportar dados. Pode haver considerável degradação do desempenho da rede.

A próxima página dará continuidade à comparação entre os protocolos link-state e vetor de distância.

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2.1.6 Comparação entre os roteamentos distance vector e link-state

Esta página irá comparar os roteamentos distance vector e link-state.

Todos os protocolos de vetor de distância aprendem as rotas e as enviam aos vizinhos diretamente conectados. Por outro lado, os roteadores link-state anunciam os estados de seus links a todos os outros roteadores da área para que cada roteador possa criar um banco de dados completo de link-states. Esses anúncios são chamados de anúncios de link-state ou LSAs. Diferentemente dos roteadores de vetor de distância, os roteadores link-state podem formar relacionamentos especiais com seus vizinhos e outros roteadores link-state. Isso serve para garantir que as informações dos LSAs são trocadas de maneira correta e eficiente.

A inundação inicial de LSAs fornece aos roteadores as informações de que eles necessitam para criar um banco de dados de link-states. As atualizações de roteamento ocorrem somente quando a rede muda. Se não há alterações, as atualizações de roteamento ocorrem após um determinado intervalo. Se a rede muda, uma atualização parcial é enviada imediatamente. A atualização parcial só contém informações sobre os links que mudaram. Os administradores de rede preocupados com a utilização do link da WAN perceberão que essas atualizações parciais e esporádicas são uma alternativa eficiente aos protocolos de roteamento distance vector, que enviam uma tabela de roteamento completa a cada 30 segundos. Quando ocorre uma alteração, todos os roteadores link-state são avisados simultaneamente pela atualização parcial. Os roteadores de vetor de distância esperam até que os vizinhos percebam a mudança, implementem-na e lhes enviem a atualização.

As vantagens dos protocolos link-state em relação aos protocolos distance vector são a convergência mais rápida e a melhor utilização da largura de banda. Os protocolos link- state suportam CIDR e VLSM. Isso os torna uma boa opção para redes complexas e escaláveis. Na verdade, os protocolos link-state geralmente superam em desempenho os protocolos distance vector em redes de qualquer tamanho. Os protocolos link-state não são implementados em todas as redes porque exigem mais memória e poder de processamento do que os protocolos distance vector e podem sobrecarregar equipamentos mais lentos. Outro motivo para que não sejam implementados mais amplamente é o fato de serem bastante complexos. Os protocolos de roteamento link- state exigem administradores bem treinados para configurá-los e mantê-los corretamente.

Esta página conclui esta lição. A próxima lição irá apresentar um protocolo de roteamento link-state chamado OSPF. A primeira página irá oferecer uma visão geral.

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2.1 Conceitos do OSPF como uma única área (single-area OSPF)

2.2.1 Visão Geral do OSPF

Esta página irá apresentar o OSPF. OSPF é um protocolo de roteamento link-state que se baseia em padrões abertos. Está descrito em diversos padrões da IETF (Internet Engineering Task Force). A letra inicial O de OSPF vem de "open" e significa que é um padrão aberto ao público e não proprietário.

O OSPF, quando comparado com o RIP v1 e v2, é o IGP preferido, visto que pode ser escalado. O RIP é limitado a 15 saltos, converge lentamente e às vezes escolhe rotas lentas, pois ignora fatores críticos, tais como a largura de banda, na determinação das rotas. Uma desvantagem de usar o OSPF é que ele só suporta protocolos baseados em TCP/IP.

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O OSPF superou essas limitações e é um protocolo de roteamento robusto e escalável, adequado às redes modernas. O OSPF pode ser usado e configurado como uma única área para redes pequenas.

Também pode ser usado para redes grandes. Conforme mostrado na figura abaixo, grandes redes OSPF usam um projeto hierárquico.

Várias áreas se conectam a uma área de distribuição, ou área 0, que também é chamada de backbone. A abordagem do projeto permite extenso controle das atualizações de roteamento. A definição da área reduz a sobrecarga de roteamento, acelera a convergência, confina a instabilidade da rede a uma área e melhora o desempenho.

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2.2.2 Terminologia OSPF

Esta página irá apresentar alguns termos relacionados ao OSPF.

Os roteadores link-state identificam os roteadores vizinhos e então se comunicam com eles. O OSPF tem sua própria terminologia. Os novos termos estão mostrados na figura abaixo.

O OSPF reúne informações dos roteadores vizinhos sobre o estado do link de cada roteador OSPF.

Link – uma interface em um roteador

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Essa informação é despejada para todos os seus vizinhos. Um roteador OSPF anuncia os estados de seus próprios links e repassa os estados de links recebidos.

Os roteadores processam as informações sobre os link-states e criam um banco de dados de link-states.

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Cada roteador da área OSPF tem o mesmo banco de dados de link-states.

Portanto, cada roteador tem as mesmas informações sobre o estado dos links e dos vizinhos de todos os outros roteadores.

Em seguida, cada roteador aplica o algoritmo SPF em sua própria cópia do banco de dados. Esse cálculo determina a melhor rota até um destino. O algoritmo SPF aumenta o custo, que é um valor geralmente baseado na largura de banda.

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O caminho de menor custo é adicionado à tabela de roteamento, que também é conhecida como banco de dados de encaminhamento (forwarding database).

Cada roteador mantém uma lista dos vizinhos adjacentes, chamada de banco de dados de adjacências. O banco de dados de adjacências é uma lista de todos os roteadores vizinhos com os quais um roteador estabeleceu comunicação bidirecional. Ele é exclusivo de cada roteador.

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Para reduzir a quantidade de trocas de informações de roteamento entre vários vizinhos na mesma rede, os roteadores OSPF elegem um roteador designado, ou designated router (DR), e um roteador designado de backup, ou backup designated router (BDR), que atuam como pontos focais para a troca de informações de roteamento.

A Atividade com Mídia Interativa irá ensinar os alunos sobre a terminologia OSPF.

A próxima página irá comparar o OSPF com os protocolos distance vector.

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2.2.3 Comparação entre o OSPF e os protocolos de roteamento distance vector

Esta página irá explicar as diferenças entre o OSPF e os protocolos distance vector tais como o RIP. Os roteadores link-state mantêm uma imagem comum da rede e trocam informações sobre links após a descoberta inicial ou após mudanças na rede. Os roteadores link-state não enviam tabelas de roteamento em broadcasts periodicamente como os protocolos distance vector.

Portanto, os roteadores link-state usam menos largura de banda para a manutenção da tabela de roteamento.

O RIP é apropriado para redes pequenas, e o melhor caminho se baseia no menor número de saltos. O OSPF é apropriado para redes grandes que podem ser escaladas, e o melhor caminho é determinado pela velocidade do link. O RIP e outros protocolos distance vector usam algoritmos simples para computar os melhores caminhos. O algoritmo SPF é complexo. Os roteadores que implementam protocolos distance vector precisam de menos memória e de processadores menos poderosos do que os que implementam OSPF.

O OSPF seleciona as rotas com base no custo, que está relacionado à velocidade. Quanto maior a velocidade, menor o custo OSPF do link.

O OSPF seleciona o caminho mais rápido sem loop a partir da árvore SPF como sendo o melhor caminho da rede.

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O OSPF garante um roteamento sem loops. Os protocolos distance vector podem causar loops de roteamento.

Se os links estiverem instáveis, a inundação de informações de link-state pode levar a anúncios de link-state não-sincronizados e a decisões inconsistentes entre os roteadores.

O OSPF trata os seguintes problemas:

Velocidade de convergência; Suporte a VLSM (máscaras de sub-rede com tamanho variável); Tamanho da rede; Seleção de caminhos; Agrupamento de membros.

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Em grandes redes, a convergência do RIP pode levar vários minutos, já que a tabela de roteamento de cada roteador é copiada e compartilhada com os roteadores conectados diretamente. Após a convergência inicial do OSPF, manter um estado convergente é mais rápido, pois apenas as alterações da rede são despejadas para outros roteadores de uma área.

O OSPF suporta VLSMs e, por isso, é chamado de protocolo classless. O RIP v1 não suporta VLSMs, mas o RIP v2 suporta.

O RIP considera uma rede que esteja a mais de 15 roteadores de distância como inalcançável, pois a quantidade de saltos é limitada a 15. Isso limita o RIP a topologias pequenas. O OSPF não tem limite de tamanho e é adequado para redes médias a grandes.

O RIP seleciona o caminho até uma rede adicionando 1 à contagem de saltos relatada por um vizinho. Ele compara a quantidade de saltos até um destino e seleciona o caminho com a menor distância, ou menor número de saltos. Esse algoritmo é simples e não requer um roteador poderoso nem uma grande quantidade de memória. O RIP não leva em conta a largura de banda disponível na determinação do melhor caminho.

O OSPF seleciona um caminho usando custo, uma métrica baseada na largura de banda. Todos os roteadores OSPF precisam obter informações completas sobre as redes de cada roteador para calcular o caminho mais curto. Esse algoritmo é complexo. Portanto, o OSPF requer roteadores mais poderosos e mais memória do que o RIP.

O RIP usa uma topologia linear. Os roteadores de uma região RIP trocam informações com todos os roteadores. O OSPF usa o conceito de áreas. Uma rede pode ser subdividida em grupos de roteadores. Dessa maneira, o OSPF pode limitar o tráfego a essas áreas. Alterações em uma área não afetam o desempenho em outras áreas. Essa abordagem hierárquica permite que uma rede aumente em escala de maneira eficiente.

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A Atividade com Mídia Interativa irá ajudar os alunos a aprenderem as diferenças entre os protocolos link-state e distance vector.

A próxima página irá tratar do algoritmo do menor caminho.

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2.2.4 Algoritmo do caminho mais curto

Esta página irá explicar como o OSPF usa o algoritmo do caminho mais curto primeiro (Shortest Path First) para determinar o melhor caminho até um destino.

Nesse algoritmo, o melhor caminho é o caminho com menor custo. O algoritmo foi desenvolvido por Dijkstra, um cientista da computação holandês, e foi explicado em 1959. O algoritmo considera uma rede como um conjunto de nós conectados por links ponto-a- ponto. Cada link tem um custo. Cada nó tem um nome. Cada nó tem um banco de dados completo de todos os links e, assim, são conhecidas todas as informações sobre a topologia física. Todos os bancos de dados de link-states, dentro de uma determinada área, são idênticos. A tabela da figura abaixo, mostra as informações recebidas pelo nó D. Por exemplo, D recebeu informações de que estava conectado ao nó C com um link de custo 4 e ao nó E com um link de custo 1.

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Então, o algoritmo do menor caminho calcula uma topologia sem loops usando o nó como ponto de partida e examinando as informações que tem sobre os nós adjacentes. Na figura abaixo, o nó B calculou o melhor caminho até D. O melhor caminho até D é passando pelo nó E, que tem custo 4. Essa informação é convertida em uma entrada de rota em B, que encaminhará o tráfego para C. Os pacotes destinados a D vindos de B passarão de B para C, de C para E e de E para D nessa rede OSPF.

No exemplo, o nó B determinou que para chegar ao nó F o menor caminho tem custo 5, através do nó C. Todas as outras possíveis topologias ou terão loops ou caminhos com custos mais altos.

A próxima página irá explicar o conceito de redes OSPF.

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2.2.5 Tipos de rede OSPF

Esta página irá apresentar os três tipos de redes OSPF.

É necessária uma relação de vizinhança para que os roteadores OSPF compartilhem informações de roteamento. Um roteador tentará se tornar adjacente, ou vizinho, de pelo menos um outro roteador em cada rede IP ao qual estiver conectado. Os roteadores OSPF determinam os roteadores se tornam adjacentes com base no tipo de rede à qual estão conectados. Alguns roteadores podem tentar ficar adjacentes a todos os seus roteadores vizinhos. Outros roteadores podem tentar ficar adjacentes a apenas um ou dois de seus vizinhos. Uma vez formada uma adjacência entre vizinhos, são trocadas informações de link-state.

As interfaces OSPF reconhecem automaticamente três tipos de redes:

Multiacesso com broadcast, como a Ethernet; Redes ponto-a-ponto; Multiacesso sem broadcast (NBMA), como Frame Relay.

Um quarto tipo, ponto-a-multiponto, pode ser configurado manualmente em uma interface por um administrador.

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Em uma rede multiacesso, não se sabe antecipadamente quantos roteadores serão conectados. Em redes ponto-a-ponto, somente dois roteadores podem ser conectados.

Em um segmento de rede multiacesso com broadcast, muitos roteadores podem ser conectados. Se cada roteador estabelecesse adjacência completa com todos os outros roteadores e trocasse informações de link-state com todos os vizinhos, haveria uma grande sobrecarga. Se houvesse 5 roteadores, seriam necessárias 10 relações de adjacência e seriam enviados 10 link-states. Se houvesse 10 roteadores, seriam necessárias 45 adjacências. Em geral, para n roteadores, n*(n-1)/2 adjacências precisam ser formadas. A solução para essa sobrecarga é eleger um roteador designado (DR). Esse roteador fica adjacente a todos os outros roteadores no segmento de broadcast. Todos os outros roteadores do segmento enviam suas informações de link-state para o DR. Este, por sua vez, age como porta-voz do segmento. O DR envia informações de link- state para todos os outros roteadores do segmento usando o endereço de multicast 224.0.0.5 para todos os roteadores OSPF.

Apesar do ganho de eficiência fornecido pela eleição de um DR, há uma desvantagem. O DR representa um único ponto de falha. Elege-se um segundo roteador como roteador designado de backup (BDR), para assumir as funções do DR se ele falhar.

Para garantir que tanto o DR quanto o BDR verão os link-states enviados por todos os roteadores do segmento, usa-se o endereço de multicast de todos os roteadores designados, 224.0.0.6.

Em redes ponto-a-ponto, existem apenas dois nós e não há eleição de DR nem de BDR. Os dois roteadores se tornam completamente adjacentes um do outro.

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A Atividade com Mídia Interativa irá ajudar os alunos a reconhecerem os três tipos de redes OSPF.

A próxima página irá descrever o protocolo Hello do OSPF.

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2.2.6 Protocolo Hello do OSPF

Esta página irá apresentar os pacotes hello e o protocolo Hello.

Quando um roteador inicia um processo de roteamento OSPF em uma interface, ele envia um pacote hello e continua a enviá-lo a intervalos regulares. As regras que regem a troca de pacotes hello no OSPF são chamadas de protocolo Hello.

Na camada 3 do modelo OSI, os pacotes hello são endereçados ao endereço de multicast 224.0.0.5. Esse endereço significa "todos os roteadores OSPF". Os roteadores OSPF usam os pacotes hello para iniciar novas adjacências e para garantir que os roteadores vizinhos ainda estão funcionando. Por padrão, são enviados hellos a cada 10 segundos em redes multiacesso com broadcast e ponto-a-ponto. Em interfaces que se conectam a redes NBMA, como Frame Relay, o tempo padrão é de 30 segundos.

Em redes multiacesso, o protocolo Hello elege um roteador designado (DR) e um roteador designado de backup (BDR).

Embora o pacote hello seja pequeno, ele consiste no cabeçalho do pacote OSPF.

Para o pacote hello, o campo tipo é definido como 1.

O pacote hello carrega informações sobre as quais todos os vizinhos devem concordar antes de formar uma adjacência e trocar informações de link-state.

A Atividade com Mídia Interativa irá ajudar os alunos a identificarem os campos do cabeçalho do pacote OSPF.

A próxima página irá descrever o protocolo de roteamento OSPF.

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2.2.7 Etapas da operação do OSPF

Esta página irá explicar como os roteadores se comunicam em uma rede OSPF.

Quando um roteador inicia um processo de roteamento OSPF em uma interface, ele envia um pacote hello e volta a enviá-lo a intervalos regulares. O conjunto de regras que regem a troca de pacotes hello no OSPF é chamado de protocolo Hello. Em redes multiacesso, o protocolo Hello elege um roteador designado (DR) e um roteador designado de backup (BDR). O hello carrega informações sobre as quais todos os vizinhos devem concordar para formar uma adjacência e trocar informações de link-state. Em redes multiacesso, o DR e o BDR mantêm adjacências com todos os outros roteadores OSPF da rede.

Descobrir Vizinhos

Eleger DR e BDR em uma rede multiacesso

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Roteadores adjacentes passam por uma seqüência de estados. Eles precisam estar no estado full state para que as tabelas de roteamento sejam criadas e o tráfego seja roteado. Cada roteador envia anúncios de link-state (LSAs) em pacotes de atualização de link-state (LSUs). Esses LSAs descrevem os links de todos os roteadores. Cada roteador que recebe um LSA de seu vizinho grava esse LSA no banco de dados de link-states. Esse processo é repetido para todos os roteadores da rede OSPF.

Quando os bancos de dados estão completos, cada roteador usa o algoritmo SPF para calcular uma topologia lógica sem loops para cada rede conhecida. Para construir essa topologia, usa-se o caminho mais curto com o menor custo, selecionando-se assim a melhor rota.

Selecionando a melhor rota

A partir desse momento, as informações de roteamento são mantidas. Quando há uma alteração no estado de um link, os roteadores usam um processo de inundação para avisar os outros roteadores da rede sobre ela. O dead interval do protocolo Hello fornece um mecanismo simples para determinar se um vizinho adjacente está inoperante.

Mantendo informações de roteamento

66

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co CCNA 3.1 67

ta página conclui esta lição. A próxima lição irá explicar mais sobre o OSPF. A primeira gina irá tratar da configuração do OSPF.

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2.3 Configuração do OSPF como uma única área (Single-area OSPF)

2.3.1 Configuração do processo de roteamento OSPF

Esta página irá ensinar os alunos a configurar o OSPF.

O roteamento OSPF usa o conceito de áreas. Cada roteador contém um banco de dados de link-states de uma área específica. Uma área da rede OSPF pode receber qualquer número de 0 a 65.535. Entretanto, uma única área recebe o número 0 e é conhecida como área 0. Em redes OSPF com mais de uma área, todas as áreas precisam se conectar à área 0. A área 0 também é chamada de área backbone.

A configuração do OSPF requer que o processo de roteamento OSPF esteja ativado no roteador com os endereços de rede e as informações da área especificados.

Descrição OSPF Básica

Os endereços de rede são configurados com uma máscara curinga e não com uma máscara de sub-rede. A máscara curinga representa os links ou endereços de host que podem estar presentes nesse segmento. O ID da área pode ser escrito como um número inteiro ou em notação decimal com pontos.

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Para ativar o roteamento OSPF, use a sintaxe do comando de configuração global:

Router(config)#router ospfid-do-processo

O ID do processo é um número usado para identificar um processo de roteamento OSPF no roteador. Vários processos OSPF podem ser iniciados no mesmo roteador. O número pode ser qualquer valor entre 1 e 65.535. A maioria dos administradores de rede mantém o mesmo ID de processo em todo um sistema autônomo, mas isso não é obrigatório. Raramente é necessário executar mais do que um processo OSPF em um roteador. As redes IP são anunciadas da seguinte forma no OSPF:

Router(config-router)#networkendereço máscara-curinga areaid-da-área

Cada rede deve ser identificada com a área à qual pertence. O endereço de rede pode ser uma rede inteira, uma sub-rede ou o endereço da interface. A máscara curinga representa o conjunto de endereços de host que o segmento suporta. Ela é diferente da máscara de sub-rede, que é usada ao configurar endereços IP em interfaces.

As Atividades de Laboratório ajudarão os alunos a configurar e verificar o roteamento OSPF.

A próxima página irá ensinar os alunos a configurar uma interface de loopback OSPF.

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2.3.2 Configuração do endereço de loopback e da prioridade do roteador no OSPF

Esta página irá explicar a finalidade de uma interface de loopback no OSPF. Os alunos também aprenderão como atribuir um endereço IP a uma interface de loopback.

Quando o processo OSPF se inicia, o Cisco IOS usa o maior endereço IP local que esteja ativo como o ID do roteador OSPF. Se não houver uma interface ativa, o processo OSPF não será iniciado. Se a interface ativa ficar inoperante, o processo OSPF não tem um ID do roteador e, portanto, pára de funcionar até que a interface fique operante novamente.

Para garantir a estabilidade do OSPF, deve haver uma interface ativa para o processo OSPF o tempo todo. Uma interface de loopback, que é uma interface lógica, pode ser configurada para essa finalidade. Quando se configura uma interface de loopback, o OSPF usa esse endereço como ID do roteador, independentemente do valor. Em um roteador com mais de uma interface de loopback, o OSPF toma o maior endereço IP de loopback como o ID do roteador.

Para criar e atribuir um endereço IP a uma interface de loopback, use os seguintes comandos:

Router(config)#interface loopbacknúmero Router(config-if)#ip addressendereço-IP máscara-de-sub-rede

É considerado prática recomendável usar interfaces de loopback para todas as rotas que executem OSPF. Essa interface de loopback deve ser configurada com um endereço usando uma máscara de sub-rede de 32 bits igual a 255.255.255.255. Uma máscara de sub-rede de 32 bits é chamada de máscara de host, pois a máscara de sub-rede especifica uma rede de um host. Quando o OSPF recebe uma solicitação para anunciar uma rede de loopback, ele sempre anuncia o loopback como uma rota de host com uma máscara de 32 bits.

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Em redes multiacesso com broadcast, pode haver mais de dois roteadores. O OSPF elege um roteador designado (DR) para ser o foco de todas as atualizações de link-states e de todos os anúncios de link-states. Como o papel do DR é crucial, elege-se um roteador designado de backup (BDR) para assumir se o DR falhar.

Se o tipo de rede de uma interface for broadcast, a prioridade padrão do OSPF é 1. Quando as prioridades OSPF são iguais, a eleição do DR é decidida pelo ID do roteador. O roteador de maior ID é selecionado.

O resultado da eleição pode ser determinado garantindo-se que as urnas, os pacotes hello, contêm uma prioridade para essa interface do roteador. A interface que relata a maior prioridade para um roteador garante que ele se torne o DR.

Pacote OSPF Hello

As prioridades podem ser definidas com qualquer valor entre 0 e 255. Um valor 0 impede que um roteador seja eleito. Um roteador com a prioridade OSPF mais alta será escolhido para DR. Um roteador com a segunda prioridade OSPF mais alta será o BDR. Após o processo de eleição, o DR e o BDR retêm suas funções mesmo se forem adicionados à rede roteadores com valores mais altos de prioridade OSPF. Para modificar a prioridade OSPF, digite o comando de configuração da interface global ip ospf priority em uma interface que esteja participando do OSPF.

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O comando show ip ospf interface exibe o valor de prioridade da interface, assim como outras informações importantes.

Router(config-if)#ip ospfprioritynúmero Router#show ip ospf interfacetipo número

Exibir Propriedades de Interface OSPF

A Atividade de Laboratório irá ensinar os alunos a configurar interfaces de loopback para o OSPF e a observar o processo de eleição do DR e do BDR.

A próxima página irá tratar da métrica de custo do OSPF.

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2.3.3 Modificação da métrica de custo do OSPF Esta página irá ensinar os alunos a modificar valores de custo em interfaces de rede.

O OSPF usa o custo como métrica para determinar a melhor rota. Um custo está associado ao lado da saída de cada interface do roteador. Os custos também estão associados a dados de roteamento derivados externamente. Em geral, o custo do caminho é calculado usando a fórmula [10^8/ largura de banda] , onde a largura de banda é expressa em bps. O administrador de sistemas também pode configurar o custo por outros métodos. Quanto menor o custo, maior a probabilidade de que a interface seja usada para encaminhar tráfego de dados. O Cisco IOS determina automaticamente o custo com base na largura de banda da interface.

Custos do caminho OSPF Default do Cisco IOS

Para a operação correta do OSPF, é essencial definir a largura de banda correta da interface.

Router(config)#interface serial 0/0 Router(config-if)#bandwidth 56

O custo pode ser alterado para influenciar no resultado do cálculo do custo OSPF. Uma situação comum que requer uma alteração de custo é um ambiente com roteadores de diferentes fabricantes. Uma alteração de custo pode garantir que o valor de custo de um fabricante seja igual ao valor de custo de outro fabricante. Outra situação é quando se usa Gigabit Ethernet. O custo padrão atribui o menor valor de custo (1) a um link de 100 Mbps. Em uma situação com Ethernet de 100 Mbps e 1 Gigabit, os valores de custo padrão podem fazer com que o roteamento tome um caminho menos desejável, a menos que sejam ajustados. O número do custo pode ficar entre 1 e 65.535.

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Configurando Explicitamente o Custo do Caminho

Use o seguinte comando de configuração da interface para definir o custo do link:

Router(config-if)#ip ospf costnúmero

As Atividades de Laboratório mostrarão aos alunos como modificar a métrica de custo OSPF de uma interface.

A próxima página irá explicar como é configurada a autenticação OSPF.

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2.3.4 Configuração da Autenticação do OSPF Esta página irá explicar por que são usadas chaves de autenticação no OSPF e como elas são configuradas.

Por padrão, um roteador confia que as informações de roteamento estão vindo do roteador que deveria estar enviando essas informações. Um roteador também confia em que as informações não foram violadas ao longo da rota.

Para garantir essa confiança, os roteadores de uma área específica podem ser configurados para autenticarem um ao outro.

Cada interface OSPF pode apresentar uma chave de autenticação que será usada pelos roteadores que enviarem informações OSPF para outros roteadores do segmento. A chave de autenticação, conhecida como senha, é um segredo compartilhado entre os roteadores. Essa chave é usada para gerar os dados de autenticação no cabeçalho do pacote OSPF.

A senha pode ter até oito caracteres. Use a seguinte sintaxe de comando para configurar a autenticação do OSPF:

Router(config-if)#ip ospf authentication-keysenha

Após configurada a senha, a autenticação precisa ser ativada:

Router(config-router)#areanúmero-da-áreaauthentication

Com autenticação simples, a senha é enviada como texto puro. Isso significa que pode ser facilmente decodificada se um sniffer de pacotes capturar um pacote OSPF.

É recomendável que as informações de autenticação sejam criptografadas. Para enviar informações de autenticação criptografadas e garantir maior segurança, usa-se a palavra- chave message-digest. A palavra-chave MD5 especifica o tipo de algoritmo hashing de message-digest a ser usado. Além disso, há o campo de tipo de criptografia, onde 0 significa nenhum e 7 significa proprietário.

Use a sintaxe do modo de comando de configuração da interface:

Router(config-if)#ip ospf message-digest-keyid-da-chave md5tipo-de- criptografia chave

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O id-da-chave é um identificador e assume um valor no intervalo de 1 a 255. A chave é uma senha alfanumérica de até 16 caracteres. Roteadores vizinhos precisam usar o mesmo identificador de chave com o mesmo valor de chave.

O comando a seguir é configurado no modo de configuração do roteador:

Router(config-router)#areaid-da-áreaauthentication message-digest

Autenticação OSPF com MD5

A autenticação MD5 cria um resumo compilado da mensagem (message digest). Um resumo compilado de uma mensagem é composto de dados embaralhados gerado com base na senha e no conteúdo do pacote. O roteador receptor usa a senha compartilhada e o pacote para recalcular a mensagem. Se as mensagens coincidirem, o roteador acredita que a origem e o conteúdo do pacote não foram violados. O tipo de autenticação identifica qual é a autenticação que está sendo usada, se houver. No caso da autenticação message-digest, o campo de dados de autenticação contém o ID da chave e o comprimento do resumo compilado da mensagem (digest) que é acrescentada ao pacote. O resumo compilado da mensagem (digest) é como uma marca d'água que não pode ser falsificada.

As Atividades de Laboratório pedirão aos alunos para configurarem um esquema de endereços IP para uma área OSPF. Em seguida, os alunos configurarão a autenticação OSPF para a área.

A próxima página irá ensinar os alunos a configurarem os temporizadores do OSPF.

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2.3.5 Configuração dos temporizadores do OSPF Esta página irá explicar como os hello intervals e dead intervals são configurados em uma rede OSPF.

Os roteadores OSPF precisam ter os mesmos hello intervals e os mesmos dead intervals para trocarem informações. Por padrão, o dead interval tem quatro vezes o valor do hello interval. Isso significa que um roteador tem quatro chances de enviar um pacote hello antes de ser declarado morto ou inoperante (dead).

Em redes OSPF com broadcast, o hello interval padrão é de 10 segundos e o dead interval padrão é de 40 segundos. Em redes sem broadcast, o hello interval padrão é de 30 segundos e o dead interval padrão é de 120 segundos. Esses valores padrão resultam em uma operação eficiente do OSPF e raramente precisam ser alterados.

Contudo, o administrador de rede pode escolher os valores destes temporizadores. Antes de alterar os temporizadores, deve haver uma justificativa de que o desempenho da rede OSPF será melhorado. Esses temporizadores precisam ser configurados para coincidir com os de todos os roteadores vizinhos.

Para configurar os hello intervals e dead intervals em uma interface, use os seguintes comandos:

Configurando Temporizadores OSPF Hello e de Intervalos Dead

Router(config-if)#ip ospf hello-interval segundos Router(config-if)#ip ospf dead-interval segundos

As Atividades de Laboratório ajudarão os alunos a entender como configurar os temporizadores do OSPF para melhorar a eficiência da rede.

A próxima página irá explicar como é configurada a uma rota padrão.

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2.3.6 OSPF, propagação de uma rota padrão Esta página irá ensinar os alunos a configurarem uma rota padrão para um roteador OSPF.

O roteamento OSPF garante caminhos sem loops para todas as redes do domínio. Para alcançar redes fora do domínio, o OSPF precisa saber sobre a rede ou precisa ter uma rota padrão. Ter uma entrada para cada rede do mundo exigiria enormes recursos de cada roteador.

Uma alternativa prática é adicionar uma rota padrão até o roteador OSPF conectado à rede externa. Essa rota pode ser redistribuída para cada roteador do AS através de atualizações OSPF normais.

Exemplo de roteamento padrão

Uma rota padrão configurada é usada por um roteador para gerar um gateway de último recurso. A sintaxe de configuração da rota padrão estática usa o endereço de rede 0.0.0.0 e uma máscara de sub-rede 0.0.0.0:

Router(config)#ip route 0.0.0.0 0.0.0.0 [interface | próximo-salto endereço]

Esta é denominada "rota quad-zero" ou "rota de quatro zeros", e qualquer endereço de rede se encaixa na regra a seguir. O gateway da rede é determinado pela operação AND entre o destino do pacote e a máscara de sub-rede.

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A seguinte declaração de configuração propagará essa rota para todos os roteadores de uma área OSPF normal:

Router(config-router)#default-information originate

Todos os roteadores da área aprenderão uma rota padrão, desde que a interface do roteador de borda até o gateway padrão esteja ativa.

As Atividades de Laboratório ajudarão os alunos a configurar uma rede OSPF e a configurar uma rota padrão.

A próxima página irá tratar de algumas considerações importantes sobre os roteadores OSPF.

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2.3.7 Problemas comuns de configuração do OSPF Esta página irá tratar de alguns problemas de configuração que podem impedir a comunicação entre roteadores OSPF.

Um roteador OSPF precisa estabelecer uma relação de vizinhança ou adjacência com outro roteador OSPF para trocar informações de roteamento. Uma falha em estabelecer uma relação de vizinhança é causada por qualquer dos seguintes motivos:

Aspectos Comuns de Configuração do OSPF

Os hellos não são enviados pelos dois vizinhos. Os temporizadores de hello interval e dead interval não são iguais. As interfaces estão em redes de tipos diferentes. As chaves ou senhas de autenticação são diferentes.

No roteamento OSPF, também é importante garantir o seguinte:

Todas as interfaces têm endereços e máscara de sub-rede corretos. As declarações network area têm as máscaras curingas corretas. As declarações network area colocam as interfaces na área correta.

A próxima página irá tratar de alguns comandos show.

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2.3.8 Verificação da configuração do OSPF Esta página irá explicar como os comandos show podem ser usados para solucionar problemas do OSPF.

Para verificar a configuração do OSPF, há diversos comandos show disponíveis. A figura abaixo, lista esses comandos.

Verificando os comandos OSPF operation

A figura abaixo mostra comandos úteis para solucionar problemas do OSPF.

Comandos debug e clear do CISCO IOS para verificação de OSPF

Esta página conclui esta lição. A próxima página irá resumir os principais pontos deste módulo.

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Resumo Capítulo 02

Esta página resume os tópicos discutidos neste módulo.

Uma diferença essencial entre os protocolos de roteamento link-state e os protocolos distance vector é a forma como eles trocam informações de roteamento. Os protocolos de roteamento link-state respondem rapidamente a alterações da rede, enviam triggered updates somente quando ocorre uma alteração na rede, enviam atualizações periódicas conhecidas como atualizações link-state e usam um mecanismo hello para determinar a possibilidade de alcançar os vizinhos.

Um roteador que executa um protocolo link-state usa as informações de hello e os LSAs recebidos de outros roteadores para criar um banco de dados sobre a rede. Ele também usa o algoritmo SPF (Shortest Path First) para calcular a rota mais curta para cada rede.

Para superar as limitações dos protocolos de roteamento distance vector, os protocolos de roteamento link-state usam LSAs (anúncios de link-state), um banco de dados topológico, o algoritmo SPF, uma árvore SPF resultante e uma tabela de roteamento com caminhos e portas para cada rede, a fim de determinar os melhores caminhos para os pacotes.

Um link é o mesmo que uma interface em um roteador. O estado do link é uma descrição de uma interface e da relação com seus roteadores vizinhos. Com os LSAs, os roteadores link-state anunciam os estados de seus links a todos os outros roteadores da área para que cada roteador possa criar um banco de dados completo de link-states. Eles formam relacionamentos especiais com seus vizinhos e com outros roteadores link-state. Isso os torna uma boa opção para redes complexas e escaláveis. As vantagens do roteamento link-state em relação aos protocolos distance vector são a convergência mais rápida e a melhor utilização da largura de banda. Os protocolos link-state suportam roteamento CIDR (Classless Interdomain Routing) e VLSM (Variable-length Subnet Mask).

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O OSPF (Open Shortest Path First) é um protocolo de roteamento link-state baseado em padrões abertos. O "Open" do OSPF significa que ele é aberto ao público e não proprietário. Os roteadores OSPF elegem um roteador designado (DR) e um roteador designado de backup (BDR), que atuam como focos para a troca de informações de roteamento, a fim de reduzir a quantidade de trocas de informações de roteamento entre vários vizinhos na mesma rede. O OSPF seleciona as rotas com base no custo, o qual, na implementação da Cisco, está relacionado à largura de banda. O OSPF seleciona o caminho mais rápido sem loops a partir da árvore SPF como sendo o melhor caminho da rede. OSPF garante um roteamento sem loops. Os protocolos distance vector podem causar loops de roteamento. Quando um roteador inicia um processo de roteamento OSPF em uma interface, ele envia um pacote hello e volta a enviá-lo a intervalos regulares. As regras que regem a troca de pacotes hello no OSPF são chamadas de protocolo Hello. Se houver concordância com relação a todos os parâmetros dos pacotes hello do OSPF, os roteadores tornam-se vizinhos.

Cada roteador envia anúncios de link-state (LSAs) em pacotes de atualização de link- state (LSUs). Cada roteador que recebe um LSA de seu vizinho grava esse LSA no banco de dados de link-states. Esse processo é repetido para todos os roteadores da rede OSPF. Quando os bancos de dados estão completos, cada roteador usa o algoritmo SPF para calcular uma topologia lógica sem loops para cada rede conhecida. Para construir essa topologia, usa-se o caminho mais curto com o menor custo, selecionando-se assim a melhor rota.

Essas informações de roteamento são mantidas. Quando há uma alteração no estado de um link, os roteadores usam um processo de inundação para avisar os outros roteadores da rede sobre ela. O temporizador dead interval do protocolo Hello fornece um mecanismo simples para determinar se um vizinho adjacente está inoperante.

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Capítulo 03:EIGRP

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Visão geral Capítulo 03 O EIGRP é um protocolo de roteamento proprietário da Cisco que é baseado no IGRP. O EIGRP suporta CIDR e VLSM, o que permite que os projetistas de redes maximizem o espaço de endereçamento. Comparado ao IGRP, que é um protocolo de roteamento classful, o EIGRP oferece tempos de convergência mais rápidos, melhor escalabilidade e um melhor gerenciamento de loops de roteamento. Além do mais, o EIGRP pode substituir o Novell RIP e o AppleTalk Routing Table Maintenance Protocol (RTMP). O EIGRP serve tanto em redes IPX e AppleTalk com possante eficiência. O EIGRP é freqüentemente descrito como um protocolo de roteamento híbrido que oferece o melhor dos algoritmos vetor de distância e link-state. O EIGRP é um protocolo de roteamento avançado que se vale de recursos geralmente associados aos protocolos link-state. Alguns dos melhores recursos do OSPF, tais como atualizações parciais e descoberta de vizinhos, são igualmente utilizados pelo EIGRP. No entanto, o EIGRP é mais fácil de configurar que o OSPF. O EIGRP é uma escolha ideal para redes grandes com vários protocolos baseadas principalmente em roteadores Cisco. Este modulo cobre as tarefas mais comuns de configuração do EIGRP. A ênfase está na maneira em que o EIGRP estabelece relações com roteadores adjacentes, calcula rotas primárias e de backup e responde a falhas nas rotas conhecidas para um determinado destino. Uma rede é composta de muitos dispositivos, protocolos e meios físicos que permitem a ocorrência de comunicação de dados. Quando um componente de rede não funciona corretamente, isso pode afetar toda a rede. De qualquer maneira, os administradores de rede precisam identificar e resolver rapidamente os problemas quando surgem. As seguintes são algumas razões pelas quais ocorrem problemas nas redes:

Comandos são utilizados incorretamente; Listas de acesso são criadas ou colocadas incorretamente; Roteadores, switches ou outros dispositivos de rede são configurados

incorretamente; Conexões físicas são defeituosas.

Um administrador de rede deve identificar e resolver problemas de maneira metódica com a utilização de um método geral de resolução de problemas. É freqüentemente útil procurar primeiro problemas na camada física para depois subir através das camadas de maneira organizada. Embora este módulo focalize a maneira de identificar e resolver problemas nos protocolos de Camada 3, é importante identificar e eliminar quaisquer problemas que possam existir nas camadas inferiores.

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Este módulo cobre alguns dos objetivos para os exames CCNA 640-801 e ICND 640-811. Ao concluírem este módulo, os alunos deverão ser capazes de realizar as seguintes tarefas:

Descrever as diferenças entre o EIGRP e o IGRP. Descrever os conceitos, tecnologia e estruturas de dados mais importantes do

EIGRP. Entender a convergência do EIGRP e a operação básica do Diffusing Update

Algorithm (DUAL). Realizar a configuração básica do EIGRP. Configurar rotas EIGRP sumarizadas. Descrever o processo utilizado pelo EIGRP para criar e manter tabelas de

roteamento. Verificar as operações do EIGRP. Descrever o processo geral de oito etapas para identificar e resolver problemas. Aplicar um processo lógico à identificação e resolução de problemas de

roteamento. Usar os comandos show e debug para identificar e resolver problemas com RIP. Usar os comandos show e debug para identificar e resolver problemas com o

IGRP. Usar os comandos show e debug para identificar e resolver problemas com o

EIGRP. Usar os comandos show e debug para identificar e resolver problemas com o

OSPF.

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3.1EIGRP

3.1.1 Comparando o EIGRP e IGRP

A Cisco lançou o EIGRP em 1994 como versão melhorada e escalável do seu protocolo de roteamento de vetor de distância, o IGRP. Esta página irá explicar como o EIGRP e o IGRP se comparam. A tecnologia de vetor de distância e as informações de distâncias utilizadas pelo IGRP são também usadas pelo EIGRP.

O EIGRP possui propriedades de convergência melhoradas e opera com mais eficiência do que o IGRP. Isso permite que uma rede tenha uma arquitetura melhorada, mantendo o investimento já feito no IGRP.

As comparações entre o EIGRP e o IGRP cabem dentro das seguintes categorias principais:

• Modo de compatibilidade; • Cálculo da métrica; • Contagem de saltos; • Redistribuição automática de protocolos; • Route tagging.

O IGRP e o EIGRP são compatíveis um com o outro. Esta compatibilidade proporciona uma interoperabilidade transparente de roteadores que utilizam IGRP. Isto é importante porque os usuários podem valer-se das vantagens de ambos os protocolos. O EIGRP oferece suporte de vários protocolos, mas o IGRP não. O EIGRP e o IGRP calculam suas métricas de forma um pouco diferente. O EIGRP multiplica a métrica do IGRP por um fator de 256. Isso é porque o EIGRP utiliza uma métrica de 32 bits e o IGRP utiliza uma métrica de 24 bits. O EIGRP pode multiplicar ou dividir por 256 para facilmente trocar informações com o IGRP.

Cálculo da Métrica para IGRP e EIGRP

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O IGRP possui uma contagem máxima de saltos de 255. O EIGRP tem um limite máximo de contagem de saltos de 224. Isso é mais que suficiente para suportar redes de grande porte apropriadamente projetadas.

Permitir que protocolos de roteamento tão diferentes quanto o OSPF e o RIP compartilhem informações exige uma configuração avançada. A redistribuição ou compartilhamento de rotas é automático entre o IGRP e o EIGRP contanto que ambos os processos usem o mesmo número AS. Na figura abaixo, o RTB automaticamente redistribui rotas aprendidas por EIGRP para o AS do IGRP e vice-versa. O EIGRP marca como externas as rotas aprendidas por IGRP ou vindas de qualquer fonte externa porque estas rotas não são oriundas de roteadores que utilizam o EIGRP. IGRP não pode diferenciar entre rotas internas e externas.

Utilizando EIGRP com IGRP

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Note que na saída do comando show ip route para os roteadores na próxima figura, as rotas EIGRP são marcada com D e as rotas externas são identificadas por EX. RTA identifica a diferença entre a rede 172.16.0.0, que foi aprendida através do EIGRP e a rede 192.168.1.0 que foi redistribuída a partir do IGRP. Na tabela RTC, o protocolo IGRP não faz tal distinção. O RTC, que usa somente o IGRP, enxerga apenas as rotas IGRP, independentemente do fato de que tanto 10.1.1.0 como 172.16.0.0 foram redistribuídas a partir do EIGRP.

A Atividade com Mídia Interativa irá ajudar os alunos a reconhecer as características do IGRP e do EIGRP.

A próxima página irá explicar o EIGRP em maiores detalhes

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3.1.2 Conceitos e terminologia do EIGRP

Esta página irá tratar das três tabelas utilizadas pelo EIGRP para armazenar informações sobre a rede.

Os roteadores que utilizam o EIGRP mantêm informações sobre rotas e topologia prontamente disponíveis em RAM para que possam reagir rapidamente a mudanças. Como o OSPF, o EIGRP guarda essas informações em várias tabelas e bancos de dados.

O EIGRP guarda rotas aprendidas de maneira específica. As rotas recebem um determinado status e podem ser marcadas para fornecer outras informações úteis.

As seguintes três tabelas são mantidas pelo EIGRP:

• Tabela de vizinhos; • Tabela de topologia • Tabela de roteamento.

A tabela de vizinhos é a tabela mais importante do EIGRP. Cada roteador EIGRP mantém uma tabela de vizinhos que lista os roteadores adjacentes. Essa tabela é comparável ao banco de dados de adjacências utilizado pelo OSPF. Existe uma tabela de vizinhos para cada protocolo suportado pelo EIGRP.

Tabela de Vizinhos EIGRP

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Quando novos vizinhos são descobertos, o endereço e a interface do vizinho são registrados. Estas informações são armazenadas na estrutura de dados referente ao vizinho. Quando um vizinho envia um pacote de hello, ele anuncia um hold time (tempo de retenção). O hold time é o período de tempo em que um roteador trata um vizinho como alcançável e operacional. Se um pacote de hello não for recebido dentro do hold time, este hold time expirará. Ao expirar o hold time, o Diffusing Update Algorithm (DUAL), que é o algoritmo de vetor de distância do EIGRP, recebe notificação da mudança na topologia e precisa recalcular a nova topologia.

A tabela de topologia consiste em todas as tabelas de roteamento EIGRP no sistema autônomo. O DUAL utiliza as informações fornecidas pela tabela de vizinhos e pela tabela de topologia e calcula as rotas de menor custo para cada destino.O EIGRP mantém estas informações de modo que os roteadores que utilizam o EIGRP possam identificar e comutar rapidamente para rotas alternativas. As informações que o roteador aprende do DUAL são utilizadas para determinar a rota sucessora (successor route)que é o termo usado para identificar a rota primária ou a melhor rota. Essas informações também são inseridas na tabela de topologia. Os roteadores que utilizam o EIGRP mantêm uma tabela de topologia para cada protocolo de rede configurado. Todas as rotas aprendidas para cada destino são mantidas na tabela de topologia.

Tabela de Roteamento EIGRP

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Os campos da tabela de topologia são os seguintes:

Feasible distance (FD) – Esta é a menor métrica calculada para cada destino. Por exemplo, a feasible distance (distância viável) até 32.0.0.0 é 2195456.

Route source – O número de identificação do roteador que originalmente anunciou essa rota. Esse campo só está preenchido em rotas externas à rede EIGRP. O route tagging pode ser útil quando for utilizado roteamento baseado em diretivas. Por exemplo, a origem da rota até 32.0.0.0 é 200.10.10.10 através de 200.10.10.10.

Reported distance (RD) – A distância relatada por um vizinho adjacente para um destino específico. Por exemplo, a reported distance para 32.0.0.0 é 281600 como indicado em (2195456/281600).

Interface information – A interface através da qual o destino pode ser alcançado. • Route status –O status de uma rota. As rotas são identificadas como sendo

passivas, que significa que a rota é estável e pronta para ser usada, ou ativa, que significa que a rota está no processo de ser recomputada pelo DUAL.

A tabela de roteamento EIGRP contém as melhores rotas até cada destino. Estas informações são geradas a partir da tabela de topologia. Os roteadores que utilizam o EIGRP mantêm uma tabela de roteamento para cada protocolo de rede.

Um successor route é uma rota selecionada como rota primária para alcançar um destino. O DUAL identifica essa rota a partir das informações contidas nas tabelas de vizinhos e de topologia e as coloca na tabela de roteamento. Podem existir até quatro successor routes para qualquer determinado destino. Essas podem ser de custo igual ou desigual e são identificadas como os melhores caminhos livres de loops até um dado destino.

Sucessores EIGRP e Sucessores Viáveis (Feasible Successors)

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Uma feasible successor (FS) é uma rota de reserva.

Sucessores EIGRP e Sucessores Viáveis (Feasible Successors)

Essas rotas são identificadas ao mesmo tempo que as successor routes, mas essas rotas só ficam guardadas na tabela de topologia. Podem ser retidas na tabela de topologia várias feasible successors para um destino mas isso não é obrigatório.

Sucessores EIGRP e Sucessores Viáveis (Feasible Successors)

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Um roteador enxerga as feasible successors como próximos vizinhos, ou seja, mais perto do destino do que ele mesmo. O custo de uma feasible successor é computado de acordo com o custo anunciado pelo roteador vizinho até o destino. Se uma successor route se tornar inativa, o roteador procurará uma feasible successor já identificada. Essa rota será promovida ao status de successor route. Uma feasible successor precisa possuir um custo anunciado inferior ao custo atual da successor route até o destino.

Se uma feasible successor não for identificada a partir das informações atuais, o roteador colocará a rota com o status Ativo e enviará pacotes de solicitação para todos os vizinhos de modo a computar a topologia atual. O roteador pode identificar qualquer nova successor route ou feasible successor dentre os novos dados recebidos nos pacotes de resposta (Reply) relativos às solicitações realizadas. O roteador então colocará um status Passivo na rota.

A tabela de topologia pode registrar informações adicionais sobre cada rota. O EIGRP classifica as rotas como internas ou externas. O EIGRP acrescenta um route tag em cada rota para identificar a sua classificação. As rotas internas se originam dentro do AS do EIGRP.

As rotas externas se originam fora do AS do EIGRP. As rotas aprendidas ou redistribuídas de outros protocolos de roteamento tais como o RIP, o OSPF e o IGRP, são externas. As rotas estáticas que se originam fora do AS do EIGRP são externas. O route tag pode ser configurado como número entre 0 e 255 para personalizar o route tag.

Visualizando Informações de EIGRP Route Tag

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Visualizando Informações de EIGRP Route Tag do EIGRP

A próxima página irá listar algumas vantagens do EIGRP.

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3.1.3 Características do projeto do EIGRP

Esta página irá descrever algumas das características de um projeto EIGRP.

O EIGRP opera bastante diferente do IGRP. O EIGRP é um protocolo avançado de vetor de distância, mas também age como protocolo link-state na maneira em que ele atualiza os vizinhos e como mantêm informações de roteamento. A seguir são apresentadas as vantagens do EIGRP sobre os protocolos de vetor de distância mais simples.

• Convergência rápida; • Utilização eficiente da largura de banda; • Suporte para VLSM e CIDR; • Suporte para várias camadas de rede; • Não depende dos protocolos roteados.

Os protocol-dependent modules (PDMs) protegem o EIGRP contra revisões muito longas. A evolução de protocolos roteados, tais como IP, poderão exigir um novo módulo de protocolo, mas não necessariamente uma revisão do EIGRP propriamente dito. Os roteadores que utilizam o EIGRP têm convergência rápida porque se valem do DUAL. O DUAL garante uma operação livre de loops durante uma computação de rota que permita que todos os roteadores envolvidas em uma mudança de topologia sincronizem simultaneamente. O EIGRP envia atualizações parciais e limitadas e utiliza eficientemente a largura de banda. O EIGRP utiliza o mínimo de largura de banda quando a rede está estável. Os roteadores que utilizam o EIGRP não enviam as tabelas inteiras, mas enviam atualizações parciais e incrementais. Esta operação é semelhante à do OSPF, exceto que os roteadores que utilizam o EIGRP enviam essas atualizações parciais somente aos roteadores que precisam das informações e não a todos os roteadores dentro de uma área. Por esta razão, são denominadas atualizações limitadas. Em lugar de atualizações de roteamento temporizadas, os roteadores que utilizam o EIGRP utilizam pequenos pacotes de hello para manter o contato entre si. Embora sejam trocados regularmente, os pacotes de hello não ocupam uma grande quantidade de largura de banda. O EIGRP suporta IP, IPX e AppleTalk através de PDMs. O EIGRP pode redistribuir informações IPX-RIP e IPX SAP para melhorar o desempenho geral. De fato, o EIGRP pode assumir o papel desses dois protocolos. Os roteadores que utilizam o EIGRP recebem atualizações de roteamento e serviços e atualizam outros roteadores apenas quando ocorrem mudanças no SAP ou nas tabelas de roteamento. Nas redes que utilizam o EIGRP, as atualizações de roteamento ocorrem em atualizações parciais. O EIGRP também pode substituir o RTMP do AppleTalk. Como protocolo de roteamento de vetor de distância, o RTMP depende de trocas periódicas e completas de informações de roteamento.

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Para reduzir a utilização de recursos, o EIGRP usa atualizações event-driven para redistribuir informações de roteamento AppleTalk. O EIGRP também usa uma métrica composta configurável para determinar a melhor rota até uma rede AppleTalk. O RTMP utiliza a contagem de saltos, que pode resultar em um roteamento menos que ótimo. Os clientes AppleTalk esperam receber informações RTMP dos roteadores locais, de modo que o EIGRP para AppleTalk deve ser executado somente em uma rede sem clientes, tal como um link WAN. A próxima página tratará de tecnologias EIGRP.

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3.1.4 Tecnologias EIGRP

Esta página irá tratar de algumas das novas tecnologias introduzidas pelo EIGRP. Cada nova tecnologia representa uma melhoria na eficiência de operação, velocidade de convergência ou funcionalidade do EIGRP com relação ao IGRP e outros protocolos de roteamento. Essas tecnologias se enquadram em uma das seguintes quatro categorias:

• Descoberta e recuperação de vizinhos; • Protocolo de Transporte Confiável; • Algoritmo DUAL que usa uma máquina de estado finito; • Módulos dependentes do protocolo.

Os roteadores que usam os simples protocolos de vetor de distância não estabelecem relações com seus vizinhos. Os roteadores que utilizam o RIP e o IGRP meramente enviam atualizações por broadcast ou multicast nas interfaces configuradas. Em contraste, os roteadores que utilizam o EIGRP ativamente estabelecem relações com seus vizinhos, de maneira muito semelhante àquela dos roteadores OSPF.

Os roteadores que utilizam o EIGRP estabelecem adjacências conforme descrito na Figura abaixo.

Roteadores Vizinhos Trocam suas Tabelas de Roteamento

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Os roteadores que utilizam o EIGRP utilizam pequenos pacotes de hello para realizar isso. Os pacotes de hello são enviados por default de cinco em cinco segundos. Um roteador EIGRP supõe que, enquanto recebe pacotes de hello dos seus vizinhos conhecidos, esses vizinhos e suas rotas permaneçam viáveis ou no estado Passivo. Quando os roteadores que utilizam o EIGRP formam adjacências, é possível:

• Aprender dinamicamente novas rotas que se juntam à rede; • Identificar roteadores que se tornam inalcançáveis ou inoperantes; • Descobrir novamente roteadores que antes eram inalcançáveis.

O Reliable Transport Protocol (RTP) é um protocolo da camada de transporte que garante a entrega de pacotes EIGRP para todos os vizinhos. Em uma rede IP, os hosts usam TCP para seqüenciar pacotes e assegurar a sua pronta entrega. No entanto, o EIGRP é independente de protocolo. Isso significa que ele não depende do TCP/IP para trocar informações de roteamento como é o caso do RIP, do IGRP e do OSPF. Para manter-se independente do TCP, o EIGRP usa o RTP como seu protocolo proprietário da camada de transporte para garantir a entrega de informações de roteamento. O EIGRP pode valer-se do RTP para providenciar serviços confiáveis ou não confiáveis conforme as exigências da situação. Por exemplo, os pacotes de hello não exigem o overhead de entrega confiável porque são freqüentes e devem permanecer pequenos. A entrega confiável de outras informações de roteamento podem até acelerar a convergência porque daí, os roteadores que utilizam o EIGRP não esperam a expiração de um temporizador antes de retransmitir.

Com o RTP, o EIGRP pode enviar multicast ou unicast simultaneamente para diferentes pares. Isso permite eficiência máxima.

O ponto forte do EIGRP é o DUAL, que é o mecanismo de cálculo de rotas do EIGRP. O nome completo dessa tecnologia é DUAL finite-state machine (FSM). Uma FSM é uma máquina de estados e não um dispositivo mecânico com peças que se movem. As FSMs definem um conjunto de possíveis estados pelos quais algo pode passar, os eventos que causam tais estados e os eventos que resultam de tais estados. Os projetistas usam FSMs para descrever como um dispositivo, programa de computador ou algoritmo de roteamento irá reagir a um conjunto de eventos especificados. A FSM do DUAL contém toda a lógica usada para calcular e comparar rotas em uma rede EIGRP.

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O DUAL rastreia todas as rotas anunciadas por vizinhos. As métricas composta de cada rota são usadas para compará-las.

Tecnologias EIGRP

Exemplo DUAL

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O DUAL também garante que cada caminho esteja livre de loops. O DUAL insere os caminhos de menor custo na tabela de roteamento. Essas rotas primárias são conhecidas como successor routes. Uma cópia das successor routes é também colocada na tabela de topologia.

O EIGRP mantém disponíveis informações importantes sobre rotas e sobre a topologia na tabela de vizinhos e na tabela de topologia. Essas tabelas fornecem ao DUAL abrangentes informações sobre rotas por ocasião de algum distúrbio da rede. O DUAL usa as informações dessas tabelas para rapidamente selecionar rotas alternativas. Se um link for desativado, o DUAL procura uma rota alternativa, ou seja, uma feasible successor, dentro da tabela de topologia.

Uma das melhores características do EIGRP é o seu projeto modular. Os projetos modulares ou em camadas, são comprovadamente os mais escaláveis e adaptáveis. O suporte para protocolos roteados, tais como IP, IPX e AppleTalk é incluído no EIGRP através de PDMs. Teoricamente, o EIGRP pode adicionalr PDMs para uma fácil adaptação a protocolos novos ou revisados como IPv6.

Cada PDM é responsável por todas as funções relacionadas ao seu protocolo roteado específico. O módulo IP-EIGRP é responsável pelas seguintes funções:

• Enviar e receber pacotes EIGRP que contêm dados IP; • Notificar o DUAL sobre novas informações de roteamento recebidas; • Manter os resultados de decisões de roteamento do DUAL na tabela de roteamento

IP; • Redistribuir informações de roteamento que foram aprendidas por outros

protocolos de roteamento compatíveis com IP.

A próxima página tratará dos tipos de pacotes EIGRP.

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3.1.5 Estrutura de dados do EIGRP

Como o OSPF, o EIGRP se vale de diferentes tipos de pacotes para manter suas tabelas e estabelecer relações com roteadores vizinhos. Esta página irá descrever esses tipos de pacotes.

• Hello; • Acknowledgment (Confirmação); • Update; • Query (Consulta); • Reply (Resposta).

Tipos de Pacotes EIGRP

O EIGRP depende dos pacotes de hello para descobrir, verificar e redescobrir roteadores vizinhos. A redescoberta ocorre se os roteadores que utilizam o EIGRP não recebem pacotes de hello dos seus vizinhos após um intervalo de retenção (hold time interval) e depois restabelecem comunicações.

Tabela de Vizinhos EIGRP

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Os roteadores que utilizam o EIGRP enviam pacotes de hello a um intervalo fixo, mas configurável, denominado intervalo de hello. O intervalo de hello default depende da largura de banda da interface.

Default de Hello Interval e de Hold Time para EIGRP

Nas redes IP, os roteadores que utilizam o EIGRP enviam pacotes de hello ao endereço IP multicast 224.0.0.10.

Os roteadores que utilizam o EIGRP guardam informações sobre vizinhos na tabela de vizinhos. A tabela de vizinhos inclui o campo Sequence Number (Seq No) para registrar o número do último pacote EIGRP recebido de cada vizinho. A tabela de vizinhos também inclui um campo Hold Time que registra a hora em que foi recebido o último pacote. Os pacotes devem ser recebidos dentro do intervalo de Hold Time para manter um estado Passivo. O estado Passivo representa um status de alcançável e operacional.

Se o EIGRP não receber um pacote de um vizinho dentro do hold time, o EIGRP considerará aquele vizinho como inativo. O DUAL então entra em cena para reavaliar a tabela de roteamento. Por default, o hold time é três vezes o intervalo de hello, mas um administrador pode configurar ambos os temporizadores a seu próprio critério.

O OSPF exige que os roteadores vizinhos tenham os mesmos intervalos de hello e dead interval para se comunicar. O EIGRP não tem tal restrição. Os roteadores vizinhos aprendem sobre cada um dos outros temporizadores respectivos através da troca de pacotes de hello. Em seguida utilizam essas informações para formar uma relação estável independentemente dos temporizadores desiguais. Os pacotes de hello são sempre enviados como não confiáveis. Isto significa que nenhuma confirmação é transmitida.

Os roteadores que utilizam o EIGRP usam pacotes de confirmação (Acknowledgment) para indicar o recebimento de qualquer pacote EIGRP durante uma troca confiável. O RTP provê comunicação confiável entre hosts EIGRP. Uma mensagem recebida precisa ser confirmada pelo destino para ser confiável. Os pacotes de confirmação (Acknowledgment), que são pacotes de hello sem dados, são usados para esta finalidade. Diferentemente dos hellos multicast, os pacotes de confirmação (Acknowledgment) são unicast. Confirmações podem ser anexadas a outros tipos de pacotes EIGRP, tais como pacotes de resposta (Reply).

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Os pacotes de atualização (Update) são utilizados quando um roteador descobre um novo vizinho. Os roteadores que utilizam o EIGRP enviam pacotes de atualização (Update) em unicast àquele novo vizinho para que possa ser adicionado à sua tabela de topologia. Poderá ser necessário enviar mais de um pacote de atualização (Update) para comunicar todas as informações de topologia ao vizinho recém-descoberto.

Os pacotes de atualização (Update) também são usados quando um roteador detecta uma mudança na topologia. Nesse caso, o roteador EIGRP envia um pacote de atualização (Update) em multicast a todos os vizinhos, alertando-os sobre a mudança. Todos os pacotes de atualização (Update) são enviados como confiáveis.

Um roteador EIGRP usa pacotes de consulta (Query) sempre que precise de alguma informação específica de um ou de todos os seus vizinhos. Um pacote de resposta (Reply) é usado para responder à consulta.

Se um roteador EIGRP perder o seu sucessor e não puder encontrar um feasible successor para uma rota, o DUAL coloca a rota no estado Ativo. É então enviado em multicast uma consulta a todos os vizinhos na tentativa de localizar um sucessor até a rede destino. Os vizinhos precisam enviar respostas que proporcionem informações sobre sucessores ou que indiquem a indisponibilidade de informações. As consultas podem ser em multicast ou unicast, mas as respostas sempre são em unicast. Os dois tipos de pacotes são enviados como confiáveis.

A próxima página irá descrever o algoritmo EIGRP.

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3.1.6 Algoritmo EIGRP

Esta página irá descrever o algoritmo DUAL, que proporciona a convergência excepcionalmente rápida do EIGRP. Para melhor entender a convergência com o DUAL, considere o exemplo na figura abaixo.

Exemplo DUAL

Cada roteador constrói uma tabela de topologia que contém informações sobre como rotear até o destino, Network A.

Cada tabela de topologia identifica as seguintes informações:

• O protocolo de roteamento ou o EIGRP; • O custo mais baixo da rota, que é conhecido como feasible distance (FD); • O custo da rota conforme anunciado pelo roteador vizinho, que é conhecido como

reported distance (RD).

A coluna de Topologia identifica a rota primária denominada successor route (successor) e, quando identificada, a rota de reserva, denominada feasible successor (FS). Note que não é necessário haver uma feasible successor identificada.

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A rede EIGRP segue uma seqüência de ações para permitir a convergência entre os roteadores, que atualmente possuem as seguintes informações sobre a topologia:

• O Roteador C possui uma successor route através do Roteador B; • O Roteador C possui uma rota feasible successor através do Roteador D; • O Roteador D possui uma successor route através do Roteador B; • O Roteador D não possui rota feasible successor; • O Roteador E possui uma successor route através do Roteador D; • O Roteador E não possui feasible successor.

As regras de seleção da rota feasible successor são especificadas na Figura abaixo.

Regras para Seleção de Rota Sucessora Viável

O seguinte exemplo demonstra como cada roteador na topologia seguirá as regras de seleção de feasible successor quando a rota a partir do Roteador D através do Roteador B cair.

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No Roteador D

o A rota através do Roteador B é removida da tabela de topologia. o Esta é a successor route. O Roteador D não possui rota feasible successor

identificada. o O Roteador D precisa computar novas rotas.

Exemplo DUAL

No Roteador C o A rota até Network A através do Roteador D está inativa. o A rota através do Roteador D é removida da tabela. o Esta é a rota feasible successor para o Roteador C.

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No Roteador D

o O Roteador D não possui feasible successor. Ele não pode comutar para uma rota alternativa identificada como reserva.

o O Roteador D precisa computar a topologia da rede. O caminho até o destino, Network A, é definido como Ativo.

o O Roteador D envia um pacote de consulta (Query) a todos os vizinhos conectados para solicitar informações sobre a topologia.

o O Roteador C tem uma entrada anterior para o Roteador D. o O Roteador D não tem uma entrada anterior para o Roteador E.

No Roteador E

o A rota até Network A através do Roteador D está inativa. o A rota através do Roteador D é removida da tabela. o Esta é a successor route para o Roteador E. o O Roteador E não tem uma feasible route identificada. o Note que o custo RD do roteamento através do Roteador C é de 3. Esse é o

mesmo custo da successor route através do Roteador D.

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No Roteador C

o O Roteador E envia um pacote de consulta (Query) ao Roteador C. o O Roteador C remove o Roteador E da tabela. o O Roteador C responde ao Roteador D com uma nova rota até Network A.

No Roteador D

o O status da rota até o destino, Network A, ainda está marcado como Ativo. A computação ainda não foi concluída.

o O Roteador C respondeu ao Roteador D para confirmar que uma rota até o destino, Network A, está disponível com um custo de 5.

o O Roteador D ainda espera uma resposta do Roteador E.

No Roteador E

o O Roteador E não possui feasible successor para alcançar o destino, Network A.

o O Roteador E, portanto, marca o status da rota até a rede destino como Ativo.

o O Roteador E precisa recomputar a topologia da rede. o O Roteador E remove a rota através do Roteador D da tabela. o O Roteador E envia um pacote de consulta (Query) ao Roteador C, para

solicitar informações sobre a topologia. o O Roteador E já possui uma entrada através do Roteador C. O seu custo é

de 3, o mesmo que o da successor route.

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No Roteador E

o O Roteador C responde com uma RD de 3. o O Roteador E agora pode enviar a rota através do Roteador C como a nova

successor route com uma FD de 4 e uma RD de 3. o O Roteador E troca o status Ativo da rota até o destino, Network A, por um

status Passivo. Note que a rota terá um status Passivo por default sempre que estejam sendo recebidos pacotes de hello. Neste exemplo, somente as rotas com status Ativo são marcadas.

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No Roteador E

o O Roteador E envia uma resposta (Reply) ao Roteador D para informá-lo sobre as informações de topologia do Roteador E.

No Roteador D

o O Roteador D recebe o pacote de resposta (Reply) do Roteador E. o O Roteador D introduz esses dados para a rota até o destino, Network A,

através do Roteador E. o Esta rota se torna mais uma successor route dado que o custo é idêntico

àquele do roteamento através do Roteador C e a RD é inferior ao custo FD de 5.

A convergência ocorre entre todos os roteadores que utilizam o EIGRP que utilizam o algoritmo DUAL.

Esta página conclui a lição. A próxima lição irá tratar da configuração do EIGRP. A primeira página irá explicar como o EIGRP é configurado.

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3.2 Configuração do EIGRP

3.2.1 Configurando o EIGRP

Apesar da complexidade do DUAL, a configuração do EIGRP pode ser relativamente simples. Os comandos de configuração do EIGRP variam conforme o protocolo a ser utilizado. Alguns exemplo desses protocolos são IP, IPX e AppleTalk. Esta página descreve a configuração do EIGRP para o protocolo IP.

Configurando o EIGRP para IP

Siga as seguintes etapas para configurar o EIGRP para IP:

1. Use o seguinte comando para ativar o EIGRP e definir o sistema autônomo:

router(config)#router eigrpautonomous-system-number

O autonomous-system-number é usado para identificar todos os roteadores cujo lugar é dentro da rede. Esse valor precisa ser igual para todos os roteadores pertencentes a uma determinada rede.

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2. Indique quais redes pertencem ao sistema autônomo EIGRP no roteador local através do seguinte comando:

router(config-router)#networknetwork-number

O network-number é o número da rede que determina quais interfaces do roteador estão participando do EIGRP e quais redes são anunciadas pelo roteador.

O comando network configura somente as redes conectadas. Por exemplo, a rede 3.1.0.0, localizada bem à esquerda da Figura principal, não está diretamente conectada ao Roteador A. Conseqüentemente, essa rede não faz parte da configuração do Roteador A.

3. Ao configurar links seriais usando o EIGRP, é importante configurar o parâmetro de largura de banda (Bandwidth) na interface. Se a largura de banda para essas interfaces não for modificada, o EIGRP assume a largura de banda default no link em vez da largura de banda verdadeira. Se o link for mais lento, o roteador talvez não possa realizar a convergência, e as atualizações de roteamento poderão ser perdidas ou poderá resultar uma seleção de caminhos que não seja ótima. Para definir a largura de banda da interface, use a seguinte sintaxe:

router(config-if)#bandwidthkbps

O comando bandwidth é só usado pelo processo de roteamento e deve ser definido para corresponder à velocidade da linha da interface.

4. A Cisco também recomenda adicionar o seguinte comando a todas as configurações do EIGRP:

router(config-if)#eigrp log-neighbor-changes

Este comando possibilita o registro de mudanças de adjacências de vizinhos para monitorar a estabilidade do sistema de roteamento e para ajudar na detecção de problemas.

Nas Atividades de Laboratório, os alunos irão preparar um esquema de endereços IP e configurar o EIGRP. A próxima página tratará da sumarização EIGRP.

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3.2.2 Configurando a sumarização do EIGRP

Esta página irá ensinar aos alunos como configurar manualmente endereços de sumarização.

O EIGRP faz automaticamente a sumarização das rotas no limite classful. Este é o limite onde termina o endereço da rede, conforme definido pelo endereçamento baseado em classe. Isso significa que embora RTC esteja conectado somente à sub-rede 2.1.1.0, ele anunciará que é conectado à rede Classe A 2.0.0.0 inteira. Na maioria dos casos, a sumarização automática é vantajosa porque mantém as tabelas de roteamento tão compactas como possível.

EIGRP Faz Sumarização Automaticamente Baseando-se na Classe

No entanto, a sumarização automática poderá não ser a opção preferida em certos casos. Por exemplo, se houver sub-redes não contíguas, a sumarização automática precisa ser desativada para uma operação correta do roteamento.

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Para desativar a sumarização automática, use o seguinte comando:

router(config-router)#no auto-summary

Com o EIGRP, um endereço para sumarização pode ser manualmente configurado pela configuração de uma rede de prefixo. Rotas sumarizadas manualmente são configuradas em cada interface, de modo que a interface que irá propagar a sumarização das rotas precisa ser selecionada primeiro. Depois, o endereço para sumarização poderá ser definido com o comando ip summary-address eigrp:

router(config-if)#ip summary-address eigrpautonomous-system-number ip-address mask administrative-distance

As rotas de sumarização EIGRP têm uma distância administrativa de 5 por default. Opcionalmente, podem ser configuradas com um valor entre 1 e 255.

Na figura abaixo o RTC pode ser configurado usando os comandos indicados:

RTC(config)#router eigrp 2446 RTC(config-router)#no auto-summary RTC(config-router)#exit RTC(config)#interface serial 0/0 RTC(config-if)#ip summary-address eigrp 2446 2.1.0.0 255.255.0.0

Sumarização Manual com EIGRP

Portanto, RTC adicionará uma rota a sua tabela da seguinte maneira:

D 2.1.0.0/16 is a summary, 00:00:22, Null0

Note que a rota de sumarização origina de Null0 e não de uma interface real. Isso é porque essa rota é usada para fins de anúncio e não representa um caminho que o RTC pode seguir para alcançar a rede. No RTC, essa rota tem uma distância administrativa de 5.

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O RTD não está ciente da sumarização mas aceita a rota. À rota é atribuída a distância administrativa de uma rota EIGRP normal, que é 90 por default. Na configuração para o RTC, a sumarização automática é desativada através do comando no auto-summary. Se a sumarização automática não estivesse desativada, o RTD receberia duas rotas, o endereço para sumarização manual, que é 2.1.0.0 /16, e o endereço para sumarização automática, classful, que é 2.0.0.0 /8. Na maioria dos casos de sumarização manual, deve ser utilizado o comando no auto- summary. A próxima página irá mostrar ao aluno como verificar o EIGRP.

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3.2.3 Verificando o EIGRP básico

Esta página irá explicar como os comandos show podem ser usados para verificar configurações do EIGRP. A Figura abaixo enumera os comandos show mais importantes para o EIGRP e explica brevemente as suas funções.

Comando show EIGRP

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O recurso debug do Cisco IOS também proporciona comandos de monitoramento úteis para o EIGRP.

Comando debug EIGRP

As Atividades de Laboratório irão exigir que os alunos preparem um esquema de endereços IP e verifiquem as configurações do EIGRP.

A próxima página tratará de tabelas de vizinhos EIGRP.

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3.2.4 Criando tabelas de vizinhos

Esta página irá explicar como o EIGRP cria tabelas de vizinhos. Os alunos também irão aprender sobre as informações armazenadas em uma tabela de vizinhos e como são utilizadas.

Os roteadores vetor de distância simples não estabelecem relações com seus vizinhos. Os roteadores que utilizam o RIP e o IGRP meramente enviam atualizações por broadcast ou multicast nas interfaces configuradas. Em contraste, os roteadores que utilizam o EIGRP estabelecem de forma ativa relações com seus vizinhos como é o caso dos roteadores OSPF.

Tabela de Roteamento EIGRP

A tabela de vizinhos é a tabela mais importante do EIGRP. Cada roteador EIGRP mantém uma tabela de vizinhos que lista os roteadores adjacentes. Essa tabela é comparável ao banco de dados de adjacências utilizado pelo OSPF. Existe uma tabela de vizinhos para cada protocolo suportado pelo EIGRP.

Os roteadores que utilizam o EIGRP estabelecem adjacências com os roteadores vizinhos usando pequenos pacotes de hello. Os pacotes de hello são enviados por default de cinco em cinco segundos.

Roteadores Vizinhos Trocam suas Tabelas de Roteamento

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Um roteador EIGRP supõe que enquanto recebe pacotes de hello dos seus vizinhos conhecidos, esses vizinhos e suas rotas permanecem viáveis ou com estado passivo. Ao formar adjacências, os roteadores que utilizam o EIGRP fazem o seguinte:

• Aprendem dinamicamente sobre novas rotas que se juntam à sua rede. • Identificam roteadores que se tornam inalcançáveis ou inoperantes. • Descobrem novamente roteadores que antes eram inalcançáveis.

Os seguintes campos encontram-se em uma tabela de vizinhos:

Neighbor address – Este é o endereço de camada de rede do roteador vizinho. • Hold time – Este é o intervalo de espera sem receber nada de um vizinho antes de

considerar o link inalcançável. Originalmente, o pacote esperado era um pacote de hello, mas em versões mais recentes do software Cisco IOS, qualquer pacote EIGRP recebido após o primeiro pacote de hello renovará o temporizador.

Smooth Round-Trip Timer (SRTT) – Este é o tempo médio que leva para enviar e receber pacotes de um vizinho. Este temporizador é usado para determinar o retransmit interval (RTO).

Queue count (Q Cnt) – Este é o número de pacotes esperando em uma fila para serem enviados. Se este campo constantemente apresentar um valor superior a zero, poderá haver um problema de congestionamento no roteador. Um zero significa que não há pacotes EIGRP na fila.

Sequence Number (Seq No) – Este é o número do último pacote recebido daquele vizinho. O EIGRP usa este campo para confirmar uma transmissão de um vizinho e para identificar pacotes que estejam fora de seqüência. A tabela de vizinhos é usada para suportar uma entrega seqüenciada e confiável de pacotes e pode ser considerada como análoga ao protocolo TCP usado na entrega confiável de pacotes IP.

A próxima página irá descrever como as informações de rota e de topologia são usadas para rotear dados.

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3.2.5 Descobrir rotas

Esta página irá explicar como o EIGRP armazena informações sobre rotas e topologias. Os alunos também irão aprender como o DUAL usa estas informações para rotear dados.

Os roteadores que utilizam o EIGRP mantêm informações sobre rotas e topologia disponíveis em RAM para que possam reagir rapidamente a mudanças. Como o OSPF, o EIGRP guarda essas informações em várias tabelas ou bancos de dados.

Descobrir Rotas

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O DUAL, o algoritmo de vetor de distância do EIGRP, utiliza as informações reunidas nas tabelas de vizinhos e de topologia e calcula a rota de custo mais baixo até o destino. A rota primária é denominada successor route. O DUAL, depois de calcular a successor route, coloca-a na tabela de roteamento e uma cópia dela na tabela de topologia.

O DUAL também tenta calcular uma rota de reserva no caso da successor route falhar. Essa é conhecida como rota feasible successor. O DUAL, depois de calcular a rota feasible successor coloca-a na tabela de topologia. Essa rota pode evocada se a successor route até o destino se tornar inalcançável ou não confiável.

A próxima página irá proporcionar maiores informações sobre como o DUAL seleciona uma rota.

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3.2.6 Selecionar rotas

Esta página irá explicar como o DUAL seleciona uma rota alternativa na tabela de topologia quando um link se torna inativo.

Successors EIGRP e Feasible Successors (Sucessores Viáveis)

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Se não for encontrada uma rota feasible successor, a rota é marcada como Ativa, ou seja, não utilizável no momento. Pacotes de consulta (Query) são enviados aos roteadores vizinhos solicitando informações sobre a topologia. O DUAL utiliza essas informações para recalcular rotas successor route e feasible successor até o destino.

Quando o DUAL tiver concluído esses cálculos, a successor route é colocada na tabela de roteamento. Em seguida tanto a successor route como a rota feasible successor são colocadas na tabela de topologia. A rota até o destino final agora passa do estado Ativo ao estado Passivo. Isto significa que a rota está operacional e confiável.

O sofisticado algoritmo do DUAL resulta em uma convergência excepcionalmente rápida do EIGRP. Para melhor entender a convergência com o DUAL, considere o exemplo na primeira figura.

Todos os roteadores construíram uma tabela de topologia que contém informações sobre como rotear até o destino, network Z.

Cada tabela identifica o seguinte:

• O protocolo de roteamento ou o EIGRP. • O custo mais baixo da rota ou Feasible Distance (FD). • O custo da rota conforme anunciado pelo roteador vizinho ou Reported Distance

(RD).

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O DUAL identifica a rota primária preferida, conhecida como successor route (Successor). O DUAL também identificará rotas backup, se houver, conhecidas como feasible successors (FS). Observe que não é necessário ter uma feasible successor identificada.

Feasibility Successor Route Selection Rules

A próxima página irá explicar como o DUAL mantém as tabelas de roteamento.

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3.2.7 Mantendo tabelas de roteamento

Esta página irá explicar como o DUAL mantém e atualiza tabelas de roteamento.

O DUAL rastreia todas as rotas anunciadas pelos vizinhos usando a métrica composta de cada rota para sua comparação. O DUAL também garante que cada caminho esteja livre de loops.

Os caminhos de custo mais baixo são inseridos pelo algoritmo DUAL na tabela de roteamento. Essas rotas primárias são conhecidas como successor routes. Uma cópia dessas rotas é colocada na tabela de topologia.

O EIGRP mantém disponíveis informações importantes sobre rotas e sobre a topologia na tabela de vizinhos e na tabela de topologia. Essas tabelas fornecem ao DUAL abrangentes informações sobre rotas por ocasião de algum distúrbio da rede. O DUAL seleciona rapidamente as rotas alternativas, utilizando as informações nessas tabelas.

Se um link for desativado, o DUAL procura um caminho alternativo, ou seja, uma feasible successor, dentro da tabela de topologia. Se não for encontrada uma feasible successor, a rota é marcada como Ativa, ou seja, não utilizável no momento. Pacotes de consulta (Query) são enviados aos roteadores vizinhos solicitando informações sobre a topologia. O DUAL utiliza essas informações para recalcular as successor routes e feasible successor routes até o destino.

Quando o DUAL tiver concluído esses cálculos, a successor route é colocada na tabela de roteamento. Em seguida tanto a successor route como a rota feasible successor são colocadas na tabela de topologia. A rota até o destino final agora passa do estado Ativo ao estado Passivo. Isto significa que a rota está operacional e confiável.

Os roteadores que utilizam o EIGRP estabelecem e mantêm adjacências com os roteadores vizinhos usando pequenos pacotes de hello. Os pacotes de hello são enviados por default de cinco em cinco segundos. Um roteador EIGRP supõe que enquanto recebe pacotes de hello dos seus vizinhos conhecidos, esses vizinhos e suas rotas permanecem viáveis ou com status passivo.

Quando novos vizinhos são descobertos, o endereço e a interface do vizinho são registrados. Estas informações são armazenadas na estrutura de dados referente ao vizinho. Quando um vizinho envia um pacote de hello, ele anuncia um hold time. O hold time é o período de tempo em que um roteador trata um vizinho como alcançável e operacional. Em outras palavras, se não for ouvido um pacote de hello dentro do hold time, o hold time vence. Ao vencer o hold time, o DUAL é informado sobre a mudança na topologia e precisa recalcular a nova topologia.

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No exemplo nas Figuras abaixo, o DUAL precisa construir novamente a topologia após a descoberta de um link caído entre o roteador D e o roteador B.

Exemplo DUAL

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As novas successor routes serão colocadas na tabela de roteamento atualizada.

Esta página conclui a lição. A próxima lição tratará de protocolos de roteamento. A primeira página irá mostrar aos alunos como identificar e resolver problemas com protocolos de roteamento.

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3.3 Identificando e Resolvendo Problemas com Protocolos de Roteamento

3.3.1 Processo de identificação e resolução de problemas com protocolos de roteamento

Esta página irá explicar a seqüência lógica de etapas que devem ser usadas para identificar e resolver qualquer problema com protocolos de roteamento.

Qualquer identificação e resolução de problemas com protocolos de roteamento deve começar com uma seqüência ou fluxo lógico do processo. Esse fluxo do processo não é uma estrutura rígida para a identificação e resolução de problemas de uma rede. No entanto é uma base sobre a qual um administrador de rede pode criar um processo de resolução de problemas que se adapte a um ambiente em particular.

Etapas no Processo de Resolução de Problemas

1. Quando estiver analisando uma falha da rede, faça uma descrição clara do problema.

2. Colete os fatos necessários para ajudar na determinação das causas possíveis.

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3. Considere possíveis problemas baseando-se nos fatos coletados.

4. Crie um plano de ação baseando-se nos problemas em potencial restantes.

5. Implemente o plano de ação, realizando cuidadosamente cada etapa enquanto testa para ver se o sintoma desaparece.

6. Analise os resultados para determinar se o problema já foi resolvido. Caso tenha sido, então o processo está completo.

7. Se por acaso o problema não foi resolvido, crie um plano de ação baseado no problema mais provável na lista. Volte à Etapa 4, mude uma variável de cada vez e repita o processo até que seja resolvido o problema.

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8. Uma vez identificada a causa real do problema, tente resolvê-lo.

Os roteadores Cisco providenciam vários comandos integrados para ajudar na monitoramento e resolução de problemas de uma rede:

• Os comandos show ajudam a monitorar o comportamento de uma instalação assim como o comportamento normal de uma rede assim como a isolar áreas problemáticas

• Os comandos debug auxiliam no isolamento de problemas de configuração e de protocolos.

• Ferramentas de rede TCP/IP tais como ping, traceroute e telnet

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Os comandos show do Cisco IOS encontram-se entre as ferramentas mais importantes para entender o status de um roteador, detectar roteadores vizinhos, monitorar a rede em geral e isolar problemas na rede.

Os comandos EXEC debug podem fornecer uma abundância de informações sobre o tráfego nas interfaces, mensagens de erros internos, pacotes de diagnóstico específicos ao protocolo e outros dados úteis para a identificação e resolução de problemas. Use os comando debug para isolar problemas, não para monitorar a operação normal da rede. Use os comandos debug apenas para procurar tipos específicos de tráfego ou de problemas. Antes de usar o comando debug, restrinja os problemas a um subconjunto de causas mais prováveis. Use o comando show debugging para examinar quais recursos de depuração estão ativados.

A próxima página descreverá como identificar e resolver problemas com RIP.

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3.3.2 Identificando e resolvendo problemas de configuração do RIP

Esta página irá tratar de VLSM como o problema mais comum que ocorre nas redes RIP. VLSM impede o anúncio de rotas RIP. Isso deve-se ao fato de que o RIP Versão 1 não suporta VLSM. Se as rotas RIP não estão sendo anunciadas, verifique o seguinte:

• Se existem questões de conectividade de Camada 1 ou Camada 2. • Se estão configuradas sub-redes VLSM. Sub-redes VLSM não podem ser usadas

com RIP v1. • Se existem incompatibilidades de configurações de roteamento do RIP v1 e do RIP

v2. • Se estão faltando comandos network ou se estes foram usados incorretamente. • Se a interface de saída está inativa. • Se a interface da rede anunciada está inativa.

O comando show ip protocols fornece informações sobre os parâmetros e sobre o estado atual do processo do protocolo de roteamento ativo. O RIP envia atualizações às interfaces nas redes especificadas.

Se a interface FastEthernet 0/1 fosse configurada mas a rede não fosse adicionada ao roteamento RIP, nenhuma atualização seria enviada ou recebida através da interface.

Use o comando EXEC debug ip rip para exibir informações sobre transações de roteamento RIP. O comando no debug ip rip, no debug all, ou undebug all desativa toda a depuração.

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A figura abaixo mostra que o roteador sendo depurado recebeu uma atualização de outro roteador no endereço origem 192.168.3.1. Esse roteador enviou informações sobre dois destinos na atualização da tabela de roteamento. O roteador sendo depurado também enviou atualizações. Ambos os roteadores enviaram um broadcast para o endereço 255.255.255.255 como destino. O número entre parênteses representa o endereço origem encapsulado no cabeçalho IP.

Na saída abaixo, aparece uma entrada que muito provavelmente foi causada por um pacote malformado vindo do transmissor:

RIP: bad version 128 from 160.89.80.43

A próxima página tratará do IGRP.

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3.3.3 Identificando e resolvendo problemas de configuração do IGRP

Esta página ensinará aos alunos como identificar e resolver problemas com o IGRP.

O IGRP é um protocolo de roteamento avançado de vetor de distância que foi desenvolvido pela Cisco nos anos 1980. O IGRP possui várias características que o diferenciam de outros protocolos de roteamento de vetor de distância tais como o RIP.

Recursos do IGRP da Cisco

Use o comando router igrpautonomous-system para ativar o processo de roteamento do IGRP:

R1(config)#router igrp 100

Use o comando de configuração de roteador networknetwork-number para permitir que as interfaces participem do processo de atualização do IGRP:

R1(config-router)#network 172.30.0.0 R1(config-router)#network 192.168.3.0

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Verifique a configuração do IGRP com os comandos show running-configuration e show ip protocols:

R1#show ip protocols

Verifique a operação do IGRP com o comando show ip route:

R1#show ip route

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Se o IGRP não parece estar funcionando corretamente, verifique o seguinte:

• Se existem questões de conectividade de Camada 1 ou Camada 2. • Se os números dos sistemas autônomos nos roteadores que utilizam IGRP não

correspondem. • Se estão faltando comandos network ou se estes foram incorretamente utilizados. • Se a interface de saída está inativa. • Se a interface da rede anunciada está inativa. • Para examinar informações de depuração do IGRP, use os seguintes comandos: • debug ip igrp transactions [host ip address] para examinar informações das

transações IGRP • debug ip igrp events [host ip address] para examinar informações de

atualização de roteamento

Para desligar a depuração, use o comando no debug ip igrp. Se uma rede se tornar inacessível, os roteadores que executam o IGRP enviam triggered updates aos vizinhos para informá-los sobre o fato. Um roteador vizinho então responderá com atualizações poison reverse e manterá a rede suspeita em estado holddown durante 280 segundos. A próxima página ensinará aos alunos como identificar e resolver problemas com o EIGRP.

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3.3.4 Identificando e resolvendo problemas de configuração do EIGRP

Esta página irá apresentar alguns comandos utilizados para identificar e resolver problemas do EIGRP.

Normalmente, a operação do EIGRP é estável, eficiente na utilização de largura de banda e simples de monitorar e identificar e resolver problemas.

Use o comando router eigrpautonomous-system para ativar o processo de roteamento EIGRP:

R1(config)#router eigrp 100

Para trocar atualizações de roteamento, cada roteador na rede EIGRP precisa ser configurado com o mesmo número de sistema autônomo. Use o comando de configuração de roteador networknetwork-number para permitir que as interfaces participem no processo de atualização do EIGRP:

R1(config-router)#network 172.30.0.0 R1(config-router)#network 192.168.3.0

Verifique a configuração do EIGRP com os comandos show running-configuration e show ip protocols: R1#show ip protocols

´

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As seguintes são algumas razões possíveis porque o EIGRP não funcione corretamente:

• Se existem questões de conectividade de Camada 1 ou Camada 2. • Se os números dos sistemas autônomos nos roteadores que utilizam o EIGRP não

correspondem. • O link poderá estar congestionado ou inativo. • Se a interface de saída está inativa. • Se a interface da rede anunciada está inativa. • A sumarização automática poderá estar ativada em roteadores com sub-redes não

contíguas. Utilize o comando no auto-summary para desativar a sumarização automática de redes.

Uma das causas mais comuns da perda de contato com um vizinho é uma falha no link atual. Outra causa possível é um temporizador de holddown expirado. Já que os pacotes de hello são enviados de 5 em 5 segundos na maioria das rede, o tempo de holddown na saída de um comando show ip eigrp neighbors normalmente deve ter um valor entre 10 e 15.

Para monitorar e identificar e resolver problemas com eficácia nas redes que utilizam o EIGRP, use os comandos descritos nas figuras abaixo.

Os Comandos para EIGRP do Cisco IOS show

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Os Comandos para EIGRP do Cisco IOS debug

A próxima página tratará do OSPF.

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3.3.5 Identificando e resolvendo problemas de configuração do OSP

Esta página ensinará aos alunos como identificar e resolver problemas com o OSPF.

O OSPF é um protocolo de roteamento link-state. Um link é uma interface em um roteador. O estado do link é uma descrição daquela interface e da sua relação com os seus roteadores vizinhos. Por exemplo, uma descrição da interface que incluiria o endereço IP, a máscara, o tipo de rede à qual está conectada, os roteadores conectados àquela rede e assim por diante. Estas informações formam um banco de dados link-state (do estado do link).

A maioria dos problemas encontrados com o OSPF se relaciona à formação de adjacências e à sincronização dos bancos de dados link-state. O comando show ip ospf neighbor é útil para identificar e resolver problemas com a formação de adjacências. Os comandos show que podem ser utilizados para detecção e solução de problemas envolvendo OSPF são mostrados na figura abaixo.

Comandos OSPF show

Use o comando EXEC privilegiado debug ip ospf events para exibir as seguintes informações sobre eventos relacionados ao OSPF:

• Adjacências. • Informações de flooding. • Seleção do designated router. • Cálculo do shortest path first (SPF).

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Se um roteador configurado para o roteamento OSPF não enxerga um vizinho OSPF em uma rede conectada, realize as seguintes tarefas:

• Certifique-se de que ambos os roteadores tenham sido configurados com a mesma máscara IP, o mesmo intervalo de hello do OSPF e o mesmo intervalo dead do OSPF.

• Certifique-se de que ambos os vizinhos façam parte da mesma área.

Para exibir informações sobre cada pacote do Open Shortest Path First (OSPF) recebido, use o comando EXEC privilegiado debug ip ospf packet. A forma no desse comando desativa a saída da depuração. O comando debug ip ospf packet produz um conjunto de informações para cada pacote recebido. A saída varia levemente, conforme a autenticação utilizada. Esta página conclui a lição. A próxima página fará um resumo dos pontos principais deste módulo.

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Resumo Capítulo 03

Esta página faz um resumo dos tópicos apresentados neste módulo.

Embora o IGRP e o EIGRP sejam compatíveis, existem algumas diferenças. O EIGRP oferece suporte de vários protocolos, mas o IGRP não. O EIGRP e o IGRP usam cálculo da métrica diferentes. O IGRP tem uma contagem máxima de saltos de 255. O EIGRP tem um limite de contagem de saltos de 224.

Os roteadores que utilizam o EIGRP mantêm informações sobre rotas e topologia prontamente disponíveis em RAM. Como o OSPF, o EIGRP guarda essas informações em três tabelas. A tabela de vizinhos enumera os roteadores adjacentes, a tabela de topologia, que consiste em todas as tabelas de roteamento do EIGRP no sistema autônomo, e a tabela de roteamento que contém as melhores rotas até um destino. O DUAL (o algoritmo de vetor de distância do EIGRP) utiliza as informações fornecidas na tabela de vizinhos e na tabela de topologia e calcula as rotas de menor custo para cada destino. A rota primária preferida é conhecida como successor route e a rota de reserva é conhecida como feasible successor (FS).

O EIGRP é um protocolo de roteamento de vetor de distância avançado e age como protocolo link-state ao atualizar os vizinhos e ao manter informações de roteamento. Suas vantagens incluem convergência rápida, utilização eficiente de largura de banda, suporte para VLSM e CIDR, suporte para várias camadas de rede e independência de protocolos roteados.

O algoritmo DUAL realiza a convergência rápida do EIGRP. Cada roteador constrói uma tabela de topologia que contém informações sobre como rotear até cada destino. Cada tabela de topologia identifica o protocolo de roteamento ou o EIGRP, o custo mais baixo da rota, conhecido como Feasible Distance (FD) e o custo da rota conforme anunciado pelo roteador vizinho, conhecido como Reported Distance (RD).

Os comandos de configuração do EIGRP variam conforme o protocolo sendo usado. Alguns exemplo desses protocolos são IP, IPX e AppleTalk. O comando network configura somente as redes conectadas. O EIGRP faz a sumarização automática das rotas no limite classful. Se houver sub-redes não contíguas, a sumarização automática precisa ser desativada para uma operação correta do roteamento. A verificação do funcionamento do EIGRP é realizada pela utilização de vários comandos show.

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A tabela mais importante do EIGRP é a tabela de vizinhos que lista roteadores adjacentes. Pacotes de hello são utilizados para estabelecer adjacências com roteadores vizinhos. Por default, os pacotes de hello são enviados de cinco em cinco segundos. As tabelas de vizinhos contêm campos para o endereço do vizinho, hold time, smooth round- trip timer (SRTT), queue count (Q Cnt) e um sequence number (Seq NO).

Se um link for desativado, o DUAL procura um caminho de rota alternativo, ou seja, uma feasible successor, dentro da tabela de topologia. Se não for encontrada uma feasible successor, a rota é marcada como Ativa, ou seja, não utilizável no momento. Pacotes de consulta (Query) são enviados aos roteadores vizinhos solicitando informações sobre a topologia. O DUAL utiliza essas informações para recalcular rotas successor route e feasible successor até o destino.

As oito etapas do processo de identificação e resolução de problemas devem ser seguidas ao determinar a causa de problemas com protocolos de roteamento. Variable- length subnet mask (VLSM) é o problema mais comum encontrado no Routing Information Protocol (RIP) que impede que as rotas RIP sejam anunciadas. O comando show ip protocols fornece informações sobre os parâmetros e sobre o estado atual do processo do protocolo de roteamento ativo. Para o IGRP, use o comando router igrpautonomous- system para ativar o processo de roteamento IGRP. Para o EIGRP, use o comando router eigrpautonomous-system para ativar o processo de roteamento EIGRP: O comando show ip ospf neighbor é útil para a identificação e resolução de problemas na formação de adjacências no OSPF, já que a maioria dos problemas se relacionam com a formação de adjacências e com a sincronização do banco de dados link-state.

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Capítulo 04: Conceitos de Comutação

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Visão geral Capítulo 04

Os projetos das redes locais têm evoluído. Até muito recentemente, os projetistas usavam hubs e bridges para construir redes. Agora, os switches e os roteadores são os principais componentes dos projetos de redes locais, e a capacidade e o desempenho desses dispositivos melhoram continuamente.

Este módulo descreve as raízes das redes locais Ethernet modernas, com ênfase na evolução da Ethernet/802.3, a arquitetura de rede local implantada com mais freqüência. Uma observação do contexto histórico do desenvolvimento das redes locais e dos vários dispositivos de rede que podem ser usados nas diferentes camadas do modelo OSI ajudarão os alunos a entenderem melhor as razões pelas quais os dispositivos de rede evoluíram da forma como evoluíram.

Até recentemente, usava-se repetidores na maioria das redes Ethernet. O desempenho da rede piorava quando uma quantidade excessiva de dispositivos compartilhavam o mesmo segmento. Então, os engenheiros de redes adicionaram bridges para criar vários domínios de colisão. Conforme as redes cresceram em tamanho e complexidade, a bridge evoluiu para o switch moderno, que permite microssegmentação da rede. Agora, as redes modernas são construídas com switches e roteadores, geralmente com ambas as funcionalidades em um único dispositivo.

Muitos switches modernos são capazes de realizar tarefas variadas e complexas na rede. Este módulo oferecerá uma introdução à segmentação de redes e descreverá os princípios básicos de operação dos switches.

Switches e bridges realizam a maior parte do trabalho pesado nas redes locais, tomando decisões quase instantâneas ao receber quadros. Este módulo descreve em detalhe como os switches aprendem os endereços físicos dos nós e como transmitem e filtram os quadros. Este módulo descreve também os princípios da segmentação de redes locais e dos domínios de colisão.

Os switches são dispositivos da Camada 2 usados para aumentar a largura de banda disponível e reduzir o congestionamento da rede. Um switch pode segmentar uma rede local em microssegmentos, que são segmentos com apenas um único host. A microssegmentação cria vários domínios sem colisão a partir de um grande domínio. Por ser um dispositivo da Camada 2, o switch de rede local aumenta a quantidade de domínios de colisão, mas todos os hosts conectados ao switch continuam fazendo parte do mesmo domínio de broadcast.

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Este módulo aborda alguns dos objetivos dos exames CCNA 640-801 e ICND 640-811.

Ao concluírem este módulo, os alunos deverão ser capazes de realizar as seguintes tarefas:

• Descrever o histórico e a função da Ethernet compartilhada, ou half-duplex; • Definir colisão em relação às redes Ethernet; • Definir microssegmentação; • Definir CSMA/CD; • Descrever alguns dos principais elementos que afetam o desempenho da rede; • Descrever a função dos repetidores; • Definir latência da rede; • Definir tempo de transmissão; • Definir a segmentação de redes com roteadores, switches e bridges; • Definir latência de um switch Ethernet; • Explicar as diferenças entre comutação de Camada 2 e de Camada 3; • Definir comutação simétrica e assimétrica; • Definir bufferização de memória; • Comparar e contrastar as comutações store-and-forward e cut-through; • Entender as diferenças entre hubs, bridges e switches; • Descrever as principais funções dos switches; • Listar os principais modos de transmissão de quadros de um switch; • Descrever o processo através do qual os switches aprendem os endereços; • Identificar e definir os modos de encaminhamento; • Definir segmentação de uma rede local; • Definir microssegmentação com a utilização de switches; • Descrever o processo de filtragem de quadros; • Comparar e contrastar domínios de colisão e de broadcast; • Identificar os cabos necessários para conectar os switches às estações de

trabalho; • Identificar os cabos necessários para conectar os switches a outros switches.

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4.1 Introdução as redes locais Ethernet/802.3

4.1.1 Desenvolvimento da rede local Ethernet/802.3

Esta página fará uma revisão sobre os dispositivos encontrados em uma rede.

As primeiras tecnologias de rede local usavam infra-estruturas thick Ethernet ou thin Ethernet. É importante entender as limitações dessas infra-estruturas, conforme mostrado na figura abaixo, a fim de compreender os avanços na comutação das redes locais.

Desenvolvimento de Redes Locais Ethernet/802.3

O acréscimo de hubs ou concentradores na rede ofereceu uma melhora para as tecnologias thick Ethernet e thin Ethernet. Um hub é um dispositivo da Camada 1 e às vezes é conhecido como concentrador Ethernet ou repetidor multiporta. Os hubs permitem melhor acesso à rede para mais usuários. Eles regeneram sinais de dados, permitindo que as redes sejam estendidas para distâncias maiores. Os hubs fazem isso gerando os sinais de dados novamente. Eles não tomam nenhuma decisão quando os sinais são recebidos. Simplesmente regeneram e amplificam os sinais de dados para todos os dispositivos conectados, exceto para o dispositivo que enviou o sinal originalmente.

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Ethernet é fundamentalmente uma tecnologia compartilhada em que todos os usuários de um determinado segmento da rede local competem pela mesma largura de banda disponível. Essa situação é análoga a uma determinada quantidade de carros que tentem entrar em uma estrada de faixa única ao mesmo tempo. Como a estrada tem somente uma faixa, apenas um carro pode entrar nela de cada vez. Conforme eram adicionados hubs à rede, mais usuários competiam pela mesma largura de banda.

Acesso a Ethernet com Hubs

As colisões são um subproduto das redes Ethernet. Se dois ou mais dispositivos tentarem transmitir ao mesmo tempo, ocorre uma colisão. Esta situação é análoga a dois carros que tentam mudar para uma mesma faixa e que causam uma colisão. O tráfego fica parado até que a colisão tenha sido resolvida. Um excesso de colisões em uma rede resulta em tempos de resposta lentos. Isso indica que a rede está muito congestionada ou tem muitos usuários que precisam acessá-la ao mesmo tempo.

Os dispositivos da Camada 2 são mais inteligentes que os da Camada 1. Eles tomam decisões de encaminhamento com base nos endereços MAC (Media Access Control) contidos nos cabeçalhos dos quadros de dados transmitidos.

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Uma bridge é um dispositivo da Camada 2 usada para dividir, ou segmentar, uma rede. As bridges coletam e transmitem seletivamente os quadros de dados entre dois segmentos da rede. Para isso, elas aprendem o endereço MAC dos dispositivos de cada segmento conectado. Com essa informação, a bridge constrói uma tabela de bridging e encaminha ou bloqueia o tráfego com base nessa tabela. Isso resulta em domínios de colisão menores e maior eficiência da rede. As bridges não restringem o tráfego de broadcast. Entretanto, elas oferecem maior controle de tráfego dentro de uma rede.

Bridges

Um switch também é um dispositivo da Camada 2 e às vezes é chamado de bridge multiportas. Os switches tomam decisões de encaminhamento com base nos endereços MAC contidos nos quadros de dados transmitidos. Os switches aprendem os endereços MAC dos dispositivos conectados a cada porta e inserem essas informações em uma tabela de comutação.

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Os switches criam um circuito virtual entre dois dispositivos conectados que querem se comunicar. Quando o circuito virtual é criado, um caminho de comunicação dedicado é estabelecido entre os dois dispositivos. A implementação de um switch na rede oferece microssegmentação. Isso cria entre a origem e o destino um ambiente livre de colisões, permitindo a máxima utilização da largura de banda disponível. Os switches são capazes de facilitar múltiplas conexões simultâneas de circuito virtual. Isso é semelhante a uma rodovia dividida em várias faixas, em que cada carro tem sua própria faixa exclusiva.

Switches de Camada 2

A desvantagem dos dispositivos da Camada 2 é que eles encaminham quadros de broadcast para todos os dispositivos conectados da rede. Um excesso de broadcasts em uma rede resulta em tempos de resposta lentos.

Um roteador é um dispositivo da Camada 3. Os roteadores tomam decisões com base em grupos de endereços de rede, ou classes, em vez de endereços MAC individuais. Os roteadores usam tabelas de roteamento para gravar os endereços de Camada 3 das redes diretamente conectadas às interfaces locais e os caminhos de rede aprendidos dos roteadores vizinhos.

• Estas são as funções de um roteador: Examinar pacotes de entrada com dados da Camada 3;

• Escolher o melhor caminho para os dados através da rede; • Rotear os dados para a porta de saída adequada.

Os roteadores não encaminham broadcasts, a menos que sejam programados para fazer isso. Assim, reduzem o tamanho tanto dos domínios de colisão como dos domínios de broadcast de uma rede. Os roteadores são os dispositivos de controle de tráfego mais importantes nas grandes redes. Eles permitem a comunicação entre dois computadores, independentemente da localização ou do sistema operacional.

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Geralmente, as redes locais empregam uma combinação de dispositivos de Camada 1, Camada 2 e Camada 3. A implementação desses dispositivos depende de fatores específicos relacionados às necessidades particulares de uma organização.

Redes Locais Atuais

Função dos dispositivos nas camadas

A Atividade com Mídia Interativa exigirá que os alunos façam a correspondência entre os dispositivos de rede e as camadas do modelo OSI.

A próxima página discutirá o congestionamento da rede.

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4.1.2 Fatores que afetam o desempenho da rede

Esta página descreverá alguns fatores que fazem com que as redes locais fiquem congestionadas e sobrecarregadas.

As redes locais atuais estão ficando cada vez mais congestionadas e sobrecarregadas. Além de uma grande quantidade de usuários de rede, existem vários outros fatores que contribuem para testar os limites das redes locais tradicionais:

• O ambiente multitarefa presente nos atuais sistemas operacionais de desktop, tais como Windows, Unix/Linux e MAC OS X, permite transações de rede simultâneas. Esse aumento de capacidade gerou um aumento de demanda por recursos de rede.

• O uso de aplicativos que fazem uso intensivo da rede, como a World Wide Web, aumentou. Os aplicativos cliente/servidor permitem que os administradores centralizem as informações e facilitam a manutenção e a proteção das informações.

• Os aplicativos cliente/servidor não exigem que as estações de trabalho mantenham as informações nem forneçam espaço em disco para armazená-las. Devido ao custo/benefício dos aplicativos cliente/servidor, esses aplicativos provavelmente serão ainda mais usados no futuro.

Causas Típicas de Congestionamento de Redes

A próxima página discutirá as redes Ethernet.

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4.1.3 Elementos das redes Ethernet/802.3

Esta página descreverá alguns fatores que podem ter impacto negativo no desempenho de uma rede Ethernet.

A Ethernet é uma tecnologia de transmissão de broadcast. Por isso, dispositivos de rede tais como computadores, impressoras e servidores de arquivos comunicam-se entre si através de um meio compartilhado. O desempenho de uma rede local Ethernet/802.3 de meio compartilhado pode ser afetado negativamente por vários fatores:

• A entrega dos quadros de dados das redes locais Ethernet/802.3 tem uma natureza de broadcast.

• O método CSMA/CD (carrier sense multiple access/collision detect) permite que apenas uma estação transmita de cada vez.

• Os aplicativos multimídia que exigem maior largura de banda, como, por exemplo, vídeo e Internet, associados à natureza de broadcast da Ethernet, podem criar congestionamento na rede.

• Ocorre uma latência normal conforme os quadros percorrem o meio físico da rede e os dispositivos da rede.

A Interface Ethernet/802.3

A Ethernet usa CSMA/CD e pode suportar taxas de transmissão rápidas. A Fast Ethernet, ou 100BASE-T, oferece velocidades de transmissão de até 100 Mbps. A Gigabit Ethernet oferece velocidades de transmissão de até 1000 Mbps e a 10-Gigabit Ethernet oferece velocidades de transmissão de até 10.000 Mbps. O objetivo da Ethernet é fornecer a melhor prestação de serviços possível e permitir que todos os dispositivos no meio compartilhado transmitam igualmente. Uma certa quantidade de colisões é esperada no projeto da Ethernet e CSMA/CD. As colisões ocorrem naturalmente em redes Ethernet e podem se tornar um grande problema.

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Colisões Ethernet/802.3

Colisões: Sinais Indicativos

A próxima página descreverá as redes half-duplex.

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4.1.4 Redes half-duplex

Esta página explicará como ocorrem as colisões em uma rede half-duplex.

Em sua origem, a Ethernet era uma tecnologia half-duplex. O half-duplex permite que os hosts apenas transmitam ou recebam em um determinado momento, mas não as duas coisas. Cada host examina a rede para ver se está ocorrendo transmissão de dados antes de transmitir mais dados. Se a rede já estiver em uso, a transmissão sofre um atraso. Apesar do adiamento da transmissão, dois ou mais hosts podem transmitir ao mesmo tempo. Isto resulta em uma colisão. Quando ocorre uma colisão, o host que a detecta primeiro emite um sinal de congestionamento para os outros hosts. Quando um sinal de congestionamento é recebido, cada host pára a transmissão de dados e, em seguida, espera um tempo aleatório até retransmiti-los. O algoritmo de recuo gera esse atraso aleatório. Quanto mais hosts forem adicionados à rede e começarem a transmitir, maior a probabilidade de ocorrerem colisões.

As redes locais Ethernet ficam saturadas porque os usuários executam softwares que exigem muito da rede, como aplicativos cliente/servidor, que fazem com que os hosts transmitam com mais freqüência e por períodos de tempo mais longos. A placa de rede (NIC), usada pelos dispositivos de uma rede local, fornece vários circuitos para que a comunicação entre os dispositivos possa ocorrer.

Projeto de Ethernet half duplex

A próxima página discutirá alguns fatores que causam o congestionamento da rede.

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4.1.5 Congestionamento da rede

Esta página discutirá alguns fatores que criam uma necessidade de maior largura de banda em uma rede.

Os avanços tecnológicos produzem estações de trabalho e computadores desktop mais rápidos e inteligentes. A combinação de estações de trabalho mais poderosas e aplicativos que utilizam a rede intensamente criou uma necessidade de maior capacidade da rede, ou de largura de banda.

Congestionamento na Rede

Todos esses fatores aumentam a demanda por velocidade nas redes com largura de banda disponível de 10 Mbps e é por isso que muitas redes oferecem hoje uma largura de banda de 100 Mbps em suas redes locais.

Congestionamento e Largura de Banda

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Os tipos de mídia a seguir sofreram um aumento de transmissão pelas redes:

• Grandes arquivos gráficos; • Imagens; • Filmes; • Aplicativos multimídia.

Também houve um aumento na quantidade de usuários em uma rede. À medida que mais pessoas utilizam as redes para compartilhar arquivos maiores, acessar servidores de arquivos e conectar-se à Internet, ocorre o congestionamento da rede. Com isso, os tempos de resposta ficam mais lentos, as transferências de arquivos ficam mais longas e os usuários da rede tornam-se menos produtivos. Para aliviar o congestionamento na rede, é necessária mais largura de banda, ou a largura de banda disponível deve ser usada com mais eficiência.

Causas Típicas de Congestionamento de Redes

A próxima página discutirá a latência da rede.

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4.1.6 Latência da rede

Esta página ajudará os alunos a entenderem os fatores que aumentam a latência da rede.

Latência, ou atraso é o tempo que um quadro ou um pacote leva para trafegar da estação de origem até o destino final. É importante quantificar a latência total do caminho entre a origem e o destino nas LANs e WANs. No caso específico da rede local Ethernet, é importante entender a latência e seu efeito na sincronização da rede, já que ela é usada para determinar se o CSMA/CD funcionará adequadamente.

A latência tem pelo menos três origens:

• Primeiramente, há o tempo que a placa de rede de origem leva para colocar os pulsos elétricos no fio e o tempo que a placa de rede de destino leva para interpretar esses pulsos. Às vezes, isso é chamado de atraso da placa de rede, geralmente em torno de 1 microssegundo para uma placa de rede Ethernet 10BASE-T.

• Em segundo lugar, há o atraso real de propagação, correspondente ao tempo que o sinal leva para trafegar através do cabo. Geralmente, é de aproximadamente 0,556 microssegundos a cada 100 m para cabos UTP Cat 5. Cabos mais longos e menor velocidade nominal de propagação (NVP) resultam em um maior atraso de propagação.

• Em terceiro lugar, a latência cresce dependendo dos dispositivos de rede que estão no caminho entre dois computadores. Esses dispositivos são de Camada 1, de Camada 2 ou de Camada 3.

A latência não depende somente da distância e do número de dispositivos. Por exemplo, se duas estações de trabalho estiverem separadas por três switches corretamente configurados, elas podem sofrer menos latência do que se estivessem separadas por dois roteadores corretamente configurados. Isso se deve ao fato de os roteadores realizarem funções mais complexas e demoradas. Um roteador precisa analisar dados da Camada 3.

Latência da Rede

A próxima página discutirá o tempo de transmissão.

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4.1.7 Tempo de transmissão da Ethernet 10BASE-T

Esta página explicará como se determina o tempo de transmissão da Ethernet 10BASE-T.

Todas as redes têm o que chamamos bit time ou slot time. Muitas tecnologias rede local, como a Ethernet, definem bit time como a unidade básica de tempo na qual apenas um bit pode ser enviado. Para que os dispositivos ópticos ou eletrônicos reconheçam o um ou o zero binários, deve haver um tempo mínimo durante o qual o bit está ligado ou desligado.

O tempo de transmissão é igual ao número de bits a serem enviados multiplicado pelo bit time de uma determinada tecnologia. Outra maneira de pensar o tempo de transmissão é o intervalo entre o início e o final da transmissão de um quadro, ou entre o início da transmissão de um quadro e uma colisão. Quadros pequenos precisam de uma quantidade de tempo menor. Quadros grandes precisam de uma quantidade de tempo maior.

Tempo de Transmissão da Ethernet 10BASE-T

Cada bit da Ethernet de 10 Mbps tem uma janela de transmissão de 100 ns. Esse é o bit time. Um byte equivale a 8 bits. Portanto, 1 byte leva no mínimo 800 ns para ser transmitido. Um quadro de 64 bytes, que é o menor quadro Ethernet 10BASET que permite que o CSMA/CD funcione corretamente, tem um tempo de transmissão de 51.200 ns ou 51,2 microssegundos. A transmissão de um quadro inteiro de 1000 bytes pela estação de origem exige 800 microssegundos. O tempo em que o quadro efetivamente chega à estação de destino depende da latência adicional introduzida pela rede. Essa latência pode ser devida a diversos atrasos, incluindo todos os seguintes:

• Atrasos da placa de rede; • Atrasos de propagação; • Atrasos dos dispositivos das Camadas 1, 2 ou 3.

A Atividade com Mídia Interativa ajudará os alunos a determinarem os tempos de transmissão da Ethernet 10BASE-T para diferentes tamanhos de quadros. A próxima página descreverá as vantagens dos repetidores.

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4.1.8 As vantagens de utilização de repetidores

Esta página explicará como um repetidor pode ser usado para ampliar a distância de uma rede local.

A distância que pode ser coberta por uma rede local é limitada pela atenuação. Atenuação significa que o sinal se enfraquece conforme trafega ao longo da rede. A resistência do cabo ou do meio através do qual o sinal trafega causa a perda de força do sinal. Um repetidor Ethernet é um dispositivo da camada física da rede que amplifica ou regenera o sinal em uma rede local Ethernet. Quando se usa um repetidor para aumentar a distância de uma rede local, uma única rede pode abranger uma distância maior e mais usuários podem compartilhar essa mesma rede. Entretanto, o uso de repetidores e hubs aumenta os problemas associados a broadcasts e colisões. Tem um efeito negativo também sobre o desempenho geral da rede local de meio compartilhado.

Hub

Estendendo LANs de Meios Compartilhados Usando Repetidores

A Atividade com Mídia Interativa ensinará os alunos sobre o Microhub 1503 da Cisco.

A próxima página discutirá a tecnologia full-duplex.

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4.1.9 Transmissão full-duplex

Esta página explicará como a Ethernet full-duplex permite a transmissão de um pacote e o recebimento de outro pacote ao mesmo tempo. A recepção e a transmissão simultâneas exigem o uso de dois pares de fios no cabo e de uma conexão comutada entre os nós. Essa conexão é considerada ponto-a-ponto e é livre de colisão. Como os dois nós podem transmitir e receber ao mesmo tempo, não há negociações pela largura de banda. A Ethernet full-duplex pode usar uma infra-estrutura de cabos já existente, desde que o meio atenda os padrões Ethernet mínimos.

Para transmitir e receber simultaneamente, é exigida uma porta do switch dedicada para cada nó. As conexões full-duplex podem usar meios 10BASE-T, 100BASE-TX ou 100BASE-FX para criar conexões ponto-a-ponto. As placas de rede de todos os dispositivos conectados precisam ter capacidade full-duplex.

O switch Ethernet full-duplex aproveita os dois pares de fios do cabo e cria uma conexão direta entre o transmissor (TX) em uma extremidade do circuito e o receptor (RX) na outra extremidade. Com as duas estações conectadas dessa forma, cria-se um ambiente livre de colisão, pois a transmissão e a recepção dos dados ocorrem em circuitos independentes e não-concorrentes.

Geralmente, a Ethernet só pode usar de 50% a 60% dos 10 Mbps de largura de banda disponíveis devido às colisões e à latência. A Ethernet full-duplex oferece 100% da largura de banda nas duas direções. Isso produz um throughput potencial de 20 Mbps, resultante dos 10 Mbps de TX e dos 10 Mbps de RX.

Tecnologia de Comutação: Full Duplex

A Atividade com Mídia Interativa ajudará os alunos a aprenderem as diferentes características dos dois padrões da Ethernet full-duplex.

Esta página conclui esta lição. A próxima lição introduzirá a comutação de rede local. A primeira página descreve a segmentação da rede local.

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4.2 Introdução a comutação de redes locais

4.2.1 Segmentação de redes locais

Esta página explicará a segmentação das redes locais. A figura abaixo mostra um exemplo de uma rede Ethernet segmentada. A rede inteira tem 15 computadores. Dos quinze, 6 são servidores e 9 são estações de trabalho. Cada segmento usa o método de acesso CSMA/CD e mantém o tráfego entre os usuários no segmento. Cada segmento é o seu próprio domínio de colisão.

Por que segmentar LANs?

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Domínios de Colisão

A segmentação permite uma redução significativa do congestionamento da rede dentro de cada segmento. Quando há transmissão de dados em um segmento, os dispositivos dentro desse segmento compartilham a largura de banda total. Os dados que passam entre os segmentos são transmitidos através do backbone da rede por meio de uma bridge, de um roteador ou de um switch.

A próxima página discutirá as bridges.

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4.2.2 Segmentação de redes locais com bridges

Esta página descreverá as principais funções de uma bridge em uma rede local.

As bridges são dispositivos da Camada 2 que encaminham os quadros de dados com base no endereço MAC. As bridges lêem o endereço MAC de origem dos pacotes de dados para descobrir os dispositivos que estão em cada segmento. Em seguida, os endereços MAC são usados para construir uma tabela de bridging. Isso permite que as bridges bloqueiem os pacotes que não precisam ser encaminhados para fora do segmento local.

Tabela de Bridges

Cisco CCNA 3.1 167

Embora as bridges sejam transparentes para outros dispositivos de rede, a latência da rede aumenta de 10% a 30% quando se usa uma bridge. O aumento de latência se deve às decisões tomadas pelas bridges antes de encaminhar os pacotes. Uma bridge é considerada um dispositivo store-and-forward. As bridges examinam o campo de endereço de destino e calculam o CRC (cyclic redundancy check), presente no campo Frame Check Sequence (FCS) antes de encaminhar o quadro. Se a porta de destino estiver ocupada, as bridges armazenam temporariamente o quadro até que a porta fique disponível.

Segmentação com Bridges

A próxima página discutirá os roteadores.

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4.2.3 Segmentação de redes locais com roteadores

Esta página explicará como os roteadores são usados para segmentar uma rede local.

Os roteadores fornecem segmentação da rede, o que acrescenta um fator de latência de 20% a 30% em relação a uma rede com switches. Esse aumento de latência se deve ao fato de o roteador operar na camada de rede e usar o endereço IP para determinar o melhor caminho até o nó de destino. A figura abaixo mostra um roteador da Cisco.

Roteador CISCO da Série 2600

Bridges e switches fornecem segmentação dentro de uma única rede ou sub-rede. Os roteadores fornecem conectividade entre redes e sub-redes.

Além disso, os roteadores não encaminham broadcasts, enquanto os switches e as bridges precisam encaminhar quadros de broadcast.

Segmentação Utilizando Roteadores

As Atividades Interativas com Mídia ajudarão os alunos a se familiarizarem com os roteadores 2621 e 3640 da Cisco.

A próxima página discutirá os switches.

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4.2.4 Segmentação de redes locais com switches

Esta página explicará como os switches são usados para segmentar uma rede local.

Os switches reduzem a escassez de largura de banda e os gargalos de rede, como os que ocorrem entre várias estações de trabalho e um servidor de arquivos remoto. A figura abaixo mostra um switch da Cisco.

Switch da Cisco

Os switches segmentam as redes locais em microssegmentos, o que diminui o tamanho dos domínios de colisão. Entretanto, todos os hosts conectados a um switch continuam no mesmo domínio de broadcast.

Segmentação com switches LAN

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Em uma rede local Ethernet totalmente comutada, os nós de origem e de destino funcionam como se fossem os únicos nós da rede. Quando esses dois nós estabelecem um link, ou circuito virtual, eles têm acesso à maior largura de banda disponível. Esses links fornecem significativamente mais throughput do que as redes locais Ethernet conectadas por bridges ou hubs.

Switches de Camada 2

Esse circuito de rede virtual é estabelecido no interior do switch e existe apenas quando os nós precisam se comunicar.

A próxima página explicará a função de um switch em uma rede local.

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4.2.5 Operações básicas de switch

Esta página discutirá as funções básicas de um switch em uma rede local.

A comutação (switching) é uma tecnologia que diminui o congestionamento em redes locais Ethernet, Token Ring e FDDI (Fiber Distributed Data Interface). Os switches usam microssegmentação para reduzir os domínios de colisão e o tráfego da rede. Essa redução resulta em um uso mais eficiente da largura de banda e em um aumento do throughput. Os switches de rede local geralmente substituem os hubs compartilhados e são concebidos para trabalhar com as infra-estruturas de cabeamento já existentes.

Fundamentos de Switches de Rede Local

A seguir estão duas operações básicas realizadas pelos switches:

Comutar quadros de dados – Os switches recebem quadros em uma interface, selecionam a porta correta para encaminhar os quadros e, em seguida, encaminham os quadros com base na escolha do caminho.

Manter as operações do switch – Os switches criam e mantêm tabelas de encaminhamento. Eles também constroem e mantêm uma topologia sem loops ao longo da rede local.

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As figuras abaixo mostram as operações básicas de um switch.

Operação do switch LAN

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A próxima página discutirá a latência.

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4.2.6 Latência do switch Ethernet

Esta página explicará como os switches Ethernet contribuem para a latência.

A latência de um switch é o tempo desde o momento em que um quadro entra no switch até o momento em que o quadro sai do switch. A latência está diretamente relacionada ao processo de comutação configurado e ao volume de tráfego.

Latência de switch LAN

Ela é medida em frações de segundo. Os dispositivos de rede operam em velocidades extremamente altas, portanto qualquer nanossegundo adicional de latência afeta negativamente o desempenho da rede.

A próxima página descreverá a comutação da Camada 2 e da Camada 3.

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4.2.7 Comutação da camada 2 e da camada 3

Esta página mostrará aos alunos como a comutação ocorre na camada de enlace de dados e na camada de rede.

Roteadores e switches da Camada 3 usam endereços IP para rotear um pacote. Switches de rede local ou switches da Camada 2 encaminham quadros com base nas informações de endereço MAC. Atualmente, os termos comutação da Camada 3 e roteamento são usados como sinônimos.

Existem dois métodos para a comutação de quadros de dados: comutação da Camada 2 e comutação da Camada 3. Roteadores e switches da Camada 3 usam a comutação da Camada 3 para comutar pacotes. Switches da Camada 2 e bridges usam a comutação da Camada 2 para encaminhar quadros.

A diferença entre a comutação da Camada 2 e a comutação da Camada 3 é o tipo de informação contida no quadro, que é usada para determinar a interface de saída correta. A comutação da Camada 2 se baseia nas informações de endereço MAC. A comutação da Camada 3 se baseia nos endereços da camada de rede, ou endereços IP. Os recursos e a funcionalidade dos switches da Camada 3 e dos roteadores têm diversas semelhanças. A única grande diferença entre a operação de comutação de pacotes de um roteador e de um switch da Camada 3 é a implementação física. Em roteadores genéricos, a comutação de pacotes acontece no software, usando mecanismos baseados em microprocessadores, enquanto em um switch da Camada 3 o encaminhamento de pacotes é realizado usando hardware ASIC (application specific integrated circuit). A comutação da Camada 2 toma um endereço MAC de destino no cabeçalho do quadro e encaminha o quadro para a interface ou porta apropriada com base no endereço MAC da tabela de comutação.

Comutação da Camada 2

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A tabela de comutação está contida na CAM (Content Addressable Memory). Se o switch da Camada 2 não souber para onde enviar o quadro, ele faz o broadcast do quadro por todas as suas portas para a rede. Ao receber uma resposta, o switch grava o novo endereço na CAM.

A comutação da Camada 3 é uma função da camada de rede. As informações do cabeçalho da Camada 3 são examinadas e o pacote é encaminhado com base no endereço IP.

Comutação da Camada 3

O fluxo de tráfego em uma rede comutada ou linear é inerentemente diferente do fluxo de tráfego em uma rede roteada ou hierárquica. As redes hierárquicas oferecem fluxo de tráfego mais flexível do que as redes lineares.

A próxima página discutirá a comutação simétrica e assimétrica.

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4.2.8 Comutação simétrica e assimétrica

Esta página explicará a diferença entre a comutação simétrica e a comutação assimétrica.

A comutação das redes locais pode ser classificada em simétrica ou assimétrica dependendo da maneira como a largura de banda é alocada para as portas do switch. Um switch simétrico fornece conexões comutadas entre portas com a mesma largura de banda.

Comutação Simétrica

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Um switch de rede local assimétrico fornece conexões comutadas entre portas com larguras de banda diferentes, por exemplo, uma combinação de portas de 10 Mbps e de 100 Mbps.

Comutação Assimétrica

A comutação assimétrica permite dedicar mais largura de banda à porta do switch conectada a um servidor a fim de evitar um gargalo. Isso permite fluxos de tráfego mais suaves, em que vários clientes se comunicam com um servidor ao mesmo tempo. Um switch assimétrico requer bufferização de memória. O uso de buffers mantém os quadros contíguos entre portas com diferentes taxas de dados.

A próxima página discutirá os buffers de memória.

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4.2.9 Buffers de memória

Esta página explicará o que é um buffer de memória e como ele é usado.

Um switch Ethernet pode usar a técnica de bufferização para armazenar e encaminhar quadros. A bufferização também pode ser usada quando a porta de destino estiver ocupada. A área de memória onde o switch armazena os dados é chamada de buffer de memória. Esse buffer de memória pode usar dois métodos para encaminhar quadros: a bufferização de memória por porta e a bufferização em memória compartilhada.

Buffer de Memória

Na bufferização por porta, os quadros são armazenados em filas vinculadas a portas de entrada específicas. Um quadro só é transmitido para a porta de saída quando todos os quadros à frente dele na fila tiverem sido transmitidos com êxito. É possível que um único quadro atrase a transmissão de todos os quadros na memória devido a uma porta de destino que esteja ocupada. Esse atraso ocorre mesmo se os outros quadros puderem ser transmitidos para portas de destino que estejam abertas.

A bufferização em memória compartilhada deposita todos os quadros em um buffer de memória comum, que é compartilhado por todas as portas do switch. A quantidade de memória exigida por uma porta para o buffer é alocada dinamicamente. Os quadros no buffer são vinculados dinamicamente à porta de destino. Isso permite que o pacote seja recebido em uma porta e, em seguida, transmitido em outra, sem ser movido para outra fila.

O switch mantém um mapa de vínculos entre quadros e portas, mostrando para onde um pacote precisa ser transmitido. O vínculo é apagado do mapa depois que o quadro é transmitido com êxito. O buffer de memória é compartilhado. A quantidade de quadros armazenados no buffer é restringida pelo tamanho de todo o buffer de memória e não limitada a um único buffer de porta. Isso permite que quadros maiores sejam transmitidos e menos quadros sejam descartados. Isso é importante para a comutação assimétrica, em que há troca de quadros entre portas com taxas diferentes.

A próxima página descreverá dois métodos de comutação.

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4.2.10 Dois métodos de comutação

Esta página apresentará as comutações store-and-forward e cut-through.

Os dois modos de comutação a seguir estão disponíveis para encaminhar quadros:

Dois métodos de Comutação

Store and Forward

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A seguir estão duas formas de comutação cut-through:

Cut-through

Fast-forward (encaminhamento rápido) – A comutação fast-forward oferece o

menor nível de latência. Ela encaminha imediatamente um pacote após ler o endereço de destino. Como a comutação fast-forward começa o encaminhamento antes de receber todo o pacote, pode acontecer que alguns pacotes sejam retransmitidos com erros. Contudo, isso raramente ocorre e o adaptador de rede do destino descarta o pacote defeituoso após recebê-lo. No modo fast-forward, a latência é medida a partir do primeiro bit recebido até o primeiro bit transmitido.

Fragment-free (sem fragmentos) – A comutação fragment-free filtra e elimina os fragmentos de colisão antes de iniciar o encaminhamento. Os fragmentos de colisão constituem a maior parte dos erros de pacotes. Em uma rede funcionando corretamente, os fragmentos de colisão devem ser menores que 64 bytes. O que for maior que 64 bytes é um pacote válido e normalmente é recebido sem erro. A comutação fragment-free aguarda até que seja determinado que o pacote não é um fragmento de colisão antes de encaminhá-lo. No modo fragment-free, a latência também é medida a partir do primeiro bit recebido até o primeiro bit transmitido.

A latência de cada modo de comutação depende de como o switch encaminha os quadros. Para realizar um encaminhamento de quadros mais rápido, o switch reduz o tempo de verificação de erros. Entretanto, reduzir o tempo de verificação de erros pode levar a uma quantidade maior de retransmissões. Esta página conclui esta lição. A próxima lição descreverá os switches Ethernet. A primeira página explicará as principais funções dos switches.