cisco ccna modulo03

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Author: felipe-fulli

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Cisco_CCNA_Modulo03

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    CAPITULO 01 - Introduo ao Roteamento Classless

    Viso Geral

    Os administradores de redes precisam antecipar e gerenciar o crescimento fsico das redes. Isso poder levar compra ou aluguel de outro andar do prdio para equipamentos de rede tais como racks, patch panels, switches e roteadores. Os projetistas de redes precisam escolher esquemas de endereamento que permitam o crescimento. Variable-length subnet mask (VLSM), ou seja, mscara de sub-rede de tamanho varivel, usada para criar esquemas de endereamento eficientes e escalveis.

    Quase todas as empresas precisam implementar um esquema de endereos IP. Muitas organizaes selecionam TCP/IP como o nico protocolo para executar em suas redes. Infelizmente, os idealizadores do TCP/IP no previram que esse protocolo acabaria sustentando uma rede global de informaes, comrcio e entretenimento.

    O IP verso 4 (IPv4) ofereceu uma estratgia de endereamento que, embora fosse escalvel durante certo tempo, resultou em uma alocao ineficiente de endereos. O IPv4 poder logo ser substitudo pelo IP verso 6 (IPv6) como o protocolo dominante da Internet. O IPv6 possui espao de endereamento virtualmente ilimitado e a sua implementao j comeou em algumas redes. Ao longo das ltimas duas dcadas, os engenheiros modificaram o IPv4, de modo que ele possa sobreviver ao crescimento exponencial da Internet. A VLSM uma das modificaes que tem ajudado a preencher a lacuna entre IPv4 e IPv6.

    As redes precisam ser escalveis, j que as necessidades dos usurios evoluem. Quando uma rede escalvel, ela pode crescer de maneira lgica, eficiente e econmica. O protocolo de roteamento usado em uma rede ajuda a determinar a escalabilidade da rede. importante escolher com prudncia o protocolo de roteamento. O Routing Information Protocol verso 1 (RIP v1) serve bem para redes pequenas. No entanto, ele no escalvel para comportar redes grandes. O RIP verso 2 (RIP v2) foi elaborado para superar essas limitaes.

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

    Ao conclurem este mdulo, os alunos devero ser capazes de realizar as seguintes tarefas:

    Definir VLSM e descrever resumidamente as razes para a sua utilizao. Dividir uma rede de grande porte em sub-redes de tamanhos diferentes usando VLSM. Definir a agregao e resumo de rotas em relao ao VLSM. Configurar um roteador usando VLSM. Identificar as caractersticas mais importantes do RIP v1 e RIP v2. Identificar as diferenas importantes entre RIP v1 e RIP v2. Configurar o RIP v2. Verificar, identificar e resolver problemas na operao do RIP v2. Configurar rotas padro, usando os comandos ip route e ip default-network.

    1.1 VLSM 1.1.1 O que VLSM e por que ele usado

    Com o crescimento das sub-redes IP, os administradores tm procurado maneiras de usar o seu espao de endereos com mais eficincia. Esta pgina introduz uma tcnica chamada VLSM. Com VLSM, um administrador de rede pode usar uma mscara longa em redes com poucos hosts, e uma mscara curta em sub-redes com muitos hosts.

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

    VLSM permite que uma organizao utilize mais de uma mscara de sub-rede dentro do mesmo espao de endereo de rede. A implementao de VLSM maximiza a eficincia dos endereos e freqentemente chamada de criao de sub-redes em uma sub-rede.

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

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    Um protocolo de roteamento que permite VLSM libera o administrador para usar diferentes mscaras de sub-rede para redes dentro de um nico sistema autnomo.

    A Figura mostra um exemplo de como um administrador de rede pode usar uma mscara de 30 bits para conexes de redes, uma mscara de 24 bits para redes de usurios e at uma mscara de 22 bits para redes de at 1000 usurios.

    A prxima pgina tratar de esquemas de endereamento para redes.

    1.1.2 Desperdcio de endereos

    Esta pgina explicar como certos esquemas de endereamento podem desperdiar espao de endereos.

    No passado, no era aconselhvel usar a primeira e a ltima sub-redes. A utilizao da primeira sub-rede, conhecida como sub-rede zero, era desencorajada por causa da confuso que poderia ocorrer se uma rede e uma sub-rede tivessem o mesmo endereo. Isso tambm se aplicava utilizao da ltima sub-rede, conhecida como sub-rede all-ones (totalmente de uns). Com a evoluo das tecnologias de redes e com o esgotamento dos endereos IP, a utilizao da primeira e ltima sub-rede tornou-se uma prtica aceitvel em conjunto com VLSM.

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    Na Figura , a equipe de gerenciamento da rede emprestou trs bits da poro host de um endereo Classe C, que foi selecionado para esse esquema de endereos. Se a equipe optar por usar a sub-rede zero, haver oito sub-redes utilizveis. Cada sub-rede pode suportar 30 hosts. Se a equipe optar por usar o comando no ip subnet-zero, haver sete sub-redes utilizveis com 30 hosts em cada sub-rede. Os roteadores com o Cisco IOS verso 12.0 ou posterior usam a sub-rede zero por default.

    Na Figura , os escritrios remotos Sydney, Brisbane, Perth e Melbourne podem ter 30 hosts cada um. A equipe reconhece que ser necessrio enderear os trs links WAN ponto-a-ponto entre Sydney, Brisbane, Perth e Melbourne. Se a equipe utilizar as ltimas trs sub-redes para os links WAN, todos os endereos disponveis sero utilizados e no haver espao para crescimento. A equipe tambm ter desperdiado os 28 endereos de host de cada sub-rede s para enderear trs redes ponto-a-ponto. Esse esquema de endereamento desperdia um tero do espao de endereos em potencial.

    Tal esquema de endereos aceitvel para uma rede local pequena. No entanto, ele gera muito desperdcio se forem usadas conexes ponto-a-ponto.

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    A prxima pgina explicar como VLSM pode ser usado para evitar o desperdcio de endereos.

    1.1.3 Quando usar VLSM

    importante projetar um esquema de endereos que permita o crescimento e que no desperdice endereos. Esta pgina examina como VLSM pode ser usado para evitar o desperdcio de endereos em links ponto-a-ponto.

    Conforme indica a Figura , a equipe de gerenciamento da rede decidiu evitar o desperdcio da utilizao da mscara /27 nos links ponto-a-ponto. A equipe aplica VLSM para cuidar do problema.

    Para aplicar VLSM ao problema de endereos, a equipe divide o endereo Classe C em sub-redes de vrios tamanhos. Sub-redes grandes so criadas para redes locais. Sub-redes muito pequenas so criadas para links WAN e para outros casos especiais. Uma mscara de 30 bits utilizada para criar sub-redes com apenas dois endereos de host vlidos. Esta a melhor soluo para conexes ponto-a-ponto. A equipe tomar uma das trs sub-redes que anteriormente decidiu designar para links WAN e a dividir novamente em sub-redes com uma mscara de 30 bits.

    No exemplo, a equipe tomou uma das ltimas trs sub-redes, a sub-rede 6, e a dividiu outra vez em sub-redes. Desta vez, a equipe utiliza uma mscara de 30 bits.

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    As Figuras e ilustram que, depois de utilizar VLSM, a equipe dispe de oito conjuntos de endereos para serem usados para os links ponto-a-ponto.

    A prxima pgina ensinar os alunos a calcular sub-redes com VLSM.

    1.1.4 Clculo de sub-redes com VLSM

    VLSM ajuda a gerenciar endereos IP. Esta pgina explicar como usar VLSM para definir mscaras de sub-rede que atendam aos requisitos do link ou segmento. Uma mscara de sub-rede deve satisfazer aos requisitos de uma rede local com uma mscara de sub-rede e aos requisitos de uma WAN ponto-a-ponto com outra.

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    O exemplo na Figura mostra uma rede que carece de um esquema de endereos.

    O exemplo contm um endereo Classe B 172.16.0.0 e duas redes locais que exigem um mnimo de 250 hosts cada uma. Se os roteadores usarem um protocolo de roteamento classless, o link WAN precisar ser uma sub-rede da mesma rede Classe B. Os protocolos de roteamento classful, tais como RIP v1, IGRP e EGP no suportam VLSM. Sem VLSM, o link WAN precisaria da mesma mscara de sub-rede dos segmentos das redes locais. Uma mscara de 24 bits de 255.255.255.0 pode suportar 250 hosts.

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

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    Se for usado o VLSM, uma mscara de 24 bits ainda seria aplicada nos segmentos LAN para os 250 hosts. Uma mscara de 30 bits poderia ser usada para o link WAN, porque so necessrios apenas dois endereos de host.

    A Figura mostra onde os endereos da sub-rede podem ser aplicados com base no nmero de hosts exigidos. Os links WAN usam endereos de sub-rede com um prefixo de /30. Esse prefixo comporta apenas dois endereos de host, que exatamente o suficiente para a conexo ponto-a-ponto entre os dois roteadores.

    Na Figura , os endereos de sub-rede utilizados sero gerados quando a sub-rede 172.16.32.0/20 for dividida em sub-redes /26.

    Para calcular os endereos de sub-rede usados nos links WAN, subdivida em novas sub-redes uma das sub-redes /26 no usadas. Nesse exemplo, 172.16.33.0/26 subdividida em novas sub-redes com um prefixo /30. Isso fornece mais quatro bits de sub-rede e, portanto, 16 (24) sub-redes para as WANs. A Figura ilustra como lidar com um sistema VLSM.

    VLSM pode ser usado para dividir em sub-redes um endereo j dividido em sub-redes. Por exemplo, considere o endereo de sub-rede 172.16.32.0/20 e uma rede que precisa de dez endereos de host. Com esse endereo de sub-rede, existem 212 2 ou seja 4094 endereos de host, a maioria dos quais ser desperdiada. Com VLSM, possvel dividir 172.16.32.0/20 em sub-redes para criar mais endereos de rede com um nmero menor de hosts por rede. Quando 172.16.32.0/20 dividido em 172.16.32.0/26, h um ganho de 26 ou seja 64 sub-redes. Cada sub-rede pode suportar 26 2, ou seja 62 hosts.

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

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    Etapa 1 Escreva 172.16.32.0 em forma binria.

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

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

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

    importante lembrar-se de que somente sub-redes no utilizadas podem ser ainda divididas em sub-redes. Se qualquer endereo de uma sub-rede for usado, essa sub-rede no poder ser dividido mais em sub-redes.

    Na Figura , quatro nmeros de sub-rede so usados nas redes locais. A sub-rede 172.16.33.0/26 no utilizada subdividida em novas sub-redes para serem usadas nos links WAN.

    A Atividade de Laboratrio ajudar os alunos a calcularem sub-redes VLSM.

    A prxima pgina descrever a agregao de rotas

    1.1.5 Agregao de rotas com VLSM

    Esta pgina explicar as vantagens da agregao de rotas com VLSM.

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

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

    A Figura ilustra como o resumo de rotas reduz a carga ao longo do fluxo entre os roteadore. Esta hierarquia complexa de redes e sub-redes de tamanhos variveis resumida em vrios pontos com um endereo de prefixo, at que toda a rede seja anunciada como uma s rota agregada de 200.199.48.0/20. O resumo de rotas, ou super-rede, s ser possvel se os roteadores de uma rede utilizarem um protocolo de roteamento classless tal como OSPF ou EIGRP. Os protocolos de roteamento classless transportam um prefixo que consiste em um endereo IP e uma mscara de bits, de 32 bits nas atualizaes de roteamento. Na Figura , a rota resumida que eventualmente chega ao provedor contm um prefixo de 20 bits comum a todos os endereos dentro da organizao. Esse endereo 200.199.48.0/20 ou 11001000.11000111.0011. Para que o resumo funcione, os endereos precisam ser cuidadosamente designados de maneira hierquica de modo que os endereos resumidos compartilhem os bits de ordem superior.

    A seguir, temos regras importantes que devem ser lembradas:

    Um roteador precisa saber em detalhes os nmeros de sub-redes a ele conectadas. Um roteador no precisa informar a outros roteadores sobre cada sub-rede se o

    roteador puder enviar uma rota agregada para um conjunto de rotas. Um roteador que utiliza rotas agregadas possui um menor nmero de entradas na sua

    tabela de roteamento.

    VLSM aumenta a flexibilidade do resumo de rotas porque utiliza os bits de ordem superior compartilhados esquerda, mesmo que as redes no sejam contguas.

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    A Figura mostra que os endereos compartilham os primeiros 20 bits. Esses bits esto em vermelho. O 21o bit no o mesmo para todos os roteadores. Portanto, o prefixo para a rota resumida ter 20 bits de comprimento. Isso usado para calcular o nmero de rede da rota resumida.

    A Figura mostra que os endereos compartilham os primeiros 21 bits. Esses bits esto em vermelho. O 22o bit no o mesmo para todos os roteadores. Portanto, o prefixo para a rota resumida ter 21 bits de comprimento. Isso usado para calcular o nmero de rede da rota resumida.

    A prxima pgina ensinar os alunos a configurar o VLSM.

    1.1.6 Configurando a VLSM

    Esta pgina ensinar aos alunos como calcular e configurar corretamente VLSM.

    A seguir, temos clculos de VLSM para as redes locais apresentadas na Figura :

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    Endereo de rede: 192.168.10.0 O roteador Perth precisa suportar 60 hosts. Isso significa que sero necessrios pelo

    menos seis bits na poro host do endereo. Seis bits resultaro em 26 2, ou seja, 62 possveis endereos de host. A conexo de rede local do roteador Perth recebe a designao da sub-rede 192.168.10.0/26.

    Os roteadores Sydney e Singapore precisam suportar 12 hosts cada um. Isso significa que sero necessrios pelo menos quatro bits na poro host do endereo. Quatro bits resultaro em 24 2, ou seja, 14 possveis endereos de host. Para a conexo de rede local do roteador Sydney, designada a sub-rede 192.168.10.96/28 e para a conexo da rede local do roteador Singapore designada a sub-rede 192.168.10.112/28.

    O roteador KL precisa suportar 28 hosts. Isso significa que sero necessrios pelo menos cinco bits na poro host do endereo. Cinco bits resultaro em 25 2, ou seja, 30 possveis endereos de host. A conexo de rede local do roteador KL recebe a designao da sub-rede 192.168.10.64/27.

    A seguir, temos clculos de VLSM para as conexes ponto-a-ponto na Figura :

    A conexo entre Perth e Kuala Lumpur requer apenas dois endereos de host. Isso significa que sero necessrios pelo menos dois bits na poro host do endereo. Dois bits resultaro em 22 2, ou seja, 2 possveis endereos de host. A conexo entre Perth e Kuala Lumpur recebe a designao da sub-rede 192.168.10.128/30.

    A conexo entre Sydney e Kuala Lumpur requer apenas dois endereos de host. Isso significa que sero necessrios pelo menos dois bits na poro host do endereo. Dois bits resultaro em 22 2, ou seja, 2 possveis endereos de host. A conexo entre Sydney e Kuala Lumpur recebe a designao da sub-rede 192.168.10.132/30.

    A conexo entre Singapore e Kuala Lumpur requer apenas dois endereos de host. Isso significa que sero necessrios pelo menos dois bits na poro host do endereo. Dois bits resultaro em 22 2, ou seja, 2 possveis endereos de host. A conexo entre Singapura e Kuala Lumpur recebe a designao da sub-rede 192.168.10.136/30.

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    A seguinte configurao para a conexo ponto-a-ponto entre Singapura e KL.

    Singapore(config)#interface serial 0 Singapore(config-if)#ip address 192.168.10.137 255.255.255.252 KualaLumpur(config)#interface serial 1 KualaLumpur(config-if)#ip address 192.168.10.138 255.255.255.252

    Esta pgina conclui a lio. A prxima lio tratar de RIP. A primeira pgina descreve RIP v1

    1.2 RIP Verso 2 1.2.1 Histrico do RIP

    Esta pgina explicar as funes e limitaes do RIP.

    A Internet uma coleo de sistemas autnomos (ASs). Cada AS possui uma tecnologia de roteamento que pode ser diferente da utilizada em outros sistemas autnomos. O protocolo de roteamento usado dentro de um AS chamado Interior Gateway Protocol (IGP). Um protocolo diferente usado para transferir informaes de roteamento entre sistemas autnomos chamado Exterior Gateway Protocol (EGP). RIP foi projetado para funcionar como IGP em um AS de tamanho moderado. No prprio para utilizao em ambientes mais complexos.

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    RIP v1 considerado um IGP classful. RIP v1 um protocolo vetor de distncia, que envia em broadcast toda a tabela de roteamento para cada roteador vizinho a intervalos predeterminados. O intervalo padro de 30 segundos. RIP usa a contagem de saltos como mtrica, sendo 15 o nmero mximo de saltos.

    Se o roteador receber informaes sobre uma rede e a interface por onde se recebe informaes pertencer mesma rede mas em sub-rede diferente, o roteador aplicar a mscara de sub-rede que est configurada na interface por onde a informao foi recebida.

    Para endereos Classe A, a mscara classful padro 255.0.0.0. Para endereos Classe B, a mscara classful padro 255.255.0.0. Para endereos Classe C, a mscara classful padro 255.255.255.0.

    RIP v1 um protocolo de roteamento muito utilizado porque virtualmente todos os roteadores o suportam. A larga aceitao de RIP v1 deve-se simplicidade e compatibilidade universal que ele oferece. RIP v1 pode executar o balanceamento de carga em at seis caminhos do mesmo custo, com quatro caminhos como padro.

    RIP v1 tem as seguintes limitaes:

    Ele no envia informaes de mscaras de sub-redes nas suas atualizaes. Ele envia atualizaes como broadcast em 255.255.255.255. Ele no suporta autenticao. Ele no pode suportar VLSM ou classless interdomain routing (CIDR).

    RIP v1 de configurao simples, conforme mostra a figura

    1.2.2 Caractersticas do RIP v2

    Esta pgina tratar do RIP v2, o qual uma verso melhorada do RIP v1. Ambas as verses do RIP possuem as seguintes caractersticas:

    Um protocolo vetor de distncia que usa uma mtrica de contagem de saltos. Utiliza temporizadores holddown para evitar loops de roteamento o padro de 180

    segundos. Utiliza split-horizon para evitar loops de roteamento. Utiliza 16 saltos como mtrica para distncia infinita.

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    RIP v2 proporciona roteamento de prefixo, o que permite que ele envie informaes sobre mscaras de sub-rede junto com a atualizao de rotas. Portanto, RIP v2 suporta a utilizao de roteamento classless no qual diferentes sub-redes dentro da mesma rede podem usar diferentes mscaras de sub-rede, como o caso do VLSM.

    RIP v2 acomoda a autenticao nas suas atualizaes. Um conjunto de chaves pode ser usado em uma interface como verificao de autenticao. RIP v2 permite uma escolha do tipo de autenticao a ser usada nos pacotes RIP v2. A escolha ser entre texto puro e criptografia Message-Digest 5 (MD5). Texto puro o padro. MD5 pode ser usado para autenticar a origem de uma atualizao de roteamento. MD5 tipicamente usado para criptografar senhas enable secret e no existe nenhuma reverso conhecida.

    RIP v2 envia atualizaes de roteamento em multicast usando o endereo Classe D 224.0.0.9, que permite uma melhor eficincia.

    1.2.3 Comparando RIP v1 com v2

    Esta pgina apresentar mais informaes sobre o funcionamento de RIP. Ela tambm descrever as diferenas entre RIP v1 e RIP v2.

    RIP usa algoritmos de vetor de distncia para determinar a direo e a distncia para qualquer link na internetwork. Se houver vrios caminhos at um destino, o RIP seleciona aquele com o menor nmero de saltos. No entanto, como a contagem de saltos a nica mtrica de roteamento usada pelo RIP, ele nem sempre seleciona o caminho mais rpido at um destino.

    O RIP v1 permite aos roteadores atualizar suas tabelas de roteamento em intervalos programveis. O intervalo padro de 30 segundos. O envio contnuo de atualizaes de roteamento pelo RIP v1 significa que o trfego na rede aumenta rapidamente. Para evitar que um pacote entre em um loop infinito, RIP limita a contagem mxima de saltos a 15. Se a rede de destino estiver a uma distncia de mais de 15 roteadores, a rede ser considerada inalcanvel e o pacote ser descartado. Essa situao cria uma questo de escalabilidade ao se processar o roteamento em redes heterogneas de grande porte. RIP v1 utiliza split-horizon para evitar loops. Isso significa que RIP v1 anuncia rotas por uma interface somente se as rotas no forem aprendidas de atualizaes que entraram pela mesma interface. Ele utiliza temporizadores holddown para evitar loops de roteamento. Holddowns ignoram quaisquer informaes novas sobre uma sub-rede que indiquem uma mtrica pior durante um perodo igual ao temporizador holddown.

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

    RIP v2 uma verso melhorada do RIP v1. Possui muitas das caractersticas do RIP v1. RIP v2 tambm um protocolo vetor de distncia que utiliza contagem de saltos, temporizadores holddown e split-horizon. A Figura compara e contrasta RIP v1 com RIP v2.

    A primeira Atividade de Laboratrio nesta pgina mostra aos alunos como preparar e configurar RIP nos roteadores. A segunda Atividade de Laboratrio repassa a configurao bsica dos roteadores. A Atividade com Mdia Interativa ajudar os alunos a entenderem as diferenas entre RIP v1 e RIP v2.

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    1.2.4 Configurando RIP v2

    Esta pgina ensinar aos alunos como configurar RIP v2.

    RIP v2 um protocolo de roteamento dinmico que configurado ao se nomear o protocolo de roteamento RIP Verso 2 e, em seguida, designar nmeros de rede IP sem especificar os valores das sub-redes. Esta seo descreve os comandos bsicos usados para configurar RIP v2 em um roteador Cisco.

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

    Selecionar um protocolo de roteamento, por exemplo, RIP v2. Designar os nmeros de rede IP sem especificar os valores das sub-redes. Designar os endereos de rede ou de sub-rede e a mscara de sub-rede apropriada

    para as interfaces.

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

  • 20

    O comando router inicia o processo de roteamento. O comando network causa a implementao das trs funes a seguir:

    As atualizaes de roteamento so enviada por multicast atravs de uma interface. As atualizaes de roteamento so processadas se entrarem pela mesma interface. A sub-rede diretamente conectada quela interface anunciada.

    O comando network necessrio porque permite que o processo de roteamento determine quais interfaces participam do envio e recebimento das atualizaes de roteamento. O comando network inicia o protocolo de roteamento em todas as interfaces que o roteador possui na rede especificada. O comando network tambm permite que o roteador anuncie essa rede.

    A combinao dos comandos router rip e version 2 especifica RIP v2 como protocolo de roteamento, enquanto o comando network identifica uma rede conectada participante.

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

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

    As interfaces do Roteador A conectadas s redes 172.16.0.0 e 10.0.0.0 ou suas sub-redes enviaro e recebero atualizaes RIP v2. Essas atualizaes de roteamento permitem que o roteador aprenda a topologia da rede. Os Roteadores B e C possuem configuraes RIP semelhantes, mas com diferentes nmeros de rede especificados.

    A figura mostra outro exemplo de uma configurao de RIP v2.

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    1.2.5 Verificando RIP v2

    Os comandos show ip protocols e show ip route exibem informaes sobre os protocolos e a tabela de roteamento. Esta pgina explica como so usados os comandos show para verificar uma configurao de RIP.

    O comando show ip protocols exibe valores referentes a informaes dos protocolos de roteamento e de temporizadores dos protocolos de roteamento associados ao roteador. No exemplo, o roteador configurado com RIP e envia informaes atualizadas da tabela de roteamento a cada 30 segundos. Esse intervalo configurvel. Se um roteador que executa RIP no receber uma atualizao de outro roteador dentro de 180 segundos ou mais, o primeiro roteador marcar como invlidas as rotas servidas pelo roteador no atualizado. Na Figura , o temporizador holddown definido em 180 segundos. Portanto, uma atualizao para uma rota que antes estava inativa e agora est ativa poderia ficar no estado holddown at que decorressem os 180 segundos completos.

    Se no houver uma atualizao aps 240 segundos, o roteador remover as entradas da tabela de roteamento. O roteador injeta rotas para as redes listadas aps a linha "Routing for Networks". O roteador recebe rotas dos roteadores RIP vizinhos listados aps a linha "Routing for Networks". A distncia padro de 120 refere-se distncia administrativa para uma rota RIP.

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

    O comando show ip route exibe o contedo da tabela de roteamento IP. A tabela de roteamento contm entradas para todas as redes e sub-redes conhecidas, e contm um cdigo que indica como essas informaes foram obtidas.

    Examine a sada para ver se a tabela de roteamento populada com informaes de roteamento. Se faltarem entradas, porque no esto sendo trocadas informaes. Use o comando EXEC privilegiado show running-config ou show ip protocols no roteador para procurar possveis erros de configurao do protocolo de roteamento.

    A Atividade de Laboratrio ensinar aos alunos como usar os comandos show para verificar as configuraes do RIP v2.

    1.2.6 Identificando e Resolvendo Problemas com RIP v2

    Esta pgina explica a utilizao do comando debug ip rip.

    Use o comando debug ip rip para exibir atualizaes de roteamento do RIP medida que elas so enviadas ou recebidas. O comando no debug all ou undebug all desativa toda a depurao.

    O exemplo mostra que o roteador que est sendo diagnosticado recebeu atualizaes de um roteador no endereo de origem 10.1.1.2. O roteador no endereo de origem 10.1.1.2 enviou informaes sobre dois destinos na atualizao da tabela de roteamento. O roteador que est sendo diagnosticado tambm enviou atualizaes, em ambos os casos com o endereo multicast 224.0.0.9 como destino. O nmero entre parnteses representa o endereo de origem encapsulado no cabealho IP.

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

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

    Esses resultados aparecem durante a inicializao ou quando ocorre um evento tal como uma transio de uma interface ou quando um usurio limpa a tabela de roteamento manualmente.

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

    RIP: bad version 128 from 160.89.80.43

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

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    1.2.7 Rotas padro

    Esta pgina descrever rotas padro e explicar como elas so configuradas.

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

    Rotas estticas O administrador do sistema define manualmente as rotas estticas como prximo salto para um destino. As rotas estticas so teis para a segurana e para reduzir o trfego, j que no se conhece outra rota.

    Rotas padro O administrador do sistema tambm define manualmente as rotas padro como o caminho a ser seguido quando no houver rota conhecida para o destino. As rotas padro mantm as tabelas de roteamento mais curtas. Quando no existe uma entrada para uma rede de destino em uma tabela de roteamento, o pacote enviado para a rede padro.

    Rotas dinmicas O roteamento dinmico significa que o roteador aprende os caminhos para os destinos ao receber atualizaes peridicas de outros roteadores.

    Na Figura , a rota esttica indicada pelo seguinte comando:

    Router(config)#ip route 172.16.1.0 255.255.255.0 172.16.2.1

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

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    Router(config)#ip default-network 192.168.20.0

    De um modo geral, depois que a tabela de roteamento tiver sido definida para lidar com todas as redes que precisam ser configuradas, freqentemente til garantir que os demais pacotes vo para um local especfico. Essa rota denominada rota padro para o roteador. Um exemplo um roteador que est conectado com a Internet. Todos os pacotes no definidos na tabela de roteamento iro para a interface determinada do roteador padro.

    O comando ip default-network normalmente configurado nos roteadores que se conectam ao roteador com uma rota padro esttica.

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

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

    Os zeros relativos ao endereo IP e mscara representam qualquer rede de destino com qualquer mscara. As rotas padro so chamadas "quad zero routes" (rotas de quatro zeros). No diagrama, a nica maneira de Hong Kong 1 poder alcanar a Internet atravs da interface s0/0.

    Resumo

    Esta pgina faz um resumo dos tpicos apresentados neste mdulo.

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    Variable-Length Subnet Masks (VLSM), freqentemente chamado "dividir uma sub-rede em sub-redes", usado para maximizar a eficincia do endereamento. um recurso que permite que um s sistema autnomo possua redes com diferentes mscaras de sub-rede. O administrador de rede pode usar uma mscara longa em redes com poucos hosts, e uma mscara curta em sub-redes com muitos hosts.

    importante projetar um esquema de endereamento que comporte o crescimento e que no envolva o desperdcio de endereos. Para aplicar VLSM ao problema de endereamento, so criadas sub-redes grandes para o endereamento de redes locais. Sub-redes muito pequenas so criadas para links WAN e para outros casos especiais.

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

    Os endereos so atribudos de maneira hierrquica, para que os endereos resumidos compartilhem os mesmos bits de ordem superior. Existem regras especficas para um roteador. Ele precisa saber os detalhes dos nmeros de sub-redes conectadas a ele e no precisa informar a outros roteadores sobre cada sub-rede individual se o roteador puder enviar uma rota agregada para um conjunto de roteadores. Um roteador que utiliza rotas agregadas possui menor nmero de entradas na sua tabela de roteamento.

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

    RIP v1 considerado um interior gateway protocol classful. RIP v1 um protocolo vetor de distncia que envia em broadcast toda a sua tabela de roteamento para cada roteador vizinho a intervalos predeterminados. O intervalo padro de 30 segundos. RIP usa a contagem de saltos como mtrica, com 15 como nmero mximo de saltos.

    Para ativar um protocolo de roteamento dinmico, selecione um protocolo de roteamento, tal como RIP v2, designe os nmeros de rede IP sem especificar valores de sub-rede e, depois, designe os endereos de rede ou de sub-rede e a mscara apropriada de sub-rede para as interfaces. No RIP v2, o comando router inicia o processo de roteamento. O comando network causa a implementao de trs funes: As atualizaes de roteamento so enviadas em multicast por uma interface, as atualizaes de roteamento so processadas se entrarem pela mesma interface e a sub-rede conectada diretamente quela interface anunciada. O comando version 2 ativa RIP v2.

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

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    CAPITULO 02 - OSPF com uma nica rea (Single-Area OSPF)

    Viso Geral

    As duas principais classes de IGPs so distance vector (vetor de distncia) e link-state (estado do enlace). Os dois tipos de protocolos de roteamento encontram rotas atravs de sistemas autnomos. Os protocolos de roteamento distance vector e link-state usam mtodos diferentes para realizar as mesmas tarefas.

    Os algoritmos de roteamento link-state, tambm conhecidos como algoritmos SPF (shortest path first), mantm um banco de dados complexo de informaes sobre a topologia. Um algoritmo de roteamento link-state mantm um conhecimento completo sobre os roteadores distantes e sobre como eles se interconectam. Ao contrrio, os algoritmos distance vector fornecem informaes no-especficas sobre as redes distantes e nenhum conhecimento sobre os roteadores distantes.

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

    Os primeiros protocolos de roteamento, como o RIP v1, eram todos protocolos distance vector. H muitos protocolos de roteamento distance vector em utilizao atualmente, como RIP v2, IGRP e o protocolo de roteamento hbrido EIGRP. Conforme as redes se tornaram maiores e mais complexas, as limitaes dos protocolos de roteamento distance vector se tornaram mais aparentes. Os roteadores que usam um protocolo de roteamento distance vector aprendem sobre a topologia da rede a partir das atualizaes da tabela de roteamento dos roteadores vizinhos. A utilizao de largura de banda alta, devido troca peridica de atualizaes de roteamento, e a convergncia da rede lenta, resultando em decises de roteamento ruins.

    Os protocolos de roteamento link-state so diferentes dos protocolos distance vector. Os protocolos link-state inundam informaes sobre rotas por toda a rede, permitindo que cada roteador tenha uma viso completa da topologia da rede. As triggered updates permitem uma utilizao eficiente da largura de banda e uma convergncia mais rpida. As alteraes do estado de um link so enviadas a todos os roteadores da rede assim que elas ocorrem.

    OSPF um dos mais importantes protocolos link-state. Ele se baseia em padres abertos, o que significa que pode ser desenvolvido e aperfeioado por vrios fabricantes. um protocolo complexo e um desafio para implementao em uma rede grande. Os princpios bsicos do OSPF so abordados neste mdulo.

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

    Em redes grandes, o OSPF pode ser configurado para abranger muitas reas e vrios tipos de rea diferentes. A capacidade de projetar e implementar grandes redes OSPF comea com a capacidade de configurar o OSPF em uma nica rea. Este mdulo tambm discute a configurao do OSPF com uma nica rea (Single-Area OSPF).

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

    Ao conclurem este mdulo, os alunos devero ser capazes de realizar as seguintes tarefas:

    Identificar as principais caractersticas do protocolo de roteamento link-state;

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    Explicar como so mantidas as informaes do roteamento link-state; Tratar do algoritmo do roteamento link-state; Examinar as vantagens e desvantagens dos protocolos de roteamento link-state; Comparar e contrastar os protocolos de roteamento link-state com os protocolos de

    roteamento distance vector; Ativar o OSPF em um roteador; Configurar um endereo de loopback para definir a prioridade do roteador; Modificar a mtrica de custo para alterar a preferncia de rota do OSPF; Configurar a autenticao do OSPF; Alterar os temporizadores do OSPF; Descrever as etapas para criar e propagar uma rota padro; Usar comandos show para verificar a operao do OSPF; Configurar o processo de roteamento do OSPF; Definir os principais termos do OSPF; Descrever os tipos de rede OSPF; Descrever o protocolo Hello do OSPF; Identificar as etapas bsicas da operao do OSPF.

    2.1 Protocolo de roteamento link-state 2.1.1 Viso geral do roteamento link-state

    Os protocolos de roteamento link-state funcionam de maneira diferente dos protocolos distance vector. Esta pgina ir explicar as diferenas entre os protocolos distance vector e link-state. Estas informaes so cruciais para os administradores de rede. Uma diferena essencial que os protocolos distance vector usam um mtodo mais simples para trocar informaes de roteamento. A figura descreve as caractersticas tanto dos protocolos de roteamento distance vector como link-state.

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    Os algoritmos de roteamento link-state mantm um banco de dados complexo com as informaes de topologia. Enquanto o algoritmo distance vector tem informaes no-especficas sobre redes distantes e nenhum conhecimento sobre roteadores distantes, um algoritmo de roteamento link-state mantm conhecimento completo sobre roteadores distantes e sobre como eles esto interconectados.

    A Atividade com Mdia Interativa ir ajudar os alunos a identificarem as diferentes caractersticas dos protocolos link-state e distance vector.

    2.1.2 Caractersticas do protocolo de roteamento link-state

    Esta pgina ir explicar como os protocolos link-state roteiam os dados.

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

    A seguir esto algumas funes do protocolo de roteamento link-state: Responder rapidamente a mudanas na rede;

    Enviar triggered updates apenas quando ocorrer uma alterao na rede; Enviar atualizaes peridicas, conhecidas como atualizaes link-state; Usar um mecanismo hello para determinar se os vizinhos podem ser alcanados.

    Cada roteador envia pacotes hello em multicast para ficar informado sobre o estado dos roteadores vizinhos. Cada roteador usa LSAs para se manter informado sobre todos os roteadores em sua rea da rede. Os pacotes hello contm informaes sobre as redes que esto conectadas ao roteador.

    Na figura , P4 tem conhecimento sobre seus vizinhos, P1 e P3, na rede Perth3. Os LSAs fornecem atualizaes sobre o estado dos enlaces (links) que so interfaces nos outros roteadores da rede.

    Os roteadores que usam protocolos de roteamento link-state tm as seguintes caractersticas: Usam as informaes de hello e os LSAs recebidos de outros roteadores para criar um banco de dados sobre a rede;

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    Usam o algoritmo SPF para calcular a rota mais curta para cada rede; Armazenam as informaes da rota na tabela de roteamento.

    2.1.3 Como so mantidas as informaes de roteamento

    Esta pgina ir explicar como os protocolos link-state usam os seguintes recursos:

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

    para os pacotes.

    Os protocolos de roteamento link-state foram criados para superar as limitaes dos protocolos de roteamento distance vector. Por exemplo, os protocolos distance vector somente trocam atualizaes de roteamento com vizinhos imediatos, enquanto os protocolos de roteamento link-state trocam informaes de roteamento atravs de uma rea muito maior.

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

    Um link o mesmo que uma interface em um roteador. O estado do link uma descrio de uma interface e da relao com os roteadores vizinhos. Por exemplo, uma descrio da interface incluiria o endereo IP da interface, a mscara de sub-rede, o tipo de rede qual est conectada, os roteadores conectados a essa rede e assim por diante. O conjunto de link-states forma um banco de dados de link-states, que s vezes chamado de banco de dados topolgico. O banco de dados de link-states usado para calcular os melhores caminhos atravs da rede. Os roteadores link-state aplicam o algoritmo Dijkstra do "caminho mais curto

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    primeiro" (SPF Shortest Path First) consultando o banco de dados de link-states. Isso cria a rvore SPF, tendo o roteador local como raiz. Em seguida, os melhores caminhos so selecionados a partir da rvore SPF e colocados na tabela de roteamento.

    2.1.4 Algoritmos de roteamento link-state

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

    Os algoritmos de roteamento link-state tm as seguintes caractersticas:

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

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

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

    Uma troca de LSAs acionada por um evento da rede, e no por atualizaes peridicas. Isso acelera o processo de convergncia, pois no h necessidade de esperar at que uma srie de temporizadores expire para que os roteadores possam convergir.

    Se a rede mostrada na figura usar um protocolo de roteamento link-state, no haver preocupao quanto conectividade entre os roteadores A e D. Com base no protocolo que empregado e nas mtricas selecionadas, o protocolo de roteamento pode discriminar entre dois caminhos para o mesmo destino e usar o melhor deles. Na figura , h duas entradas de roteamento na tabela para a rota do roteador A para o roteador D.

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

    2.1.5 Vantagens e desvantagens do roteamento link-state

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

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

    Os protocolos link-state usam mtricas de custo para escolher caminhos atravs da rede. A mtrica de custo reflete a capacidade dos links nesses caminhos.

    Os protocolos link-state usam triggered updates e inundaes (floods) de LSAs para relatar imediatamente alteraes na topologia da rede para todos os roteadores da rede. Isso leva a tempos de convergncia curtos.

    Cada roteador tem uma imagem completa e sincronizada da rede. Por isso, muito difcil ocorrerem loops de roteamento.

    Os roteadores usam as informaes mais atuais para tomar as melhores decises de roteamento.

    O tamanho dos bancos de dados de link-state pode ser minimizado com um projeto cuidadoso da rede. Isso leva a clculos Dijkstra menores e a uma convergncia mais rpida.

    Cada roteador, no mnimo, mapeia a topologia de sua prpria rea da rede. Esse atributo ajuda a solucionar problemas que possam ocorrer.

    Os protocolos link-state suportam CIDR e VLSM.

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

    Eles exigem mais memria e maior poder do processador do que os protocolos distance vector. Isso os torna caros para organizaes com oramentos reduzidos e hardware mais antigo.

    Exigem um estrito projeto de rede hierrquico, para que uma rede possa ser quebrada em reas menores a fim de reduzir o tamanho das tabelas de topologia.

    Requerem um administrador que entenda bem os protocolos. Inundam a rede com LSAs durante o processo inicial de descoberta. Esse processo

    pode diminuir significativamente a capacidade da rede de transportar dados. Pode haver considervel degradao do desempenho da rede.

    2.1.6 Comparao entre os roteamentos distance vector e link-state

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

    A inundao inicial de LSAs fornece aos roteadores as informaes de que eles necessitam para criar um banco de dados de link-states. As atualizaes de roteamento ocorrem somente quando a rede muda. Se no h alteraes, as atualizaes de roteamento ocorrem aps um determinado intervalo. Se a rede muda, uma atualizao parcial enviada imediatamente. A atualizao parcial s contm informaes sobre os links que mudaram. Os administradores de rede preocupados com a utilizao do link da WAN percebero que essas atualizaes parciais e espordicas so uma alternativa eficiente aos protocolos de roteamento distance vector, que enviam uma tabela de roteamento completa a cada 30 segundos. Quando ocorre uma alterao, todos os roteadores link-state so avisados simultaneamente pela atualizao parcial. Os roteadores de vetor de distncia esperam at que os vizinhos percebam a mudana, implementem-na e lhes enviem a atualizao.

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    As vantagens dos protocolos link-state em relao aos protocolos distance vector so a convergncia mais rpida e a melhor utilizao da largura de banda. Os protocolos link-state suportam CIDR e VLSM. Isso os torna uma boa opo para redes complexas e escalveis. Na verdade, os protocolos link-state geralmente superam em desempenho os protocolos distance vector em redes de qualquer tamanho. Os protocolos link-state no so implementados em todas as redes porque exigem mais memria e poder de processamento do que os protocolos distance vector e podem sobrecarregar equipamentos mais lentos. Outro motivo para que no sejam implementados mais amplamente o fato de serem bastante complexos. Os protocolos de roteamento link-state exigem administradores bem treinados para configur-los e mant-los corretamente.

    Esta pgina conclui esta lio. A prxima lio ir apresentar um protocolo de roteamento link-state chamado OSPF. A primeira pgina ir oferecer uma viso geral.

    2.2 Conceitos do OSPF com uma nica rea (Single-Area OSPF) 2.2.1 Viso geral do OSPF

    Esta pgina ir apresentar o OSPF. OSPF um protocolo de roteamento link-state que se baseia em padres abertos. Est descrito em diversos padres da IETF (Internet Engineering Task Force). A letra inicial O de OSPF vem de "open" e significa que um padro aberto ao pblico e no proprietrio.

    O OSPF, quando comparado com o RIP v1 e v2, o IGP preferido, visto que pode ser escalado. O RIP limitado a 15 saltos, converge lentamente e s vezes escolhe rotas lentas, pois ignora fatores crticos, tais como a largura de banda, na determinao das rotas. Uma desvantagem de usar o OSPF que ele s suporta protocolos baseados em TCP/IP. O OSPF superou essas limitaes e um protocolo de roteamento robusto e escalvel, adequado s redes modernas. O OSPF pode ser usado e configurado como uma nica rea para redes pequenas. Tambm pode ser usado para redes grandes.

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    Conforme mostrado na figura , grandes redes OSPF usam um projeto hierrquico. Vrias reas se conectam a uma rea de distribuio, ou rea 0, que tambm chamada de backbone. A abordagem do projeto permite extenso controle das atualizaes de roteamento. A definio da rea reduz a sobrecarga de roteamento, acelera a convergncia, confina a instabilidade da rede a uma rea e melhora o desempenho.

    2.2.2 Terminologia OSPF

    Os roteadores link-state identificam os roteadores vizinhos e ento se comunicam com eles. O OSPF tem sua prpria terminologia. Os novos termos esto mostrados na figura .

    O OSPF rene informaes dos roteadores vizinhos sobre o estado do link de cada roteador OSPF. Essa informao despejada para todos os seus vizinhos. Um roteador OSPF anuncia os estados de seus prprios links e repassa os estados de links recebidos.

    Os roteadores processam as informaes sobre os link-states e criam um banco de dados de link-states. Cada roteador da rea OSPF tem o mesmo banco de dados de link-states. Portanto, cada roteador tem as mesmas informaes sobre o estado dos links e dos vizinhos de todos os outros roteadores.

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    Em seguida, cada roteador aplica o algoritmo SPF em sua prpria cpia do banco de dados. Esse clculo determina a melhor rota at um destino. O algoritmo SPF aumenta o custo, que um valor geralmente baseado na largura de banda. O caminho de menor custo adicionado tabela de roteamento, que tambm conhecida como banco de dados de encaminhamento (forwarding database).

    Cada roteador mantm uma lista dos vizinhos adjacentes, chamada de banco de dados de adjacncias. O banco de dados de adjacncias uma lista de todos os roteadores vizinhos com os quais um roteador estabeleceu comunicao bidirecional. Ele exclusivo de cada roteador.

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

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

    Esta pgina ir explicar as diferenas entre o OSPF e os protocolos distance vector tais como o RIP. Os roteadores link-state mantm uma imagem comum da rede e trocam informaes sobre links aps a descoberta inicial ou aps mudanas na rede. Os roteadores link-state no enviam tabelas de roteamento em broadcasts periodicamente como os protocolos distance vector. Portanto, os roteadores link-state usam menos largura de banda para a manuteno da tabela de roteamento.

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

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

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

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

    Se os links estiverem instveis, a inundao de informaes de link-state pode levar a anncios de link-state no-sincronizados e a decises inconsistentes entre os roteadores.

    O OSPF trata os seguintes problemas:

    Velocidade de convergncia; Suporte a VLSM (mscaras de sub-rede com tamanho varivel); Tamanho da rede; Seleo de caminhos; Agrupamento de membros.

    Em grandes redes, a convergncia do RIP pode levar vrios minutos, j que a tabela de roteamento de cada roteador copiada e compartilhada com os roteadores conectados diretamente. Aps a convergncia inicial do OSPF, manter um estado convergente mais rpido, pois apenas as alteraes da rede so despejadas para outros roteadores de uma rea.

    O OSPF suporta VLSMs e, por isso, chamado de protocolo classless. O RIP v1 no suporta VLSMs, mas o RIP v2 suporta.

    O RIP considera uma rede que esteja a mais de 15 roteadores de distncia como inalcanvel, pois a quantidade de saltos limitada a 15. Isso limita o RIP a topologias pequenas. O OSPF no tem limite de tamanho e adequado para redes mdias a grandes.

    O RIP seleciona o caminho at uma rede adicionando 1 contagem de saltos relatada por um vizinho. Ele compara a quantidade de saltos at um destino e seleciona o caminho com a menor distncia, ou menor nmero de saltos. Esse algoritmo simples e no requer um roteador poderoso nem uma grande quantidade de memria. O RIP no leva em conta a largura de banda disponvel na determinao do melhor caminho.

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

    O RIP usa uma topologia linear. Os roteadores de uma regio RIP trocam informaes com todos os roteadores. O OSPF usa o conceito de reas. Uma rede pode ser subdividida em grupos de roteadores. Dessa maneira, o OSPF pode limitar o trfego a essas reas. Alteraes em uma rea no afetam o desempenho em outras reas. Essa abordagem hierrquica permite que uma rede aumente em escala de maneira eficiente.

    2.2.4 Algoritmo do caminho mais curto

    Esta pgina ir explicar como o OSPF usa o algoritmo do caminho mais curto primeiro (Shortest Path First) para determinar o melhor caminho at um destino.

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    Nesse algoritmo, o melhor caminho o caminho com menor custo. O algoritmo foi desenvolvido por Dijkstra, um cientista da computao holands, e foi explicado em 1959. O algoritmo considera uma rede como um conjunto de ns conectados por links ponto-a-ponto. Cada link tem um custo. Cada n tem um nome. Cada n tem um banco de dados completo de todos os links e, assim, so conhecidas todas as informaes sobre a topologia fsica. Todos os bancos de dados de link-states, dentro de uma determinada rea, so idnticos. A tabela da figura mostra as informaes recebidas pelo n D. Por exemplo, D recebeu informaes de que estava conectado ao n C com um link de custo 4 e ao n E com um link de custo 1.

    Ento, o algoritmo do menor caminho calcula uma topologia sem loops usando o n como ponto de partida e examinando as informaes que tem sobre os ns adjacentes.

    Na figura , o n B calculou o melhor caminho at D. O melhor caminho at D passando pelo n E, que tem custo 4. Essa informao convertida em uma entrada de rota em B, que encaminhar o trfego para C. Os pacotes destinados a D vindos de B passaro de B para C, de C para E e de E para D nessa rede OSPF.

    No exemplo, o n B determinou que para chegar ao n F o menor caminho tem custo 5, atravs do n C. Todas as outras possveis topologias ou tero loops ou caminhos com custos mais altos

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    2.2.5 Tipos de rede OSPF

    necessria uma relao de vizinhana para que os roteadores OSPF compartilhem informaes de roteamento. Um roteador tentar se tornar adjacente, ou vizinho, de pelo menos um outro roteador em cada rede IP ao qual estiver conectado. Os roteadores OSPF determinam os roteadores se tornam adjacentes com base no tipo de rede qual esto conectados. Alguns roteadores podem tentar ficar adjacentes a todos os seus roteadores vizinhos. Outros roteadores podem tentar ficar adjacentes a apenas um ou dois de seus vizinhos. Uma vez formada uma adjacncia entre vizinhos, so trocadas informaes de link-state.

    As interfaces OSPF reconhecem automaticamente trs tipos de redes:

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

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

    Em uma rede multiacesso, no se sabe antecipadamente quantos roteadores sero conectados. Em redes ponto-a-ponto, somente dois roteadores podem ser conectados.

    Em um segmento de rede multiacesso com broadcast, muitos roteadores podem ser conectados. Se cada roteador estabelecesse adjacncia completa com todos os outros roteadores e trocasse informaes de link-state com todos os vizinhos, haveria uma grande sobrecarga. Se houvesse 5 roteadores, seriam necessrias 10 relaes de adjacncia e seriam enviados 10 link-states. Se houvesse 10 roteadores, seriam necessrias 45 adjacncias. Em geral, para n roteadores, n*(n-1)/2 adjacncias precisam ser formadas. A soluo para essa sobrecarga eleger um roteador designado (DR). Esse roteador fica adjacente a todos os outros roteadores no segmento de broadcast. Todos os outros roteadores do segmento enviam suas informaes de link-state para o DR. Este, por sua vez, age como porta-voz do segmento.

  • 39

    O DR envia informaes de link-state para todos os outros roteadores do segmento usando o endereo de multicast 224.0.0.5 para todos os roteadores OSPF.

    Apesar do ganho de eficincia fornecido pela eleio de um DR, h uma desvantagem. O DR representa um nico ponto de falha. Elege-se um segundo roteador como roteador designado de backup (BDR), para assumir as funes do DR se ele falhar. Para garantir que tanto o DR quanto o BDR vero os link-states enviados por todos os roteadores do segmento, usa-se o endereo de multicast de todos os roteadores designados, 224.0.0.6.

    Em redes ponto-a-ponto, existem apenas dois ns e no h eleio de DR nem de BDR. Os dois roteadores se tornam completamente adjacentes um do outro.

    2.2.6 Protocolo Hello do OSPF

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

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

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

    Embora o pacote hello seja pequeno, ele consiste no cabealho do pacote OSPF. Para o pacote hello, o campo tipo definido como 1.

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

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    2.2.7 Etapas da operao do OSPF

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

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

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

    A partir desse momento, as informaes de roteamento so mantidas. Quando h uma alterao no estado de um link, os roteadores usam um processo de inundao para avisar os outros roteadores da rede sobre ela. O dead interval do protocolo Hello fornece um mecanismo simples para determinar se um vizinho adjacente est inoperante.

    2.3 Configurao do OSPF com uma nica rea (Single-area OSPF) 2.3.1 Configurao do processo de roteamento OSPF

    O roteamento OSPF usa o conceito de reas. Cada roteador contm um banco de dados de link-states de uma rea especfica. Uma rea da rede OSPF pode receber qualquer nmero de 0 a 65.535. Entretanto, uma nica rea recebe o nmero 0 e conhecida como rea 0. Em redes OSPF com mais de uma rea, todas as reas precisam se conectar rea 0. A rea 0 tambm chamada de rea backbone.

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    A configurao do OSPF requer que o processo de roteamento OSPF esteja ativado no roteador com os endereos de rede e as informaes da rea especificados. Os endereos de rede so configurados com uma mscara curinga e no com uma mscara de sub-rede. A mscara curinga representa os links ou endereos de host que podem estar presentes nesse segmento. O ID da rea pode ser escrito como um nmero inteiro ou em notao decimal com pontos.

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

    Router(config)#router ospf id-do-processo

    O ID do processo um nmero usado para identificar um processo de roteamento OSPF no roteador. Vrios processos OSPF podem ser iniciados no mesmo roteador. O nmero pode ser qualquer valor entre 1 e 65.535. A maioria dos administradores de rede mantm o mesmo ID de processo em todo um sistema autnomo, mas isso no obrigatrio. Raramente necessrio executar mais do que um processo OSPF em um roteador. As redes IP so anunciadas da seguinte forma no OSPF:

    Router(config-router)#network endereo mscara-curinga area id-da-rea

    Cada rede deve ser identificada com a rea qual pertence. O endereo de rede pode ser uma rede inteira, uma sub-rede ou o endereo da interface. A mscara curinga representa o conjunto de endereos de host que o segmento suporta. Ela diferente da mscara de sub-rede, que usada ao configurar endereos IP em interfaces.

    2.3.2 Configurao do endereo de loopback e da prioridade do roteador no OSPF

    Quando o processo OSPF se inicia, o Cisco IOS usa o maior endereo IP local que esteja ativo como o ID do roteador OSPF. Se no houver uma interface ativa, o processo OSPF no ser iniciado. Se a interface ativa ficar inoperante, o processo OSPF no tem um ID do roteador e, portanto, pra de funcionar at que a interface fique operante novamente.

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

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

    Router(config)#interface loopback nmero Router(config-if)#ip address endereo-IP mscara-de-sub-rede

    considerado prtica recomendvel usar interfaces de loopback para todas as rotas que executem OSPF. Essa interface de loopback deve ser configurada com um endereo usando uma mscara de sub-rede de 32 bits igual a 255.255.255.255. Uma mscara de sub-rede de 32 bits chamada de mscara de host, pois a mscara de sub-rede especifica uma rede de um host. Quando o OSPF recebe uma solicitao para anunciar uma rede de loopback, ele sempre anuncia o loopback como uma rota de host com uma mscara de 32 bits.

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

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

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

    As prioridades podem ser definidas com qualquer valor entre 0 e 255. Um valor 0 impede que um roteador seja eleito. Um roteador com a prioridade OSPF mais alta ser escolhido para DR. Um roteador com a segunda prioridade OSPF mais alta ser o BDR. Aps o processo de eleio, o DR e o BDR retm suas funes mesmo se forem adicionados rede roteadores com valores mais altos de prioridade OSPF.

    Para modificar a prioridade OSPF, digite o comando de configurao da interface global ip ospf priority em uma interface que esteja participando do OSPF. O comando show ip ospf interface exibe o valor de prioridade da interface, assim como outras informaes importantes.

    Router(config-if)#ip ospf priority nmero Router#show ip ospf interface tipo nmero

    2.3.3 Modificao da mtrica de custo do OSPF

    O OSPF usa o custo como mtrica para determinar a melhor rota. Um custo est associado ao lado da sada de cada interface do roteador. Os custos tambm esto associados a dados de roteamento derivados externamente. Em geral, o custo do caminho calculado usando a frmula [10^8/ largura de banda] , onde a largura de banda expressa em bps. O administrador de sistemas tambm pode configurar o custo por outros mtodos. Quanto menor o custo, maior a probabilidade de que a interface seja usada para encaminhar trfego de dados. O Cisco IOS determina automaticamente o custo com base na largura de banda da interface. Para a operao correta do OSPF, essencial definir a largura de banda correta da interface.

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

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

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

    Router(config-if)#ip ospf cost nmero 2.3.4 Configurao da autenticao do OSPF

    Por padro, um roteador confia que as informaes de roteamento esto vindo do roteador que deveria estar enviando essas informaes. Um roteador tambm confia em que as informaes no foram violadas ao longo da rota.

    Para garantir essa confiana, os roteadores de uma rea especfica podem ser configurados para autenticarem um ao outro.

    Cada interface OSPF pode apresentar uma chave de autenticao que ser usada pelos roteadores que enviarem informaes OSPF para outros roteadores do segmento. A chave de autenticao, conhecida como senha, um segredo compartilhado entre os roteadores. Essa chave usada para gerar os dados de autenticao no cabealho do pacote OSPF. A senha pode ter at oito caracteres. Use a seguinte sintaxe de comando para configurar a autenticao do OSPF:

    Router(config-if)#ip ospf authentication-key senha

    Aps configurada a senha, a autenticao precisa ser ativada:

    Router(config-router)#area nmero-da-rea authentication

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

    recomendvel que as informaes de autenticao sejam criptografadas. Para enviar informaes de autenticao criptografadas e garantir maior segurana, usa-se a palavra-chave message-digest. A palavra-chave MD5 especifica o tipo de algoritmo hashing de message-digest a ser usado. Alm disso, h o campo de tipo de criptografia, onde 0 significa nenhum e 7 significa proprietrio.

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

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    Router(config-if)#ip ospf message-digest-key id-da-chave md5 tipo-de-criptografia chave

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

    O comando a seguir configurado no modo de configurao do roteador:

    Router(config-router)#area id-da-rea authentication message-digest

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

    2.3.5 Configurao dos temporizadores do OSPF

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

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

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

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

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

    2.3.6 OSPF, propagao de uma rota padro

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

    Uma alternativa prtica adicionar uma rota padro at o roteador OSPF conectado rede externa. Essa rota pode ser redistribuda para cada roteador do AS atravs de atualizaes OSPF normais.

    Uma rota padro configurada usada por um roteador para gerar um gateway de ltimo recurso. A sintaxe de configurao da rota padro esttica usa o endereo de rede 0.0.0.0 e uma mscara de sub-rede 0.0.0.0:

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    Router(config)#ip route 0.0.0.0 0.0.0.0 [interface | prximo-salto endereo]

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

    A seguinte declarao de configurao propagar essa rota para todos os roteadores de uma rea OSPF normal:

    Router(config-router)#default-information originate

    Todos os roteadores da rea aprendero uma rota padro, desde que a interface do roteador de borda at o gateway padro esteja ativa.

    2.3.7 Problemas comuns de configurao do OSPF

    Um roteador OSPF precisa estabelecer uma relao de vizinhana ou adjacncia com outro roteador OSPF para trocar informaes de roteamento. Uma falha em estabelecer uma relao de vizinhana causada por qualquer dos seguintes motivos:

    Os hellos no so enviados pelos dois vizinhos. Os temporizadores de hello interval e dead interval no so iguais. As interfaces esto em redes de tipos diferentes. As chaves ou senhas de autenticao so diferentes.

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    No roteamento OSPF, tambm importante garantir o seguinte:

    Todas as interfaces tm endereos e mscara de sub-rede corretos. As declaraes network area tm as mscaras curingas corretas. As declaraes network area colocam as interfaces na rea correta.

    2.3.8 Verificao da configurao do OSPF

    Para verificar a configurao do OSPF, h diversos comandos show disponveis.

    A figura lista esses comandos. A figura mostra comandos teis para solucionar problemas do OSPF.

    Resumo

    protocolos distance vector a forma como eles trocam informaes de roteamento. Os protocolos de roteamento link-state respondem rapidamente a alteraes da rede, enviam

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    triggered updates somente quando ocorre uma alterao na rede, enviam atualizaes peridicas conhecidas como atualizaes link-state e usam um mecanismo hello para determinar a possibilidade de alcanar os vizinhos.

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

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

    Um link o mesmo que uma interface em um roteador. O estado do link uma descrio de uma interface e da relao com seus roteadores vizinhos. Com os LSAs, os roteadores link-state anunciam os estados de seus links a todos os outros roteadores da rea para que cada roteador possa criar um banco de dados completo de link-states. Eles formam relacionamentos especiais com seus vizinhos e com outros roteadores link-state. Isso os torna uma boa opo para redes complexas e escalveis. As vantagens do roteamento link-state em relao aos protocolos distance vector so a convergncia mais rpida e a melhor utilizao da largura de banda. Os protocolos link-state suportam roteamento CIDR (Classless Interdomain Routing) e VLSM (Variable-length Subnet Mask).

    O OSPF (Open Shortest Path First) um protocolo de roteamento link-state baseado em padres abertos. O "Open" do OSPF significa que ele aberto ao pblico e no proprietrio. Os roteadores OSPF elegem um roteador designado (DR) e um roteador designado de backup (BDR), que atuam como focos para a troca de informaes de roteamento, a fim de reduzir a quantidade de trocas de informaes de roteamento entre vrios vizinhos na mesma rede. O OSPF seleciona as rotas com base no custo, o qual, na implementao da Cisco, est relacionado largura de banda. O OSPF seleciona o caminho mais rpido sem loops a partir da rvore SPF como sendo o melhor caminho da rede. OSPF garante um roteamento sem loops. Os protocolos distance vector podem causar loops de roteamento. Quando um roteador inicia um processo de roteamento OSPF em uma interface, ele envia um pacote hello e volta a envi-lo a intervalos regulares. As regras que regem a troca de pacotes hello no OSPF so chamadas de protocolo Hello. Se houver concordncia com relao a todos os parmetros dos pacotes hello do OSPF, os roteadores tornam-se vizinhos.

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

    Essas informaes de roteamento so mantidas. Quando h uma alterao no estado de um link, os roteadores usam um processo de inundao para avisar os outros roteadores da rede sobre ela. O temporizador dead interval do protocolo Hello fornece um mecanismo simples para determinar se um vizinho adjacente est inoperante.

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    MODULO 03 EIGRP Viso Geral

    O EIGRP um protocolo de roteamento proprietrio da Cisco que baseado no IGRP.

    O EIGRP suporta CIDR e VLSM, o que permite que os projetistas de redes maximizem o espao de endereamento. Comparado ao IGRP, que um protocolo de roteamento classful, o EIGRP oferece tempos de convergncia mais rpidos, melhor escalabilidade e um melhor gerenciamento de loops de roteamento.

    Alm do mais, o EIGRP pode substituir o Novell RIP e o AppleTalk Routing Table Maintenance Protocol (RTMP). O EIGRP serve tanto em redes IPX e AppleTalk com possante eficincia.

    O EIGRP freqentemente descrito como um protocolo de roteamento hbrido que oferece o melhor dos algoritmos vetor de distncia e link-state.

    O EIGRP um protocolo de roteamento avanado que se vale de recursos geralmente associados aos protocolos link-state. Alguns dos melhores recursos do OSPF, tais como atualizaes parciais e descoberta de vizinhos, so igualmente utilizados pelo EIGRP. No entanto, o EIGRP mais fcil de configurar que o OSPF.

    O EIGRP uma escolha ideal para redes grandes com vrios protocolos baseadas principalmente em roteadores Cisco.

    Este modulo cobre as tarefas mais comuns de configurao do EIGRP. A nfase est na maneira em que o EIGRP estabelece relaes com roteadores adjacentes, calcula rotas primrias e de backup e responde a falhas nas rotas conhecidas para um determinado destino.

    Uma rede composta de muitos dispositivos, protocolos e meios fsicos que permitem a ocorrncia de comunicao de dados. Quando um componente de rede no funciona corretamente, isso pode afetar toda a rede. De qualquer maneira, os administradores de rede precisam identificar e resolver rapidamente os problemas quando surgem. As seguintes so algumas razes pelas quais ocorrem problemas nas redes:

    Comandos so utilizados incorretamente Listas de acesso so criadas ou colocadas incorretamente Roteadores, switches ou outros dispositivos de rede so configurados incorretamente Conexes fsicas so defeituosas

    Um administrador de rede deve identificar e resolver problemas de maneira metdica com a utilizao de um mtodo geral de resoluo de problemas. freqentemente til procurar primeiro problemas na camada fsica para depois subir atravs das camadas de maneira

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    organizada. Embora este mdulo focalize a maneira de identificar e resolver problemas nos protocolos de Camada 3, importante identificar e eliminar quaisquer problemas que possam existir nas camadas inferiores.

    Este mdulo cobre alguns dos objetivos para os exames CCNA 640-801 e ICND 640-811.

    Ao conclurem este mdulo, os alunos devero ser capazes de realizar as seguintes tarefas:

    Descrever as diferenas entre o EIGRP e o IGRP Descrever os conceitos, tecnologias e estruturas de dados mais importantes do EIGRP Entender a convergncia do EIGRP e a operao bsica do Diffusing Update Algorithm

    (DUAL) Realizar a configurao bsica do EIGRP Configurar rotas EIGRP sumarizadas Descrever o processo utilizado pelo EIGRP para criar e manter tabelas de roteamento Verificar as operaes do EIGRP Descrever o processo geral de oito etapas para identificar e resolver problemas Aplicar um processo lgico identificao e resoluo de problemas de roteamento Usar os comandos show e debug para identificar e resolver problemas com RIP Usar os comandos show e debug para identificar e resolver problemas com o IGRP Usar os comandos show e debug para identificar e resolver problemas com o EIGRP Usar os comandos show e debug para identificar e resolver problemas com o OSPF

    3.1 EIGRP 3.1.1 Comparando o EIGRP e o IGRP

    A Cisco lanou o EIGRP em 1994 como verso melhorada e escalvel do seu protocolo de roteamento de vetor de distncia, o IGRP. Esta pgina ir explicar como o EIGRP e o IGRP se comparam. A tecnologia de vetor de distncia e as informaes de distncias utilizadas pelo IGRP so tambm usadas pelo EIGRP.

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

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

    Modo de compatibilidade Clculo da mtrica Contagem de saltos Redistribuio automtica de protocolos Route tagging

    O IGRP e o EIGRP so compatveis um com o outro. Esta compatibilidade proporciona uma interoperabilidade transparente de roteadores que utilizam IGRP. Isto importante porque os usurios podem valer-se das vantagens de ambos os protocolos. O EIGRP oferece suporte de vrios protocolos, mas o IGRP no.

    O EIGRP e o IGRP calculam suas mtricas de forma um pouco diferente. O EIGRP multiplica a mtrica do IGRP por um fator de 256. Isso porque o EIGRP utiliza uma mtrica de 32 bits e o IGRP utiliza uma mtrica de 24 bits. O EIGRP pode multiplicar ou dividir por 256 para facilmente trocar informaes com o IGRP.

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

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    Permitir que protocolos de roteamento to diferentes quanto o OSPF e o RIP compartilhem informaes exige uma configurao avanada. A redistribuio ou compartilhamento de rotas automtico entre o IGRP e o EIGRP contanto que ambos os processos usem o mesmo nmero AS.

    Na Figura , o RTB automaticamente redistribui rotas aprendidas por EIGRP para o AS do IGRP e vice-versa. O EIGRP marca como externas as rotas aprendidas por IGRP ou vindas de qualquer fonte externa porque estas rotas no so oriundas de roteadores que utilizam o EIGRP. IGRP no pode diferenciar entre rotas internas e externas.

    Note que na sada do comando show ip route para os roteadores na Figura

    As rotas EIGRP so marcada com D e as rotas externas so identificadas por EX. RTA identifica a diferena entre a rede 172.16.0.0, que foi aprendida atravs do EIGRP e a rede 192.168.1.0 que foi redistribuda a partir do IGRP. Na tabela RTC, o protocolo IGRP no faz tal distino. O RTC, que usa somente o IGRP, enxerga apenas as rotas IGRP, independentemente do fato de que tanto 10.1.1.0 como 172.16.0.0 foram redistribudas a partir do EIGRP.

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    3.1.2 Conceitos e terminologia do EIGRP

    Esta pgina ir tratar das trs tabelas utilizadas pelo EIGRP para armazenar informaes sobre a rede.

    Os roteadores que utilizam o EIGRP mantm informaes sobre rotas e topologia prontamente disponveis em RAM para que possam reagir rapidamente a mudanas. Como o OSPF, o EIGRP guarda essas informaes em vrias tabelas e bancos de dados.

    O EIGRP guarda rotas aprendidas de maneira especfica. As rotas recebem um determinado status e podem ser marcadas para fornecer outras informaes teis.

    As seguintes trs tabelas so mantidas pelo EIGRP:

    Tabela de vizinhos Tabela de topologia Tabela de roteamento

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

    Quando novos vizinhos so descobertos, o endereo e a interface do vizinho so registrados. Estas informaes so armazenadas na estrutura de dados referente ao vizinho. Quando um vizinho envia um pacote de hello, ele anuncia um hold time (tempo de reteno). O hold time o perodo de tempo em que um roteador trata um vizinho como alcanvel e operacional. Se um pacote de hello no for recebido dentro do hold time, este hold time expirar. Ao expirar o hold time, o Diffusing Update Algorithm (DUAL), que o algoritmo de vetor de distncia do EIGRP, recebe notificao da mudana na topologia e precisa recalcular a nova topologia.

    A tabela de topologia consiste em todas as tabelas de roteamento EIGRP no sistema autnomo. O DUAL utiliza as informaes fornecidas pela tabela de vizinhos e pela tabela de topologia e calcula a