Enhanced Interior Gateway Routing Protocol...correções. Para usar o Output Interpreter, deve-se...

Enhanced Interior Gateway Routing Protocol Interativo: Este documento oferece uma análise personalizada do seu dispositivoCisco. Índice

Introdução Teoria de Operação EIGRP Principais Revisões do Protocolo Teoria Básica Descoberta e Manutenção de Vizinho Criando a Tabela de Topologia Métricas do EIGRP Distância Factível, Distância Informada e Sucessor Possível Decidindo se um Caminho é Sem Circuito Horizonte Dividido e Poison Reverse Modo de inicialização Alteração da tabela de topologia Consultas Rotas “stuck in active” (travadas em modo ativo) Solução de Problemas de rotas SIA Redistribuição Redistribuição entre dois sistemas EIGRP autônomos Redistribuição entre EIGRP e IGRP em dois sistemas autônomos diferentes Redistribuição Entre EIGRP e IGRP no Mesmo Sistema Autônomo Redistribuição Para Outros Protocolos e De Outros Protocolos Redistribuição de Rotas Estáticas em Interfaces Sumarização Sumarização Automática Sumarização Manual Sumarização automática de rotas externas Processamento e Intervalo de Consulta Como os Pontos de Sumarização Afetam o Intervalo de Consulta Como os Limites do Sistema Autônomo Afetam o Intervalo de Consulta Como as Listas de Distribuição Afetam o Intervalo de Consulta Pacotes de Ritmo Roteamento Padrão Função de Balanceamento de Carga Usando as Métricas Usando Tarefas Administrativas na Redistribuição Compreendendo a Saída de Comando EIGRP show ip eigrp topology show ip eigrp topology <network> show ip eigrp topology [active | pending | zero-successors] show ip eigrp topology all-links Informações Relacionadas

Introdução O Enhanced Interior Gateway Routing Protocol (EIGRP) é um protocolo de gateway interioradequado para várias topologias e mídias diferentes. Em uma rede bem desenhada, o EIGRP ébem dimensionado e fornece tempos de convergência extremamente rápidos, com um mínimo detráfego de rede. Teoria de Operação EIGRP Algumas das muitas vantagens do EIGRP são:

uso muito baixo dos recursos de rede durante a operação normal; apenas pacotes desaudação são transmitidos em uma rede estável quando ocorre uma alteração, apenas as alterações da tabela de roteamento sãopropagadas, não a tabela de roteamento inteira; isso reduz a carga que o próprio protocolode roteamento coloca na rede tempos de convergência rápida para alterações na topologia da rede (em algumas situaçõesa convergência pode ser quase instantânea)

O EIGRP é um protocolo de vetor de distância avançado, que depende do DUAL (DiffusedUpdate Algorithm) para calcular o caminho mais curto até um destino na rede. Principais Revisões do Protocolo Há duas revisões principais do EIGRP:, versões 0 e 1. Versões do Cisco IOS anteriores àsversões 10.3(11), 11.0(8) e 11.1(3) executam a versão anterior do EIGRP; algumas explicaçõesneste documento talvez não se apliquem a essa versão anterior. É altamente recomendadoutilizar a versão mais recente do EIGRP, pois ela inclui muitas melhorias de estabilidade edesempenho. Teoria Básica Um protocolo de vetor de distância típico salva as informações a seguir quando computa o melhorcaminho para um destino: a distância (métrica ou distância total, como contagem de nós) e ovetor (o salto seguinte). Por exemplo, todos os roteadores da rede na Figura 1 estão executandoo Routing Information Protocol (RIP). O Roteador 2 escolhe o caminho para a Rede Aexaminando a contagem de nós até cada caminho disponível.

Como o caminho até o Roteador 3 é de três saltos e o caminho até o Roteador 1 é de dois saltos,o Roteador 2 escolhe o caminho até o 1 e descarta as informações obtidas até o 3. Se o caminhoentre o Roteador 1 e a Rede A ficar inativo, o Roteador 2 perderá toda a conectividade com essedestino até que se esgote o tempo da rota da respectiva tabela de roteamento (três períodos deatualização ou 90 segundos), e o Roteador 3 anunciará novamente a rota (o que ocorre a cada 30segundos em RIP). Sem incluir qualquer tempo de espera, será necessário entre 90 a 120segundos para o Roteador 2 comutar o caminho do Roteador um para o Roteador 3. O EIGRP, em lugar de contar as atualizações periódicas completas para a reconvergência, criauma tabela de topologia de cada um dos anúncios de seus vizinhos (em lugar de descartar osdados) e faz a convergência procurando uma rota provavelmente sem circuito na tabela datopologia ou, caso não conheça outra rota, consultando seus vizinhos. O Roteador 2 salva asinformações recebidas dos Roteadores 1 e 3. Ele escolhe o caminho por meio de 1 como omelhor caminho (o sucessor e o caminho por meio de 3 como o caminho sem circuito (umpossível sucessor). Quando o caminho pelo roteador 1 estiver indisponível, o roteador 2examinará sua tabela de topologia e, ao localizar um sucessor adequado, começará a usar ocaminho pelo 3 imediatamente. Desta explicação rápida, fica evidente que o EIGRP deve oferecer:

um sistema em que ele envie apenas as atualizações necessárias em um determinadomomento; isso é conseguido por meio de descoberta e manutenção de vizinho um modo de determinar quais os caminhos que um roteador aprendeu são sem circuito um processo para limpar rotas incorretas das tabelas de topologia de todos os roteadores darede um processo para consultar vizinhos e encontrar caminhos para destinos perdidos

Abordaremos cada um desses requisitos separadamente.

Descoberta e Manutenção de Vizinho Para distribuir informações de roteamento em uma rede, o EIGRP utiliza atualizações deroteamento incrementais não periódicas. Ou seja, o EIGRP só envia atualizações de roteamentosobre caminhos alterados quando esses caminhos tiverem sido alterados. O problema básico com o envio apenas de atualizações de roteamento é que você pode nãosaber quando um caminho até um roteador vizinho não está mais disponível. Você não podedeterminar o tempo das rotas, esperando receber uma nova tabela de roteamento de seusvizinhos. O EIGRP conta com relacionamento vizinhos para propagar, de modo confiável, asalterações da tabela de roteamento por toda a rede; dois roteadores tornam-se vizinhos quandoeles detectam os pacotes de saudação um do outro em uma rede comum. O EIGRP envia pacotes de saudação a cada 5 segundos em links de largura de banda alta e acada 60 segundos em enlaces de multiponto de largura de banda baixa.

Saudação de 5 segundos:

mídia de broadcast, como Ethernet, Token Ring e FDDI links seriais ponto a ponto, como circuitos concedidos PPP ou HDLC, subinterfaces pontoa ponto de Frame Relay e subinterface ponto a ponto ATM. circuitos multiponto com largura de banda elevada (superior a T1), como ISDN PRI eFrame Relay

Saudação de 60 segundos:

A largura de banda T1 de circuitos multiponto ou mais lentos, como interfaces multipontode Frame Relay, interfaces multiponto de ATM, circuitos virtuais comutados de ATM eBRIs de ISDN

The rate at which EIGRP sends hello packets is called the hello interval, and you can adjust it perinterface with the ip hello-interval eigrp command. The hold time is the amount of time that a routerwill consider a neighbor alive without receiving a hello packet. The hold time is typically threetimes the hello interval, by default, 15 seconds and 180 seconds. You can adjust the hold timewith the ip hold-time eigrp command. Observe que, se você alterar o intervalo de saudação, o tempo de espera não será ajustadoautomaticamente para cálculo dessa alteração - você deverá ajustar manualmente o tempo deespera para refletir o intervalo de saudação configurado. Épossível para dois roteadores tornarem-se vizinhos EIGRP, embora os cronômetros desaudação e de espera não coincidam. O tempo de espera é incluído nos pacotes de saudação,assim, cada vizinho deverá permanecer ativo, embora o intervalo de saudação e os cronômetrosde espera não coincidam. Embora não haja um modo direto de determinar o intervalo de saudação que se encontra em umroteador, é possível deduzi-lo, na saída de show ip eigrp neighbor, no roteador vizinho.

Se você tiver a saída de um comando show ip eigrp neighbor do seu dispositivo Cisco, você podeusar o Output Interpreter (clientes registrados somente) para exibir problemas potenciais ecorreções. Para usar o Output Interpreter, deve-se ter o JavaScript ativado.

router# show ip eigrp neighbor

IP-EIGRP neighbors for process 1

H Address Interface Hold Uptime SRTT RTO Q Seq Type

(sec) (ms) Cnt Num

1 10.1.1.2 Et1 13 12:00:53 12 300 0 620

0 10.1.2.2 S0 174 12:00:56 17 200 0 645

rp-2514aa# show ip eigrp neighbor



(sec) (ms) Cnt Num

1 10.1.1.2 Et1 12 12:00:55 12 300 0 620

0 10.1.2.2 S0 173 12:00:57 17 200 0 645




(sec) (ms) Cnt Num

1 10.1.1.2 Et1 11 12:00:56 12 300 0 620

0 10.1.2.2 S0 172 12:00:58 17 200 0 645

O valor na coluna Hold da saída do comando nunca deve exceder o tempo de espera e nuncadeve ser menor do que o tempo de espera menos o intervalo de saudação (a menos, é claro, quevocê esteja perdendo pacotes de saudação). Se a coluna de espera geralmente varia entre 10 e15 segundos, o intervalo de saudação é de 5 segundos e o tempo de espera é de 15 segundos.Se a coluna de espera geralmente tem um intervalo mais amplo - entre 120 e 180 segundos - ointervalo de saudação é de 60 segundos e o tempo de espera é de 180 segundos. Se os númerosparecem não se encaixar em uma das configurações padrão do cronômetro, verifique a interfaceem questão, no roteador vizinho – os cronômetros de saudação e de espera podem ter sidoconfigurados manualmente. Observação:

O EIGRP não cria relacionamentos de peer em endereços secundários. Todo o tráfego deEIGRP tem origem no endereço principal da interface. Ao configurar o EIGRP por uma rede Frame Relay multiacesso (ponto a multiponto etc.),configure a palavra-chave broadcast nas instruções de frame-relay map. Sem a palavra-chave broadcast, as adjacências não seriam estabelecidas entre dois roteadores EIGRP.Para obter mais informações, consulte Configurando e Solucionando Problemas de FrameRelay. Não há limitações quanto ao número de vizinhos que o EIGRP pode suportar. O número realde vizinhos suportados depende da capacidade do dispositivo, como por exemplo:

https://www.cisco.com/cgi-bin/Support/OutputInterpreter/home.pl

http://tools.cisco.com/RPF/register/register.do

/en/US/tech/tk713/tk237/technologies_tech_note09186a008014f8a7.shtml

/en/US/tech/tk713/tk237/technologies_tech_note09186a008014f8a7.shtml

capacidade de memória potência de processamento quantidade de informações trocadas, como o número de rotas enviadas complexidade da topologia estabilidade de rede

Criando a Tabela de Topologia Agora que estes roteadores estão conversando um com o outro, qual é o assunto da conversa?As tabelas de topologia, obviamente. O EIGRP, diferente do RIP e do IGRP, não confia na tabelade roteamento (ou encaminhamento) do roteador para manter todas as informações necessáriaspara sua operação. Em vez disso, cria uma segunda tabela, a tabela de topologias, a partir daqual instala rotas na tabela de roteamentos. Observação: A partir das versões 12.0T e 12.1do Cisco IOS, o RIP mantém seu próprio banco dedados a partir do qual instala rotas na tabela de roteamento. Para ver o formato básico da tabela de topologia em um roteador com o EIGRP em execução,emita o comando show ip eigrp topology. A tabela de topologia contém as informaçõesnecessárias à criação de um conjunto de distâncias e vetores para cada rede alcançável,incluindo:

menor largura de banda no caminho para esse destino, conforme reportado pelo vizinhoupstream retardo total confiabilidade do caminho carga do trajeto unidade de transmissão máxima de caminho mínimo (MTU) distância factível distância informada origem de rota (rotas externas são marcadas)

Distância factível e distância informada são abordadas posteriormente nesta seção.

Se você tiver a saída de um comando show ip eigrp topology do seu dispositivo Cisco, você podeusar o Output Interpreter (clientes registrados somente) para exibir problemas potenciais ecorreções. Para usar o Output Interpreter, deve-se ter o JavaScript ativado. Métricas do EIGRP O EIGRP usa a largura de banda mínima no caminho para uma rede de destino e o retardo totalpara computar métricas de roteamento. Embora você possa configurar outras métricas, nãorecomendamos essa prática, pois ela pode ocasionar circuitos de roteamento na rede. Asmétricas de largura de banda e de retardo são determinadas a partir de valores configurados nasinterfaces de roteadores, no caminho em direção à rede de destino. Por exemplo, na Figura 2 abaixo, o Roteador 1 está computando o melhor caminho para a RedeA.

Ele começa com os dois anúncios para esta rede: um até o Roteador 4, com uma largura debanda mínima de 56 e um retardo total de 2200, e o outro até o Roteador 3, com uma largura debanda mínima de 128 e um retardo de 1200. O Roteador 1 escolhe o caminho com a menormétrica. Vamos computar as métricas. O EIGRP calcula a métrica total dimensionando as métricas delargura de banda e de retardo. O EIGRP usa a seguinte fórmula para dimensionar a largura debanda:

Largura de banda = (10000000/largura de banda(i)) * 256 onde bandwidth(i) é a única largura de banda de todas as interfaces de saída na rota para arede de destino representada em quilobits.

O EIGRP usa a seguinte fórmula para dimensionar o retardo:

retardo = retardo(i) * 256(i) em que delay(i) é a soma dos retardos configurados nas interfaces, na rota para a rede de

https://www.cisco.com/cgi-bin/Support/OutputInterpreter/home.pl

http://tools.cisco.com/RPF/register/register.do

destino, em dezenas de microssegundos. O retardo como mostrado nos comandos show ipeigrp topology ou show interface estão em microssegundos, portanto, você precisa dividir por10 antes de usá-lo nesta fórmula. Ao longo deste documento, o retardo é utilizado da formacomo configurado e mostrado na interface.

O EIGRP usa estes valores dimensionados para determinar a métrica total para a rede:

métrica = [K1 * largura de banda + (K2 * largura de banda) / (256 - carga) + K3 * atraso] * [K5/ (confiabilidade + K4)]

Observação: Esses valores K devem ser usados depois de um planejamento cuidadoso. Valores K incompatíveis impedem que um relacionamento vizinho seja criado, o que pode fazer com quea rede falhe na convergência. Observação: Se K5 = 0, a fórmula reduz para a Métrica = [k1 * largura de banda + (k2 * largura debanda)/(256 - carga) + k3 * atraso]. Os valores padrão para K são:

K1 = 1 K2 = 0 K3 = 1 K4 = 0 K5 = 0

Para o comportamento padrão, você pode simplificar a fórmula como a seguir:




(sec) (ms) Cnt Num

1 10.1.1.2 Et1 13 12:00:53 12 300 0 620

0 10.1.2.2 S0 174 12:00:56 17 200 0 645




(sec) (ms) Cnt Num

1 10.1.1.2 Et1 12 12:00:55 12 300 0 620

0 10.1.2.2 S0 173 12:00:57 17 200 0 645




(sec) (ms) Cnt Num

1 10.1.1.2 Et1 11 12:00:56 12 300 0 620

0 10.1.2.2 S0 172 12:00:58 17 200 0 645

Os roteadores Cisco não realizam cálculos de ponto flutuante; por isso, em cada estágio docálculo, é necessário arredondar para o menor número inteiro mais próximo para calcular amétrica corretamente. Neste exemplo, o custo total até o Roteador 4 é de: Neste exemplo, o custo total até o Roteador 4 é de:




(sec) (ms) Cnt Num

1 10.1.1.2 Et1 13 12:00:53 12 300 0 620

0 10.1.2.2 S0 174 12:00:56 17 200 0 645




(sec) (ms) Cnt Num

1 10.1.1.2 Et1 12 12:00:55 12 300 0 620

0 10.1.2.2 S0 173 12:00:57 17 200 0 645




(sec) (ms) Cnt Num

1 10.1.1.2 Et1 11 12:00:56 12 300 0 620

0 10.1.2.2 S0 172 12:00:58 17 200 0 645

E o custo total até o Roteador 3 é de:




(sec) (ms) Cnt Num

1 10.1.1.2 Et1 13 12:00:53 12 300 0 620

0 10.1.2.2 S0 174 12:00:56 17 200 0 645




(sec) (ms) Cnt Num

1 10.1.1.2 Et1 12 12:00:55 12 300 0 620

0 10.1.2.2 S0 173 12:00:57 17 200 0 645




(sec) (ms) Cnt Num

1 10.1.1.2 Et1 11 12:00:56 12 300 0 620

0 10.1.2.2 S0 172 12:00:58 17 200 0 645

Portanto para alcançar a Rede A, o Roteador Um escolhe a rota no Roteador Três. Observe que os valores de largura de banda e de retardo que usamos são os valoresconfigurados na interface através da qual o roteador alcança seu próximo salto em direção à redede destino. Por exemplo, o Roteador 2 anunciou a Rede A com o retardo configurado em suainterface Ethernet; o Roteador 4 adicionou o retardo configurado em sua Ethernet e o Roteador 1adicionou o retardo configurado em seu serial. Distância Factível, Distância Informada e Sucessor Possível A distância factível é a melhor métrica ao longo de um caminho para uma rede de destino,incluindo a métrica para o vizinho que anuncia esse caminho. A distância informada é a mediçãototal ao longo de um caminho para uma rede de destino conforme anunciado por um vizinhoupstream. O sucessor possível é um caminho cuja distância informada é inferior à distânciafactível (melhor caminho atual). A Figura 3 ilustra esse processo:

O Roteador 1 detecta que ele não tem rotas para a Rede A: um através do roteador três e outroatravés do roteador quatro.

A rota até o Roteador 4 tem um custo de 46277376 e uma distância informada de 307200. A rota até o Roteador 4 tem um custo de 46277376 e uma distância informada de 307200.

Observe que, em cada caso, o EIGRP calcula a distância informada do roteador que anuncia arota para a rede. Em outras palavras, a distância informada do Roteador Quatro é a métrica parachegar à Rede A do Roteador Quatro, e a distância informada do Roteador Três é a métrica para

chegar à Rede A do Roteador Três. O EIGRP seleciona a rota através do roteador três como omelhor caminho e utiliza a métrica através do roteador três como a distância factível. Como adistância informada para esta rede pelo Roteador quatro é menor do que a distância factível, oRoteador um considera o caminho pelo Roteador quatro um sucessor possível. Quando o link entre os Roteadores 1 e 3 é desativado, o Roteador 1 examina cada caminho queconhece para a Rede A e descobre que há sucessor possível por meio do Roteador 4. ORoteador 1 usa essa rota, utilizando a métrica por meio do Roteador 4 como a nova distânciafactível. A rede converge instantaneamente e as atualizações dos vizinhos downstream são oúnico tráfego do protocolo de roteamento. Vejamos um cenário mais complexo, mostrado na Figura 4.

Há duas rotas para a Rede A a partir do Roteador 1: uma até o Roteador 2, com métrica de46789376 e outra até o Roteador 4, com métrica de 20307200. O Roteador 1 escolhe a menordessas duas métricas como a sua rota para a Rede A, e essa métrica se torna a distância factível.Em seguida, analisemos o caminho até a Rota 2, para ver se ele se qualifica como um sucessorpossível. A distância informada do roteador dois é 46277376, que é maior do que a distânciafactível, portanto, este caminho não é um sucessor possível. A essa altura, se você precisasseolhar na tabela de topologia do Roteador 1 (por meio de show ip eigrp topology), você veriaapenas uma entrada para a Rede A até o Roteador 4. (Na verdade, há duas entradas na tabelade topologia no Roteador 1, mas apenas uma será um sucessor possível, portanto, a outra nãoserá exibida na show ip eigrp topology; você pode ver as rotas que não são sucessores possíveis,por meio de show ip eigrp topology all-links). Vamos supor que o link entre os Roteadores 1 e 4 esteja desativado. O Roteador 1 detecta terpedido sua única rota para a Rede A, e consulta cada um de seus vizinhos (nesse caso, apenas oRoteador 2) para ver se eles têm uma rota para a Rede A. Como o Roteador 2 tem uma rota paraa Rede A, ele responde à consulta. Como o Roteador Um não possui mais a melhor rota até oRoteador Quatro, ele aceita a rota até o Roteador Dois para a Rede A. Decidindo se um Caminho é Sem Circuito De que forma o EIGRP usa os conceitos de distância factível, distância informada e sucessorpossível para determinar se um caminho é válido, e não um circuito? Na Figura 4a, o Roteador 3examina as rotas para a Rede A. Como o horizonte dividido está desativado (por exemplo, se

estas forem interfaces de Frame Relay), o Roteador 3 mostra três rotas para a Rede A: até oRoteador 4, até o Roteador 2 (o caminho é 2, 1, 3, 4) e ate o Roteador 1 (o caminho é 1, 2, 3, 4).

Se o roteador 3 aceitar todas essas rotas, ocorrerá um circuito de roteamento. O Roteador 3acredita poder chegar até a Rede A pelo Roteador 2, mas o caminho até o Roteador 2 passa peloRoteador 3 para chegar à Rede A. Se a conexão entre o Roteador 4 e o Roteador 3 fordesativada, o Roteador 3 acreditará poder chegar até a Rede A por um dos outros caminhos,mas, por causa das regras para determinação de sucessores possíveis, ele nunca usará essescaminhos alternativos. Vejamos as métricas para entender por quê:

métrica total até a Rede A pela Rota 4: 20281600 métrica total até a Rede A pela Rota 2: 47019776 métrica total até a Rede A pela Rota 1: 47019776

Como o caminho até o Roteador 4 tem a melhor métrica, o Roteador 3 instala essa rota na tabelade encaminhamento e usa 20281600 como a distância factível até a Rede A. O Roteador 3 entãocomputa a distância informada até a Rede A pelos Roteadores 2 e 1. 47019776 para o caminhopelo Roteador 2 e 47019776 para o caminho pelo Roteador 1. Como as duas métricas sãosuperiores à distância factível, o Roteador 3 não instala nenhuma das rotas como um sucessorpossível para a Rede A. Imagine que o link entre os Roteadores 3 e 4 esteja desativado. O Roteador três consulta cadaum de seus vizinhos em busca de uma rota alternativa para a Rede A. O roteador dois recebe aconsulta e, como ela vem de seu sucessor, pesquisa cada uma das outras entradas de sua tabelade topologia para ver se há um sucessor adequado. A única outra entrada na tabela de topologiaé do Roteador 1, com uma distância informada igual à última melhor métrica conhecida peloRoteador 3. Como a distância informada por meio do Roteador 1 não é inferior à última distânciafactível conhecida, o Roteador 2 marca a rota como inalcançável e consulta cada um de seusvizinhos - nesse caso, apenas o Roteador 1 - para obter um caminho para a Rede A. O Roteador 3 também envia uma consulta da Rede A para o Roteador 1. O Roteador Umexamina a tabela de topologia e percebe que o outro único caminho para a Rede A é através doRoteador Dois com uma distância informada igual à última distância factível conhecida através doRoteador Três. Mais uma vez, como a distância informada pelo Roteador 2 não é inferior à últimadistância factível conhecida, esse roteador não é um sucessor possível. O Roteador Um marca arota como inalcançável e consulta seu único vizinho, o Roteador Dois, sobre um caminho para a

Rede A. Esse é o primeiro nível das consultas. O Roteador 3 consultou cada um dos vizinhos, em umatentativa de encontrar uma rota para a Rede A. Os Roteadores 1 e 2, por sua vez, marcaram arota como inalcançável e consultaram cada um dos seus vizinhos restantes, em uma tentativa deencontrar um caminho para a Rede A. Quando o Roteador 2 recebe a consulta do Roteador 1, eleexamina a topologia da tabela de topologia e observa que o destino está marcado comoinalcançável. O Roteador 2 responde para o Roteador 1 que a Rede A é inalcançável. Quando oroteador 1 recebe a consulta do roteador 2, ele envia de volta uma resposta informando que arede A não pode ser alcançada. Agora os Roteadores 1 e 2 concluíram, ambos, que a Rede A éinalcançável, e eles respondem à consulta original do Roteador 3. A rede convergiu, e todas asrotas retornam ao estado passivo. Horizonte Dividido e Poison Reverse No exemplo anterior, supomos que o horizonte dividido não estava em vigor, para mostrar como oEIGRP utiliza a distância factível e a distância informada para determinar a probabilidade de umarota ser um circuito. Em alguns casos, no entanto, o EIGRP usa o horizonte dividido para evitarcircuitos de roteamento, também. Antes de tratar dos detalhes de como o EIGRP usa o horizontedividido, vamos rever o que é e como funciona o split horizon. A regra de horizonte dividido diz:

Nunca anuncie uma rota fora da interface por meio da qual você a aprendeu.

Por exemplo, na Figura 4a, se o Roteador 1 estiver conectado aos Roteadores 2 e 3 por umaúnica interface multiponto (como Frame Relay) e o Roteador 1 aprendeu sobre a Rede A doRoteador 2, ele não anunciará a rota para a Rede A de volta para a mesma interface para oRoteador 3. O Roteador 1 supõe que o Roteador 3 aprenda sobre a Rede A diretamente doRoteador 2.

O poison é outra forma de evitar circuitos de roteamento. A regra diz:

Assim que você identificar uma rota por meio de uma interface, anuncie-a como inacessívelpor meio da mesma interface.

Digamos que os roteadores na Figura 4a estejam com a opção poison reverse habilitada. Quandoo Roteador 1 identifica a Rede A à partir do Roteador 2, ele anuncia a Rede A como sendo dealcance impossível através de seu enlace para os Roteadores 2 e 3. O Roteador 3, se mostrar

algum caminho para a Rede A pelo Roteador 1, remove esse caminho por causa do anúncio deinalcançável. O EIGRP combina essas duas regras para ajudar a evitar circuitos de roteamento. O EIGRP usa horizonte dividido ou anuncia uma rota como inalcançável quando:

dois roteadores estão em modo de inicialização (trocando tabelas de topologia pela primeiravez) anuncia uma alteração na tabela de topologia enviando uma consulta

Examinemos cada uma dessas situações. Modo de inicialização Quando dois roteadores se tornarem vizinhos pela primeira vez, eles trocam tabelas de topologiadurante o modo de inicialização. Para cada entrada de tabela que um roteador recebe durante omodo de inicialização, ele anuncia a mesma entrada de volta para o seu novo vizinho com umamétrica máxima (poison route). Alteração da tabela de topologia Na Figura 5, o Roteador 1 usa a variância para balancear o tráfego destinado à Rede A, entre osdois links seriais – o link de 56k entre os Roteadores 2 e 4, e o link de 128k, entre os Roteadores3 e 4 (consulte a seção Balanceamento de carga para obter um esclarecimento sobre variação).

O Roteador 2 vê o caminho até o Roteador Três como um sucessor possível. Se o link entre osRoteadores 2 e 4 for desativado, o Roteador 2 simplesmente faz a nova convergência no caminhoaté o Roteador 3. Como a regra horizonte dividido declara que você nunca deve anunciar umarota fora da interface por meio da qual a conheceu, o Roteador dois normalmente não enviariauma atualização. No entanto, isso deixa o Roteador um com uma entrada de tabela de topologiainválida. Quando um roteador altera a tabela de topologia de modo a alterar a interface através da

qual alcança a rede, ele desativa o horizonte dividido e o poison reverse da rota antiga em todasas interfaces. Nesse caso, o Roteador Dois desativa o horizonte dividido para essa rota e anunciaa Rede A como inalcançável. O Roteador 1 ouve esse anúncio e libera sua rota para a Rede Apor meio do Roteador 2, a partir da sua tabela de roteamento. Consultas As consultas resultam em um horizonte dividido apenas quando um roteador receber umaconsulta ou atualização do sucessor que está usando para o destino na consulta. Vejamos a redena Figura 6.

O Roteador 3 recebe uma consulta a respeito de 10.1.2.0/24 (que ele alcança por meio doRoteador 1) do Roteador 4. Se o 3 não tem um sucessor para esse destino em razão de umasincronização de link ou outra condição temporária de rede, ele envia uma consulta a cada umdos vizinhos, nesse caso, os Roteadores 1, 2 e 4. Se, no entanto, o Roteador 3 receber umaconsulta ou atualização (como uma alteração de métrica) do Roteador 1 para o destino10.1.2.0/24, ele não enviará uma consulta de volta ao Roteador 1, porque o Roteador 1 é o seusucessor nessa rede. Em vez disso, ele envia consultas apenas aos Roteadores 2 e 4. Rotas “stuck in active” (travadas em modo ativo) Às vezes, as consultas demoram muito a ser respondidas. Se, efetivamente, o roteador queemitiu a consulta desistir e limpar sua conexão para o roteador que não está respondendo,reiniciando, efetivamente, a sessão vizinha. Isso é conhecido como uma rota Stuck-In-Active(SIA). As rotas SIA mais básicas ocorrem quando uma consulta demora muito para chegar àoutra extremidade da rede, e para uma resposta retornar. Por exemplo, na Figura 7, o Roteador 1está gravando um grande número de roteadores SIA do Roteador 2.

Depois de um pouco de investigação, o problema é reduzido para o retardo no link por satéliteentre os roteadores dois e três. Existem duas soluções possíveis para esse tipo de problema. Aprimeira é aumentar a quantidade de tempo que o roteador espera após o envio de uma consultaantes de declarar a rota SIA. Você pode alterar essa configuração, utilizando o comando timersactive-time. A melhor solução, no entanto, é recriar a rede para reduzir o intervalo de consultas (poucasconsultas passam pelo link do satélite). O intervalo de consulta é coberto na seção Intervalo deconsulta. Porém, o intervalo de consulta em si não é uma razão comum para rotas SIAinformadas. Com mais freqüência, um roteador na rede não é capaz de responder a uma consultapor um destes motivos:

o roteador está muito ocupado para responder à consulta (geralmente, devido a umautilização elevada da CPU) o roteador está com problemas de memória e não é possível alocar a memória paraprocessar a consulta ou construir o pacote de resposta o circuito entre os dois roteadores não está em boas condições - pacotes suficientes sãopassados para manter o relacionamento vizinho ativo, mas algumas consultas ou respostasestão sendo perdidas entre os roteadores links unidirecionais (um link em que o tráfego só pode fluir em uma direção, devido a umafalha)

Solução de Problemas de rotas SIA A solução de problemas de rotas SIA normalmente é um processo de três passos:

Encontrar as rotas reportadas consistentemente como SIA. Encontrar o roteador que esteja falhando consistentemente em responder a consultasdessas rotas. Descubra o motivo pelo qual o roteador não está recebendo nem respondendo consultas.

O primeiro passo deve ser bastante simples. Se você estiver registrando mensagens de console,uma investigação rápida do log indicará que rotas são marcadas SIA com mais freqüência. Osegundo passo é mais difícil. O comando que reúne essas informações é o show ip eigrp topology

active:




(sec) (ms) Cnt Num

1 10.1.1.2 Et1 13 12:00:53 12 300 0 620

0 10.1.2.2 S0 174 12:00:56 17 200 0 645




(sec) (ms) Cnt Num

1 10.1.1.2 Et1 12 12:00:55 12 300 0 620

0 10.1.2.2 S0 173 12:00:57 17 200 0 645




(sec) (ms) Cnt Num

1 10.1.1.2 Et1 11 12:00:56 12 300 0 620

0 10.1.2.2 S0 172 12:00:58 17 200 0 645

Os vizinhos que exibem um R, ainda têm que responder (o temporizador ativo mostra por quantotempo a rota esteve ativa). Observe que esses vizinhos podem não aparecer na seção Respostasrestantes, mas podem aparecer entre os demais RDBs. Preste atenção especial às rotas quepossuem respostas pendentes e que estão ativas há algum tempo, geralmente, de dois a trêsminutos. Execute esse comando diversas vezes e você começará a ver quais vizinhos não estãorespondendo às consultas (ou quais interfaces parecem ter muitas consultas não respondidas).Examine esse vizinho para ver se ele está aguardando consistentemente por respostas de algumdos respectivos vizinhos. Repita esse processo até encontrar o roteador que não estejarespondendo consistentemente a consultas. Você pode procurar problemas no link para essevizinho, essa utilização de memória ou CPU ou outro problema com esse vizinho. Se você passar por uma situação em que o intervalo de consulta pareça ser o problema, ésempre melhor reduzir o intervalo de consulta do que aumentar o temporizador SIA. Redistribuição Esta seção examina diferentes cenários que envolvem redistribuição. Os exemplos abaixomostram o mínimo necessário para configurar a redistribuição. A redistribuição pode causarproblemas potenciais, como o roteamento não otimizado, os circuitos de roteamento ou aconvergência lenta. Para evitar esses problemas, consulte “Evitando Problemas devidos àRedistribuição” em Redistributing Routing Protocols (Redistribuindo protocolos de roteamento) Redistribuição entre dois sistemas EIGRP autônomos Na Figura 8, os roteadores são configurado da seguinte maneira:

Roteador 1




(sec) (ms) Cnt Num

1 10.1.1.2 Et1 13 12:00:53 12 300 0 620

0 10.1.2.2 S0 174 12:00:56 17 200 0 645




(sec) (ms) Cnt Num

1 10.1.1.2 Et1 12 12:00:55 12 300 0 620

0 10.1.2.2 S0 173 12:00:57 17 200 0 645




(sec) (ms) Cnt Num

1 10.1.1.2 Et1 11 12:00:56 12 300 0 620

0 10.1.2.2 S0 172 12:00:58 17 200 0 645

Roteador 2




(sec) (ms) Cnt Num

1 10.1.1.2 Et1 13 12:00:53 12 300 0 620

0 10.1.2.2 S0 174 12:00:56 17 200 0 645




(sec) (ms) Cnt Num

1 10.1.1.2 Et1 12 12:00:55 12 300 0 620

0 10.1.2.2 S0 173 12:00:57 17 200 0 645




(sec) (ms) Cnt Num

1 10.1.1.2 Et1 11 12:00:56 12 300 0 620

0 10.1.2.2 S0 172 12:00:58 17 200 0 645

Roteador 3




(sec) (ms) Cnt Num

1 10.1.1.2 Et1 13 12:00:53 12 300 0 620

0 10.1.2.2 S0 174 12:00:56 17 200 0 645




(sec) (ms) Cnt Num

1 10.1.1.2 Et1 12 12:00:55 12 300 0 620

0 10.1.2.2 S0 173 12:00:57 17 200 0 645




(sec) (ms) Cnt Num

1 10.1.1.2 Et1 11 12:00:56 12 300 0 620

0 10.1.2.2 S0 172 12:00:58 17 200 0 645

O Roteador 3 está anunciando a rede 10.1.2.0/24 para o Roteador 2 por meio do sistemaautônomo 1000; o Roteador 2 está redistribuindo essa rota no sistema autônomo 2000 eanunciando este ao Roteador 1. Observação: As rotas do EIGRP 1000 são rotuladas 1000 antes de serem redistribuídas para oEIGRP 2000. Quando as rotas do EIGRP 2000 forem redistribuídas de volta ao EIGRP 1000, asrotas com rótulos 1000 serão negadas, para garantir uma topologia sem loop. Para obter maisinformações sobre a redistribuição entre protocolos de roteamento, consulte RedistributingRouting Protocols (Redistribuindo Protocolos de Roteamento). No roteador 1, vemos:

one# show ip eigrp topology 10.1.2.0 255.255.255.0

IP-EIGRP topology entry for 10.1.2.0/24

State is Passive, Query origin flag is 1, 1 Successor(s), FD is 46763776

Routing Descriptor Blocks:

20.1.1.1 (Serial0), from 20.1.1.1, Send flag is 0x0

Composite metric is (46763776/46251776), Route is External

/en/US/tech/tk365/technologies_tech_note09186a008009487e.shtml

/en/US/tech/tk365/technologies_tech_note09186a008009487e.shtml

Vector metric:

Minimum bandwidth is 56 Kbit

Total delay is 41000 microseconds

Reliability is 255/255

Load is 1/255

Minimum MTU is 1500

Hop count is 2

External data:

Originating router is 10.1.2.1

AS number of route is 1000

External protocol is EIGRP, external metric is 46251776

Administrator tag is 1000 (0x000003E8)

Observe que, embora o link entre os Roteadores 1 e 2 tenha uma largura de banda de 1,544Mb,a largura de banda mínima mostrada nessa entrada da tabela de topologia é de 56k. Isso significaque o EIGRP preserva todas as métricas ao redistribuir entre dois sistemas autônomos EIGRP. Redistribuição entre EIGRP e IGRP em dois sistemas autônomos diferentes Na Figura 9, alteramos as configurações da seguinte maneira:

Roteador 1







Vector metric:




Load is 1/255

Minimum MTU is 1500

Hop count is 2

External data:





Roteador 2







Vector metric:




Load is 1/255

Minimum MTU is 1500

Hop count is 2

External data:





Roteador 3







Vector metric:




Load is 1/255

Minimum MTU is 1500

Hop count is 2

External data:





A configuração do Roteador 1 é exibida abaixo:







Vector metric:




Load is 1/255

Minimum MTU is 1500

Hop count is 1

External data:



External protocol is IGRP, external metric is 180671


As métricas de IGRP são preservadas quando as rotas são redistribuídas no EIGRP com umsistema diferente autônomo, mas são dimensionadas com a multiplicação da métrica IGRP pelaconstante 256. Existe uma advertência à redistribuição entre IGRP e EIGRP que deve serobservada. Se a rede estiver diretamente conectada ao roteador que está realizando aredistribuição, ele anunciará a rota com a métrica de 1. Por exemplo, a rede 10.1.1.0/24 está diretamente conectada ao Roteador Dois e o IGRP estáfazendo o roteamento para essa rede (há uma instrução de rede sob o roteador de IGRP quecompreende essa interface). O EIGRP não está fazendo roteamento para essa rede, contudoestá aprendendo sobre a interface diretamente conectada por meio da redistribuição do IGRP. Noroteador um, a entrada da tabela de topologia para 10.1.1.0/24 mostra:







Vector metric:




Load is 1/255

Minimum MTU is 1500

Hop count is 1

External data:





Observe que a distância informada do roteador dois, que está em negrito, é 1". Redistribuição Entre EIGRP e IGRP no Mesmo Sistema Autônomo As seguintes alterações foram feitas às configurações do roteador na Figura 10:

Roteador 1







Vector metric:




Load is 1/255

Minimum MTU is 1500

Hop count is 1

External data:





Roteador 2







Vector metric:




Load is 1/255

Minimum MTU is 1500

Hop count is 1

External data:





Roteador 3







Vector metric:




Load is 1/255

Minimum MTU is 1500

Hop count is 1

External data:





E o Roteador 1 é configurado desta maneira:







Vector metric:




Load is 1/255

Minimum MTU is 1500

Hop count is 1

External data:




Administrator tag is 0 (0x00000000)

Essa configuração se parece surpreendentemente como a saída anterior quando estávamosredistribuindo entre dois sistemas autônomos diferentes executando o IGRP e o EIGRP. A rede10.1.1.0/24 diretamente conectada é tratada da mesma forma nas duas situações:







Vector metric:




Load is 1/255

Minimum MTU is 1500

Hop count is 1

External data:




Administrator tag is 0 (0x00000000)

Então, essa rede, que está diretamente conectada ao Roteador 1, é redistribuída de IGRP paraEIGRP com uma métrica de 1 - a mesma métrica vista na redistribuição entre dois sistemasautônomos diferentes. Existem duas advertências com a redistribuição EIGRP/IGRP no mesmo sistema autônomo:

Rotas EIGRP internas sempre têm preferência sobre as rotas EIGRP ou IGRP externas. As métricas da rota EIGRP externa são comparadas com as mesmas métricas IGRP (adistância administrativa é ignorada).

Vamos examinar essas advertências da Figura 11:

O Roteador 1 anuncia 10.1.4.0/24 no IGRP do sistema autônomo 100; o Roteador 4 anuncia10.1.4.0/24 como externo no IGRP do sistema autônomo 100; o Roteador 2 executa tanto oEIGRP quanto o IGRP no sistema autônomo 100. Se ignorarmos a rota EIGRP anunciada pelo roteador 4 (desativando o link entre os roteadores 2e 4, por exemplo), o roteador 2 mostra:

two# show ip route 10.1.4.0

Routing entry for 10.1.4.0/24

Known via "igrp 100", distance 100, metric 12001

Redistributing via igrp 100, eigrp 100

Advertised by igrp 100 (self originated)

eigrp 100

Last update from 10.1.1.2 on Serial1, 00:00:42 ago


* 10.1.1.2, from 10.1.1.2, 00:00:42 ago, via Serial1

Route metric is 12001, traffic share count is 1

Total delay is 20010 microseconds, minimum bandwidth is 1000 Kbit

Reliability 1/255, minimum MTU 1 bytes

Loading 1/255, Hops 0

Observe que a distância administrativa é de 100. Quando adicionamos a rota EIGRP, o Roteador2 mostra:



Known via "eigrp 100", distance 170, metric 3072256, type external









Observe que as métricas dessas duas rotas são as mesmas após serem dimensionadas do IGRPpara o EIGRP (consulte a seção Métricas:

12001 x 256 = 3072256

onde 12001, uma métrica IGRP, vai até o Roteador 1; e 3072256, uma métrica EIGRP, vai até oRoteador 4. O roteador Dois prefere a rota externa EIGRP com a mesma métrica (depois de escalar) e umamaior distância administrativa. Isso é verdadeiro sempre que ocorrer redistribuição automáticaentre EIGRP e IGRP dentro do mesmo sistema autônomo. O roteador sempre prefere o caminhocom a métrica de custo mais baixa e ignora a distância administrativa. Redistribuição Para Outros Protocolos e De Outros Protocolos A redistribuição entre EIGRP e outros protocolos – por exemplo, RIP e OSPF – funciona damesma maneira que qualquer outra redistribuição. É sempre melhor usar a métrica padrão aoredistribuir entre protocolos. Você deve estar ciente de dois problemas ao fazer a redistribuiçãoentre EIGRP e outros protocolos:

As rotas redistribuídas no EIGRP não são sempre resumidas - veja a seção Sumarização para obter uma explicação. As rotas externas de EIGRP têm distância administrativa de 170.

Redistribuição de Rotas Estáticas em Interfaces Quando você instala uma rota estática em uma interface e configura uma instrução de redeutilizando o eigrp de roteador, que inclui a rota estática, o EIGRP redistribui essa rota como se elafosse uma interface diretamente conectada. Vejamos a rede na Figura 12.

O roteador um tem uma rota estática para a rede 172.16.1.0/24 configurada por meio da interface

Serial 0:












E o Roteador 1 também tem uma instrução de rede para o destino dessa rota estática:












O Roteador Um redistribui essa rota, mesmo que não redistribua rotas estáticas, porque o EIGRPo considera uma rede diretamente conectada. No Roteador 2, isso se parece com o seguinte:

two# show ip route

....

10.0.0.0/8 is variably subnetted, 2 subnets, 2 masks

C 10.1.1.0/24 is directly connected, Serial0

D 10.1.2.0/24 [90/2169856] via 10.1.1.1, 00:00:47, Serial0

172.16.0.0/24 is subnetted, 1 subnets

D 172.16.1.0 [90/2169856] via 10.1.1.1, 00:00:47, Serial0

Observe que a rota para 172.16.1.0/24 aparece em uma rota EIGRP interna, no Roteador 2. Sumarização Existem dois tipos de sumário no EIGRP: resumos automáticos e sumários de manual. Sumarização Automática O EIGRP executa uma sumarização automática a cada vez que cruza um limite entre duas redesprincipais diferentes. Por exemplo, na Figura 13, o Roteador 2 anuncia apenas a rede 10.0.0.0/8para o Roteador 1, porque a interface que o Roteador 2 usa para alcançar o Roteador 1 encontra-se em uma rede principal diferente.

No Roteador Um, se parece com o seguinte:

one# show ip eigrp topology 10.0.0.0





Composite metric is (11023872/10511872), Route is Internal

Vector metric:




Load is 1/255

Minimum MTU is 1500

Hop count is 1

Esse roteador não está marcado de forma nenhuma como uma rota de sumário; ele tem aaparência de uma rota interna. A métrica é a melhor dentre as rotas resumidas. Observe que alargura de banda mínima nessa rota é de 256k, embora haja links na rede 10.0.0.0 com largurade banda de 56k. No roteador que está realizando a sumarização, uma rota é criada para null0 para o endereçosumarizado:


Routing entry for 10.0.0.0/8, 4 known subnets

Attached (2 connections)

Variably subnetted with 2 masks

Redistributing via eigrp 2000


D 10.1.2.0/24 [90/10537472] via 10.1.1.2, 00:23:24, Serial1

D 10.0.0.0/8 is a summary, 00:23:20, Null0


A rota para 10.0.0.0/8 é marcada como um sumário até Null0. A entrada da tabela de topologiapara essa rota de resumo tem esta aparência:

two# show ip eigrp topology 10.0.0.0




0.0.0.0 (Null0), from 0.0.0.0, Send flag is 0x0

(note: the 0.0.0.0 here means this route is originated by this router)


Vector metric:




Load is 1/255

Minimum MTU is 1500

Hop count is 0

Para fazer o Roteador 2 anunciar os componentes da rede 10.0.0.0 em vez de um sumário,configure para no auto-summary no processo EIGRP, no Roteador 2: No Roteador 2

two# show ip eigrp topology 10.0.0.0




0.0.0.0 (Null0), from 0.0.0.0, Send flag is 0x0

(note: the 0.0.0.0 here means this route is originated by this router)


Vector metric:




Load is 1/255

Minimum MTU is 1500

Hop count is 0

Com o sumário automático desligado, o roteador um agora vê todos os componentes da rede10.0.0.0:

one# show ip eigrp topology

IP-EIGRP Topology Table for process 2000

Codes: P - Passive, A - Active, U - Update, Q - Query, R - Reply,

r - Reply status

P 10.1.3.0/24, 1 successors, FD is 46354176

via 20.1.1.1 (46354176/45842176), Serial0


via 20.1.1.1 (11049472/10537472), Serial0


via 20.1.1.1 (11023872/10511872), Serial0


via Connected, Serial0

Existem algumas advertências ao se lidar com a sumarização de rotas externas que serão

abordadas mais adiante na seção Sumarização automática de rotas externas. Sumarização Manual O EIGRP permite sumarizar rotas internas e externas em praticamente qualquer limite de bitusando o resumo manual. Por exemplo, na Figura 14, o Roteador 2 está resumindo 192.1.1.0/24,192.1.2.0/24 e 192.1.3.0/24 no bloco CIDR 192.1.0.0/22.

A configuração do Roteador 2 é exibida abaixo:

two# show run

....

!

interface Serial0

ip address 10.1.50.1 255.255.255.0

ip summary-address eigrp 2000 192.1.0.0 255.255.252.0

no ip mroute-cache

!

....

two# show ip eigrp topology



r - Reply status


via Connected, Loopback0






via Summary (10511872/0), Null0


via 192.1.1.1 (10639872/128256), Serial1


via 192.1.1.1 (10537472/281600), Serial1

Observe o comando ip summary-address, na interface Serial0, e a rota de sumário via Null0. NoRoteador 1, vemos isso como uma rota interna:




r - Reply status


via 10.1.50.1 (46354176/45842176), Serial0




via 10.1.50.1 (11023872/10511872), Serial0

Sumarização automática de rotas externas O EIGRP não fará o resumo automático das rotas externas, a menos que haja um componente damesma rede principal que seja uma rota interna. Para ilustrar, vejamos a Figura 15.

O Roteador 3 está injetando rotas externas em 192.1.2.0/26 e 192.1.2.64/26 no EIGRP, por meiodo comando redistribute connected, como mostrado nas configurações a seguir. Roteador 3




r - Reply status


via 10.1.50.1 (46354176/45842176), Serial0




via 10.1.50.1 (11023872/10511872), Serial0

Com essa configuração no Roteador Três, a tabela de roteamento no Roteador Um mostra:

one# show ip route

....


D 10.1.2.0 [90/11023872] via 10.1.50.2, 00:02:03, Serial0

C 10.1.50.0 is directly connected, Serial0


D EX 192.1.2.0 [170/11049472] via 10.1.50.2, 00:00:53, Serial0

D EX 192.1.2.64 [170/11049472] via 10.1.50.2, 00:00:53, Serial0

Embora o sumário automático normalmente faça com o que o Roteador 3 sumarize as rotas192.1.2.0/26 e 192.1.2.64/26 em um destino de rede principal (192.1.2.0/24), ele não faz issoporque as duas rotas são externas. No entanto, se você reconfigurar o link entre os Roteadores 2e 3 para 192.1.2.128/26 e adicionar instruções dessa rede nos Roteadores 2 e 3, o sumárioautomático 192.1.2.0/24 será gerado no Roteador 2. Roteador 3

one# show ip route

....


D 10.1.2.0 [90/11023872] via 10.1.50.2, 00:02:03, Serial0



D EX 192.1.2.0 [170/11049472] via 10.1.50.2, 00:00:53, Serial0

D EX 192.1.2.64 [170/11049472] via 10.1.50.2, 00:00:53, Serial0

Agora o roteador dois gera o sumário para 192.1.2.0/24:

two# show ip route

....

D 192.1.2.0/24 is a summary, 00:06:48, Null0

....

E o Roteador Um mostra somente a rota de sumário:

one# show ip route

....



D 192.1.2.0/24 [90/11023872] via 10.1.50.2, 00:00:36, Serial0

Processamento e Intervalo de Consulta Quando um roteador processa a consulta de um vizinho, as seguintes regras se aplicam: Consultade

Estado doroteador Ação

vizinho passivo responder com as informações do

sucessor atual

As ações na tabela acima afetam o intervalo da consulta na rede, determinando quantosroteadores recebem e respondem à consulta antes de a rede convergir na nova topologia. Paraver como essas regras afetam a forma como as consultas são tratadas, vejamos a rede na Figura16, que está sendo executada em condições normais.

(nãoosucessoratual)

sucessor passivo

tenta encontrar um novo sucessor; seobtiver êxito, responde com novasinformações; do contrário, marca odestino como inalcançável e consultatodos os vizinhos, exceto o sucessoranterior.

qualquervizinho

nenhumcaminhopor estevizinhoantes daconsulta

responde com o caminho conhecidoatualmente

qualquervizinho

desconhecido antesdaconsulta

responde que o destino éinalcançável

vizinho(nãoosucessoratual)

ativo

se não houver um sucessor atualpara esses destinos (normalmente,isso seria verdadeiro), responda comum inalcançávelse houver um bom sucessor,responda com as informações docaminho atual

sucessor ativo

tenta encontrar um novo sucessor; seobtiver êxito, responde com novasinformações; do contrário, marca odestino como inalcançável e consultatodos os vizinhos, exceto o sucessoranterior.

O seguinte acontecimento pode ser esperado em relação à rede 192.168.3.0/24 (no lado extremodireito):

O Roteador Um tem dois caminhos para 192.168.3.0/24:

pelo Roteador Dois com uma distância de 46533485 e uma distância informada de20307200 por meio do roteador três com uma distância de 20563200 e uma distância informada de20307200

O Roteador Um escolhe o caminho por meio do Roteador Três e mantém esse caminho pormeio do Roteador Dois, como um sucessor possível. Os Roteadores 2 e 3 mostram um caminho para 192.168.3.0/24 por meio do Roteador 4.

Suponha que o 192.168.3.0/24 falhe. Que atividade podemos esperar encontrar nessa rede? Asfiguras 16 até 16h ilustram o processo. O Roteador 5 marca 192.168.3.0/24 como inalcançável e consulta o Roteador 4:

O Roteador Quatro, após o recebimento de uma consulta de seu sucessor, localiza um novosucessor possível para essa rede. Ele não localiza nenhum, então, marca 192.168.3.0/24 comoinalcançável e consulta os Roteadores 2 e 3:

Os Roteadores 2 e 3, por sua vez, percebem que perderam a única rota possível para192.168.3.0/24, e marcam-na como inalcançável; ambos enviam consultas ao Roteador 1:

A título de simplificar, suponhamos que o Roteador 1 receba a consulta do Roteador 3 primeiro emarque a rota como inalcançável. Então, o roteador um recebe a consulta do roteador dois.Embora outra ordem seja possível, todos eles terão o mesmo resultado final.

O Roteador 1 responde às duas perguntas com inalcançáveis; o Roteador 1 é agora passivopara.168.3.0/24:

Os Roteadores 2 e 3 respondem à consulta do Roteador 4; os Roteadores 2 e 3 agora sãopassivos para 192.168.3.0/24:

O Roteador 5, ao receber a resposta do Roteador 4, remove a rede 192.168.3.0/24 da respectivatabela de roteamento; o Roteador 5 agora é passivo para a rede 192.168.3.0/24. O Roteador 5envia atualizações de volta para o Roteador 4, de modo que a rota é removida da topologia e dastabelas de roteamento dos roteadores restantes.

Éimportante entender que, embora possa haver outros caminhos de consulta ou ordens deprocessamento, todos os roteadores na rede processam uma consulta da rede 192.168.3.0/24quando esse link fica inativo. Alguns roteadores podem acabar processando mais de umaconsulta (Roteador Um, neste exemplo). Na verdade, se as consultas precisassem alcançar osroteadores em uma ordem diferente, alguns acabariam processando três ou quatro consultas.Este é um bom exemplo de uma consulta não vinculada em uma rede EIGRP. Como os Pontos de Sumarização Afetam o Intervalo de Consulta Vejamos os caminhos para 10.1.1.0/24 na mesma rede:

O Roteador 2 tem uma entrada de tabela de topologia para a rede 10.1.1.0/24 com um custode 46251885 por meio do Roteador 1. O roteador três tem uma entrada de tabela de topologia para a rede 10.1.1.0/24 com umcusto de 20281600 por meio do roteador um. O Roteador três tem uma entrada de tabela de topologia para a rede 10.0.0.0/8 (porque osRoteadores 2 e 3 estão resumindo automaticamente para o limite de rede principal) por meiodo Roteador 3 com uma métrica de 20307200 (a distância informada até o Roteador 2 ésuperior à métrica total até o Roteador 3, portanto, o caminho até o Roteador 2 não é umsucessor possível).

Se 10.1.1.0/24 fica inativo, o Roteador 1 o marca como inalcançável e, em seguida, consulta cadaum dos vizinhos (Roteadores 2 e 3) para obter um novo caminho para essa rede:

O Roteador 2, no recebimento da consulta do Roteador 1, marca a rota como inalcançável(porque a consulta se origina do seu sucessor) e, em seguida, consulta os Roteadores 4 e 3.

O Roteador 3, ao receber a consulta do Roteador 1, marca o destino como inalcançável econsulta os Roteadores 2 e 4.

O Roteador 4, ao receber a consulta dos Roteadores 2 e 3, responde que 10.1.1.0/24 éinalcançável (observe que o Roteador 4 não tem conhecimento da sub-rede em questão, pois elesó tem a rota 10.0.0.0/8).

Os Roteadores 2 e 3 respondem um para outro que 10.1.1.0/24 é inalcançável.

Como os Roteadores 2 e 3 agora têm consultas pendentes, ambos respondem ao Roteador 1 que10.1.1.0/24 é inalcançável:

A consulta, nesse caso, é compactada pela sumarização automática nos Roteadores 2 e 3. Oroteador cinco não participa do processo de consulta e não é envolvido na re-convergência darede. As consultas também podem ser ligadas por sumarização manual, bordas de sistemaautônomo e listas de distribuição. Como os Limites do Sistema Autônomo Afetam o Intervalo de Consulta Se um roteador estiver redistribuindo rotas entre dois sistemas EIGRP autônomos, eleresponderá à consulta dentro das regras de processamento normais e iniciará uma nova consultano outro sistema autônomo. Por exemplo, se o link para a rede anexada ao Roteador 3 ficainativo, o Roteador 3 marca a rota inalcançável e consulta o Roteador 2 para obter um novocaminho:

O Roteador 2 responde que essa rede não pode ser acessada e ativa uma consulta no sistemaautônomo 200 em direção ao Roteador 1. Quando o roteador três recebe a resposta para suaconsulta original, ele remove a rota de sua tabela. O Roteador 3 agora é passivo para esta rede:

O Roteador 1 responde para o Roteador 2 e a rota fica passiva.

Embora a consulta original não tenha se propagado por toda a rede (ela foi limitada pela borda desistema autônomo), a consulta original vaza para o segundo sistema autônomo na forma de umanova consulta. Essa técnica pode ajudar a evitar problemas stuck in active (SAI) em uma rede,limitando o número de roteadores por que uma consulta deve passar antes de ser respondida,mas não soluciona o problema geral de que cada roteador deve processar a consulta. Naverdade, esse método de restrição de uma consulta pode agravar o problema impedindo asumarização automática de rotas que, de outra forma, seriam resumidas (as rotas externas nãosão resumidas a menos que exista um componente externo na rede principal). Como as Listas de Distribuição Afetam o Intervalo de Consulta Em vez de bloquear a propagação de uma consulta, as listas de distribuição no EIGRP marcamqualquer consulta como inalcançável. Vejamos a Figura 19 como exemplo.

Na figura acima:

O roteador três tem uma lista distribuída aplicada a suas interfaces seriais que só permiteanunciar a rede B. Os Roteadores 1 e 2 não têm conhecimento de que a Rede A é alcançável pelo Roteador 3(o Roteador 3 não é usado como um ponto de trânsito entre os Roteadores 1 e 2. O Roteador 3 utiliza o Roteador 1 como o caminho preferido para a Rede A e não usa oRoteador 2 como um sucessor possível.

Quando o Roteador 1 perde a conexão com a Rede A, ele marca a rota como inalcançável eenvia uma consulta para o Roteador 3. O roteador 3 não anuncia um caminho para a Rede Adevido à lista de distribuição nas respectivas portas seriais.

O Roteador 3 marca a rota como inalcançável e consulta o Roteador 2:

O Roteador 2 examina a tabela de topologia e percebe que ela tem uma conexão válida com aRede A. Observe que a consulta não foi afetada pela lista de distribuição no Roteador 3.

O Roteador 2 responde que a Rede A é alcançável; o Roteador 3 agora tem uma rota válida.

O Roteador 3 cria a resposta para a consulta do Roteador 1, mas a lista de distribuição faz comque o Roteador 3 envie uma resposta de que a Rede A é inalcançável, embora o Roteador 3tenha uma rota válida para a Rede A:

Pacotes de Ritmo Alguns protocolos de roteamento consomem toda a largura de banda disponível em um link delargura de banda enquanto estão convergindo (adaptando-se para uma alteração na rede). OEIGRP evita esse congestionamento ritmando a velocidade na qual os pacotes são transmitidosem uma rede, usando apenas uma parte da largura de banda disponível. A configuração padrãodo EIGRP é usar até 50 por cento da largura de banda disponível, mas isso pode ser alteradocom o comando a seguir:

router(config-if)# ip bandwidth-percent eigrp 2 ?

<1-999999> Maximum bandwidth percentage that EIGRP may use

Essencialmente, a cada vez que o EIGRP enfileira um pacote para ser transmitido a umainterface, ele usa a fórmula seguinte para determinar o tempo de espera antes do envio dopacote:

(8 * 100 * tamanho do pacote em bytes) / (largura de banda em kbps * porcentagem dalargura de banda)

Por exemplo, se o EIGRP enfileira um pacote a ser enviado por uma interface serial que tenhauma largura de banda de 56k e o pacote é de 512 bytes, o EIGRP aguarda:

(8 * 100 * 512 bytes) / (56000 bits por segundo * 50% largura de banda) (8 * 100 * 512) /(56000 * 50) 409600 / 2800000 0.1463 segundos

Isso permite que um pacote (ou grupos de pacotes) de no mínimo 512 bytes seja transmitidonesse link antes de o EIGRP enviar o próprio pacote. O temporizador de ritmo determina quandoo pacote é enviado e é, normalmente, expresso em milissegundos. O tempo de adequação dopacote no exemplo anterior é e 0.1463 segundos. Há um campo em show ip eigrp interface queexibe o temporizador de ritmo, conforme mostrado abaixo:

router# show ip eigrp interface

IP-EIGRP interfaces for process 2

Xmit Queue Mean Pacing Time Multicast Pending

Interface Peers Un/Reliable SRTT Un/Reliable Flow Timer Routes

Se0 1 0/0 28 0/15 127 0

Se1 1 0/0 44 0/15 211 0

router#

O tempo exibido corresponde ao intervalo de espaçamento para a unidade de transmissãomáxima (MTU), o maior pacote que pode ser enviado pela interface. Roteamento Padrão Há duas maneiras de injetar uma rota padrão em um EIGRP: redistribuir uma rota estática ouresumir para 0.0.0.0/0. Use o primeiro método quando desejar dirigir todo o tráfego para destinosdesconhecidos em uma rota padrão no centro da rede. Este método é eficaz para anunciarconexões com a Internet. Por exemplo:





Se0 1 0/0 28 0/15 127 0

Se1 1 0/0 44 0/15 211 0

router#

A rota estática redistribuída no EIGRP não precisa estar na rede 0.0.0.0. Se você usar outra rede,deverá usar o comando ip default-network para marcar a rede como uma rede padrão. Consulte Configurando um gateway de último recurso, para obter mais informações. O resumo a uma rota padrão só é efetivo quando você quer oferecer uma rota padrão aos sitesremotos. Como os resumos são configurados por interface, você não precisa se preocupar sobreo uso de listas distribuídas ou outros mecanismos para evitar que a rota padrão seja propagadaem direção ao centro de sua rede. Observe que um sumário para 0.0.0.0/0 substitui uma rotapadrão aprendida de qualquer outro protocolo de roteamento. A única forma de configurar umsumário padrão em um roteador usando esse método é configurar uma rota estática para0.0.0.0/0. (Começando no Cisco IOS Software 12.0(4)T, você também pode configurar umadistância administrativa no final do comando summary-address, assim o resumo local nãosubstitui a rota 0.0.0.0/0).





Se0 1 0/0 28 0/15 127 0

Se1 1 0/0 44 0/15 211 0

router#

Função de Balanceamento de Carga O EIGRP coloca até quatro rotas de custo igual na tabela de roteamento e, em seguida, o

/en/US/tech/tk365/technologies_tech_note09186a0080094374.shtml

roteador balanceia a carga. O tipo de balanceamento de carga (por pacote ou por destino)depende do tipo de switching sendo realizado no roteador. Entretanto, o EIGRP também podefazer o balanceamento de cargo por meio de links de custo desiguais. Observação: Com o uso de trajetos máximos, você pode configurar o EIGRP para usar até seisrotas de igual custo. Digamos que haja quatro caminhos para um determinado destino e as métricas desses caminhossejam:

caminho 1: 1100 caminho 2: 1100 caminho 3: 2000 caminho 4: 4000

O roteador, por padrão, coloca o tráfego nos caminhos 1 e 2. Com o EIGRP, você pode usar ocomando variance para instruir o roteador a também colocar tráfego nos caminhos 3 e 4. Avariação é um multiplicador: o tráfego será colocado em qualquer link que tiver uma métricainferior ao melhor caminho multiplicado pela variação. Para balancear a carga nos caminhos 1, 2e 3, use a variação 2, porque 1100 x 2 = 2200, o que é maior do que a métrica até o caminho 3.De forma semelhante, para adicionar também o caminho 4, emita a variação 4 sob o comando router eigrp. Consulte Como Funciona o Balanceamento de Carga em Caminhos de CustosDesiguais (Variância) no IGRP e no EIGRP? ? para obter mais informações. Como o roteador divide o tráfego entre esses caminhos? Ele divide a métrica por cada caminhopela maior métrica, arredonda para baixo para o inteiro mais próximo e usa esse número como acontagem da porção do tráfego.

router# show ip route 10.1.4.0


Known via "igrp 100", distance 100, metric 12001


Advertised by igrp 100 (self originated)

eigrp 100








Para este exemplo, as contagens da porção do tráfego são:

para os caminhos 1 e 2: 4000/1100 = 3

/en/US/tech/tk365/technologies_tech_note09186a008009437d.shtml

/en/US/tech/tk365/technologies_tech_note09186a008009437d.shtml

para o caminho 3: 4000/2000 = 2 para o caminho 4: 4000/4000 = 1

O roteador envia os três primeiros pacotes pelo caminho 1, os três pacotes seguintes pelocaminho 2, os dois pacotes seguintes pelo caminho 3 e o pacote seguinte pelo caminho 4. Oroteador então reinicia enviando os três pacotes seguintes pelo caminho 1 e assim por diante. Observação: Mesmo com a variância configurada, o EIGRP não enviará tráfego por um caminhode custo desigual se a distância informada for maior do que a distância viável para essa rotaespecífica. Consulte a seção Distância factível, Distância Informada e Sucessor Possível paraobter mais informações. Usando as Métricas Ao configurar inicialmente o EIGRP, lembre-se de duas regras básicas se estiver tentandoinfluenciar a métrica do EIGRP:

A largura de banda deve sempre ser configurada para a largura de banda real da interface;as exceções a esta regra são os links seriais multiponto e outras situações de velocidade demídia incompatível. O retardo sempre deve ser usado para influenciar decisões de roteamento EIGRP.

Como o EIGRP usa a largura de banda de interface para determinar a taxa para envio depacotes, é importante configurá-lo corretamente. Se for necessário influenciar o caminho que oEIGRP escolher, use sempre o retardo para fazê-lo. Em larguras de banda menores, a largura de banda tem mais influência sobre a métrica total; emlarguras de banda maiores, o retardo tem mais influência sobre a métrica total. Usando Tarefas Administrativas na Redistribuição Etiquetas administrativas externas são úteis para romper circuitos de roteamento de redistribuiçãoentre o EIGRP e demais protocolos. Ao marcar a rota quando ela é redistribuída no EIGRP, vocêpode bloquear a redistribuição do EIGRP no protocolo externo. Um exemplo básico deconfiguração dessas etiquetas é ilustrado a seguir, mas esse exemplo não mostra a configuraçãointeira usada para romper os circuitos de distribuição.

O Roteador 3, que redistribui as rotas conectadas no EIGRP, mostra:

three# show run

....

interface Loopback0

ip address 172.19.1.1 255.255.255.0

!

interface Ethernet0

ip address 172.16.1.1 255.255.255.0

loopback

no keepalive

!

interface Serial0

ip address 172.17.1.1 255.255.255.0

....

router eigrp 444

redistribute connected route-map foo

network 172.17.0.0

default-metric 10000 1 255 1 1500

....

access-list 10 permit 172.19.0.0 0.0.255.255

route-map foo permit 10

match ip address 10

set tag 1

....

three# show ip eigrp topo



r - Reply status



via Redistributed (2169856/0)



P 172.19.1.0/24, 1 successors, FD is 128256, tag is 1


O Roteador Dois, que está redistribuindo rotas de EIGRP para RIP, mostra:

two# show run

....

interface Serial0

ip address 172.17.1.2 255.255.255.0

!

interface Serial1

ip address 172.18.1.3 255.255.255.0

....

router eigrp 444

network 172.17.0.0

!

router rip

redistribute eigrp 444 route-map foo

network 10.0.0.0

network 172.18.0.0

default-metric 1

!

no ip classless

ip route 1.1.1.1 255.255.255.255 Serial0

route-map foo deny 10

match tag 1

!

route-map foo permit 20

....

two# show ip eigrp topo



r - Reply status




via 172.17.1.1 (2195456/281600), Serial0

P 172.19.1.0/24, 1 successors, FD is 2297856, tag is 1

via 172.17.1.1 (2297856/128256), Serial0

Observe a marca 1 em 172.19.1.0/24. O Roteador 1, que está recebendo as rotas RIP redistribuídas pelo Roteador 2, mostra:

one# show run

....

interface Serial0

ip address 172.18.1.2 255.255.255.0

no fair-queue

clockrate 1000000

router rip

network 172.18.0.0

....

one# show ip route

Gateway of last resort is not set

R 172.16.0.0/16 [120/1] via 172.18.1.3, 00:00:15, Serial0

R 172.17.0.0/16 [120/1] via 172.18.1.3, 00:00:15, Serial0



Observe que 172.19.1.0/24 está ausente. Compreendendo a Saída de Comando EIGRP show ip eigrp topology Este comando só exibe sucessores possíveis. Para exibir todas as entradas na tabela detopologia, use o comando show ip eigrp topology all-links. Una explicação de cada campo desaída segue a tabela.

Explicações de Configurações A significa ativo. Um P também pode ser exibido, significando Passivo.

show ip eigrp topology

10.2.4.0/24 é o destino ou a máscara. 0 successors mostra quantos sucessores (ou caminhos) estão disponíveis para esse destino; se apalavra successors estiver em maiúsculas, a rota estará em transição. FD is 512640000 mostra a distância factível, qual a melhor métrica para alcançar esse destino oua melhor métrica conhecida quando a rota ficou ativa. tag is 0x0 pode ser definida e/ou filtrada com o uso de mapas de rotas com os comandos set tag e match tag. Q significa uma consulta pendente. Este campo também pode ser: U, para atualização pendenteou R, para resposta pendente. 1 replies mostra o número de respostas pendentes. active 00:00:01 mostra a extensão desta rota quando ativa. query origin: Local origin mostra esta rota que originou a consulta. Este campo também pode ser:Origens múltiplas, significando que vários vizinhos enviaram consultas nesse destino, mas não osucessor, ou a Origem do sucessor, significando que o sucessor originou a consulta. via 10.1.2.2 mostra que tomamos conhecimento dessa rota a partir de um vizinho cujo endereçoIP é 10.1.2.2. Esse endereço também pode ser: Conectado, se a rede estiver diretamenteconectada a esse roteador, Redistribuído, se essa rota estiver sendo redistribuída para o EIGRPnesse roteador, ou Sumário, se se tratar de uma rota sumária gerada nesse roteador. (Infinity/Infinity) mostra a métrica para alcançar esse caminho por meio do respectivo vizinho noprimeiro campo, e a distância informada por meio desse vizinho no segundo campo. r mostra que consultamos esse vizinho e estamos aguardando uma resposta. Q é a sinalização de envio para essa rota, indicando que há uma consulta pendente. Este campotambém pode ser: U, significando que há uma atualização pendente ou R, significando que háuma resposta pendente Serial1 é a interface pela qual é possível alcançar esse vizinho. Via 10.1.1.2 mostra o vizinho do qual estamos esperando uma resposta. r indica que o vizinho foi consultado sobre a rota e que nenhuma resposta foi recebida ainda. Serial0 é a interface pela qual é possível alcançar esse vizinho. Via 10.1.2.2 (512640000/128256), Serial1 mostra que essa rota está sendo usada (indica qualcaminho o próximo caminho/destino usará quando houver múltiplas rotas de custo igual). show ip eigrp topology <network> Esse comando exibe todas as entradas da tabela de topologia desse destino, e não apenas ossucessores possíveis. Una explicação de cada campo de saída segue a tabela. show ip eigrp topology network

Explicações de Configurações State is Passive mostra que a rede está em estado passivo ou, em outras palavras, não estamosbuscando um caminho para essa rede. As rotas quase sempre estão em estado passivo nasredes estáveis. Query origin flag is 1 Se essa rota estiver ativa, este campo oferecerá informações sobre quemoriginou a consulta.

0: Essa rota está ativa mas nenhuma consulta foi originada para ela (estamos procurando porum sucessor possível localmente). 1: Esse roteador originou a consulta dessa rota (ou a rota é passiva). 2: Vários computadores em difusão para esta consulta. Este roteador recebeu mais de umaconsulta de mais de uma origem sobre esta rota. 3: O roteador a partir do que aprendemos o caminho para essa rede está consultando outrarota. 4: Origens de consultas múltiplas para esta rota, incluindo o roteador através do qualaprendemos esta rota. Semelhante ao 2, mas isso também significa que há uma string daorigem de consulta que descreve as consultas pendentes desse caminho.

2 Successor(s) significa que há dois caminhos viáveis para essa rede. FD is 307200 mostra a melhor métrica atual para essa rede. Se a rota estiver ativa, isto indica amétrica do caminho que estava sendo usada anteriormente para rotear pacotes nesta rede. Blocos de Descritor de Roteamento Cada uma das entradas seguintes descreve um caminhopara a rede.

10.1.1.2 (Ethernet1) é o salto seguinte para a rede e a interface pela qual o próximo salto foialcançado.

from 10.1.2.2 é a origem dessas informações do caminho. Send flag is:

0x0: Se existem pacotes que precisam ser enviados em relação a essa entrada, issoindica o tipo do pacote. 0x1: Este roteador recebeu uma consulta para esta rede e necessita enviar uma respostade unicast. 0x2: Esta rota está ativa e deve ser enviada uma consulta de multicast. 0x3: Esta rota foi alterada e uma atualização de multicast deve ser enviada.

Composite metric is (307200/281600) mostra o total dos custos calculados da rede. O primeironúmero em parênteses é o custo total até a rede por esse caminho, incluindo o custo para o saltoseguinte. O segundo número no parênteses é a distância informada ou, em outras palavras, ocusto que o roteador de próximo salto utiliza. Route is Internal significa que a rota foi originada dentro do Sistema autônomo (AS ) do EIGRP.Se a rota foi redistribuída nesse EIGRP AS, esse campo indica que a rota é Externa. Vector metric mostra as métricas individuais usadas pelo EIGRP para calcular o custo em umarede. O EIGRP não propaga as informações de custo total por toda a rede; as métricas de vetorsão propagadas e cada roteador calcula o custo e a distância informada individualmente.

Minimum bandwidth is 10000 Kbit mostra a menor largura de banda no caminho para essarede. Total delay is 2000 microseconds mostra a soma dos retardos no caminho dessa rede. Reliability is 0/255 mostra um fator de confiabilidade. Esse número é calculadodinamicamente e não é utilizado por padrão em cálculos métricos Load is 1/255 indica a quantidade de carga transportada pelo link. Esse número é calculadodinamicamente e não é utilizado por padrão quando o EIGRP calcula o custo para usar essecaminho. Minimum MTU is 1500 Este campo não é usado em cálculos métricos. Hop count is 2 Isto não é usado em cálculos métricos, mas limita o tamanho máximo de umEIGRP AS. O número máximo de saltos que o EIGRP aceitará é 100, por padrão, embora omáximo possa ser configurado como 220 com hops máximos de métrica.

Se a rota for externa, as informações a seguir serão incluídas. Una explicação de cada campo de

●

●

●

●

saída segue a tabela.

Explicações de Configurações Originating Router mostra que esse é o roteador que injetou a rota no EIGRP AS. External AS mostra o Sistema Autônomo de onde se originou essa rota (se houver um). External Protocol mostra o protocolo de onde essa rota veio (se houver um). external metric mostra a métrica interna no protocolo externo. Etiqueta do administrador pode ser definida e/ou filtrada usando os mapas de rota com oscomandos set tag e match tag. show ip eigrp topology [active | pending | zero-successors] Mesmo formato do show ip eigrp topology , mas também contém uma parte da tabela detopologia. show ip eigrp topology all-links O mesmo formato de saída de show ip eigrp topology , mas também mostra todos os links natabela de topologia e não apenas possíveis sucessores. Informações Relacionadas

Página de Suporte de EIGRPGuia de Referências a Comandos do EIGRPPágina de Suporte de IP RoutingSuporte Técnico - Cisco Systems

Rota Externa

/en/US/customer/tech/tk365/tk207/tsd_technology_support_sub-protocol_home.html

/univercd/cc/td/doc/product/software/ios122/122cgcr/fiprrp_r/1rfeigrp.htm

/en/US/tech/tk365/tsd_technology_support_protocol_home.html

/en/US/support/index.html

Enhanced Interior Gateway Routing Protocol...correções. Para usar o Output Interpreter, deve-se...

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