CAPITULO 11 : “OSPF”

INFORMACION BASICA DEL OSPF.- El desarrollo inicial de OSPF comenzó en 1987 por parte del grupo de trabajo de OSPF, el Grupo de trabajo de ingeniería de Internet (IETF). En aquel momento, Internet constituía fundamentalmente una red académica y de investigación financiada por el gobierno de los EE. UU.
Coloque el cursor sobre las fechas en la figura Cronograma de desarrollo de OSPF para ver los eventos relacionados.
En 1989, la especificación para OSPFv1 se publicó en RFC 1131. Había dos implementaciones desarrolladas: una para ejecutar en routers y otra para ejecutar en estaciones de trabajo UNIX. La última implementación se convirtió luego en un proceso UNIX generalizado y conocido como GATED. OSPFv1 fue un protocolo de enrutamiento experimental y nunca se implementó.
En 1991, John Moy introdujo OSPFv2 en RFC 1247. OSPFv2 ofrecía significativas mejoras técnicas con respecto a OSPFv1. Al mismo tiempo, ISO trabajaba en un protocolo de enrutamiento de estado de enlace propio, Intermediate System-to-Intermediate System (IS-IS). Lógicamente, IETF eligió OSPF como su IGP (Interior Gateway Protocol) recomendado.
En 1998, la especificación OSPFv2 se actualizó en RFC 2328 y representa la RFC actual para OSPF.

ENCAPSULACION DE MENSAJES OSPF.- La porción de datos de un mensaje OSPF se encapsula en un paquete. Este campo de datos puede incluir uno de cinco tipos de paquetes OSPF. Cada tipo de paquete se analiza brevemente en el próximo tema.
Coloque el cursor sobre los campos en la figura Mensaje de OSPF encapsulado para ver el proceso de encapsulación.
El encabezado del paquete OSPF se incluye con cada paquete OSPF, independientemente de su tipo. El encabezadodel paquete OSPF y los datos específicos según el tipo de paquete específico se encapsulan luego en un paquete IP. En el encabezado del paquete IP, el campo Protocolo se establece en 89 para indicar el OSPF y la dirección de destino se establece para una de dos direcciones multicast: 224.0.0.5 ó 224.0.0.6. Si el paquete OSPF se encapsula en una trama de Ethernet, la dirección MAC de destino es también una dirección multicast: 01-00-5E-00-00-05 ó 01-00-5E-00-00-06.

TIPOS DE PAQUETES OSPF.- En el capítulo anterior, presentamos Paquetes de estado de enlace (LSP). La figura muestra los cinco tipos diferentes de LSP de OSPF. Cada paquete cumple una función específica en el proceso de enrutamiento de OSPF:
1. Saludo: los paquetes de saludo se utilizan para establecer y mantener la adyacencia con otros routers OSPF. El protocolo de saludo se analiza en detalle en el próximo tema.
2. DBD: el paquete de Descripción de bases de datos (DBD) incluye una lista abreviada de la base de datos de estado de enlace del router emisor y lo utilizan los routers receptores para comparar con la base de datos de estado de enlace local.

PROTOCOLO DE SALUDO.- La figura muestra el encabezado del paquete OSPF y el paquete de saludo. Los campos sombreados en color azul se analizarán en mayor detalle más adelante en el capítulo. Por el momento, nos enfocaremos en los usos del paquete de saludo.
El paquete OSPF Tipo 1 es el paquete de saludo OSPF. Los paquetes de saludo se utilizan para:
Descubrir vecinos OSPF y establecer adyacencias de vecinos. Publicar parámetros en los que dos routers deben acordar convertirse en vecinos. Elegir el Router designado (DR) y el Router designado de respaldo (BDR) en redes de accesos múltiples, como Ethernet y Frame Relay.

Establecimiento de vecinos
Antes de que un router OSPF pueda saturar a otros routers con sus estados de enlace, primero debe determinar si existe algún otro vecino OSPF en alguno de sus enlaces. En la figura, los routers OSPF envían paquetes de saludo a todas las interfaces habilitadas con OSPF para determinar si hay vecinos en dichos enlaces. La información en el saludo de OSPF incluye la ID del router OSPF del router que envía el paquete de saludo (la ID del router se analiza más adelante en el capítulo). La recepción de un paquete de saludo OSPF en una interfaz confirma a un router la presencia de otro router OSPF en dicho enlace. OSPF luego establece la adyacencia con el vecino. Por ejemplo, en la figura, R1 establecerá adyacencias con R2 y R3.
Intervalos muerto y de saludo de OSPF
Antes de que dos routers puedan formar una adyacencia de vecinos OSPF, éstos deben estar de acuerdo con respecto a tres valores: Intervalo de saludo, intervalo muerto y tipo de red. El intervalo de saludo de OSPF indica la frecuencia con que un router OSPF transmite sus paquetes de saludo. De manera predeterminada, los paquetes de saludo OSPF se envían cada 10 segundos en segmentos multiacceso y punto a punto, y cada 30 segundos en segmentos multiacceso sin broadcast (NBMA) (Frame Relay, X.25, ATM).
En la mayoría de los casos, los paquetes de saludo OSPF se envían como multicast a una dirección reservada para ALLSPFRouters en 224.0.0.5. La utilización de una dirección multicast permite a un dispositivo ignorar el paquete si la interfaz no está habilitada para aceptar paquetes OSPF. Esto ahorra tiempo de procesamiento de CPU en los dispositivos que no son OSPF.
El intervalo muerto es el período, expresado en segundos, que el router esperará para recibir un paquete de saludo antes de declarar al vecino "desactivado". Cisco utiliza en forma predeterminada cuatro veces el intervalo de Hello. En el caso de los segmentos multiacceso y punto a punto, dicho período es de 40 segundos. En el caso de las redes NBMA, el intervalo muerto es de 120 segundos.
Si el intervalo muerto expira antes de que los routers reciban un paquete de saludo, OSPF retirará a dicho vecino de su base de datos de estado de enlace. El router satura con la información de estado de enlace acerca del vecino "desactivado" desde todas las interfaces habilitadas con OSPF.
Los tipos de redes se analizan más adelante en el capítulo. Selección de DR y BDR
Para reducir la cantidad de tráfico de OSPF en redes de accesos múltiples, OSPF selecciona un Router designado (DR) y un Router designado de respaldo (BDR). El DR es responsable de actualizar todos los demás routers OSPF (llamados
DROthers) cuando ocurre un cambio en la red de accesos múltiples. El BDR supervisa al DR y reemplaza a DR si el DR actual falla. En la figura, R1, R2 y R3 están conectados a través de enlaces punto a punto. Por lo tanto, no ocurre la elección de DR/BDR. La selección y los procesos de DR/BDR se analizarán en un tema posterior y se cambiará la topología por una red de accesos múltiples.
Nota: El paquete de saludo se analiza en mayor detalle en CCNP junto con los otros tipos de paquetes OSPF.

ALGORITMO OSPF.- Cada router OSPF mantiene una base de datos de estado de enlace que contiene las LSA recibidas por parte de todos los demás routers. Una vez que un router recibió todas las LAS y creó su base de datos de estado de enlace local, OSPF utiliza el algoritmo shortest path first (SPF) de Dijkstra para crear un árbol SPF. El árbol SPF luego se utiliza para completar la tabla de enrutamiento IP con las mejores rutas para cada red.

ID DEL ROUTER OSPF.- Determinación de la ID del router
La ID del router OSPF se utiliza para identificar en forma exclusiva cada router en el dominio de enrutamiento OSPF. La ID de un router es simplemente una dirección IP. Los routers de Cisco obtienen la ID del router conforme a tres criterios y con la siguiente prioridad:
1. Utilizar la dirección IP configurada con el comando router-id de OSPF. 2. Si router-id no está configurado, el router elige la dirección IP más alta de cualquiera de sus interfaces loopback.
3. Si no hay ninguna interfaz loopback configurada, el router elige la dirección IP activa más alta de cualquiera de sus interfaces físicas.
Dirección IP activa más alta
Si un router OSPF se configura con el comando router-id de OSPF y no hay interfaces loopback configuradas, la ID del router OSPF será la dirección IP activa más alta de cualquiera de sus interfaces. La interfaz no necesita estar habilitada para OSPF, lo que significa que no necesita estar incluida en uno de los comandos network de OSPF. Sin embargo, la interfaz debe estar activa, debe encontrarse en estado up.

Dirección de loopback
Si no se utilizó el comando router-id de OSPF y están configuradas las interfaces loopback, OSPF elegirá la dirección IP más alta de cualquiera de sus interfaces loopback. Una dirección de loopback es una interfaz virtual y se encuentra en estado up en forma automática cuando está configurada. El usuario ya conoce los comandos para configurar una interfaz loopback:
Router(config)#interface loopback number Router(config-if)#ip address ip-address subnet-mask

METRICA DEL OSPF.- 11.3.2    MODIFICACION DEL COSTO DEL ENLACE.- Cuando la interfaz serial no está funcionando realmente a la velocidad predeterminada de T1, la interfaz requiere una modificación manual. Ambos lados del enlace deben configurarse para tener el mismo valor. Tanto el comando de interfaz bandwidth como el comando de interfaz ip ospf cost logran este fin, un valor preciso que OSPF utilizará para determinar el mejor camino. Comando bandwidth El comando bandwidth se utiliza para modificar el valor del ancho de banda utilizado por IOS en el cálculo de la métrica de costo de OSPF. La sintaxis del comando interface es la misma sintaxis que aprendióen el Capítulo 9, "EIGRP": Router(config-if)#bandwidth bandwidth-kbps La figura muestra los comandos bandwidth utilizados para modificar los costos de todas las interfaces seriales de la topología. En el caso de R1, el comando show ip ospf interface muestra que el costo del enlace Serial 0/0/0 es ahora 1562, el resultado del cálculo de costo OSPF de Cisco de 100 000 000/64 000.

PROCESO DE ELECCION DE DR/BDR.- Cambio de topología
Las elecciones de DR/BDR no se presentan en las redes punto a punto. Por lo tanto, en una topología estándarde tres routers, R1, R2 y R3 no necesitan elegir un DR ni un BDR, ya que los enlaces entre estos routers no son redes de accesos múltiples.
Haga clic en Topología de accesos múltiples en la figura.
Para el resto de la discusión del DR y BDR, utilizaremos la topología de accesos múltiples que muestra la figura. Los nombres de los routers son diferentes, únicamente para enfatizar que esta topología no es la misma topología de tres routers que hemos utilizado hasta aquí. Regresaremos a nuestra topología del capítulo luego de la discusión sobre el proceso de elección de DR/BDR. En esta nueva topología, tenemos tres routers que comparten una red Ethernet de accesos múltiples común, 192.168.1.0/24. Cada router está configurado con una dirección IP en la interfaz Fast Ethernet y una dirección de loopback para la ID del router.

11.4.3    PRIORIDAD DE INTERFAZ OSPF.- Debido a que DR se convierte en el punto central de recolección y distribución de las LSA, es importante que este router tenga suficiente capacidad de memoria y CPU para cumplir con la responsabilidad. En vez de confiar en la ID del router para decidir cuáles routers se elegirán como DR y BDR, es mejor controlar la elección de dichos routers con el comando ip ospf priority interface.
Router(config-if)#ip ospf priority {0 - 255}
En nuestra discusión anterior, la prioridad OSPF era igual. Esto se debe a que, de manera predeterminada, el valor de prioridad es 1 para todas las interfaces del router. Por lo tanto, la ID del router determina el DR y el BDR. Sin embargo, si cambia el valor predeterminado de 1 por un valor mayor, el router con la prioridad más alta se convertirá en DR y el router con la segunda prioridad más alta se convertirá en BDR. Un valor de 0 hace que el router no sea elegible para convertirse en DR ni en BDR.
Debido a que las prioridades son un valor específico según la interfaz, suministran un mejor control de las redes de accesos múltiples de OSPF. También permiten a un a router ser DR en una red y DROther en otra.
Haga clic enshow ip ospf interface en la figura.
Para simplificar nuestro análisis, retiramos el RouterD de la topología. La prioridad de interfaz OSPF puede verse a través del comando show ip ospf interface. En la figura, podemos verificar que la prioridad en el RouterA se encuentra en el valor predeterminado de 1.
Haga clic en Modificar prioridad en la figura.
La figura muestra las prioridades de interfaz OSPF del RouterA y el RouterB modificadas para que el RouterA con la prioridad más alta se convierta en DR y el RouterB se convierta en BDR. La prioridad de interfaz OSPF del RouterC continúa en el valor predeterminado 1.

CAPITULO 10 : “PROTOCOLOS DE ENRUTAMIENTO DE ESTADO DE ENLACE”

ENRUTAMIENTO DE ESTADO DE ENLACE.- 10.1.1    PROCOLO DE ENRUTAMIENTO DE ESTADO DE ENLACE.- A los protocolos de enrutamiento de estado de enlace también se los conoce como protocolos de shortest path first y se desarrollan en torno del algoritmo shortest pathfirst (SPF) de Edsger Dijkstra. El algoritmo SPF se analizará con mayor detalle en una sección posterior.
Los protocolos de enrutamiento de estado de enlace IP se muestran en la figura:     Open Shortest Path First (OSPF)     Intermediate System-to-Intermediate System (IS-IS)
Los protocolos de enrutamiento de estado de enlace son conocidos por presentar una complejidad bastante mayor que sus vectores de distancia equivalentes. Sin embargo, la funcionalidad y configuración básicas de los protocolos de enrutamiento de estado de enlace no son complejas en absoluto. Incluso el mismo algoritmo puede comprenderse fácilmente, como podrá ver en el siguiente tema. Las operaciones OSPF básicas pueden configurarse con un comando router ospf process-id y una sentencia de red, similar a otros protocolos de enrutamiento como RIP y EIGRP.

INTRODUCCION AL ALGORITMO SPF.- Al algoritmo de Dijkstra se lo llama comúnmente algoritmo shortest path first (SPF). Este algoritmo acumula costos a lo largo de cada ruta, desde el origen hasta el destino. Si bien al algoritmo de Dijkstra se conoce como el algoritmo shortest path first, éste es de hecho el objetivo de cada algoritmo de enrutamiento.
En la figura, cada ruta se rotula con un valor arbitrario para el costo. El costo de la ruta más corta para que R2 envíe paquetes a la LAN conectada a R3 es 27. Observe que este costo no es 27 para que todos los routers alcancen la LAN conectada a R3. Cada router determina su propio costo hacia cada destino en la topología. En otros términos, cada router calcula el algoritmo SPF y determina el costo desde su propia perspectiva. Esto se volverá más evidente más adelante en este capítulo.

10.1.4    CONOCIMIENTOS SOBRE REDES CONECTADAS DIRECTAMENTE.- Haga clic en Proceso del enrutamiento de estado de enlace en la figura.
La topología muestra ahora las direcciones de red para cada enlace. Cada router aprende sobre sus propios enlaces, sus propias redes directamente conectadas del mismo modo que se analizó en el Capítulo 1, "Introducción al enrutamiento y envío de paquetes". Cuando se configura una interfaz de router con una dirección IP y una máscara de subred, la interfaz se vuelve parte de esa red.

ENVIO DE PAQUETES DE SALUDO A LOS VECINOS.- El segundo paso en el proceso de enrutamiento de estado de enlace consiste en lo siguiente:
Cada router es responsable de reunirse con sus vecinos en redes conectadas directamente.
Los routers con protocolos de enrutamiento de estado de enlace utilizan un protocolo de saludo para descubrir cualquier vecino en sus enlaces. Un vecino es cualquier otro router habilitado con el mismo protocolo de enrutamiento de estado de enlace.

10.1.7    SATURACION DE PAQUETES DE ESTADO DE ENLACE A LOS VECINOS.- Como se muestra en la figura, el cuarto paso en el proceso de enrutamiento de estado de enlace consiste en lo siguiente:
Cada router inunda el LSP a todos los vecinos, que luego almacenan todos los LSP recibidos en una base de datos.
Cada router inunda con su información de estado de enlace a todos los demás routers de estado de enlace en el área de enrutamiento. Siempre que un router recibe un LSP de un router vecino, envía de inmediato dicho LSP a todas las demás interfaces, excepto la interfaz que recibió el LSP. Este proceso crea un efecto de saturación de los LSP desde todos los routers a través del área de enrutamiento.

OSPF
OSPF fue diseñado por el grupo de trabajo de OSPF: IETF (Grupo de trabajo de ingeniería de Internet), que aún hoy existe. El desarrollo de OSPF comenzó en 1987 y actualmente hay dos versiones en uso: OSPFv2: OSPF para redes IPv4 (RFC 1247 y RFC 2328) OSPFv3: OSPF para redes IPv6 (RFC 2740)
La mayor parte del trabajo en OSPF lo realizó John Moy, autor de la mayoría de los RFC sobre OSPF. Su libro, OSPF, Anatomy of an Internet Routing Protocol ofreceuna interesante perspectiva sobre el desarrollo de OSPF.

CAPITULO 9 : EIGRP

INTRODUCCION AL EIGRP.- 9.1.1    EIGRP: PROTOCOLO DE ENRUTAMIENTO POR VECTOR DE DINTANCIA MEJORADO.- A pesar de que EIGRP se describe como un protocolo de enrutamiento por vector de distancia mejorado, aún sigue siendo un protocolo de enrutamiento por vector de distancia. Esto a veces puede crear confusión. Para poder apreciar las mejoras de EIGRP y para poder eliminar toda confusión, primero debemos analizar a su predecesor, IGRP.
Raíces del EIGRP: IGRP
Cisco desarrolló la patente de IGRP en 1985, en respuesta a algunas de las limitaciones de RIPv1, incluido el uso de la métrica de conteo de saltos y el tamaño máximo de red de 15 saltos.
En lugar del conteo de saltos, IGRP y EIGRP utilizan la métrica compuesta de ancho de banda, retraso, confiabilidad y carga. Los protocolos de enrutamiento utilizan sólo el ancho de banda y el retraso en forma predeterminada. Sin embargo, como IGRP es un protocolo de enrutamiento con clase que utiliza el algoritmo Bellman-Ford y actualizaciones periódicas, su utilidad es limitada en muchas de las redes de la actualidad.
Por lo tanto, Cisco mejoró IGRP con un nuevo algoritmo, DUAL y otras características. Los comandos para IGRP y EIGRP son similares, y en muchos casos idénticos. Esto permite una migración fácil de IGRP a EIGRP. Cisco suspendió IGRP y comenzó con IOS 12.2(13)T y 12.2(R1s4)S.
A pesar de estar analizado más detalladamente a lo largo de este capítulo, examinemos algunas de las diferencias entre un protocolo de enrutamiento por vector de distancia tradicional, tal como RIP e IGRP, y el protocolo de enrutamiento por vector de distancia mejorado, EIGRP.
La figura resume las diferencias más importantes entre el protocolo de enrutamiento por vector de distancia tradicional, tal como RIP, y el protocolo de enrutamiento por vector de distancia mejorado, EIGRP.
El algoritmo
Todos los protocolos de enrutamiento por vector de distancia tradicionales utilizan alguna variante del algoritmo Bellman- Ford o Ford-Fulkerson. Estos protocolos, como RIP e IGRP, hacen expirar las entradas de enrutamiento individuales,y por lo tanto deben enviar periódicamente actualizaciones de la tabla de enrutamiento.
EIGRP utiliza el Algoritmo de actualización por difusión (DUAL). Aunque sigue siendo un protocolo de enrutamiento por vector de distancia, EIGRP con DUAL implementa características que no se encuentran en los protocolos de enrutamiento por vector de distancia. EIGRP no envía actualizaciones periódicas y las entradas de ruta no expiran. En su lugar, EIGRP utiliza un protocolo Hello liviano para supervisar el estado de las conexiones con sus vecinos. Sólo los cambios en la información de enrutamiento, tales como un nuevo enlace o un enlace que ya no está disponible, producen una actualización de enrutamiento. Las actualizaciones de enrutamiento EIGRP son todavía vectoresde distancia transmitidos a vecinos conectados directamente.
Determinación de ruta
Los protocolos de enrutamiento por vector de distancia tradicionales, como RIP e IGRP, llevan un registro sólo de las rutas preferidas; el mejor camino hacia una red de destino. Si la ruta no se encuentra disponible, el router espera otra actualización de enrutamiento con una ruta para esta red remota.
DUAL de EIGRP mantiene una tabla de topología separada de la tabla de enrutamiento, que incluye el mejor camino hacia una red de destino y toda ruta de respaldo que DUAL haya determinado como sin bucles. Sin bucles significa que el vecino no tiene una ruta hacia la red de destino que pase por este router.
Más adelante en este capítulo, verá que para que DUAL considere a una ruta como una ruta de respaldo sin bucles válida, debe cumplir con un requerimiento conocido como condición de factibilidad. Toda ruta de respaldo que cumpla con esta condición tiene la garantía de ser sin bucles. Como EIGRP es un protocolo de enrutamiento por vector de distancia, es posible que haya rutas de respaldo sin bucles hacia una red de destino que no cumplan con la condición de factibilidad. Por lo tanto, DUAL no incluye a estas rutas en la tabla de topología como una ruta de respaldo sin bucel s.
Si una ruta no se encuentra disponible, DUAL buscará su tabla de topología en busca de una ruta de respaldo válida. Si existe una, esa ruta ingresa inmediatamente a la tabla de enrutamiento. Si no existe una, DUAL realiza un proceso de descubrimiento de red para ver si por casualidad existe una ruta de respaldo que no cumplió con los requerimientos de la condición de factibilidad. Este proceso se analiza con mayor profundidad más adelante en este capítulo.
Convergencia
Los protocolos de enrutamientopor vector de distancia tradicionales, tales como RIP e IGRP, utilizan actualizaciones periódicas. Debido a la naturaleza poco confiable de las actualizaciones periódicas, los protocolos de enrutamiento por vector de distancia tradicionales tienden a tener problemas de routing loops y de cuenta a infinito. RIP e IGRP utilizan varios mecanismos para ayudar a evitar estos problemas, incluidos los temporizadores de espera, que producen tiempos de convergencia más largos.

FORMATO DE MENSAJES DE EIGRP.- Coloque el cursor sobre los campos en el Mensaje de EIGRP encapsulado para ver el proceso de encapsulación.
La porción de datos de un mensaje EIGRP se encapsula en un paquete. Este campo de datos se denomina Tipo/Longitud/Valor o TLV. Como se muestra en la figura, los tipos de TLV relevantes para este curso son Parámetros EIGRP, Rutas internas IP y Rutas externas IP. Los componentes del campo de datos TLV se analizan en mayor profundidad en la próxima página.
El encabezado del paquete EIGRP se encuentra incluido en cada paquete EIGRP, sin importar su tipo. Luego, el encabezado del paquete EIGRP y TLV se encapsulan en un paquete IP. En el encabezado del paquete IP, el campo Protocolo se establece en 88 para indicar EIGRP, y la dirección de destino se establece en multicast 224.0.0.10.

MODULOS DEPENDIENTES DE PROTOCOLO (PDM).- EIGRP tiene la capacidad de realizar el enrutamiento de distintos protocolos, incluidos IP, IPX y Apple Talk, mediante el uso de módulos dependientes de protocolo (PDM). Los PDM son responsables de las tareas de enrutamiento específicas de cada protocolo de capa de Red.
Por ejemplo: El módulo IP-EIGRP es responsable de enviar y recibir paquetes EIGRP encapsulados en IP y de utilizar a DUAL para construir y mantener la tabla de enrutamiento IP. Como se puede ver en la figura, EIGRP utiliza distintos paquetes EIGRP y mantiene vecinos, topología y tablas de enrutamiento separadas para cada protocolo de la capa de Red. El módulo IPX EIGRP es responsable de intercambiar información de enrutamientoacerca de las redes IPX con otras rutas IPX EIGRP. IPX EIGRP y Appletalk EIGRP no están incluidos en este curso.

9.1.4    TIPOS DE PAQUETES RTP Y EIGRP.- El Reliable Transport Protocol (RTP) es el protocolo utilizado por EIGRP para la entrega y recepción de paquetes EIGRP. EIGRP fue diseñado como un protocolo de enrutamiento independiente de la capa de Red; por lo tanto, no puede utilizar los servicios UDP ni TCP porque IPX y Appletalk no utilizan protocolos de la suite de protocolos TCP/IP. La figura muestra conceptualmente cómo funciona RTP.
Aunque "Reliable" (confiable) forma parte de su nombre, RTP incluye la entrega confiable y la entrega no confiable de paquetes EIGRP, similar a TCP y UDP, respectivamente. RTP confiable requiere que el receptor envíe un acuse de recibo al emisor. Un paquete RTP no confiable no requiere ningún acuse de recibo.

PROTOCOLO DE SALUDO.- Antes de poder intercambiar cualquier paquete EIGRP entre los routers, EIGRP debe descubrir primero a sus vecinos. Los vecinos de EIGRP son otros routers que ejecutan EIGRP en redes conectadas directamente o compartidas.
Los routers EIGRP descubren vecinos y establecen adyacencias con los routers vecinos mediante el paquete desaludo. En la mayoría de las redes, los paquetes de saludo EIGRP se envían cada 5 segundos. En las redes de accesos múltiples sin broadcast (NBMA) y de punto múltiple, como X.25, Frame Relay e interfaces ATM con enlaces de acceso de T1 (1.544 Mbps) o más lentos, los Hello son unicast cada 60 segundos. Un router EIGRP supone que mientras reciba los paquetes de saludo de un vecino, el vecino y sus rutas permanecen viables.
El tiempo de espera le indica al router el tiempo máximo que debe esperar para recibir el próximo Hello antes de declarar al vecino como inalcanzable. De manera predeterminada, el tiempo de espera es tres veces el intervalo de saludo, o 15 segundos en la mayoría de las redes, y 180 segundos en las redes NBMA de velocidad baja. Si el tiempode espera expira, EIGRP declarará la ruta como desactivada y DUAL buscará una nueva ruta mediante el envío de consultas.

DUAL: INTROIDUCCION.- El Algoritmo de actualización por difusión (DUAL) es el algoritmo de convergencia utilizado por EIGRP en lugar de los algoritmos Bellman-Ford o Ford Fulkerson utilizados por otros protocolos de enrutamiento por vector de distancia, como RIP. DUAL está basado en investigaciones realizadas en SRI International, mediante el uso de cálculos propuestos por primera vez por E.W. Dijkstra y C.S. Scholten. El trabajo más destacado con DUAL lo realizó J.J. Garcia-Luna-Aceves.
Los routing loops, incluso los temporarios, pueden ser extremadamente perjudiciales para el rendimiento de la red. Los protocolos de enrutamiento por vector de distancia, como RIP, impiden routing loops con temporizadores de espera y horizontes divididos. A pesar de que EIGRP utiliza ambas técnicas, las usa de manera un tanto diferentes; la forma principal en la que EIGRP impide routing loops es con el algoritmo DUAL.

9.1.8    DISTANCIA ADMINISTRATIVA.- Como se vio en el Capítulo 3, "Introducción a los protocolos de enrutamiento dinámicos", la distancia administrativa (AD) es la confiabilidad (o preferencia) del origen de la ruta. EIGRP tiene una distancia administrativa predeterminada de 90 para las rutas internas y de 170 para las rutas importadas desde un origen externo, como rutas por defecto. Cuando se lo compara con otros protocolos de gateway interior (IGP), EIGRP es el que IOS de Cisco prefiere porque cuenta con la distancia administrativa más baja.
Observe en la figura que EIGRP tiene un tercer valor AD, de 5, para rutas resumidas. Más adelante en este capítulo, aprenderá cómo configurar rutas EIGRP resumidas.

EL COMANDO ROUTER EIGRP.- El comando de configuración global router eigrp autonomous-system habilita a EIGRP. El parámetro del sistema autónomo es un número que el administrador de red elige entre 1 y 65535. El número elegido es el número del ID de proceso y es importante porque todos los routers en este dominio de enrutamei nto EIGRP deben usar el mismo número del ID de proceso (número del sistema autónomo).

 COMANDO BANDWITH.- En la mayoría de los enlaces seriales, la métrica del ancho de banda será de 1544 Kbits por defecto. Debido a que EIGRP y OSPF utilizan el ancho de banda en los cálculos métricos predeterminados, un valor correcto para el ancho de banda es muy importante para la precisión de la información de enrutamiento. Pero, ¿qué sucede si el ancho de banda real del enlace no coincide con el ancho de banda predeterminado de la interfaz?

VIDEO CAPITULO 7 RIP V2

http://youtu.be/Z5xVzPc3mX8

VIDEO CAPITULO 5 : RIP V1

http://youtu.be/GA5-4LCTQAs

CAPITULO 8 : LA TABLA DE ENRUTAMIENTO: UN ESTUDIO DETALLADO

INTRODUCCIÓN DEL CAPITULO.- En los capítulos anteriores, examinamos la tabla de enrutamiento con el comando show ip route. Vimos cómo las rutas dinámicas, estáticas y las conectadas directamente se agregan y eliminan de la tabla de enrutamiento.
Como administrador de red, es importante conocer la tabla de enrutamiento en profundidad cuando se resuelven problemas de red. Comprender la estructura y el proceso de búsqueda de la tabla de enrutamiento lo ayudará a diagnosticar cualquier problema en la tabla de enrutamiento, independientemente de su nivel de familiaridad con el protocolo de enrutamiento en particular. Por ejemplo, puede encontrarse con una situación en la que la tabla de enrutamiento tenga todas las rutas que esperaría ver, pero el reenvío de paquetes no funciona como está previsto. Conocer cómo manejarse en el proceso de búsqueda de una dirección IP de destino de un paquete le dará la posibilidad de determinar si el paquete se está reenviando como está previsto, si el paquete se está reenviando a otro lugar y por qué o si el paquete se ha descartado.
En este capítulo, analizaremos más detalladamente la tabla de enrutamiento. La primera parte del capítulose concentra en la estructura de la tabla de enrutamiento IP de Cisco. Examinaremos el formato de la tabla de enrutamiento y estudiaremos las rutas de nivel 1 y 2. La segunda parte del capítulo analiza el proceso de búsqueda de la tabla de enrutamiento. Analizaremos el comportamiento del enrutamiento con clase, como así también el comportamiento del enrutamiento sin clase, que usa los comandos no ip classless e ip classless.
En este capítulo, se han omitido muchos de los detalles sobre la estructura y elproceso de búsqueda de la tabla de enrutamiento IP de Cisco. Si le interesa leer más sobre este tema y sobre el funcionamiento interno del IOS de Cisco relativo al enrutamiento, consulte Cisco IP Routing, de Alex Zinin (ISBN 0-201-60473-6).

ENTRADAS DE LA TABLA DE ENRUTAMIENTO.- El ejemplo de la tabla de enrutamiento de la figura consta de entradas de ruta de los siguientes orígenes:
  
Redes conectadas directamente Rutas estáticas Protocolos de enrutamiento dinámicos
El origen de la ruta no afecta la estructura de la tabla de enrutamiento. La figura muestra un ejemplo de tabla de enrutamiento con rutas dinámicas, estáticas y conectadas directamente. Observe que las subredes 172.16.0.0/24 tienen una combinación de los tres tipos de orígenes de enrutamiento.

RUTAS DE NIVEL 1.- Los routers R1 y R3 ya tienen sus interfaces configuradas con las direcciones IP y las máscaras de subred apropiadas. Ahora configuraremos las interfaces de R2 y usaremos debug ip routing para ver el proceso de la tabla de enrutamiento que se usa para agregar estas entradas.
La figura muestra lo que sucede cuando la interfaz Serial 0/0/1 de R2 se configura con la dirección 192.168.1.1/24. Tan pronto como se ingresa no shutdown, el resultado de debug ip routing muestra que se ha agregado esta ruta a la tabla de enrutamiento.

RUTAS PRINCIPALES Y SECUNDARIAS: REDES CONCLASE.- En el tema anterior, vimos una ruta de red de nivel 1 que también era una ruta final. Ahora analicemos otro tipo de ruta de red de nivel 1, una ruta principal. La figura muestra la configuración de la interfaz 172.16.3.1/24 en R2 y el resultado del comando show ip route. Observe que, en realidad, hay dos entradas adicionales en la tabla de enrutamiento. Una entrada es la ruta principal y la otra entrada es la ruta secundaria. ¿Por qué hay dos entradas en lugar de una?
Haga clic en Principal y secundaria en la figura.
Cuando la máscara de subred 172.16.3.0 se agregó a la tabla de enrutamiento, también se agregó otra ruta, la 172.16.0.0. La primera entrada, 172.16.0.0/24, no contiene ninguna dirección IP de siguiente salto ni información de la interfaz de salida. Esta ruta se conoce como ruta principal de nivel 1.

RUTAS PRINCIPALES Y SECUNDARIAS: REDES SIN CLASE.- Para esta discusión, usaremos la topología que se muestra en la figura. Si usamos el RouterX con la configuración VLSM que se muestra, podemos examinar el efecto de VLSM en la tabla de enrutamiento. El RouterX tiene tres redes conectadas directamente. Las tres subredes pertenecen a la red con clase 172.16.0.0/16 y son, por lo tanto, rutas secundarias de nivel 2.

PROCESO DE BUSQUEDA EN LA TABLA DE ENRUTAMIENTO.- 8.2.1    PASOS EN EL PROCESO DE BUSQUEDA DE RUTAS.- En esta topología, RIPv1, un protocolo de enrutamiento con clase, está ahora configurado. Observe que hemos elegido específicamente un protocolo de enrutamiento conclase con nuestras subredes 172.16.0.0 no contiguas. El motivo se hará evidente en una sección posterior.

A COINCIDENCIA MAS LARGA: RUTAS DE VINEL 1.- La coincidencia más larga
El término mejor coincidencia se usó en el análisis anterior sobre búsqueda de rutas. ¿Qué significa mejor coincidencia? La mejor coincidencia también se denomina coincidencia más larga.
Pero primero, ¿qué es una coincidencia? Para que haya una coincidencia entre la dirección IP de destino de un paquete y una ruta en la tabla de enrutamiento, un número mínimo de los bits que se encuentran más a la izquierda deben coincidir con la dirección IP del paquete y la ruta en la tabla de enrutamiento. La máscara de subred de la ruta en la tabla de enrutamiento se usa para determinar el número mínimo de bits que se encuentran más a la izquierda y que deben coincidir. (Recuerde que un paquete IP sólo contiene la dirección IP y no la máscara de subred).
La mejor coincidencia o la coincidencia más larga es la ruta de la tabla de enrutamiento que contiene la mayor cantidad de bits que se encuentran más a la izquierda y que más coinciden con la dirección IP de destino del paquete.La ruta con la mayor cantidad de bits equivalentes, que se encuentran más a la izquierda, o la coincidencia más larga es siempre la ruta preferida.
Por ejemplo, en la figura, tenemos un paquete destinado a 172.16.0.10. Muchas rutas posibles pueden coincidir con este paquete. Se muestran tres rutas posibles que sí coinciden con este paquete: 172.16.0.0/12, 172.16.0.0/18 y 172.16.0.0/26. De las tres rutas, 172.16.0.0/26 tiene la coincidencia más larga. Recuerde que para que cualquiera de estas rutas se considere una coincidencia debe tener al menos la cantidad de bits coincidentes que se indica en la máscara de subred dela ruta.

COMPORTAMIENTO DE ENRUTAMIENTO.- 8.3.1    COMPORTAMIENTO DE ENRUTAMIENTO CON CLASE Y SIN CLASE.- El siguiente paso en el proceso de búsqueda de rutas (Paso 3) considera el comportamiento de enrutamiento. El comportamiento de enrutamiento influencia el proceso de búsqueda de la ruta preferida usando los comandos no ip classless o ip classless.
Los comportamientos de enrutamiento sin clase y con clase no son iguales a los protocolos de enrutamiento sin clase y con clase. Los protocolos de enrutamiento sin clase y con clase afectan la forma en que se completa la tabla de enrutamiento. Los comportamientos de enrutamiento con clase y sin clase determinan cómo se realiza una búsqueda en la tabla de enrutamiento después de que se completa. En la figura, las fuentes de enrutamiento (incluidos los protocolos de enrutamiento con clase y sin clase) son las entradas que se usan para completar la tabla de enrutamiento. El comportamiento de enrutamiento, especificados por los comandos ip classless o no ip classless, determina cómo el proceso de búsqueda de rutas pasará al Paso 3.
Como puede ver, los protocolos de enrutamiento y los comportamientos de enrutamiento son completamente independientes entre sí. La tabla de enrutamiento podría completarse con rutas de un protocolo de enrutamiento sin clase como RIPv2; sin embargo, se implementa el comportamiento de enrutamiento con clase porque está configurado el comando no ip classless.

COMPORTAMIENTO DE ENRUTAMIENTO CON CLASE: PROCESO DE BUSQUEDA.- En nuestro proceso de búsqueda en la tabla de enrutamiento, el Paso 3a establece que cuando el comportamiento del enrutamiento con clase esté en vigencia (no ip classless) el proceso no seguirá realizando búsquedas de rutas de nivel 1 en la tabla de enrutamiento. Si el paquete no coincide con una ruta secundaria de la ruta de red principal, entonces el router lo descarta. Veamos un ejemplo.

COMPORTAMIENTO DE ENRUTAMIENTO SIN CLASE: IP CLASSLESS.- A partir de IOS 11.3, Cisco cambió el comportamiento de enrutamiento predeterminado de con clase a sin clase. El comando ip classless se configura en forma predeterminada. El comando show running-config muestra el comportamiento de enrutamiento. Comportamiento de enrutamiento sin clase significa que el proceso de enrutamiento ya no supone que todas las subredes de una red principal con clase sólo pueden alcanzarse dentro de las rutas secundarias a la principal. El comportamiento de enrutamiento sin clase funciona bien para las redes no contiguas y las superredes CIDR.
En esta sección, examinaremos el efecto del comportamiento del enrutamiento sin clase. Todos los routers están configurados con el comando ip classless.
R1(config)#ip classless R2(config)#ip classless R3(config)#ip classless
Analizaremos lo que le sucede a un paquete cuando hay una coincidencia con una ruta principal de nivel 1, pero no hay coincidencias con las rutas secundarias de nivel 2 o subredes. Esto nos lleva al Paso 3b, Comportamiento del enrutamiento sin clase.

CAPITULO 7 : RIP V2

INTRODUCCIÓN DEL CAPITULO.- La versión 2 de RIP (RIPv2) se define en RFC 1723. Éste es el primer protocolo de enrutamiento sin clase que se discute en el curso. La figura ubica a RIPv2 en su propia perspectiva con respecto a otros protocolos de enrutamiento. Si bien RIPv2 es un protocolo de enrutamiento apropiado para algunos ambientes, pierde popularidad cuando se compara con protocolos de enrutamiento tales como EIGRP, OSPF e IS-IS, que ofrecen más funciones y son más escalables.
Aunque puede ser menos popular que otros protocolos de enrutamiento, ambas versiones de RIP aún son apropiadas para algunas situaciones. Si bien RIP carece de las capacidades de muchos protocolos posteriores, su simplicidad y amplia utilización en varios sistemas operativos lo convierten en un candidato ideal para las redes homogéneas más pequeñas, donde es necesaria la compatibilidad con varios fabricantes, especialmente dentro de los ambientes UNIX.
Debido a que necesitará entender RIPv2, incluso si no lo usa, este capítulo se concentrará en las diferencias entre un protocolo de enrutamiento con clase (RIPv1) y un protocolo de enrutamiento sin clase (RIPv2), más que en los detalles de RIPv2. La limitación principal de RIPv1 es que es un protocolo de enrutamiento con clase. Como usted sabe, los protocolos de enrutamiento con clase no incluyen la máscara de subred con la dirección de red en las actualizaciones de enrutamiento, lo que puede ocasionar problemas con las redes o subredes no contiguas que usan la Máscara de subred de longitud variable (VLSM). Como RIPv2 es un protocolo de enrutamiento sin clase, las máscaras de subred se incluyen en las actualizaciones de enrutamiento, lo que hace que RIPv2 sea más compatible con los ambientes de enrutamiento modernos.
En realidad, RIPv2 es una mejora de las funciones y extensiones de RIPv1, más que un protocolo completamente nuevo. Algunas de estas funciones mejoradas incluyen:
    Direcciones de siguiente salto incluidas en las actualizaciones de enrutamiento     Uso de direcciones multicast al enviar actualizaciones     Opción de autenticación disponible
Como RIPv1, RIPv2 es un protocolo de enrutamiento por vector de distancia. Las dos versiones de RIP tienen las siguientes funciones y limitaciones:
    Uso de temporizadores de espera y otros temporizadores para ayudar a impedir routing loops.     Uso de horizonte dividido u horizonte dividido con envenenamiento en reversa para ayudar también a impedir
routing loops.     Uso de updates disparados cuando hay un cambio en la topología para lograr una convergencia más rápida.     Límite máximo en el conteo de saltos de 15 saltos, con el conteo de saltos de 16 que expresa una red inalcanzable.

LIMITACIONES DE RIPv1.- 7.1.1    TOPOLOGIA DE LABORATORIO.- La figura muestra la topología y el esquema de direccionamiento que se usa en este capítulo. Este escenario es similar al dominio de enrutamiento con tres routers que se usó al final del Capítulo 5, "RIPv1". Recuerde que los routers R1 y R3 tienen subredes que forman parte de la red principal con clase 172.30.0.0/16 (clase B). También recuerde que R1 y R3 están conectados a R2 con subredes de la red principal con clase 209.165.200.0/24 (clase C). Esta topología es no contigua y no convergerá porque 172.30.0.0/16 está dividida por 209.165.200.0/24.

Direcciones IP de un ejemplo de Cisco
Usted debe haber observado que los enlaces WAN entre R1, R2 y R3 utilizan direcciones IP públicas. Si bien según la RFC 1918, estas direcciones IP no son direcciones privadas, Cisco ha adquirido un cierto espacio de direcciones públicas para usar con los ejemplos.
Las direcciones que se muestran en la figura son todas direcciones IP públicas válidas con las que se puede realizar el enrutamiento en Internet. Cisco ha reservado estas direcciones con fines educativos. Por lo tanto, este curso y los cursos futuros usarán estas direcciones cuando sea necesario utilizar direcciones públicas.
En la figura, R1, R2 y R3 se conectan usando el espacio de direcciones públicas de Cisco 209.165.200.224/27. Debido a que los enlaces WAN sólo necesitan dos direcciones, la 209.165.200.224/27 se subdivide en subredes con una máscara de /30. En la topología, la subred 1 se asigna al enlace WAN entre R1 y R2. La subred 2 se asigna al enlace WAN entre R2 y R3.

Interfaces loopback
Observe que R3 utiliza interfaces loopback (Lo0, Lo1 y Lo2). Una interfaz loopback es una interfaz de software que se usa para emular una interfaz física. Como a otras interfaces, se le puede asignar una dirección IP. Otros protocolos de enrutamiento, tales como OSPF, también usan las interfaces loopback para distintos fines. Estos usos se discutirán en el Capítulo 11, OSPF.
En un ambiente de laboratorio, las interfaces loopback son útiles para crear redes adicionales sin tener que agregar más interfaces físicas al router. Se puede hacer ping en una interfaz loopback y la subred puede publicarse en las actualizaciones de enrutamiento. Por lo tanto, las interfaces loopback son ideales para simular múltiples redes conectadas al mismo router. En nuestro ejemplo, R3 no necesita cuatro interfaces LAN para realizar una demostración de múltiples subredes y VLSM. En cambio, usamos interfaces loopback.

LIMITACIONES DE TOPOLOGIA RIPv1.- Rutas estáticas e interfaces nulas
Para configurar la ruta de superred estática en R2, se usa el siguiente comando: R2(config)#ip route 192.168.0.0 255.255.0.0 Null0
Recuerde que el resumen de ruta permite una única entrada de ruta de alto nivel para representar muchas rutas de nivel bajo y, por consiguiente, reducir el tamaño de las tablas de enrutamiento. La ruta estática de R2 usa una máscara de /16 para resumir las 256 redes comprendidas entre 192.168.0.0/24 y 192.168.255.0/24.
El espacio de dirección que representa la ruta resumida estática 192.168.0.0/16 en realidad no existe. Para simular esta ruta estática, usamos una interfaz nula como interfaz de salida. No es necesario que usted ingrese ningún comando para crear o configurar la interfaz nula. Siempre se encuentra activa pero no reenvía ni recibe tráfico. El tráfico que se envía a la interfaz nula se desecha. Para nuestros fines, la interfaz nula servirá de interfaz de salida de la ruta estática. Recuerde del Capítulo 2, "Enrutamiento estático", que una ruta estática debe tener una interfaz de salida activa antes deser instalada en la tabla de enrutamiento. El uso de la interfaz nula permitirá a R2 publicar la ruta estática en RIP a pesar de que las redes que pertenecen al resumen 192.168.0.0/16 en realidad no existen.

RIPv1: REDES NO CONTIGUAS.- Usted ya sabe que RIPv1 es un protocolo de enrutamiento con clase. Como puede ver en elformato de mensaje del RIPv1, en sus actualizaciones de enrutamiento no se incluyen las máscaras de subred. Por lo tanto, RIPv1 no puede admitir redes no contiguas, VLSM ni superredes Classless Inter-Domain Routing (CIDR). Sin embargo, ¿podría haber espacio para expandir el formato de mensaje del RIPv1 a fin de poder incluir la máscara de subred para que verdaderamente podamos tener una configuración de red no contigua? ¿Cómo cambiaría el formato de este mensaje en la figura para incluir la máscara de subred?

RIPv1: INCOMPATIBILIDAD CON VLSM.- Debido a que RIPv1 no envía la máscara de subred en las actualizaciones de enrutamiento, no puede admitir VLSM. El router R3 está configurado con las subredes VLSM, que son miembros de la red clase B 172.30.0.0/16:
   
172.30.100.0/24 (FastEthernet 0/0) 172.30.110.0/24 (Loopback 0) 172.30.200.16/28 (Loopback 1) 172.30.200.32/28 (Loopback 2)
Como vimos con las actualizaciones 172.30.0.0/16 a R2 de R1 y R3, RIPv1 resume las subredes hacia el borde con clase o usa la máscara de subred de la interfaz saliente para determinar qué subredes publicar.

ONFIGURACION DE RIPv2.- 7.2.1    HABILITACION Y VERIFICAION DEL RIPv2.- Comparación de los formatos de mensajes de RIPv1 y RIPv2
RIPv2 se define en RFC 1723. Al igual que la versión 1, RIPv2 se encapsula en un segmento UDP mediante el puerto 520 y puede transportar hasta 25 rutas. Si bien RIPv2 tiene el mismo formato de mensaje básico que RIPv1, se agregan dos extensiones importantes.
La primera extensión en el formato de mensaje de RIPv2 es el campo de la máscara de subred que permite que una máscara de 32 bits se incluya en la entrada de ruta de RIP. Por ende, el router receptor ya no depende de la máscara de subred de la interfaz entrante ni de la máscara con clase al determinar la máscara de subred para una ruta.
La segunda extensión importante para el formato de mensaje de RIPv2 es la adición de la dirección del siguiente salto. La dirección del siguiente salto se usa para identificar una dirección del siguiente salto mejor que la dirección del router emisor, si es que existe. Si el campo se establece todo en ceros (0.0.0.0), la dirección del router emisor es la mejor dirección del siguiente salto. La información detallada sobre cómo se usa la dirección del siguiente salto se encuentra más allá del alcance de este curso. Sin embargo, puede encontrar un ejemplo en RFC 1722 o en Routing TCP/IP Volumen 1 de Jeff Doyle.

LSM Y CIDR- 7.3.1    RIPv2 Y VLSM.- Debido a que los protocolos de enrutamiento sin clase como RIPv2 pueden transportar la dirección de red y la máscara de subred, no necesitan resumir estas redes a sus direcciones con clase en los bordes de redes principales. Por lo tanto, los protocolos de enrutamiento sin clase admiten VLSM. Los routers que usan RIPv2 ya no necesitan usar la máscara de la interfaz saliente para determinar la máscara de subred en la notificación de la ruta. La red y la máscara están incluidas de manera explícita en todas las actualizaciones de enrutamiento.
En las redes que usan un esquema de direccionamiento VLSM, un protocolo de enrutamiento sin clase es esencial para propagar todas las redes junto con las máscaras de subred correctas. Si observamos el resultado de debug ip rip para R3 en la figura, podemos ver que RIPv2 incluye las redes y sus máscaras de subred en las actualizaciones de enrutamiento.
También observe en la figura que una vez más hemos agregado el router R4 en la topología. Recuerde que con RIPv1, R3 sólo enviará a R4 las rutas 172.30.0.0 que tenían la misma máscara que la interfaz de salida FastEthernet 0/0. Debido a que la interfaz es 172.30.100.1 con una máscara de /24, RIPv1 sólo incluyó subredes 172.30.0.0 con una máscara de /24. La única ruta que cumplía con esta condición era 172.30.110.0.
Sin embargo, con RIPv2, R3 ahora puede incluir todas las subredes 172.30.0.0 en sus actualizaciones de enrutamiento a R4, como se muestra en el resultado de depuración en la figura. Esto se debe a que RIPv2 puede incluir la máscara de subred correcta con la dirección de red en la actualización.

RIPv2 Y CIDR.- Uno de los objetivos de Classless Inter-Domain Routing (CIDR), según lo que establece RFC 1519, es "proporcionar un mecanismo para la agregación de información de enrutamiento". Este objetivo incluye el concepto de creación de superredes. Una superred es un bloque de redes con clase contiguas que se direcciona como una única red. En el router R2, configuramos una superred, una ruta estática a una única red que se usa para representar varias redes o subredes.
Las superredes tienen máscaras que son más pequeñas que la máscara con clase (de /16 en este caso, en lugar de la máscara con clase de /24). Para que la superred se incluya en una actualización de enrutamiento, el protocolo de enrutamiento debe tener la capacidad de transportar esa máscara. Es decir que debe ser un protocolo de enrutamiento sin clase, como RIPv2.
La ruta estática de R2 sí incluye una máscara que es menor que la máscara con clase: R2(config)#ip route 192.168.0.0 255.255.0.0 Null0
En un ambiente con clase, la dirección de red 192.168.0.0 se asocia con la máscara clase C con clase de /24 ó 255.255.255.0. En las redes actuales, ya no relacionamos las direcciones de red con las máscaras con clase. En este ejemplo, la red 192.168.0.0 tiene una máscara de /16 ó 255.255.0.0. Esta ruta puede representar una serie de redes 192.168.0.0/24 o cualquier número de distintos rangos de direcciones. La única forma en la que puede incluirse esta ruta en una actualización de enrutamiento dinámica es con un protocolo de enrutamiento sin clase que incluya la máscara de /16.

COMANDOS PARFA LA VERIFICACION Y RESOLUCION DE PROBLEMAS.- Existen muchas formas de verificar y resolver los problemas de RIPv2. Muchos de los mismos comandos que se usan para RIPv2 pueden utilizarse para verificar y resolver los problemas de otros protocolos de enrutamiento.
Siempre se recomienda comenzar con los principios básicos: 1. Asegúrese de que todos los enlaces (interfaces) estén activados y en funcionamiento. 2. Verifique el cableado. 3. Verifique que tiene la máscara de subred y dirección IP correcta en cada interfaz. 4. Elimine los comandos de configuración que sean innecesarios o se hayan reemplazado con otros comandos.

PROBLEMAS COMUNES DE RIPv2.- Cuando se resuelven problemas específicos de RIPv2, hay varias áreas para examinar.
Versión
Un buen lugar para comenzar la resolución de problemas en una red que está ejecutando RIP es verificar que la versión 2 esté configurada en todos los routers. A pesar de que RIPv1 y RIPv2 son compatibles, RIPv1 no admite subredes no contiguas, VLSM ni rutas de superred CIDR. Siempre es mejor usar el mismo protocolo de enrutamiento en todos los routers a menos que exista una razón específica para no hacerlo.
Sentencias de red
Otra fuente de problemas pueden ser las sentencias de red incorrectas o faltantes. Recuerde que la sentencia de red hace dos cosas:
    Le permite al protocolo de enrutamiento enviar y recibir actualizaciones en cualquier interfaz local que pertenezca a esa red.
    Incluye esa red en sus actualizaciones de enrutamiento a los routers vecinos.     Una sentencia de red incorrecta o faltante ocasionará la pérdida de actualizaciones de enrutamiento y provocará
que las actualizaciones de enrutamiento no se envíen o no se reciban en una interfaz.