大佬教程收集整理的这篇文章主要介绍了计算机网络--网络层,大佬教程大佬觉得挺不错的,现在分享给大家,也给大家做个参考。
网络层的主要任务是把分组从源端传到目的端c;为分组交换上的不同主机提供通信服务。 网络层传输单位是数据报
数据报与分组的关系 数据报和分组的关系就像父与子的关系一样 数据报是比较长的数据c;分组是把数据报进行分割c;而划分出来的一个片段 要实现网络层任务c;需要解决以下主要问题: ①网络层向运输层提供怎样的服务(可靠传输还是不可靠传输) ②网络层寻址问题 ③路由选择问题
网络层的功能一:路由选择与分组转发
功能二:异构网络互联 功能三:拥塞控制如果所有结点都来不及接受分组c;而要丢弃大量分组的话c;网络就会处于拥塞状态。所以要采取一定的措施来缓解这种拥塞 解决的方法有两种 ①开环控制 静 ②闭环控制 动
路由器是网络的核心c;两台主机要进行通信c;需要通过路由器c;那么我们怎样才可以让数据通过路由器从源主机传送到目的主机呢c;这就需要数据交换这种技术 数据交换有三种方式
电路交换常见的例子是电话网络 我们打电话的时候c;要先进行拨号c;就当于是预备建立连接c;对方接通电话c;则说明连接建立起来了c;接下来双方就可以进行通话c;进行数据传递。电话打完c;挂断以后c;就相当于连接释放
连接建立好以后c;数据是通过一个固定路径进行传输的 打通电话就可以马上通信 双方的电话打通后c;就算没有说话c;其他人也无法打电话进来
报文:源主机或者源主机的应用发送的信息整体 如果现在源主机要发送一个pdf文件c;那么此时这一整个pdf文件就是一个报文
分组:把大的数据报分割成小的数据块c;再进行存储转发 可以同时发送分组
数据报方式为网络层提供无连接服务
无连接服务: 不实现为分组的传输确定传输路径c;每个分组独立确定传输路径c;不同分组的传输路径可能不同c;简单来说c;就是传输没有固定路径。 采用这种方式的话c;就算传输路径有一个设备坏了c;也可以动态调整传输路径
虚电路方式为网络层提供连接服务
连接服务: 实现为分组的传输确定传输路径(建立连接),然后沿着这个路径(连接)传输系列分组c;系列分组传输路径相同c;传输结束后拆除连接。 简单来说c;就是实现确定一条传输路径c;所有的分组的传输路径都一样c;这样如果中途有一个设备坏掉的话c;就会导致传输失败。
数据部分是运输层的传输单元c;有TCP段c;也有UDP段 首部也可称为是IP数据报的头部 P数据报如果过大的话c;我们就会对它进行分片c;分割成的小单元就是分组对于任何一个IP数据报来说c;首部的固定部分都是20字节c;可变部分也就是可有可无c;大部分情况下是没有可变部分的
版本字段有4位 首部长度也是4位 首部长度要乘以4B才是实际的长度 最小十进制取值为5c;表示IP数据报首部只有20字节固定部分 最大十进制取值为15c;表示IP数据报收宝宝包含20字节固定部分和最大40字节可变部分 填充字段:确保首部长度为4字节的整数倍c;使用全0进行填充 总长度:占16比特c;表示IP数据报的总长度(首部+数据载荷) 最大取值为65535c;以字节为单位 生存时间TTL: 占8比特c;最初以秒为单位c;最大生存周期为255秒c;路由器转发IP数据报的时候c;把IP数据报首部中的该字段的值减去IP数据报在本路由器上所耗费的时间c;若不为0c;就转发c;否则就丢弃 现在以"跳数"为单位c;路由器转发IP数据报的时候c;把IP数据报首部中的该字段的值减1c;如果不为0c;就转发c;否则就丢弃
@H_240_113@mTU指的是链路层的数据帧可以封装数据的上限 以太网的MTU是1500字节 如果我们传送的数据报长度超过了某一个链路的MTU值要怎么办?这个时候c;数据链路层不能把它封装成帧。需要将原来的IP数据报分片为更小的IP数据报 使用分片来解决问题 使用分片的前提是这个IP数据报本身同意进行分片
标识:同一数据报的分片使用同样标识 标志:只有2位有意义x_ _ 中间位DF(Don’t Fragment) DF=1, 禁止分片 DF=0c;允许分片 最低位MF(More Fragment) MF=1,后面还有分片 MF=0c;代表最后一片/没有分片 只有DF=1c;R_469_11845@F才有意义 片偏移: 指出较长分组分片后c;某片在原分组中的相对位置。以8B为单位 除了最后一个分片以外c;其他的每个分片长度一定是8B的整数倍 题目要求分片长度不要超过1420Bc;也就是MTU为1420Bc;但是这1420B中有20B是要给首部的c;剩下的1400B才可以作为分片的数据部分 我们就把数据部分进行切割c;尽可能使得分割完的数据部分越大越好 因为片偏移量必须是整数c;所以这个方案不行
现实生活中c;A要去好朋友B的家里的话c;那么他首先就得知道B的地址c;这样才可以找到B 同样道理c;两台主机A,B要想进行通信的话c;他们应该也要知道对方的地址c;这样才能进行连接c;然后发送信息c;信息沿着链路c;然后顺着路由器的转发c;直到转发到主机上 所以c;应该要知道是在哪一个网络c;在哪一台主机 IP地址唯一标识网络上的一台主机或者路由器的接口 我们知道每一台主机的IP地址都不一样c;为了进行区分c;就得对IP地址进行编码c;并不是随便分配的
①对于主机或者路由器来说c;IP地址都是32位的二进制代码 ②为了提高可读性c;一帮在32位的IP地址中每隔8位就插入一个空格(机器中是没有这样的空格的) ③为了便于书写和记忆c;我们通常用等效的十进制数字标识c;并且在每一段数字之间加上一个小数点c;这就是点分十进制表示法 网段个数指的是它可以分配多少个网络号 私有IP地址c;也就是说只能用于私有网络或者专用网络c;比如说学校的校园网c;办公室的网络
路由器对目的地址是私有IP地址的数据报一律而不进行转发 不过私有的IP地址也是可以和外部网络进行通信的c;就比如说c;你在机房中也是可以用电脑来看电影的c;这就说明和外部互连网进行了通信 那么c;这个通信过程是怎么完成的呢 这就是接下来要说的网络地址转换NAT 端口号是用来标识某台主机上的具体应用c;比如说IP标识到了是哪一台主机c;但是主机上有微信c;QQ等程序c;通过端口才知道具体和哪个程序进行通信 接下来以主机A和主机B进行通信作为例子
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那么主机B想把数据发送给C怎么办呢 过程也是类似的c;这里就不画出来了
某单位有一个大型局域网需要连接到因特网上 如果申请C类网络地址c;则可以分配的主机数只有254个c;不够使用 所以该单位申请了一个B类网络地址,可以分配的主机数达到了65534个 给每台主机和路由器接口分配一个IP地址后c;还有大量IP地址剩余c;这些剩余的IP地址只能由该单位的同一个网络使用c;其他单位的网络不能使用 随着这个单位的发展c;多了一些主机 并且需要把原来的网络划分成三个独立的网络 我们称其为子网1c;子网2c;子网3 假设子网1仍然使用原先申请到的B类网络地址c;就得对子网2和子网3各种申请新的网络地址 如果我们可以从主机号部分借用一部分作为子网号c;那么就可以利用原有网络中剩余的大量IP地址c;而不用申请新的网络地址习题 我们从网络地址的第一个十进制可以看出属于C类网c;网络号占3个字节c;主机号占1个字节c;子网掩码是借用主机号的位数c;我们把子网掩码的最后一个字节c;写出它的二进制c;看它有几个连续的1c;就代表子网号有几位
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划分子网在一定程度上环境了因特网在发展中遇到的问题c;但是数量巨大的C类网因为地址空间太小c;并没有得到充分使用c;,而因特网的IP地址仍在加速消耗c;整个IPv4地址空间面临全部耗尽的威胁 所以c;因特网工程任务组IETF又提出了采用无分类编址的方法来解决IP地址紧张的问题c;同时还专门成立IPv6工作组辅助研究新版本IP以彻底解决IP地址耗尽问题 1993年c;IETF发布了无分类域间路由选择CIDR的RFC文档
在聚合 C 类网的数量计算中除以 2 的 8 次方是因为 C 类网的主机位占 8 位。
这部分主要讲的是给定一个IPv4地址块c;如何把它划分成几个更小的地址块c;并把这些地址快分配给互联网中的不同网络c;进而可以给各网络中的主机和路由器接口分配IPv4地址c;一般来说c;有两种方法
①采用定长的子网掩码FLSM(Fixed Length Subnet Mask)
②采用变长的子网掩码VLSM(Variable Length Subnet Mask)
IP数据报的发送和转发过程包含下面的两部分
为了把重点放在TCP/IP协议栈的忘记曾发送和转发IP数据报的过程c;之后的举例中c;忽略使用ARP协议来获取目的主机或路由器接口的MAC地址的过程以及以太网交换机自学习和转发帧的过程
S1接口和S2接口都直连了一个交换式的以太网 同一个网络的主机可以直接通信c;这属于直接交付c;不同网络的主机的通信需要路由器来进行中转c;这属于间接交付 那么源主机怎么知道目的主机是否和自己在同一个网络中 假设主机C要给主机F发送数据报 主机C把自己的IP地址和子网掩码相与c;就得到主机C所在网路的网络地址 主机C的掩码地址和主机F的IP地址相与c;就可以得到目的网络地址 目的网络地址和C的网络地址不相等c;所以主机C就知道主机F和自己不在同一个网络c;他们之间的通信属于间接交付 主机C需要把IP数据报传输给路由器c;由路由器把IP数据报转发给主机F 那么主机C又是怎么知道要把数据报发送给哪一个路由器呢 用户为了让本网络主机可以和其他网络的主机进行通信c;就必须给其指定本网络中的一个路由器c;由这个路由器帮忙进行转发c;所指定的路由器也叫默认网关. 在本例c;我们可以把路由器接口0的IP地址指定给该接口所直连网络中的各个主机作为默认网关c;也可以把路由器接口1的IP地址作为默认网关 路由表中可能还会有其他路由条目c;可以是用户或者网络管理员手工配置的静态路由c;也可以是路由器使用路由协议自动获取到的动态路由
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目的地址与地址掩码相与得到目的网络地址c;然后看看相与得到的网络地址 如果相与得到的目的网络地址和路由条目中的目的网络地址不同c;则这条路由条目不匹配c;再检查下一条路由条目 这样主机D就可以收到路由器转发来的IP数据报 路由器是隔离广播域的c;主机如果发送广播数据报的话c;那么路由器是不会帮忙进行转发的c;因为如果因特网中数量巨大的路由器c;收到广播IP数据报后都进行转发c;则会造成巨大的广播风暴c;严重浪费因特网资源
IPv6从根本上解决地址耗尽问题 IPv6数据报格式
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IPv6和IPv4
根据IP地址和子网掩码相与与就可以得到目的网络地址 假设R1要转发一个IP数据报给该网络中的某个主机 从图中可以看出c;R1应该要把IP数据报转发给路由器R2的接口0 但是R1的路由表中并没有关于该目的网络的路由条目 也就是说R1并不知道目的网络的存在c;因此c;我们可以使用路由器的相关配置命令c;给R1添加一条到达该目的网络的路由条目 假设R2要转发一个IP数据报给该网络中的某个主机 从图中看出c;R2应该白IP数据报转发给路由器R1的接口1 但是R2的路由表中并没有关于该目的网络的路由条目 所以我们可以给R2添加一条到达该目的网络的路由条目
假设路由器R2的接口2接到了因特网上 由于因特网上包含了众多的网络c;如果我们给R1添加针对这些网络的每一条路由条目c;则会给人工配置带来巨大的工作量c;而且会使得R1的路由表变得非常大c;降低了查表转发速度。 其实c;对于具有相同下一条的不同目的网络的路由条目c;我们可以用一条默认路由条目来替代。 默认路由条目中的目的网络地址为0.0.0.0 地址掩码也是0.0.0.0 对于本例c;默认的路由条目中的下一跳c;是路由器R2的接口0的地址c;因为默认路由也是我们人工配置的c;所以它的类型也是静态的
我们可以给路由器添加针对某个主机的特定主机路由条目c;一般用于网络管理人员对未来的管理和测试,另外c;在需要考虑某种安全问题的时候c;也可以采用特定主机路由 特定主机路由条目中的目的网络地址为该特定主机的IP地址c;地址掩码为255.255.255.255。其CIDR形式为特定主机IP地址/32。对于本例c;特定主机路由条目中的下一跳是路由器R2的接口0的地址。由于特定主机路由也是由我们人工配置的c;因此其类型也是静态。 可以看出特定主机路由的目的网络前缀最长c;路由最具体。默认路由的目的网络前缀最短c;路由最模糊。当路由器查表转发IP数据报时c;若有多条路由条目可选c;则采用最长前缀匹配的原则c;选用目的网络前缀最长的那个路由条目进行转发。
也就是说错误的指向了R3的接口0 那么当R2要发送数据报给该网络的时候c;下一条会错误的转发给路由器R3的接口0 R3接收到这个数据报后c;就会进行查表转发 找到了匹配的条目后c;下一跳就会转发给路由表中对应的地址10.0.1.1c;也就是R2的接口1 然后R2进行查表转发c;转发给10.0.1.2c;也就是R3的接口0 我们可以看出c;因为我们的静态路由配置错误导致R2和R3之间产生了路由环路@H_874_779@
假设R2要转发IP数据报到该网络c;进行查表转发c;找到对应的路由条目c;下一跳要转发的地址是R1的接口1c;R1收到这个IP数据报以后c;就会进行查表转发c;下一跳是通过接口2直接交付 比如说R2要转发给一个不存在的网络192.168.3.0/24 进行查表转发后c;它会转发给R1的接口1c;对于这个不存在的网络c;路由器R2应该不进行转发c;但是却错误地把它转发给了路由器R1c;R1接收到IP数据报后c;只能走默认路由c;下一条要转发的地址就是R2的接口0 从图中c;我们可以看出R1,R2产生了路由环路 针对这种情况c;我们可以在R2的路由表中c;添加针对所聚合的c;不存在的网络的黑洞路由 黑洞的下一跳是null0c;这是路由器内部的虚拟接口c;也就是路由器丢弃了这个数据报c;而不是转发这个IP数据报
假设路由器R1检测到其接口0所直连的未来出现了故障而不可到达c;就会自动在其路由表中删除该直连未来中的路由条目 假设后面R2要转发IP数据报到这一个网络c;进行查表转发c;下一跳要转发给10.0.0.1c;也就是R1的接口1 R1接收到数据报后进行查表转发c;找不到这个IP数据报的目的网络的相关路由条目c;只能走默认路由 下一条就应该转发给R2的接口0 这样就把这个IP数据报错误的转发给了R2 针对这种情况我们可以在R1的路由表中添加针对该直连网络的黑洞路由 假设一段时间后c;这个故障消失了c;则R1又自动得出其接口0的直连网络的路由条目c;并且把我们之前人工配置的针对该直连网络的黑洞路由条目设置为失效状态 如果说一段时间后c;检测到R1接口的直连网络又出现了故障c;这个时候R1的路由表就会自动把这个路由条目删除c;然后之前设置的黑洞路由条目会设置成生效状态
路由选择分为静态路由选择和动态路由选择
因特网采用的路由选择协议的主要特点是自适应c;分布式c;分层次
自适应:因特网采用动态路由选择c;能够比较好适应网络状态的变化
分布式:因特网的各路由器通过相互之间的信息交互c;共同完成路由信息的获取和更新
分层次: 整个因特网划分成许多较小的自治系统AS(autonomous System)
域内路由选择使用内部网关协议IGP这个类别的路由选择协议 域间路由选择使用外部网关协议EGP 在一个自治系统内部使用的具体的内部网关协议和因特网中其他自治系统中选用何种内部网关协议无关
路由器是一种有多个输入端口和多个输出端口的专用计算机c;路由器的任务是转发分组 它可以分成两大部分 路由选择部分和分组转发部分 分组转发部分由三部分组成c;分别是: 交换结构c;一组输入端口c;一组输出端口 信号从某一个端口进入路由器c;物理层把信号转换成比特流c;送交数据链路层处理c;数据链路层从比特流中识别出帧c;去掉帧头和帧尾以后c;送交物理层处理 如果送交物理层的分组是普通带转发的数据分组c;则根据分组首部中的目的地址进行查表转发c;如果找不到匹配的路由条目c;则丢弃这个分组c;否则c;按照匹配条目所指示的端口进行转发 网络层更新数据分组首部某些字段的值c;比如说把数据分组的生存时间减1c;然后送交数据链路层进行封装 数据链路层把数据分组封装成帧c;送交物理层处理 物理层把帧看成比特流c;然后把它变换成相应的电信号进行发送 如果送交物理层的数据分组是路由器之间交换路由信息的路由报文c;则把这种分组送交路由选择处理机c;路由选择机根据分组的内容来更新自己的路由表 路由选择机处理处理收到的路由报文以外c;还会周期性地给其他路由器c;发送自己所知道的路由信息 路由器各个端口还应该具有输入缓冲区和输出缓冲区 输入缓冲区用来暂存新进入路由器c;但是还没有来得及处理的分组 输出缓冲区用来暂存已经处理完毕但是还没有来得及发送的分组 路由器的端口一般有输入和输出的功能
有些厂商的路由器没有严格按照RIP标准文档的规定来实现RIP 等价负载均衡也就是把通信量均衡地分步到多条等价的路由上 接下来看看RIP的基本工作过程 然后来看看RIP的路由条目的更新规则 路由器C和D是相邻路由器c;它们之间周期性地交换并更新路由信息c;C的路由表中所有的下一跳信息都记为?我们可以理解成路由器D并不需要关系路由器C的这些内容 假设路由器C的RIP更新报文发送周期到了c;则路由器C就把自己路由表中的相关路由信息封装到RIP更新报文中发送给路由器Dc;我们可以理解成路由器C把自己的路由表发送给了路由器Dc;路由器D收到后进行改造,把到达各目的网络的下一跳都改为Cc;距离都增加1 这样的操作要怎么理解呢? 因为路由器C告诉路由器Dc;它可以到达这些目的网络c;路由器D作为它的相邻路由器c;当然也可以通过C来到达这些目的网络c;这是比C到达这些网络的距离大1路由器现在就可以根据改造好的路由表来更新自己的路由表 路由器D原本到达目的网络N2的距离是2c;下一跳通过路由器C的转发c;现在路由器D知道c;到达网络N2仍然要经过路由器C的转发c;距离变成了5c;也就是说C和N2之间的网络拓扑发生了变化c;于是把自己这条路由条目中的距离更新为5 练习 RIP协议存在的“坏消息传得慢问题” 假设R1到达其直连网络N1的链路出现了故障c;R1检测到故障后c;就会把到达N1的路由条目中的距离修改为16c;表示N1不可达c;并且等待RIP更新周期到时后c;发送该路由信息给R2。 而此时R2的路由表中关于N1的路由条目仍然之前通过RIP协议获取到的c;也就是到达N1的距离为2c;下一跳通过R1转发。 假设R2的RIP更新周期先到时(也就是R2的这条路由信息先到R1),R1的路由信息后到达R2 R1收到R2的路由信息后c;就误以为可以通过R2到达N1c;距离为3 并在自己的RIP更新周期到时后c;把这条路由信息发送给R2,R2收到R1的路由信息后c;误以为可以通过R1到达N1c;距离为4.并且在自己的RIP周期更新到时后c;把这条路由信息发送给R1 只有当R1和R2的路由表中c;到达N1的路由条目中的距离都增加到16后c;R1和R2才都知道N1不可达(也就是才收敛) 在这个过程中c;R1和R2会出现路由环路c;时间长达数分钟
问候分组需要封装在IP数据报中发送c;发往组播地址224.0.0.5c;IP数据报首部中的协议号字段取值应该为89c;来表名IP数据报的数据载荷为OSPF分组c; 问候分组的发送周期为10秒 如果40秒没有收到来自邻居路由器的Hello分组c;则任务该邻居分组不可达 所以c;每一个路由器都会建立一张邻居表 收到链路状态更新分组的路由器c;将从自己其他所有接口转发该分组c;也就是洪泛转发c;这样自治系统中每个路由器所发送的封装有链路状态通告的链路状态更新分组c;会传递给系统中其他所有路由器 各个链路层的数字表示代价c;通过各路由器洪泛发送封装有自己链路状态通告的链路状态更新分组c;各路由器最终会得出相同的链路状态数据库 接下来举例说明OSPF协议的基本工作过程 相邻路由器之间周期性发送问候分组c;以便于建立和维护邻居关系 建立邻居关系后c;给邻居路由器发送数据库描述分组(也就是把自己的链路状态数据库中的所有链路状态项目的摘要信息发送给邻居路由器) 比如说R1收到R2的数据库描述分组后c;发现自己确实其中的某些链路状态项目c;于是就给R2发送链路状态请求分组。R2收到后c;就吧R1所缺少的链路状态项目的详细信息封装在链路状态更新分组中发送给R1。 R1收到后c;就把这些缺少的链路状态项目的详细信息添加到自己的链路状态数据库中c;并且给R2发送链路状态确认分组。最终c;R1和R2的链路数据库将会达到一致c;也就是链路状态达到同步 每30分钟或链路状态发送变化c;路由器路由器都会发送链路状态更新分组 收到该分组的其他路由器将洪泛转发该分组c;并且给该路由器发送链路状态确认分组。这又称为新情况下的链路状态数据库同步
当OSPF路由器在多点接入网络中建立邻居关系时,如果不采用其他机制c;将会产生大量的多播分组 这样c;每个路由器要向其他n-1给路由器发送问候分组和链路状态更新分组c;为了减少所发送的分组数量c;OSPF采用选举指定路由器DR和备用的指定路由器BDR 实现DR和非DR的选举并不复杂c;无非就是各路由器之间交换一些选举参数c;比如路由器优先级c;路由器IDc;接口IP地址等,然后根据选举规则选出DR和BDRc;这和交换机生成树协议选举根交换机类似 每个区域都有一个32比特的区域标识符c;可以用点分十进制表示 主干区域的标识必须为0c;也可以表示成点分十进制的0.0.0.0. 主干区域用于连接其他区域c;其他区域的标识符不能为0c;而且互不相同。 每一个区域的规模不应该过大c;一般所包含的路由器不应该超过200个 划分区域的好处是c;把利用洪泛法交换链路状态信息的范围c;局限于每一个区域c;而不是整个自治系统c;这样就减少了网络上的通信量 如果路由器的所有接口都在同一个区域内c;则该路由器称为区域内路由器. 为了本区域可以和自治系统内的其他区域连通c;每个区域都会有一个区域边界路由器。它的一个接口用于连接自己所在区域c;另外一个接口用来连接主干区域 主干区域内的路由器称为主干路由器 我们也可以把区域边界路由器看成是主干路由器 在主干区域内还要有一个路由器专门和本自治系统外的其他自治系统交换路由信息。这样的路由器称为自治系统边界路由器 在本例中c;区域边界路由器R3向主干区域发送自己所在区域1的链路状态通告c;向自己所在区域发送区域0c;2c;3的力量状态通告 区域边界路由器R4向主干区域发送自己所在区域2的链路状态通告c;向自己所在区域发送区域0c;1c;3的链路状态通告 区域边界路由器R7向主干区域发送自己所在区域3的链路状态通告c;向自己所在区域发送区域0c;1c;2的链路状态通告 采用分层次的划分方法c;虽然使得交换信息的种类增多了,但是也使得OSPF协议更加复杂了c;但是这样却能使得每一个区域内部交换路由信息的通信量大大减小c;因此是OSPF协议可以用于规模很大的自治系统中
自治系统之间的路由选择协议c;应该允许使用多种路由选择策略c;它们都是由网络管理人员对每一个路由器进行设置的c;但是这些策略并不是自治系统之间的路由选择协议本身 基于上述情况c;边界网关BGP只能是力求寻找一条能到达目的c;而且比较好的路由(也就是不能兜圈子),而并非要寻找一条最佳路由 一般来说c;两个BGP发言人都是通告一个共享网络连接在一起的,而BGP发言人往往就是BGP边界路由器 BGP适用于多级结构的因特网 下面给出一个BGP发言人交换路径向量的例子 自治系统AS2的BGP发言人通知主干网的BGP发言人c;要到达网络N1,N2,N3,N4,可以经过AS2。 主干网在收到这个通知后c;就发出通知c;要到达网络N1,N2,N3,N4c;可沿着路径(AS1,AS2) 这里的路径(AS1,AS2)称为路径向量 自治系统AS3收到这条信息后c;如果AS3自身也包含在其中c;则不能采用这条路径c;否则会兜圈子 接下来介绍BGP-4的四种报文 在BGP协议刚刚运行时c;BGP的邻站交换整个BGP路由表c;但是以后只需要在发生变化的时候更新有变化的部分c;这样做对节省网络带宽和减少路由器的处理开销都有好处
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