CAPITULO 2. CONFIGURANDO EL PROTOCOLO EIGRP

En los ambientes de enrutamiento actuales y futuros, EIGRP ofrece beneficios y características sobre los protocolos de enrutamiento históricos de vector distancia, tales como RIPv1 (Routing Information Protocol Versión 1) y el Protocolo de enrutamiento de gateway interior (IGRP, Interior Gateway Routing Protocol). Estos beneficios incluyen rápida convergencia, utilización de ancho de banda más bajo y soporte múltiples de protocolo enrutados.

Nota: A partir de Cisco IOS Software Release 12.3, IGRP ya no es compatible. Se menciona aquí para proporcionar un contexto histórico de EIGRP.

Este capítulo presenta la terminología y operación de EIGRP, y explica cómo planificar, configurar y verificar EIGRP. El capítulo explora las consideraciones para implementar EIGRP en redes WAN empresariales; y cómo configurar y comprobar la autenticación EIGRP. El capítulo concluye con un análisis de la optimización de las implementaciones de EIGRP.

ENTENDIENDO LA TERMINOLOGIA EIGRP Y OPERACIÓN

Esta sección presenta EIGRP, describe sus capacidades y explica su terminología. Se examina el funcionamiento de EIGRP, incluyendo cómo se crean las tablas de EIGRP. Esta sección también describe el Algoritmo de actualización por difusión (DUAL, Diffusing Update Algorithm) y proporciona un ejemplo detallado. También se describe el cálculo de la métrica de EIGRP.

CAPACIDADES EIGRP Y ATRIBUTOS

EIGRP es un protocolo propietario de Cisco que combina las ventajas de los protocolos de enrutamiento de estado de enlace y vector de distancia. EIGRP tiene sus raíces como un protocolo de enrutamiento por vector de distancia y es previsible en su comportamiento. Al igual que su predecesor, IGRP, EIGRP es fácil de configurar y se puede adaptar a una amplia variedad de topologías de red. Lo que convierte a EIGRP como un protocolo de vector de distancia avanzado es la adición de varias características de estado de enlace, tales como el descubrimiento dinámico de vecinos. EIGRP es un IGRP mejorado debido a su rápida convergencia y a la garantía de una topología libre de bucles en todo momento. Las características de este protocolo son las siguientes:

• Convergencia rápida: EIGRP utiliza DUAL para lograr una rápida convergencia. Un router que ejecuta EIGRP almacena tablas de enrutamiento de sus vecinos para que pueda adaptarse rápidamente a los cambios en la red. Si no existe una ruta apropiada en la tabla de enrutamiento local y no existe una ruta de respaldo apropiado en la tabla de topología, EIGRP consulta sus vecinos para descubrir una ruta alternativa. Estas consultas se propagan hasta que se encuentre una ruta alternativa o hasta que se determine que no existe una ruta alternativa.

• Actualizaciones parciales: EIGRP envía actualizaciones desencadenadas parciales en lugar de actualizaciones periódicas. Estas actualizaciones se envían sólo cuando la ruta de acceso o la métrica de una ruta cambia. Contienen información sobre sólo ese enlace cambiado en lugar de toda la tabla de enrutamiento. La propagación de estas actualizaciones parciales es delimitada automáticamente de manera que se actualizan sólo los routers que necesitan la información. Como resultado, EIGRP consume significativamente menos ancho de banda que IGRP. Este comportamiento es también

diferente de la operación del protocolo de estado de enlace, el cual envía una actualización de cambio a todos los routers dentro de un área.

• Soporte múltiple de Capa de red: EIGRP admite IP versión 4 (IPv4), IP versión 6 (IPv6), AppleTalk y Novell NetWare Internetwork Packet Exchange (IPX) usando módulos dependientes de protocolos que son responsables de los requisitos de protocolo específico a la capa de red. La rápida convergencia de EIGRP y la métrica sofisticada ofrecen un rendimiento superior y estabilidad cuando se implementa en IP , IPv6 , IPX y redes AppleTalk.

NOTA: En este capítulo IP se refiere a IPv4.

• Uso de multicast y unicast: Para la comunicación entre los routers, EIGRP utiliza multicast y unicast en lugar de broadcast. Como resultado, las estaciones finales no se ven afectados por actualizaciones o consultas de enrutamiento. La dirección de multidifusión utilizada por EIGRP es 224.0.0.10.

Nota: EIGRP anteriormente fue llamado protocolo híbrido, en la actualidad el término vector de distancia avanzada se utiliza para describir EIGRP.

Otras características EIGRP incluyen los siguientes :

• Soporte de Subred de longitud variable (VLSM): EIGRP es un protocolo de enrutamiento sin clase, lo que significa que anuncia una máscara de subred para cada red de destino. Esto le permite a EIGRP apoyar subredes discontinuas y VLSM.

• Conectividad perfecta a través de todos los protocolos y topologías de la capa de enlace de datos: EIGRP no requiere ninguna configuración especial para trabajar a través de cualquiera de los protocolos de capa 2. Otros protocolos de enrutamiento, tal como OSPF (Open Shortest Path First), requieren diferentes configuraciones para diferentes protocolos de capa 2, como Ethernet y Frame Relay (tal como se verá en el Capítulo 3, "Configuración de OSPF"). EIGRP fue diseñado para operar de manera efectiva, tanto en entornos WAN como LAN. En topologías de multiacceso, tales como Ethernet, las relaciones de vecinos (también conocidos como neighborships) se forman y se mantienen utilizando la multidifusión fiable. EIGRP soporta todas las topologías WAN: enlaces dedicados, enlaces punto a punto y topologías multiacceso de no difusión (NBMA, NonBroadcast MultiAccess). EIGRP adapta las diferencias en los tipos de medios y velocidades cuando las adyacencias de vecinos se forman a través de los enlaces WAN. La cantidad de ancho de banda que EIGRP utiliza en enlaces WAN puede ser limitado.

• Métrica sofisticada: EIGRP utiliza el mismo algoritmo para el cálculo de la métrica de IGRP, pero representa los valores en un formato de 32 bits, en lugar del formato de 24 bits de IGRP, para dar granularidad adicional (por lo tanto, la métrica de EIGRP es la métrica IGRP multiplicado por 256). Una ventaja significativa de EIGRP (y de IGRP) con respecto a otros protocolos es su soporte para el balanceo de carga con métrica desigual que permite a los administradores distribuir mejor el flujo de tráfico en sus redes.

Al igual que la mayoría de los protocolos de enrutamiento IP, EIGRP depende de los paquetes IP para entregar la información de enrutamiento. El proceso de enrutamiento EIGRP es una función de la capa de transporte. Paquetes IP que llevan información EIGRP tienen número de protocolo 88 en su cabecera IP, como se ilustra en la Figura 2-1 (similar a la forma en que el Protocolo de Control de Transmisión [TCP] es el protocolo número 6 y el User Datagram Protocol [UDP] es el número de

protocolo 17).

Figure 2-1. EIGRP Is a Transport Layer Function.

La figura 2-2 ilustra cómo EIGRP realiza el resumen automático (summarization) de ruta en los bordes de redes principales. Se puede desactivar esta función. Los administradores también pueden configurar el resumen manual en fronteras de bits arbitrarios en cualquier interfaz del router (siempre y cuando exista una ruta más específica en la tabla de enrutamiento) para reducir el tamaño de la tabla de enrutamiento. EIGRP también soporta la creación de superredes o bloques agregados de direcciones (redes).

Figure 2-2. EIGRP Performs Route Summarization by Default.

EIGRP soporta direccionamiento jerárquico para habilitar el resumen de EIGRP y también es compatible con direccionamiento IP no jerárquico.

EIGRP utiliza las siguientes cuatro tecnologías clave que se combinan para diferenciarse de otras tecnologías de enrutamiento:

• Mecanismo de descubrimiento/recuperación de vecinos: el mecanismo de descubrimiento de vecinos de EIGRP permite que los routers aprendan de forma dinámica sobre otros routers en sus redes conectadas directamente. Los routers también deben descubrir cuando sus vecinos se vuelven inalcanzables o inoperantes. Este proceso se logra con baja sobrecarga enviando periódicamente pequeños paquetes hello. Siempre y cuando un router reciba paquetes de saludo de un router vecino, se asume que el vecino está funcionando y ambos pueden intercambiar información de enrutamiento.

• Protocolo de transporte confiable (RTP, Reliable Transport Protocol): RTP es el responsable de la entrega garantizada y ordenada de paquetes EIGRP a todos los vecinos. RTP soporta la transmisión entremezclada de paquetes de multidifusión o unidifusión. Por eficiencia, sólo determinados paquetes EIGRP se transmiten de forma fiable. Por ejemplo, no es necesario el envío de paquetes de saludo de manera fiable a todos los vecinos de forma individual, por lo que EIGRP envía un paquete hello de

multidifusión que contiene un indicador que informa a los receptores de que el paquete no tiene que ser reconocido (acknowledgement). Otros tipos de paquetes, como las actualizaciones, indican en el paquete que se requiere acuse de recibo. RTP contiene una disposición para el envío de paquetes de multidifusión de forma rápida, incluso cuando los paquetes no reconocidos estén pendientes, lo que ayuda a garantizar que el tiempo de convergencia siga siendo baja en la presencia de diferentes enlaces de alta velocidad.

• Máquina de estados finitos DUAL: DUAL encarna el proceso de decisión para todos los cálculos de ruta. DUAL rastrea todas las rutas anunciadas por todos los vecinos y utiliza la información de distancia, conocida como la métrica compuesta o el costo, para la selección eficiente, de rutas sin bucles a todos los destinos.

• Módulos dependientes de protocolo: Los módulos dependientes de protocolo de EIGRP son responsables de los requisitos específicos del protocolo de capa de red. Como se mencionó anteriormente, EIGRP admite IP, IPv6, protocolos heredados AppleTalk e IPX . Cada protocolo tiene su propio módulo de EIGRP y funciona independientemente de cualquiera de los otros que podrían estar en ejecución. El módulo IP-EIGRP, por ejemplo, es responsable del envío y la recepción de paquetes EIGRP que están encapsulados en IP. Del mismo modo, IP-EIGRP también es responsable de analizar los paquetes EIGRP e informar a DUAL de la nueva información que se ha recibido. IP-EIGRP le pide a DUAL tomar decisiones de enrutamiento, cuyos resultados se almacenan en la tabla de enrutamiento IP. IP-EIGRP es también responsable de la redistribución de las rutas aprendidas de otros protocolos de enrutamiento IP.

Terminología EIGRP:

Los siguientes términos están relacionados a EIGRP y son usados a través del resto de este capítulo:

• Tabla de vecinos: los routers EIGRP usan paquetes de saludo para descubrir los vecinos. Cuando un router descubre y se forma una adyacencia con un nuevo vecino, incluye la dirección del vecino y de la interfaz a través de la cual se puede alcanzar una entrada en la tabla de vecinos. Esta tabla es comparable a la base de datos de vecindades (adyacencia) utilizada por los protocolos de enrutamiento de estado de enlace (tal como se describe en el Capítulo 3). Esto tiene el mismo propósito de garantizar la comunicación bidireccional entre cada uno de los vecinos directamente conectados. EIGRP mantiene una tabla de vecinos para cada protocolo de red compatible. En otras palabras, pueden existir las siguientes tablas: una tabla de vecinos IP, una tabla de vecinos IPv6, una tabla de vecinos IPX, y una tabla de vecinos AppleTalk.

• Tabla de topología: Cuando el router detecta dinámicamente un nuevo vecino, envía una actualización sobre las rutas que conoce a su nuevo vecino y recibe lo mismo del nuevo vecino. Estas actualizaciones llenan la tabla de topología. La tabla de topología contiene todos los destinos anunciados por los routers vecinos. En otras palabras, cada router almacena las tablas de enrutamiento de sus vecinos en su tabla de topología EIGRP. Si un vecino está anunciando un destino, debe estar utilizando esa ruta para enviar paquetes. Esta regla debe ser seguida estrictamente por todos los protocolos de vector-distancia . Un router EIGRP mantiene una tabla de topología para cada protocolo de red configurado (IP, IPv6, IPX y AppleTalk).

• Distancia Anunciada y Distancia Factible: DUAL usa la información de distancia, conocida como métrica o costo, para seleccionar eficientemente, rutas sin bucles. La ruta de menor costo se calcula

sumando el costo entre el router del siguiente salto y el destino - referido como Distancia Anunciada (AD, Advertised Distance) - con el costo entre el router local y el router del siguiente salto. La suma de estos costos se refiere como la distancia factible (FD, Feasible Distance).

• Sucesor: Un sucesor, también llamado un sucesor actual, es un router vecino que tiene un camino con menor costo a un destino (el más bajo FD) lo que está garantizado para no ser parte de un bucle de enrutamiento. Las rutas del sucesor se entregan a la tabla de enrutamiento para ser utilizadas en el envío de paquetes. Pueden existir múltiples sucesores si tienen la misma FD.

• Tabla de enrutamiento: La tabla de enrutamiento contiene las mejores rutas hacia cada destino y se utiliza para reenviar paquetes. Las rutas del sucesor EIGRP se entregan a la tabla de enrutamiento (Como se discutió en el capítulo 1, si un router aprende de diferentes fuentes de enrutamiento más de una ruta para exactamente el mismo destino, utiliza la distancia administrativa para determinar cuál ruta ofrecida se mantendrá en la tabla de enrutamiento). Por defecto, cada protocolo puede añadir hasta cuatro rutas al mismo destino con la misma métrica a la tabla de enrutamiento (recordemos que el router puede ser configurado para aceptar hasta 16 por destino). El router mantiene una tabla de enrutamiento para cada protocolo de red configurada.

• Sucesor factible: Junto con el mantenimiento de los caminos de menor costo, DUAL mantiene rutas de respaldo para cada destino. El router del siguiente salto para una ruta de respaldo se denomina sucesor factible (FS, Feasible Succesor). Un FS es un vecino que está más cerca del destino, pero no está en la ruta de menor costo y, por lo tanto, no se utiliza para reenviar datos. Para calificarse como FS, un router de siguiente salto debe tener una AD menor que la FD de la ruta del sucesor actual. Esto garantiza una topología libre de bucles. Los sucesores factibles se seleccionan al mismo tiempo como sucesores pero se mantienen sólo en la tabla de topología. La tabla de topología puede mantener múltiples sucesores factibles para un destino.

EIGRP utiliza DUAL para calcular la mejor ruta a un destino. DUAL selecciona rutas del sucesor y rutas del sucesor factible en función de la métrica compuesta y asegura que las rutas seleccionadas sean sin bucles.

OPERACION EIGRP

Esta sección explica los mecanismos para la creación de las distintas tablas de EIGRP y describe los cinco tipos de paquetes EIGRP. Esta sección también explica cómo los routers EIGRP se convierten en vecinos, el proceso de descubrimiento de ruta inicial, cómo se seleccionan las rutas y cómo funciona el algoritmo DUAL.

Poblando las tablas EIGRP

El proceso de selección de la ruta EIGRP es quizás lo que más lo distingue de otros protocolos de enrutamiento. EIGRP selecciona rutas primaria (sucesor) y de reserva (sucesor factible). Éstos están marcados como tal en la tabla de topología. Las rutas primarias (sucesores) se mueven entonces a la tabla de enrutamiento.

EIGRP admite varios tipos de rutas: interna, externa y de resumen. Las rutas internas se originan dentro del sistema autónomo (AS) EIGRP. Las rutas externas se aprenden de otro protocolo de enrutamiento u otro sistema autónomo EIGRP. El resumen de rutas son rutas que abarcan varias subredes.

Figure 2-3. EIGRP Maintains a Neighbor Table, a Topology Table, and a Routing Table.

La figura 2-3 ilustra las tres tablas que EIGRP usa en su operación:

• La tabla de vecinos enumera a los routers adyacentes.• La tabla de topología muestra todas las rutas aprendidas a cada destino. • La tabla de enrutamiento contiene la mejor ruta (la ruta del sucesor) para cada destino.

Tabla de Vecinos:

La tabla de vecinos incluye la dirección de cada vecino y la interfaz a través del cual se puede llegar. La entrada de la tabla de vecinos también incluye información requerida por RTP. Los números de secuencia se utilizan para que coincida con los reconocimientos con paquetes de datos, y el último número de secuencia recibido desde el vecino se registra, para detectar paquetes fuera de orden. Una lista de transmisión se utiliza para encolar los paquetes para su posible retransmisión en una base por-vecino. Temporizadores de ida y vuelta (Round-trip) se mantienen en la entrada de la tabla vecino para estimar un intervalo de retransmisión óptima.

Tabla de Topología:

Cada router EIGRP envía una copia de su tabla de enrutamiento IP para todos sus vecinos EIGRP adyacentes, tal como se especifica en su tabla de vecinos EIGRP. Cada router entonces, almacena las tablas de enrutamiento de los vecinos adyacentes en su tabla de topología EIGRP (base de datos). La tabla de topología también mantiene la métrica que cada vecino anuncia para cada destino (AD) y la métrica que este router usaría para llegar al destino a través de ese vecino (FD). El comando “show ip eigrp topology all-links” muestra todas las entradas IP en la tabla de topología; mientras que el comando “show ip eigrp topology” muestra solo los sucesores y sucesores factibles para rutas IP.

La tabla de topología se actualiza cuando una ruta directamente conectada o interfaz cambia o cuando un router vecino reporta un cambio a una ruta.

Una entrada en la tabla de topología para un destino puede existir en uno de dos estados: activo o

pasivo. Una ruta es considerada pasiva cuando el router no está realizando recálculo en esa ruta. Una ruta está activa cuando está pasando por recálculo (en otras palabras, cuando se está en busca de un nuevo sucesor). Tenga en cuenta que pasiva es el estado de funcionamiento, estable.

Si la ruta a través del sucesor se vuelve inválida (a causa de un cambio de topología) o si un vecino se pierde o cambia la métrica, DUAL chequea por sucesores factibles al destino. Si se encuentra un FS, DUAL lo usa, evitando de ese modo volver a calcular la ruta. Esto ocasiona una rápida convergencia. Si los sucesores factibles siempre están disponibles, un destino nunca tendrá que entrar en el estado activo, evitando así un recálculo.

Un recálculo se produce cuando la ruta actual a un destino, el sucesor, se cae y no hay sucesores factibles para el destino. Aunque el recálculo no es un procesador intensivo, sí afecta el tiempo de convergencia, por lo que es ventajoso para evitar nuevos cálculos innecesarios. El router inicia el recálculo mediante el envío de un paquete de consulta (query) a cada uno de los routers vecinos. Si el router vecino tiene una ruta para el destino, se enviará un paquete de respuesta (reply). Si no tiene una ruta, envía un paquete de consulta a sus vecinos. En este caso, la ruta también está en el estado activo en el router vecino; mientras que un destino está en el estado activo, un router no puede cambiar la información de la tabla de enrutamiento para el destino.

Este proceso continúa. Los routers que no tienen otros vecinos y routers que saben que el destino es inalcanzable responden a las consultas de inmediato, indicando que la ruta es inalcanzable. Cuando un router recibe todas las respuestas (reply) a su consulta (query), responde a las preguntas de su vecino, y así sucesivamente. Si hay al menos una entrada en la tabla de topología para el destino después de que un router ha recibido una respuesta de cada router vecino, el destino vuelve al estado pasivo, y el router selecciona un sucesor para ello. Si no hay entradas en la tabla de topología para el destino, ya no es accesible desde ese router (La sección "Stuck-in-active Connections in EIGRP", más adelante en este capítulo, se describe lo que sucede si no todas las respuestas son recibidas para una consulta de una manera oportuna).

Tabla de enrutamiento:

Cada router examina su tabla de topología EIGRP y determina la mejor ruta y otras rutas factibles para cada red destino. Un router compara todos las FDs para llegar a una red específica y luego selecciona la ruta con el menor FD y lo coloca en la tabla de enrutamiento IP. Esta es la ruta del sucesor. La FD para la ruta del sucesor elegido se convierte en la métricas de enrutamiento EIGRP para alcanzar esa red en la tabla de enrutamiento.

Paquetes EIGRP:

EIGRP envía cinco diferentes tipos de paquetes: Saludo (Hello), Actualización (Update), Consulta (Query), Respuesta (Reply) y Acuse de Recibo (ACK). Estos paquetes se utilizan para establecer la adyacencia inicial entre los vecinos y para mantener la actual topología y las tablas de enrutamiento. Cuando se soluciona un problema (troubleshooting) en una red EIGRP, los administradores de red deben comprender qué paquetes EIGRP se utilizan y cómo se intercambian. Por ejemplo, si los routers que ejecutan EIGRP no forman relaciones de vecindad, los routers no pueden intercambiar actualizaciones EIGRP entre sí. Sin actualizaciones de enrutamiento EIGRP, los usuarios no pueden conectarse a los servicios a través de la interconexión de redes.

EIGRP utiliza los siguientes cinco tipos de paquetes :

• Saludo (Hello): Los paquetes Hello se utilizan para la detección de vecinos. Ellos se envían como multicast y no requieren de una confirmación (Ellos transportan un número de acuse de recibo de 0).

• Actualización (Update): estos paquetes contienen información de cambio de ruta. Una actualización es enviada para comunicar las rutas que un router en particular ha utilizado para converger. Una actualización es enviada sólo a los routers afectados. Los paquetes de actualización se envían como multicast cuando se descubre una nueva ruta y cuando la convergencia se ha completado (en otras palabras, cuando una ruta se vuelve pasiva). Para sincronizar las tablas de topología, los paquetes de actualización se envían como unicast a los vecinos durante su secuencia de arranque EIGRP. Los paquetes de actualización se envían de forma fiable.

• Consulta (Query): Cuando un router está realizando el cálculo de rutas y no tiene un FS, éste envía un paquete de consulta a sus vecinos, preguntando si tienen un sucesor para el destino. Las consultas son normalmente de multidifusión, pero se pueden retransmitir paquetes de unidifusión en ciertos casos. Ellos son enviados de forma fiable .

• Respuesta (Reply): Un paquete de respuesta se envía en respuesta a un paquete de consulta. Las respuestas son unicast al originador de la consulta y se envían de forma fiable. Un router debe responder a todas las consultas.

• Acuse de Recibo (Acknoledge): El ACK se usa para reconocer actualizaciones, consultas y respuestas. Paquetes ACK son paquetes hello unicast y contienen un número de acuse de recibo distinto de cero (Note que los paquetes de saludo y ACK no requieren acuse de recibo).

El paquete de saludo es el primer tipo que intercambian los routers EIGRP. La siguiente sección proporciona detalles del protocolo de saludo y cómo se utilizan los paquetes hello. Los detalles de cómo se utilizan los otros tipos de paquetes se proporcionan en todo el resto del capítulo.

PAQUETES HELLO EIGRP

A través del protocolo de saludo, un router EIGRP descubre dinámicamente otros routers EIGRP directamente conectados a él. El router envía paquetes de saludo de las interfaces configuradas para EIGRP utilizando la dirección multicast EIGRP 224.0.0.10. Cuando un router EIGRP recibe un paquete de saludo de un router que pertenece al mismo sistema autónomo, establece una relación de vecino (adyacencia).

Nota: El término de sistema autónomo según lo utilizado por EIGRP (y OSPF) no es lo mismo que un sistema autónomo del protocolo BGP (Border Gateway Protocol). Para EIGRP, se considera que el sistema autónomo sea un grupo de routers, todos corriendo el mismo protocolo. Se puede tener más de un sistema autónomo EIGRP (grupo) dentro de su red, en cuyo caso es posible que se desee redistribuir (compartir) rutas entre ellos. La redistribución se detalla en el Capítulo 4, "Manipulando actualizaciones de enrutamiento".

El intervalo de tiempo de paquetes de saludo varía dependiendo del medio. Por defecto, los paquetes Hello se envían cada 60 segundos en interfaces T1 o de NBMA más lentos y cada 5 segundos en otras interfaces serie y en redes de área local.

Nota: El valor por defecto de 60 segundos sólo se aplica a los medios de comunicación de baja velocidad, NBMA. Baja velocidad se considera que es una tasa de T1 o más lento, tal como se especifica con el comando de configuración de interfaz “bandwidth”. A los efectos de EIGRP, Frame Relay y servicios de datos Multimegabit conmutado (SMDS) las redes pueden ser consideradas como NBMA si la interfaz no se ha configurado para utilizar la multidifusión física. De lo contrario, se consideran que no es NBMA.

Se puede ajustar la velocidad en que los paquetes Hello son enviados, llamado intervalo Hello, basado en interface con el comando de configuración de interfaz “ip hello-interval eigrp <AS-number> <seconds>”.

Los paquetes Hello incluyen el tiempo de espera (Hold Time). El tiempo de espera es la cantidad de tiempo que un router considera un vecino sin recibir un saludo o algún otro paquete EIGRP de ese vecino. El intervalo de tiempo de espera se establece de forma predeterminada a tres veces el intervalo de saludo. Por lo tanto, el valor de tiempo de espera predeterminado es de 15 segundos en LAN e interfaces WAN rápidas y de 180 segundos en las interfaces WAN más lentas. Se puede ajustar el tiempo de espera con el comando de configuración de interfaz “ip hold-time eigrp <AS-number> <seconds>”.

Nota: El tiempo de espera no se ajusta automáticamente después de un cambio en el intervalo de saludo. Si cambia el intervalo de saludo, debe ajustar manualmente el tiempo de espera para reflejar el intervalo de saludo configurado.

Si un paquete no se recibe antes de que expire el tiempo de espera, se borra la adyacencia del vecino, y todas las entradas de la tabla de topología aprendidas de ese vecino se eliminan, como si el vecino hubiese enviado una actualización indicando que todas las rutas son inalcanzables. Si el vecino es un sucesor para cualquiera de las redes destino, esas redes se eliminan de la tabla de enrutamiento, y las rutas alternativas, si están disponibles, son calculadas. Esto permite que las rutas reconverjan rápidamente si una ruta factible alternativa está disponible.

VECINOS EIGRP

Dos routers pueden convertirse en vecinos EIGRP aunque los valores de “Hello” y “Hold Time” no coincidan. Esto significa que estos valores se pueden ajustar de forma independiente en diferentes routers.

Las direcciones secundarias se pueden aplicar a las interfaces para resolver problemas particulares de direccionamiento, aunque todo el enrutamiento del tráfico de sobrecarga se genera a través de la dirección de la interfaz primaria. EIGRP no va a construir relaciones con los compañeros sobre direcciones secundarias porque todo el tráfico EIGRP utiliza la dirección principal de la interfaz. Para formar una adyacencia EIGRP, todos los vecinos utilizan su dirección primaria como la dirección IP de origen de sus paquetes EIGRP. La adyacencia entre routers EIGRP tiene lugar si la dirección primaria de cada vecino es parte de la misma subred ip. Además, las relaciones entre iguales no se forman si el vecino reside en un sistema autónomo EIGRP diferente o si las constantes del mecanismo de cálculo de las métricas (los valores K) no están alineadas en ese enlace (Valores de K se describen en la sección

"Cálculo de la métrica EIGRP ", más adelante en este capítulo).

CONTENIDO DE LA TABLA DE VECINOS

Un router EIGRP usa paquetes hello a través de multicast para descubrir vecinos. Se forma una adyacencia con estos vecinos de modo que pueda intercambiar las actualizaciones de ruta. Sólo los routers adyacentes intercambian información de enrutamiento. Cada router crea una tabla de vecinos desde los paquetes de saludo que recibe de los routers EIGRP adyacentes que ejecutan el mismo protocolo de capa de red. EIGRP mantiene una tabla de vecinos para cada protocolo de capa de red configurada. Se puede visualizar la tabla de vecinos IP con el comando “show ip eigrp neighbors”, como se muestra en el ejemplo 2-1.

Example 2-1. Sample Output for the show ip eigrp neighbors Command

Esta tabla de vecino incluye los siguientes elementos claves:

• H (handle): Un número que se utiliza internamente por el IOS de Cisco para realizar un seguimiento de un vecino. Esta columna indica el orden en el que una sesión de peering se estableció con el vecino especificado, empezando por 0.

• Dirección (Address): La dirección IP del vecino del que se está recibiendo paquetes de saludo. (???)

• Interfaz (Interface): La interfaz en este router a través del cual se está recibiendo paquetes de saludo por el vecino, y por lo tanto a través del cual el vecino puede ser alcanzado.

• Tiempo de Espera (Hold Time): El tiempo máximo, en segundos, que el router espera escuchar del vecino sin recibir nada de éste antes de considerar el enlace indisponible. Originalmente, el paquete esperado era un paquete de saludo, pero en las versiones actuales del software Cisco IOS, cualquier paquete EIGRP recibido después del primer paquete hello de ese vecino restablece el temporizador.

• Tiempo de funcionamiento (Uptime): tiempo transcurrido, en horas, minutos y segundos desde que el router local escuchó por primera vez a su vecino.

• Temporizador Smooth Round Trip (SRTT): El número promedio de milisegundos que tarda un paquete EIGRP en ser enviado a este vecino y para el router local recibir un acuse de recibo de ese paquete. Este temporizador se utiliza para determinar el intervalo de retransmisión, también conocido como el tiempo de espera de retransmisión (RTO, Retransmit Timeout).

• RTO: La cantidad de tiempo, en milisegundos, que el router espera por una confirmación antes de retransmitir un paquete fiable desde la cola de retransmisión a un vecino.

• Número de Cola (Q, Queue Count): El número de paquetes EIGRP (actualización, consulta y respuesta) esperando en la cola para ser enviado. Si este valor es constantemente superior a 0, puede existir un problema de congestión. Un 0 indica que no hay paquetes EIGRP en la cola.

• Número de secuencia (Seq Num): El número de secuencia de la última actualización, consulta o paquete de respuesta que se recibió desde este vecino.

Confiabilidad de EIGRP

El mecanismo de fiabilidad de EIGRP asegura la entrega de la información crítica de ruta a los routers vecinos. Esta información es necesaria para permitir que EIGRP mantenga una topología libre de bucles. Por eficiencia, sólo determinados paquetes EIGRP se transmiten de forma fiable.

Todos los paquetes que transportan información de enrutamiento (actualización, consulta y respuesta) se envían de forma fiable (ya que no se envían periódicamente). Un número de secuencia se asigna a cada paquete fiable y se requiere un acuse de recibo explícito para ese número de secuencia.

Recordemos que RTP es el responsable para la entrega garantizada y ordenada de paquetes EIGRP a todos los vecinos. RTP soporta una transmisión entremezclada de paquetes multicast y unicast.

RTP asegura que se mantiene una comunicación permanente entre los routers vecinos. Como tal, una lista de retransmisión se mantiene para cada vecino. Esta lista indica los paquetes que aun no son reconocidos por un vecino dentro de la RTO. Se utiliza para realizar un seguimiento de todos los paquetes confiables que fueron enviadas pero no reconocidas.

Si el RTO expira antes de que se reciba un paquete ACK, el proceso de EIGRP retransmite otra copia del paquete fiable, hasta un máximo de 16 veces o hasta que expira el tiempo de espera (hold time).

El uso de paquetes multicast confiable es eficiente. Sin embargo, existe un retraso potencial en los medios multiacceso donde varios vecinos residen. El siguiente paquete de multidifusión fiable no se puede transmitir hasta que todos los pares hayan recibido acuse de recibo del multicast anterior. Si uno o más de sus compañeros son lentos para responder, esto afecta negativamente al resto; retardando la siguiente transmisión. RTP está diseñado para manejar este tipo de excepciones: Los vecinos que son lentos para responder a multicast tienen los paquetes de multidifusión no reconocidas retransmitidos como unicasts. Esto le permite a la operación de multidifusión confiable proceder sin retrasar la comunicación con otros compañeros, ayudando a asegurar que el tiempo de convergencia siga siendo bajo en la presencia de enlaces de velocidad variable .

El temporizador de flujo de multidifusión (visto en la salida del comando “show ip eigrp interfaces”) determina el tiempo de espera para un paquete ACK antes de cambiar de multicast a unicast. El RTO determina cuánto tiempo debe esperar entre los unicasts posteriores. El proceso de EIGRP para cada vecino calcula tanto el temporizador de flujo de multidifusión como el RTO, basado en SRTT. Las fórmulas para el SRTT, RTO y el temporizador de flujo multicast son propiedad de Cisco.

En una red en estado de equilibrio donde ninguna ruta está batiendo, EIGRP espera el intervalo hold-time especificado antes de que se determine que una adyacencia vecina EIGRP está caída. Por lo tanto, de manera predeterminada, EIGRP espera hasta 15 segundos en los enlaces de alta velocidad y hasta un máximo de 180 segundos en los enlaces WAN lentos. Cuando EIGRP determina que un vecino está caido y el router no puede restablecer la adyacencia, la tabla de enrutamiento elimina todas las redes a las que se podían llegar a través de ese vecino. El router intenta encontrar rutas alternativas a esas redes para que pueda producirse la convergencia.

El tiempo de espera de 180-segundo en los enlaces de baja velocidad puede parecer excesivo, pero se adapta a los enlaces de más baja velocidad, que generalmente se conectan a sitios remotos menos críticos. En algunas redes con aplicaciones de misión crítica o sensibles al tiempo (como la telefonía IP), incluso en los enlaces de alta velocidad, 15 segundos es demasiado largo. El punto a recordar es que otras condiciones pueden anular el tiempo de espera y permitir que la red converja rápidamente. Por ejemplo, si la red es inestable ylas rutas están batiendo en otros lugares porque en un sitio remoto está fuera de tiempo su adyacencia, los tiempos de espera EIGRP comenzarán la cuenta regresiva de 180 segundos. Cuando el sitio aguas arriba del sitio remoto envía una actualización, y el sitio remoto no reconoce la actualización, el sitio aguas arriba intenta 16 veces para retransmitir la actualización. La retransmisión se produce cada vez que el RTO expira. Después de 16 reintentos, el router reinicia la relación de vecino. Esto hace que la red converja más rápido y no esperar a que el hold time expire.

Descubrimiento de ruta inicial

EIGRP combina el proceso de descubrimiento de vecinos y rutas de aprendizaje. La figura 2-4 ilustra el proceso de descubrimiento de ruta inicial.

Figure 2-4. Initial Route Discovery.

Lo siguiente describe el proceso inicial de descubrimiento de ruta:

1. Un nuevo router (Router A en la Figura 2-4) aparece en el enlace y envía un paquete hello a través de todas sus interfaces EIGRP configuradas.

2. Los routers que reciben el paquete de saludo en una interfaz (Router B en la Figura 2-4), responden con paquetes de actualización que contienen todas las rutas que tienen en su tabla de enrutamiento, excepto las que se aprenden a través de la interfaz (por la regla de horizonte dividido). Router B envía un paquete de actualización al Router A, pero una relación de vecino no se ha establecido hasta que el Router B envíe un paquete “hello” a Router A. El paquete de actualización de Router B tiene configurado el bit inicial, lo que indica que este es el proceso de inicialización. El paquete de actualización contiene información sobre las rutas que el vecino (Router B) conoce, incluyendo la métrica que el vecino está publicando para cada destino.

3. Después de que ambos routers han intercambiado saludos y se establece la adyacencia de vecinos, el Router A responde al Router B con un paquete ACK, indicando que se recibió la información de actualización.

4. Router A inserta la información de paquete de actualización en su tabla de topología. La tabla de topología incluye todos los destinos anunciados por los routers (adyacentes) vecino. Se organiza de manera que cada destino aparece en la lista, junto con todos los vecinos que pueden llegar al destino y la métrica asociada.

5. Router A entonces envía un paquete de actualización para Router B.

6. Al recibir el paquete de actualización, el router B envía un paquete ACK al Router A.

Después que el Router A y el Router B reciben con éxito los paquetes de actualización de los demás,

están listos para elegir la ruta del sucesor (el mejor) y de FS (respaldo) en la tabla de topología, y brindar las rutas del sucesor a la tabla de enrutamiento.

Horizonte divididoEl horizonte dividido controla el envío de paquetes de actualización y consulta IP EIGRP. Cuando el horizonte dividido está habilitado en una interfaz, ningún paquete de actualización o consulta para destinos por el cual esta interfaz es el siguiente salto son envíados fuera de esta interfaz. Esto reduce la posibilidad de bucles de enrutamiento. Por defecto, el horizonte dividido de EIGRP está habilitado en la mayoría de las interfaces (La sección "EIGRP sobre Frame Relay y sobre una interfaz física" señala una excepción).

El horizonte dividido bloquea la información sobre un destino desde que se anuncia por un router fuera de cualquier interfaz que el router utiliza para encaminar a ese destino. Este comportamiento generalmente optimiza las comunicaciones entre múltiples routers, especialmente cuando los enlaces están rotos.

Cuando un router cambia su tabla de topología de tal manera que la interfaz a través del cual el router alcanza unos cambios en la red, se apaga el horizonte dividido y el veneno se invierte la antigua ruta de todas las interfaces, lo que indica que la ruta es inalcanzable. Esto asegura que otros routers no van a tratar de utilizar la ruta actual-inválida.

DUAL (DIFFUSING UPDATE ALGORITHM)

Es una máquina de estado finito (finite-state machine) que selecciona cuál información es almacenada en la tabla de topología y enrutamiento. Como tal, DUAL encarna el proceso de decisión para todos los cálculos de ruta EIGRP. Realiza un seguimiento de todas las rutas anunciadas por todos los vecinos, utiliza la métrica para seleccionar una ruta eficiente y libre de bucles a cada destino, e introduce esa opción en la tabla de enrutamiento.

Distancia Anunciada (AD, Advertised Distance) y Distancia Factible (FD, Feasible Distance)

La AD es la métrica EIGRP para que un router vecino EIGRP llegue a una red en particular. Esta es la métrica entre el router vecino de siguiente salto y la red de destino.

La FD es la métrica EIGRP del router para alcanzar una red en particular. Esta es la suma de la AD para la red particular, aprendido de un vecino EIGRP, más la métrica de EIGRP para llegar a ese vecino (la métrica entre el router y el router del siguiente salto).

Un router compara todos las FDs para llegar a una red específica en su tabla de topología. La ruta con la menor FD se le entrega a su tabla de enrutamiento IP. Esta es la ruta del sucesor. La FD para la ruta elegida convierte la métrica del enrutamiento EIGRP para llegar a esa red en la tabla de enrutamiento.

Por ejemplo, en la Figura 2-5, Routers A y B envían sus tablas de enrutamiento al router C, cuyas tablas se muestran en la figura. Ambos routers A y B tienen caminos a la red 10.1.1.0/24 (entre muchos otros que no se muestran).

Figure 2-5. EIGRP Chooses the Route with the Lowest Feasible Distance.

La tabla de enrutamiento en el router A tiene una métrica de EIGRP de 1000 para 10.1.1.0/24. Por lo tanto, el router A anuncia 10.1.1.0/24 hacia el Router C con una métrica de 1000. Router C coloca a la red 10.1.1.0/24 desde el Router A en su tabla de topología EIGRP con una AD de 1000. Router B tiene la red 10.1.1.0/24 con una métrica de 1500 en su tabla de enrutamiento IP. Por lo tanto, el router B anuncia 10.1.1.0/24 hacia el Router C con una AD de 1500. Router C coloca a la red 10.1.1.0/24 desde el Router B en la tabla de topología EIGRP con una AD de 1500.

Router C en la figura 2-5 tiene dos entradas para llegar a 10.1.1.0/24 en su tabla de topología. La métrica de EIGRP en el Router C para llegar a cualquiera de los dos Router A o B es 1000. Este costo (1000) se agrega a la respectiva AD de cada router, y los resultados representan las FDs que el Router C debe recorrer para llegar a la red 10.1.1.0/24. Router C elige la FD de menor costo (en este caso 2000, a través de Router A) y lo instala en su tabla de enrutamiento IP como la mejor ruta para alcanzar a 10.1.1.0/24. La métrica EIGRP en la tabla de enrutamiento es la mejor FD de la tabla de topología EIGRP. En este caso, la tabla de enrutamiento del router C muestra que la ruta a 10.1.1.0/24 es alcanzada a través de Router A con una métrica de 2000.

Sucesor y Sucesor Factible

Un sucesor, también llamado Sucesor Actual, es un router vecino usado para el reenvío de paquetes que tiene una ruta de menor coste a un destino lo cual garantiza que no será parte de un bucle de enrutamiento.

La FD, no la AD, afecta a la selección de las mejores rutas para su incorporación en la tabla de enrutamiento. La AD se utiliza sólo para calcular la FD. Un router es elegido como sucesor, ya que tiene la FD más baja de todos los caminos posibles para esa la red de destino. El sucesor es el router siguiente en línea para llegar a ese destino - es el router del siguiente salto en el mejor camino para llegar a esa red de destino.

Un router EIGRP selecciona la mejor ruta para llegar a una red determinada y luego se instala la red de destino, la métrica para llegar a esa red, la interfaz de salida para llegar al router del siguiente salto y la dirección IP del router del siguiente salto en la tabla de enrutamiento IP. Si la tabla de topología EIGRP tiene muchas entradas que tienen una FD con igual costo a una red de destino determinado, todos los sucesores (hasta cuatro por defecto) para esa red de destino se instalan en la tabla de enrutamiento.

Todos los protocolos de enrutamiento IP pueden instalar solamente la información del router del siguiente salto en la tabla de enrutamiento. La información sobre los routers posteriores en la ruta de acceso no se pone en la tabla de enrutamiento. Cada router se basa en el router del siguiente salto para tomar una decisión fiable para llegar a una red de destino específico. El camino hop-by-hop a través de una red va desde un router a otro. Cada router realiza una selección de rutas para llegar a una determinada red e instala la mejor dirección del siguiente salto a lo largo del camino para llegar a la red de destino. Un router confía en el sucesor de una ruta (el mejor router del siguiente salto) para enviar tráfico hacia esa dirección de destino.

La tabla de enrutamiento es esencialmente un subconjunto de la tabla de topología. La tabla de topología contiene información más detallada sobre cada ruta, las rutas de respaldo y la información usada exclusivamente por DUAL.

Un FS es un router que proporciona una ruta de respaldo. La ruta por el FS debe estar libre de bucle. En otras palabras, no debe recorrer de nuevo al sucesor actual. Los FS's son seleccionados al mismo tiempo que los sucesores son identificados. Estas rutas FS se mantienen en la tabla de topología. La tabla de topología puede retener múltiples rutas FS para un destino.

Un FS debe ser matemáticamente probado. Para calificarlo como un FS, un router de siguiente salto debe tener una AD menor que la FD de la ruta del sucesor actual de la red en particular. Esto se conoce como la condición de factibilidad. Este requisito garantiza que el FS no puede utilizar una ruta a través del router local (lo que sería un bucle de enrutamiento), debido a que la AD a través de la FS es menor que la mejor ruta a través del router local. Por ejemplo, como se muestra en la tabla de topología del router C en la Figura 2-6 (para la red que se muestra anteriormente en la Figura 2-5), el Router B es un FS, porque el anuncio a través de router B (1500) es menor que el FD de la corriente sucesor, el Router A (2000).

Figure 2-6. Router C’s Topology Table: Feasible Successor’s AD Must Be Less Than the Successor’s FD.

Cuando un router pierde una ruta, éste mira la tabla de topología para un FS. Si uno está disponible, la ruta no entra en un estado activo. En lugar de ello, la mejor FS es promovida como el sucesor y se instala en la tabla de enrutamiento. El FS se puede utilizar inmediatamente, sin ningún nuevo cálculo. Si no hay FS's, una ruta pasa al estado activo, y el cálculo de ruta se produce. A través de este proceso, un nuevo sucesor se determina (si lo hay). La cantidad de tiempo que se necesita para volver a calcular la ruta afecta el tiempo de convergencia.

La Figura 2-7 ilustra otro ejemplo. La tabla de topología inicial del Router C se muestra en la parte superior de la figura. Router B es el sucesor para la red 10.1.1.0/24, y el Router D es el FS.

Figure 2-7. With a Feasible Successor, EIGRP Can Recover Immediately from Network Failures.

En la Figura 2-7, el enlace entre el router B y el router C falla. Router C elimina la ruta 10.1.1.0/24 a través de Router B desde su tabla de enrutamiento y busca en la tabla de topología EIGRP para un FS; Router D es un FS. Debido a que el Router D aún puede llegar a la red y no enviar una actualización o paquete de consulta para informar al Router C de la ruta perdida, Router C inmediatamente utiliza la ruta a través del router D. El Router C eligió este camino como un FS porque la AD a través del router D (1500) es menor que el FD de la mejor ruta, a través de router B (2000). Este camino está garantizado de estar libre de bucle.

La figura 2-8 ilustra otro escenario que muestra cómo DUAL asegura una red libre de bucles. Router B envía la actualización de enrutamiento acerca de la red 10.0.0.0 / 8, con una AD de 30. El router A recibe la actualización, calcula el valor de FD (130), y envía una actualización a sus vecinos, routers C y D. Routers A, C, y D están en un bucle. La actualización que envía al Router C se envía al Router D, que a su vez lo envía al Router A. La AD de la ruta que el Router D envía al Router A es 330. Este valor AD es mayor que la FD (130) en el Router A, calculado a partir de la actualización original recibida del Router B. Debido a que la FD de la ruta en el Router A es menor que la AD de la actualización que viene de Router D, la ruta a través de el router D no se convierte en un FS. Por lo tanto, DUAL asegura que no habrá ningún bucle de enrutamiento en la red.

Figure 2-8. DUAL Ensures a Loop-free Network.

EJEMPLO DE DUAL

La fórmula matemática para asegurar que el FS está libre de bucle requiere que la AD de la ruta de respaldo sea menor que la FD del sucesor. Cuando la AD de la segunda mejor ruta es mayor o igual a FD del sucesor, un FS no puede ser seleccionado. En este caso, un proceso de descubrimiento que usa consultas (query) y respuestas (reply) EIGRP debe ser usado para encontrar cualquier camino alternativo a las redes perdidas.

El siguiente ejemplo examina las entradas parciales para la red 10.1.1.0/24 en las tablas de topología para los routers C, D y E en la figura 2-9, para dar un mejor entendimiento del comportamiento EIGRP. Las tablas de topología parciales mostradas en la figura 2-9 indica lo siguiente:

Figure 2-9. DUAL Example, Step 1.

• AD: La distancia anunciada es igual al coste de la ruta de acceso a la red 10.1.1.0/24 como se anuncia por los routers vecinos. Por ejemplo, considere los vecinos de Router E: Router D tiene una AD de 2 y Router C tiene una AD de 3, para 10.1.1.0/24.

• FD: La distancia factible es igual a la suma de la AD de un vecino para alcanzar 10.1.1.0/24, y de la métrica para llegar a ese vecino. Por ejemplo, consideremos de nuevo el router E: La FD de la ruta a 10.1.1.0/24 a través de Router D es la DA del router D (2), más la métrica para llegar a Router D desde el Router E (1), para un total de 3. El FD de la ruta a 10.1.1.0/24 a través de Router C es AD del Router C (3), más la métrica para llegar a Router C desde el Router E (1), para un total de 4.

• Sucesor: El sucesor es la ruta de transmisión utilizado para llegar a la red 10.1.1.0/24. El costo de este camino es igual a la FD. Por ejemplo, el router E elige la ruta a 10.1.1.0/24 con el menor FD, que se realiza a través del router D. Esta es la ruta que el Router E pone en su tabla de enrutamiento.

• FS: El sucesor factible es una ruta alternativa sin bucles para llegar a la red 10.1.1.0/24. Por ejemplo, en el Router C, la ruta de acceso a través de Router D es un FS porque la AD (2) es menor que la FD (3) a través del sucesor Router B. Routers D y E no tiene ningún FS's porque la AD de las rutas alternativas no son menor que la FD de sus sucesores actuales.

La red mostrada en la figura 2-9 está estable y convergente.

Nota: Como se mencionó anteriormente, EIGRP implementa horizonte dividido. Por ejemplo, el router E no pasa su ruta hacia la red 10.1.1.0/24 a Router D, ya que Router E usa a Router D como su próximo salto a la red 10.1.1.0/24.

En la Figura 2-10, Routers B y D detectan un fallo de enlace. En el Router D, DUAL marca la ruta a la red 10.1.1.0/24 a través del router B como inservible después de recibir la notificación del fallo de enlace.

Figure 2-10. DUAL Example, Step 2.

Los siguientes pasos, entonces se producen, como se muestra en la figura 2-11:

1. En el Router D, no hay FS a la red 10.1.1.0/24, porque la AD a través de Router C (3) es mayor que el FD vía Router B (2). Por lo tanto, DUAL hace lo siguiente:

a. Configura la métrica a la red 10.1.1.0/24 como inalcanzable (-1 es inalcanzable). b. Debido a que un FS no se puede encontrar en la tabla de topología, la ruta cambia desde el estado pasivo al estado activo. En el estado activo, el router envía las consultas a los routers vecinos en busca de un nuevo sucesor. c. Envía una consulta a los Routers C y E para una ruta alternativa a la red 10.1.1.0/24. d. Se marca Routers C y E por tener una consulta pendiente (q).

2. En el Router E, DUAL marca la ruta a la red 10.1.1.0/24 a través de Router D como inutilizables.

3. En el Router C, DUAL marca la ruta a la red 10.1.1.0/24 a través de Router D como inutilizables.

Figure 2-11. DUAL Example, Step 3.

Los siguientes pasos, entonces se producen, como se muestra en la figura 2-12:

Figure 2-12. DUAL Example, Step 4.

1. En el router D a. DUAL recibe una respuesta del router C que indica que no hay cambio en la ruta de acceso a la red 10.1.1.0/24. b. DUAL elimina la bandera de consulta desde el Router C. c. DUAL se mantiene activo en la red 10.1.1.0/24, a la espera de una respuesta del router E a su consulta (q).

2. En el Router E, no hay FS a la red 10.1.1.0/24, porque la AD desde el Router C (3) no es menor que el original, FD (también 3).

a. DUAL genera una consulta al router C. b. DUAL marca Router C como una consulta en espera (q).

3. En el Router C, DUAL marca la ruta a la red 10.1.1.0/24 a través de router E como inutilizables.

Los siguientes pasos, entonces se producen, como se muestra en la figura 2-13:

1. En el Router D, DUAL mantiene activo la red 10.1.1.0/24, en espera de una respuesta del router E (q).

2. En el Router E: a. DUAL recibe una respuesta del router C indicando que no hay cambio. b. Se elimina la bandera de consulta desde el Router C. c. Se calcula una nueva FD e instala una nueva ruta del sucesor en la tabla de topología. d. Cambia la ruta a la red 10.1.1.0/24 de activa a pasiva (convergente).

Figure 2-13. DUAL Example, Step 5.

Los siguientes pasos, entonces se producen, como se muestra en la figura 2-14:

En el Router D:

1. DUAL recibe una respuesta del router E. 2. Se elimina la bandera de consulta desde el Router E. 3. Se calcula un nuevo FD. 4. Se instala nuevas rutas del sucesor en la tabla de topología. Dos rutas (a través de Routers C y E) tienen el mismo FD, y ambos se marcan como sucesores. 5. Cambia la ruta a la red 10.1.1.0/24 de activa a pasiva (convergente).

Figure 2-14. DUAL Example, Step 6.

Los siguientes pasos, entonces se producen, como se muestra en la figura 2-15:

1. En el Router D, dos rutas de sucesor se encuentran en la tabla de topología para la red 10.1.1.0/24. Ambas rutas de sucesor son listadas en la tabla de enrutamiento, y el balanceo de carga de igual costo se hace efectivo. 2. La red es estable y convergente.

Figure 2-15. DUAL Example, Step 7.

La Figura 2-9, la topología original antes del fallo de enlace, muestra el tráfico desde el router E para 10.1.1.0/24 pasando por Routers D y B. En la Figura 2-15, la nueva topología muestra el tráfico de los Routers D y E de 10.1. 1.0/24 pasando por Routers C y B. Tenga en cuenta que a lo largo de todo el proceso de convergencia, las rutas a la red 10.1.1.0/24 se vuelven activas sólo en los Routers D y E. la ruta a la red 10.1.1.0/24 en el Router C permanece pasiva porque el fallo de enlace entre los Routers B y D no afecta a la ruta del sucesor del Router C a la red 10.1.1.0/24.

Nota: Cuando DUAL decide que un paquete tiene que ser transmitido a un vecino, los paquetes no son realmente generados hasta el momento de la transmisión. En cambio, las colas de transmisión contienen estructuras pequeñas, de tamaño fijo que indican qué partes de la tabla de topología para incluir en el paquete cuando se transmite finalmente. Esto significa que las colas no consumen grandes cantidades de memoria. También significa que sólo la última información se transmite en cada paquete. Si una ruta cambia de estado varias veces, sólo el último estado se transmite en el paquete, reduciendo de este modo la utilización del enlace.

CALCULO DE LA METRICA EIGRP

DUAL selecciona rutas basadas en la métrica compuesta de EIGRP. Cinco criterios están asociados a la métrica compuesta de EIGRP, pero EIGRP utiliza sólo dos de forma predeterminada:

• Ancho de banda: El ancho de banda más pequeño (la más lenta) entre el origen y el destino. • Delay: El retardo de interfaz acumulado a lo largo de la trayectoria.

Los siguientes criterios, aunque disponible, no son de uso común, ya que suelen dar lugar a recálculos

frecuente de la tabla de topología:

• Fiabilidad: La peor fiabilidad entre el origen y el destino, sobre la base de conexiones abiertas. • Carga: La peor carga en un enlace entre el origen y el destino, basado en la tasa de paquetes y ancho de banda configurada de la interfaz. • Unidad de transmisión máxima (MTU): La MTU más pequeña en el camino (MTU se incluye en la actualización EIGRP, pero en realidad no se utiliza en el cálculo de la métrica).

EIGRP calcula la métrica mediante la adición de los valores ponderados de diferentes variables del camino a la red en cuestión. Los valores de peso constantes predeterminados son K1 = K3 = 1, y K2 = K4 = K5 = 0.

En los cálculos métricos EIGRP, cuando K5 es 0 (por defecto), las variables (ancho de banda, ancho de banda dividida por la carga, y el retraso) se ponderan con las constantes K1, K2, y K3. La siguiente es la fórmula utilizada:

metric = (K1 * bandwidth) + [(K2 * bandwidth) / (256 - load)] + (K3 * delay)

Si estos valores K son igual a sus predeterminados, la fórmula se convierte:

metric = (1 * bandwidth) + [(0 * bandwidth) / (256 − load)] + (1 * delay)metric = bandwidth + [0] + delaymetric = bandwidth + delay

Si K5 no es igual a 0, la siguente operación adicional es realizada:metric = metric * [K5 / (reliability + K4)]

Valores K son transportados en los paquetes Hello EIGRP. Valores K no coincidentes pueden causarle a un vecino que se reinicie (aunque sólo K1 y K3 se utilizan, por defecto, en la compilación métrica). Estos valores de K se deben modificar sólo después de una cuidadosa planificación, cambiando estos valores puede evitar que su red converja y en general no es recomendable.

Es importante tener en cuenta que el formato de los valores de retardo y de ancho de banda es diferente de los mostrados por el comando “show interfaces”, como sigue:

• El valor de retardo en EIGRP es la suma de los retrasos en el camino, en decenas de microsegundos, multiplicado por 256. El comando “show interfaces” muestra el retraso en microsegundos.

• El ancho de banda en EIGRP se calcula utilizando el enlace con ancho de banda mínimo a lo largo del camino, representada en kilobits por segundo (kbps). 10 elevado a la 7 se divide entre este valor y, a continuación, el resultado se multiplica por 256.

EIGRP utiliza la misma fórmula métrica de IGRP, pero EIGRP representa su métrica en un formato de 32 bits en lugar de la representación de 24 bits utilizada por IGRP. Esta representación permite una decisión más granular que hacerse para determinar el sucesor y sucesor factible.

El valor de la métrica de EIGRP varía de 1 a 4.294.967.296. (El valor de la métrica de IGRP variaba de 1 a 16.777.216). Las métricas de EIGRP son compatibles con IGRP, como se ilustra en la figura 2-16. Al integrar las rutas IGRP en un dominio EIGRP usando la redistribución, el router multiplica la métrica de IGRP por 256 para calcular la métrica EIGRP equivalente. Al enviar rutas EIGRP a un dominio de enrutamiento IGRP, el router divide cada métrica EIGRP por 256 para lograr la correcta

métrica de 24 bits.

Figure 2-16. The EIGRP Metric Is Backward Compatible with the IGRP Metric.

La figura 2-17 ilustra una red de ejemplo utilizado para ilustrar el cálculo de la métrica. En esta figura, el router A tiene dos caminos para llegar a Router D (y por lo tanto todas las redes detrás del router D). Los anchos de banda (en kbps) y los retrasos (en decenas de microsegundos) de los diferentes enlaces se muestran también en la figura.

Figure 2-17. EIGRP Metric Calculation Example.

El ancho de banda menor a lo largo de la ruta de la parte superior (A -> B -> C -> D) es de 64 kbps. El cálculo del ancho de banda de EIGRP para este camino es como sigue:

bandwidth = (10^7 / least bandwidth in kbps) * 256bandwidth = (10,000,000 / 64) * 256 = 156,250 * 256 = 40,000,000

El retardo a través de la ruta de la parte superior es la siguiente:

delay = [(delay A —> B) + (delay B —> C) + (delay C —> D)] * 256delay = [2000 + 2000 + 2000] * 256delay = 1,536,000

Por lo tanto, el cálculo de la métrica EIGRP para la ruta de arriba es como sigue:

metric = bandwidth + delaymetric = 40,000,000 + 1,536,000metric = 41,536,000

El ancho de banda menor a lo largo de la ruta de acceso inferior (A -> X -> Y -> Z -> D) es de 256 kbps. El cálculo del ancho de banda de EIGRP para este camino es como sigue:

bandwidth = (10^7 / least bandwidth in kbps) * 256bandwidth = (10,000,000 / 256) * 256 = 10,000,000

El retardo de la ruta inferior es como sigue:

delay = [(delay A —> X) + (delay X —> Y) + (delay Y —> Z) + (delay Z —> D)] * 256delay = [2000 + 2000 + 2000 + 2000] * 256delay = 2,048,000

Por lo tanto, el cálculo de la métrica EIGRP para la ruta inferior es como sigue:

metric = bandwidth + delaymetric = 10,000,000 + 2,048,000metric = 12,048,000

Por lo tanto, el router A elige el caminode bajo, con una métrica de 12.048.000, sobre el camino de la parte superior, con una métrica de 41.536.000. Router A instala el camino de abajo con un router del siguiente salto de X y una métrica de 12.048.000 en la tabla de enrutamiento IP.

El cuello de botella a lo largo de la ruta de la parte superior, el enlace de 64 kbps, puede explicar por qué el router toma el camino de abajo. Este enlace lento significa que la tasa de transferencia al Router D sería un máximo de 64 kbps. A lo largo del camino de abajo, la velocidad más baja es de 256 kbps, lo que la tasa de rendimiento de hasta esa velocidad. Por lo tanto, el camino inferior representa una mejor opción, por ejemplo para mover rápidamente archivos de gran tamaño.

Esta sección concluye la discusión de la terminología y funcionamiento de EIGRP. El resto del capítulo se analiza la planificación, configuración y verificación de la implementación de EIGRP.