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.

CAPITULO 6 : VLSM Y CIDR

INTRODUCCIÓN DEL CAPITULO.- Antes de 1981, las direcciones IP usaban sólo los primeros 8 bits para especificar la porción de red de la dirección, lo que limitaba Internet, entonces conocida como ARPANET, a 256 redes. Pronto fue evidente que este espacio de dirección no iba a ser suficiente.
En 1981, la RFC 791 modificó la dirección IPv4 de 32 bits para permitir tres clases o tamaños distintos de redes: clase A, clase B y clase C. Las direcciones de clase A usaban 8 bits para la porción de red de la dirección, las de clase B usaban 16 bits y las de clase C usaban 24 bits. Este formato se hizo conocido como direccionamiento IP con clase.
El desarrollo inicial del direccionamiento con clase resolvió el problema de límite de 256 redes, por un tiempo. Una década más tarde, fue evidente que el espacio de dirección IP se estaba reduciendo rápidamente. En respuesta, el Grupo de trabajo de ingeniería de Internet (IETF) introdujo Classless Inter-domain Routing (CIDR), que utilizaba una máscara de subred de longitud variable (VLSM) para ayudar a conservar el espacio de dirección.
Con la introducción de CIDR y VLSM, los ISP ahora podían asignar una parte de una red con clase a un cliente y otra parte diferente a otro cliente. Esta asignación no contigua de direcciones de los ISP era análoga al desarrollo de los protocolos de enrutamiento sin clase. Para comparar: los protocolos de enrutamiento con clase siempre resumen el borde con clase y no incluyen la máscara de subred en actualizaciones de enrutamiento. Los protocolos de enrutamiento sin clase sí incluyen la máscara de subred en las actualizaciones de enrutamiento y no deben realizar el resumen. Los protocolos de enrutamiento sin clase que se discuten en este curso son los RIPv2, EIGRP y OSPF.
Con la introducción de VLSM y CIDR, los administradores de red tuvieron que usar habilidades relacionadas con la división en subredes adicionales. VLSM simplemente subdivide una subred. Las subredes, a su vez, se pueden dividir en subredes en varios niveles, como aprenderá en este capítulo. Además de la división en subredes, se hizo posible resumir una gran colección de redes con clase en una ruta agregada o superred. En este capítulo, también revisará las habilidades relacionadas con el resumen de ruta.

DIRECCIONAMIENTO IP CON CLASE.- Cuando en 1969 se puso en funcionamiento ARPANET, nadie imaginó que Internet superaría de tal forma los humildes comienzos de este proyecto de investigación. En el año 1989, ARPANET se había transformado en lo que hoy conocemos como Internet. En la siguiente década, la cantidad de hosts de Internet creció de manera exponencial, de 159000, en octubre de 1989, a más de 72 millones a fines del milenio. A partir de enero de 2007, había más de 433 millones de hosts en Internet.
Sin la introducción de la notación CIDR y VLSM en 1993 (RFC 1519), la traducción de direcciones de nombre (NAT) en 1994 (RFC 1631) y el direccionamiento privado en 1996 (RFC 1918), el espacio de dirección IPv4 de 32 bits estaría agotado.

Estructura del direccionamiento con clase IPv4
Las designaciones de los bits de red y de los bits de host se establecieron en la RFC 790 (publicada con la RFC 791). Como se muestra en la figura, las redes de clase A usaban el primer octeto para la asignación de red, que se traducía a una máscara de subred con clase 255.0.0.0. Debido a que sólo se dejaron 7 bits en el primer octeto (recuerde que el primer bit es siempre 0), esto dio como resultado 2 a la 7ma potencia o bien 128 redes.
Con 24 bits en la porción de host, cada dirección de clase A tenía capacidad para más de 16 millones de direcciones host individuales. Antes de CIDR y VLSM, a las organizaciones se les asignaba una dirección de red con clase completa. ¿Qué iba a hacer una organización con 16 millones de direcciones? Ahora puede entender el enorme desperdicio de espacio de direcciones que se produjo durante los comienzos de Internet, cuando las empresas recibían direcciones de clase A. Algunas empresas y organizaciones gubernamentales aún tienen direcciones de clase A. Por ejemplo, General Electric posee 3.0.0.0/8, Apple Computer posee 17.0.0.0/8 y el Servicio Postal de los Estados Unidos posee 56.0.0.0/8. (Consulte el enlace "Internet Protocol v4 Address Space" [Espacio de dirección del Protocolo de Internet v4] que figura a continuación para ver una lista de todas las asignaciones de IANA.)
La clase B no era mucho mejor. La RFC 790 especificaba los primeros dos octetos como red. Con los primeros dos bits ya establecidos en 1 y 0, quedaban 14 bits en los primeros dos octetos para asignar redes, lo que produjo 16 384 direcciones de red de clase B. Debido a que cada dirección de red de clase B contenía 16 bits en la porción de host, controlaba 65534 direcciones. (Recuerde que se reservaban 2 direcciones para las direcciones de red y de broadcast). Sólo las organizaciones más grandes y los gobiernos podían llegar a usar alguna vez las 65 000 direcciones. Como en la clase A, el espacio de dirección de clase B se desperdiciaba.

CIDR y resumen de ruta
CIDR usa Máscaras de subred de longitud variable (VLSM) para asignar direcciones IP a subredes de acuerdo con la necesidad individual en lugar de hacerlo por la clase. Este tipo de asignación permite que el borde de la red/del host se produzca en cualquier bit de la dirección. Las redes, a su vez, se pueden subdividir o dividir en subredes cada vez más pequeñas.
Del mismo modo que Internet estaba creciendo a un ritmo exponencial a principios de la década de 1990,el tamaño de las tablas de enrutamiento que los routers de Internet mantenían también estaba creciendo bajo el direccionamiento IP con clase. CIDR permitía la agregación de prefijo, que ya se conoce como resumen de ruta. Recuerde del Capítulo 2, "Enrutamiento estático", que se puede crear una única ruta estática para varias redes. Las tablas de enrutamiento de Internet ahora podían beneficiarse del mismo tipo de agregación de rutas. La capacidad de las rutas para ser resumidas como una sola ruta ayuda a reducir el tamaño de las tablas de enrutamiento de Internet.
En la figura, observe que ISP1 tiene cuatro clientes, cada uno con una cantidad variable de espacio de dirección IP. Sin embargo, todo el espacio de dirección de los clientes puede resumirse en una única notificación a ISP2. La ruta 192.168.0.0/20 resumida o agregada incluye todas las redes que pertenecen a los Clientes A, B, C y D. Este tipo de ruta se conoce como ruta de superred. Una superred resume varias direcciones de red con una máscara menor que la máscara con clase.
Propagar la VLSM y las rutas de superred requiere un protocolo de enrutamiento sin clase porque la máscara de subred ya no puede determinarse con el valor del primer octeto. La máscara de subred ahora necesita incluirse con la dirección de red. Los protocolos de enrutamiento sin clase incluyen la máscara de subred con la dirección de red en la actualización de enrutamiento.

PROTOCOLO DE ENRUTAMIENTO SIN CLASE.- Los protocolos de enrutamiento sin clase incluyen RIPv2, EIGRP,OSPF, IS-IS y BGP. Estos protocolos de enrutamiento incluyen la máscara de subred con la dirección de red en sus actualizaciones de enrutamiento. Los protocolos de enrutamiento sin clase son necesarios cuando la máscara no puede suponerse ni determinarsecon el valor del primer octeto.
Por ejemplo, las redes 172.16.0.0/16, 172.17.0.0/16, 172.18.0.0/16 y 172.19.0.0/16 pueden resumirse como 172.16.0.0/14.
Si R2 envía la ruta resumida 172.16.0.0 sin la máscara de /14, R3 sólo sabe aplicar la máscara con clase predeterminada de /16. En un escenario de protocolos de enrutamiento con clase, R3 no tiene conocimiento de las redes 172.17.0.0/16, 172.18.0.0/16 y 172.19.0.0/16.
Nota: Con un protocolo de enrutamiento con clase, R2 puede enviar estas redes individuales sin resumen, pero se pierden los beneficios del resumen.
Los protocolos de enrutamiento con clase no pueden enviar rutas de superred porque el router de recepción aplicará la ruta con clase predeterminada a la dirección de red en la actualización de enrutamiento. Si nuestra topología tuviera un protocolo de enrutamiento con clase, entonces R3 sólo instalaría 172.16.0.0/16 en la tabla de enrutamiento.
Nota: Cuando una ruta de superred se encuentra en una tabla de enrutamiento, por ejemplo, como unaruta estática, un protocolo de enrutamiento con clase no incluirá esa ruta en sus actualizaciones.
Con un protocolo de enrutamiento sin clase, R2 publicará la red 172.16.0.0 conjuntamente con la máscara de /14 a R3. Entonces, R3 podrá instalar la ruta de superred 172.16.0.0/14 en su tabla de enrutamiento, lo que le dará la posibilidad de conexión con las redes 172.16.0.0/16, 172.17.0.0/16, 172.18.0.0/16 y 172.19.0.0/16.

VLSM EN ACCION.- En un curso anterior, usted aprendió cómo una Máscara de subred de longitud variable (VLSM) permite usar distintas máscaras para cada subred. Después de que una dirección de red se divide en subredes, esas subredes también se pueden dividir en subredes. Como seguramente recuerda, VLSM simplemente subdivide una subred. La VLSM puede imaginarse como la división en subredes.

CIDR- 6.3.1    RESUMEN DE RUTA.- Como ha aprendido anteriormente, el resumen de ruta, también conocido como agregación de ruta, es el proceso de publicar un conjunto de direcciones contiguas como una única dirección con una máscara de subred más corta y menos específica. Recuerde que CIDR es una forma de resumen de ruta y es sinónimo del término creación de superredes.
Ya se debe haber familiarizado con el resumen de ruta que realizan los protocolos de enrutamiento con clase como RIPv1. RIPv1 resume las subredes en una única dirección con clase de red principal cuando envía la actualización de RIPv1 de una interfaz que pertenece a otra red principal. Por ejemplo, RIPv1 resumirá las subredes 10.0.0.0/24 (de 10.0.0.0/24 a 10.255.255.0/24) como 10.0.0.0/8.
CIDR ignora la limitación de los bordes con clase y permite el resumen con las máscaras que son menores que las de la máscara con clase predeterminada. Este tipo de resumen ayuda a reducir la cantidad de entradas en las actualizaciones de enrutamiento y disminuye la cantidad de entradas en las tablas de enrutamiento locales. También ayuda a reducir la utilización de ancho de banda para las actualizaciones de enrutamiento y da como resultado búsquedas de la tabla de enrutamiento más rápidas.
La figura muestra una única ruta estática con la dirección 172.16.0.0 y la máscara 255.248.0.0 que resume todas las redes con clase de 172.16.0.0/16 a 172.23.0.0/16. Si bien 172.22.0.0/16 y 172.23.0.0/16 no se muestran en el gráfico, éstas también se incluyen en la ruta resumida. Observe que la máscara de /13 (255.248.0.0) es menor que la máscara con clase predeterminada de /16 (255.255.0.0).
Nota: Debe recordar que una superred es siempre una ruta resumida, pero una ruta resumida no siempre es una superred. Es posible que un router tenga una entrada de ruta específica y una entrada de ruta resumida que cubra la misma red. Supongamos que el router X tiene una ruta específica para 172.22.0.0/16 que usa serial 0/0/1 y una ruta resumida de 172.16.0.0/14 que usa serial 0/0/0. Los paquetes con la dirección IP de 172.22.n.n coinciden con ambas entradas. Estos paquetes destinados para 172.22.0.0 se enviarían desde la interfaz serial 0/0/1 porque hay una coincidencia más específica de 16 bits, que con los 14 bits de la ruta resumida 172.16.0.0/14.

CAPITULO 5 : RIP VERSION 1

INFORMACION BÁSICA Y PERSPECTIVA.-

 Influencia histórica de RIP
RIP es el protocolo de enrutamiento por vector de distancia más antiguo. Si bien RIP carece de la sofisticación de los protocolos de enrutamiento más avanzados, su simplicidad y amplia utilización en forma continua representan el testimonio de su longevidad. RIP no es un protocolo "en extinción". De hecho, se cuenta ahora con un tipo de RIP de IPv6 llamado RIPng (próxima generación).

CARACTERISTICA Y FORMATO DE MENSAJES DE RIPv1.- Características de RIP
Según lo discutido en el Capítulo 4, "Protocolos de enrutamiento por vector de distancia", RIP posee las siguientes características clave:
    RIP es un protocolo de enrutamiento por vector de distancia.     RIP utiliza el conteo de saltos como su única métrica para la selección de rutas.     Las rutas publicadas con conteo de saltos mayores que 15 son inalcanzables.     Se transmiten mensajes cada 30 segundos.

Formato de mensajes de RIP: Encabezado de RIP
Se especifican tres campos en la porción del encabezado de cuatro bytes que se muestra en la figura de color anaranjado. El campo Comando especifica el tipo de mensaje, que se discute más detalladamente en la próxima sección. El campo Versión se establece en 1 para la versión 1 de RIP. El tercer campo se rotula Debe ser cero. Los campos "Debe ser cero" ofrecen espacio para la futura expansión del protocolo.
Formato de mensajes de RIP: Entrada de ruta
La porción de la entrada de ruta del mensaje incluye tres campos con contenido: Identificador de familias de direcciones (establecido en 2 para IP, a menos que un router solicite una tabla de enrutamiento completa, en cuyo caso el campo se establece en cero), Dirección IP y Métrica. Esta porción de entrada de ruta representa una ruta de destino con su métrica asociada. Una actualización de RIP puede incluir hasta 25 entradas de ruta. El tamaño máximo del datagrama es de 512 bytes, sin incluir los encabezados IP o UDP.

Clases de direcciones IP y enrutamiento con clase
Puede recordar a partir de estudios anteriores que las direcciones IP asignadas a los hosts se dividieron inicialmente en 3 clases: clase A, clase B y clase C. A cada clase se le asignó una máscara de subred predeterminada, como se muestra en la figura. Es importante conocer la máscara de subred predeterminada para cada clase a fin de comprender el funcionamiento de RIP.
RIP es un protocolo de enrutamiento con clase. Como puede haberlo notado en la discusión anterior sobre el formato de los mensajes, RIPv1 no envía información sobre la máscara de subred en la actualización. Por lo tanto, un router utiliza la máscara de subred configurada en una interfaz local o aplica la máscara de subred predeterminada según la clase de dirección. Debido a esta limitación, las redes de RIPv1 no pueden ser no contiguas ni pueden implementar VLSM.
El direccionamiento IP se discute más adelante en el Capítulo 6, "VLSM y CIDR". También puede visitar los enlaces que se indican a continuación para obtener una revisión de las clases.

ESPECIFICACIÓN DE REDES.- Al ingresar en el modo de configuración de router RIP, se brindan instrucciones al router para que ejecute RIP. Pero el router aún necesita conocer las interfaces locales que deberá utilizar para comunicarse con otros routers, así como las redes conectadas en forma local que deberá publicar a dichos routers. Para habilitar el enrutamiento RIP para una red, utilice el comando network en el modo de configuración del router e ingrese la dirección de red con clase para cada red conectada directamente.
Router(config-router)#network dirección de red con clase directamente conectada
El comando network: Habilita el RIP en todas las interfaces que pertenecen a una red específica. Las interfaces asociadas ahora enviarán y recibirán actualizaciones de RIP. Publica la red especificada en las actualizaciones de enrutamiento RIP enviadas a otros routers cada 30 segundos.

ERIFICACIÓN DE RIP: SHOW IP ROUTE.- Poderosos comandos para la resolución de problemas
Para verificar y solucionar problemas de enrutamiento, primero utilice show ip route y show ip protocols. Si no puede aislar el problema mediante estos dos comandos, utilice debug ip rip para ver qué ocurre exactamente. Estos tres comandos se discuten en un orden sugerido que usted podrá utilizar para verificar y solucionar problemasen una configuración de protocolo de enrutamiento. Recuerde, antes de configurar cualquier enrutamiento, ya sea estático o dinámico, asegúrese de que todas las interfaces necesarias estén "habilitadas" con el comando show ip interface brief.

ERIFICACIÓN DE RIP: SHOW IP PROTOCOLS.- Interpretación del resultado de show ip protocols
Si falta una red de la tabla de enrutamiento, verifique la configuración de enrutamiento mediante show ip protocols. El comando show ip protocols muestra el protocolo de enrutamiento configurado actualmente en el router. Este resultado puede usarse para verificar la mayoría de los parámetros RIP a fin de confirmar si: está configurado el enrutamiento RIP
las interfaces correctas envían y reciben actualizaciones RIP el router publica las redes correctas los vecinos RIP envían actualizaciones
Este comando también es muy útil para la verificación de las operaciones de otros protocolos de enrutamiento, como veremos más adelante con EIGRP y OSPF.

5.3.3    VERIFICACIÓN DE RIP: DEBUG IP RIP.- Interpretación del resultado de debug ip rip
La mayoría de los errores de configuración de RIP involucran una configuración de sentencia network, una configuración de sentencia network faltante o la configuración de subredes no contiguas en un entorno con clase. Como se muestra en la figura, un comando efectivo utilizado para reconocer problemas con las actualizaciones RIP es el debug ip rip. Este comando muestra las actualizaciones de enrutamiento RIP a medida que se envían y reciben. Debido a que las actualizaciones son periódicas, necesitará esperar la siguiente serie de actualizaciones antes de ver cualquier resultado.

INTERFACES PASIVAS.- Las actualizaciones RIP innecesarias influyen en la red
Como vio en el ejemplo anterior, R2 envía actualizaciones fuera de FastEthernet0/0 a pesar de que no existe ningún dispositivo RIP en dicha LAN. R2 no tiene modo de conocer esto y, como consecuencia, envía una actualización cada 30 segundos. El envío de actualizaciones innecesarias a una LAN influye en la red de tres maneras:
1. Se desperdicia el ancho de banda al transportar actualizaciones innecesarias. Debido a la transmisión de las actualizaciones RIP, los switches reenviarán las actualizaciones a todos los puertos.
2. Todos los dispositivos de la LAN deben procesar la actualización hasta las capas de transporte, donde el dispositivo receptor desechará la actualización.
3. La publicación de actualizaciones en una red de broadcast representa un riesgo para la seguridad. Las actualizaciones RIP pueden interceptarse con software de detección de paquetes. Las actualizaciones de enrutamiento pueden modificarse y enviarse nuevamente al router, con lo cual se corrompería la tabla de enrutamiento con métricas falsas que encaminan el tráfico en forma errónea.
Detención de actualizaciones RIP innecesarias
Es posible que piense que puede detener las actualizaciones retirando la red 192.168.3.0 de la configuración mediante el comando no network 192.168.3.0, pero entonces R2 no publicará esta LAN como una ruta en las actualizaciones enviadas a R1 y R3. La solución correcta es utilizar el comando passive-interface, que evita la transmisión de las actualizaciones de enrutamiento a través de una interfaz de router pero aun así permite la notificación de dicha red en otros routers. Ingrese el comando passive-interface en el modo de configuración de router.
Router(config-router)#passive-interface interface-type interface-number
Este comando detiene las actualizaciones de enrutamiento de la interfaz especificada. Sin embargo, la red a la que pertenece la interfaz especificada aún se publicará en las actualizaciones de enrutamiento enviadas a otras interfaces.

PROCESAMIENTO DE ACTUALIZACIONES RIP.- Reglas para el procesamiento de actualizaciones RIPv1
Las siguientes dos reglas regulan las actualizaciones RIPv1:
    Si una actualización de enrutamiento y la interfaz que la recibe pertenecen a la misma red principal, la máscara de subred de la interfaz se aplica a la red de la actualización de enrutamiento.
    Si una actualización de enrutamiento y la interfaz que la recibe pertenecen a diferentes redes principales, la máscara de subred con clase de la red se aplica a la red de la actualización de enrutamiento.

ENVIO DE ACTUALIZACIONES RIP.- Utilización de la depuración para ver el resumen automático
Al enviar una actualización, el router de borde R2 incluirá la dirección de red y la métrica asociada. Si la entrada de ruta es para una actualización enviada a una red principal diferente, luego la dirección de red en la entrada de ruta se resume en la dirección de red principal o con clase. Esto es exactamente lo que hace R2 para 192.168.4.0 y 192.168.5.0. Envía dichas redes con clase a R1.
R2 también tiene rutas para las subredes 172.30.1.0/24, 172.30.2.0/24 y 172.30.3.0/24. En la actualización de enrutamiento de R2 a R3 en Serial0/0/1, R2 sólo envía un resumen de la dirección de red con clase de 172.30.0.0.
Si la entrada de ruta es para una actualización enviada dentro de una red principal, la máscara de subred de la interfaz saliente se utiliza para determinar la dirección de red para publicar. R2 envía la subred 172.30.3.0 a R1 mediante la máscara de subred en Serial0/0/0 para determinar la dirección de subred para publicar.
R1 recibe la actualización 172.30.3.0 en la interfaz Serial0/0/0, que posee una dirección de interfaz de 172.30.2.1/24. Ya que la actualización de enrutamiento y la interfaz pertenecen a la misma red principal, R1 aplica su máscara /24 a la ruta 172.30.3.0.

PROPAGACION DE LA RUTA POR DEFECTO EN RIPv1.- Para brindar conectividad a Internet a todas las demás redes del dominio de enrutamiento RIP, la ruta estática por defecto debe publicarse a todos los demás routers que utilizan el protocolo de enrutamiento dinámico. Podría configurar una ruta estática por defecto en R1 apuntando a R2, pero dicha técnica no es escalable. Cada vez que agregue un router al dominio de enrutamiento RIP, tendría que configurar otra ruta estática por defecto. ¿Por qué no dejar que el protocolo de enrutamiento haga el trabajo por usted?
En varios protocolos de enrutamiento, incluido RIP, usted puede utilizar el comando default-information originate en el modo de configuración de router para especificar que este router originará la información predeterminada, al propagar la ruta estática por defecto en las actualizaciones RIP. En la figura, R2 se configuró con el comando default-information originate. Observe a partir del resultado de debug ip rip que éste ahora envía una ruta estática por defecto "quad-zero" a R1.
Haga clic en show ip route en la figura.
En la tabla de enrutamiento para R1, podrá ver que hay una ruta candidata por defecto, como se indica a través del código R*. La ruta estática por defecto en R2 se propagó hacia R1 en una actualizaciónRIP. R1 tiene conectividad a la LAN en R3 y a cualquier destino en Internet.

RESUMEN CAPITULO 4 : PROTOCOLOS DE ENRUTAMIENTO POR VECTOR DISTANCIA

PROTOCOLOS DE ENRUTAMIENTO POR VECTOR DISTANCIA.- Los protocolos de enrutamiento dinámico ayudan al administrador de red a superar el proceso exigente y prolongado que implica configurar y mantener rutas estáticas. Por ejemplo, ¿puede imaginarse cómo sería mantener las configuraciones de enrutamiento estático de los 28 routers que se muestran en la figura? ¿Qué sucede cuando un enlace deja de funcionar? ¿Cómo garantiza que las rutas redundantes estén disponibles? El enrutamiento dinámico es la opción más común para grandes redes como la que se muestra.
Los protocolos de enrutamiento por vector de distancia incluyen el RIP, el IGRP y el EIGRP. RIP
El Routing Information Protocol (RIP) se especificó originalmente en el RFC 1058. Sus características principales son las siguientes: Utiliza el conteo de saltos como métrica para la selección de rutas. Si el conteo de saltos de una red es mayor de 15, el RIP no puede suministrar una ruta para esa red.
Por defecto, se envía un broadcast o multicast de las actualizaciones de enrutamiento cada 30 segundos. IGRP
El Interior Gateway Routing Protocol (IGRP) es un protocolo patentado desarrollado por Cisco. Las características principales de diseño del IGRP son las siguientes: Se considera el ancho de banda, el retardo, la carga y la confiabilidad para crear una métrica compuesta. Por defecto, se envía un broadcast de las actualizaciones de enrutamiento cada 90 segundos.
El IGRP es el antecesor de EIGRP y actualmente se considera obsoleto. EIGRP
Enhanced IGRP (IGRP mejorado) es un protocolo de enrutamiento por vector de distancia, patentado por Cisco. Las características principales del EIGRP son las siguientes: Puede realizar un balanceo de carga con distinto costo. Utiliza el Algoritmo de actualización por difusión (DUAL) para calcular la ruta más corta.
No existen actualizaciones periódicas, como sucede con el RIP y el IGRP. Las actualizaciones de enrutamiento sólo se envían cuando se produce un cambio en la topología.

TECNNOLOGIA DEL VECTOR DISTANCIA.- Significado del vector de distancia
Como su nombre lo indica, el vector de distancia significa que las rutas son publicadas como vectores de distancia y dirección. La distancia se define en términos de una métrica como el conteo de saltos y la dirección es simplemente el router del siguiente salto o la interfaz de salida.
Un router que utiliza un protocolo de enrutamiento por vector de distancia no conoce toda la ruta hasta la red de destino. En cambio, el router sólo conoce: la dirección o interfaz en la que deben enviarse los paquetes y la distancia o qué tan lejos está de la red de destino.

Funcionamiento de los protocolos de enrutamiento por vector de distancia
Algunos protocolos de enrutamiento por vector de distancia solicitan al router que envíe periódicamente un broadcast de toda la tabla de enrutamiento para cada uno de los vecinos. Este método no es eficiente porque las actualizaciones no sólo consumen ancho de banda sino también los recursos de la CPU del router para procesar las actualizaciones.
Los protocolos de enrutamiento por vector de distancia comparten ciertas características.
Las actualizaciones periódicas se envían a intervalos regulares (30 segundos para RIP y 90 segundos para IGRP). Incluso si la topología no ha cambiado en varios días, las actualizaciones periódicas continúan enviándose atodos los vecinos.
Los vecinos son routers que comparten un enlace y que están configurados para utilizar el mismo protocolo de enrutamiento. El router sólo conoce las direcciones de red de sus propias interfaces y las direcciones de red remota que puede alcanzar a través de sus vecinos. No tiene un conocimiento más amplio de la topología de la red. Los routers que utilizan el enrutamiento por vector de distancia no tienen conocimiento de la topología de la red.
Las actualizaciones de broadcast se envían a 255.255.255.255. Los routers vecinos que están configurados con el mismo protocolo de enrutamiento procesarán las actualizaciones. Todos los demás dispositivos también procesarán la actualización hasta la Capa 3 antes de descartarla. Algunos protocolos de enrutamiento por vector de distancia utilizan direcciones de multicast en vez de direcciones de broadcast.

 CARACTERISTICAS DE LOS PROTOCOLOS DE ENRUTAMIENTO.- Características de los protocolos de enrutamiento Los protocolos de enrutamiento pueden compararse según las siguientes características: Tiempo de convergencia: El tiempo de convergencia define con qué rapidez los routers de la topología de la red comparten información de enrutamiento y alcanzan un estado de conocimiento constante. Cuanto más rápida sea la convergencia, más preferible será el protocolo. Los routing loops pueden ser el resultado de tablas de enrutamiento incongruentes que no se han actualizado debido a la lenta convergencia de una red sujeta a cambios. Escalabilidad: La escalabilidad define cuán grande puede ser una red según el protocolo de enrutamiento que se implementa. Cuanto más grande sea la red, más escalable debe ser el protocolo de enrutamiento.
Sin clase (uso de VLSM) o con clase: Los protocolos de enrutamiento sin clase incluyen la máscara de subred en las actualizaciones. Esta función admite la utilización de la Máscara de subred de longitud variable (VSLM) y un mejor resumen de ruta. Los protocolos de enrutamiento sin clase no incluyen la máscara de subred y no pueden admitir VLSM. Uso de recursos: El uso de recursos incluye los requisitos de un protocolo de enrutamiento, como por ejemplo, el espacio de memoria y la utilización de la CPU y el ancho de banda del enlace. Un mayor número de requisitos de recursos exige hardware más potente para admitir el funcionamiento del protocolo de enrutamiento además de los procesos de envío de paquetes. Implementación y mantenimiento: La implementación y el mantenimiento describen el nivel de conocimiento requerido para que un administrador de red implemente y mantenga la red según el protocolo de enrutamiento aplicado.

 COVERGENCIA.- La cantidad de tiempo necesario para que una red sea convergente es directamente proporcional al tamaño de dicha red. En la animación, un router de una sucursal en la Región 4 (B2-R4) está arrancando en frío. La animación muestra la propagación de la nueva información de enrutamiento a medida que se envían las actualizaciones entre los routers vecinos. Se necesitan cinco rondas de intervalos de actualizaciones periódicas antes de que la mayoría de los routers de sucursales de las Regiones 1, 2 y 3 aprendan sobre las nuevas rutas publicadas por B2-R4. Los protocolos de enrutamiento se comparan según la rapidez con la que pueden propagar esta información (su velocidad para converger).
La velocidad para alcanzar la convergencia consiste en:     La velocidad en que los routers propagan un cambio de topología en una actualización de enrutamiento a sus
vecinos.     La velocidad para calcular las mejores rutas utilizando la nueva información de enrutamiento obtenida

 ROUTING LOOPS.- 

    DIFINICION Y CONSECUENCIAS.- ¿Qué es un routing loop?
Un routing loop es una condición en la que un paquete se transmite continuamente dentro de una serie de routers sin que nunca alcance la red de destino deseada. Un routing loop puede producirse cuando dos o más routerstienen información de enrutamiento que indica erróneamente que existe una ruta válida a un destino inalcanzable.
El loop puede ser el resultado de lo siguiente:     rutas estáticas configuradas incorrectamente,     redistribución de ruta configurada incorrectamente (la redistribución es un proceso de envío de la información de
enrutamiento desde un protocolo de enrutamiento a otro y se analizará en los cursos de nivel CCNP),     tablas de enrutamiento incongruentes que no se actualizan debido a una convergencia lentaen una red cambiante y     rutas de descarte configuradas o instaladas incorrectamente.
Los protocolos de enrutamiento por vector de distancia tienen un funcionamiento simple. Su simplicidad origina algunas desventajas, como por ejemplo, los routing loops.Los routing loops no son tan problemáticos con los protocolos de enrutamiento de estado de enlace, pero pueden producirse en determinadas circunstancias.

 ¿Qué consecuencias tienen los routing loops?
Un routing loop puede tener un efecto devastador en una red y producir un menor rendimiento o incluso un tiempo de inactividad de dicha red.
Un routing loop puede producir las siguientes condiciones:     El ancho de banda del enlace se utilizará para el tráfico que se transmita de un sitio a otro entrelos routers de un
loop.     La CPU de un router estará exigida debido a los paquetes con loops.     La CPU de un router se cargará con el envío inútil de paquetes, lo que afectará negativamente la convergencia de la
red.     Las actualizaciones de enrutamiento pueden perderse o no ser procesadas de manera oportuna. Estas condiciones
podrían originar routing loops adicionales, lo que empeoraría aún más la situación.     Los paquetes pueden perderse en "agujeros negros".
Reproduzca la animación para observar una posible situación de routing loop en el que no existen mecanismos para evitar dichos loops.
Como puede observar, los routing loops consumen mucho ancho de banda y los recursos del router. Como resultado, la red funciona más lenta o incluso no responde.
Existen varios mecanismos disponibles para eliminar los routing loops, principalmente con los protocolos de enrutamiento por vector de distancia. Estos mecanismos incluyen:
    definición de una métrica máxima para evitar una cuenta a infinito,     temporizadores de espera,     horizonte dividido,     envenenamiento de ruta o envenenamiento en reversa y
    updates disparados.

 

RESUMEN CAPITULO 3 : INTRODUCCION A LOS PROTOCOLOS DE ENRUTAMIENTO DINAMICO

PERSPECTIVA E INFORMACIÓN BÁSICA.- Evolución de los protocolos de enrutamiento dinámico
Los protocolos de enrutamiento dinámico se han usado en redes desde comienzos de la década de los ochenta. La primera versión de RIP se lanzó en 1982, pero algunos de los algoritmos básicos dentro del protocolo ya se usaban en ARPANET en 1969.
Debido a la evolución de las redes y a su complejidad cada vez mayor, han surgido nuevos protocolos de enrutamiento. La figura muestra la clasificación de los protocolos de enrutamiento.
Uno de los primeros protocolos de enrutamiento fue el Routing Information Protocol (RIP). RIP ha evolucionado a una nueva versión, el RIPv2. Sin embargo, la versión más nueva de RIP aún no escala a implementaciones de red más extensas. Para abordar las necesidades de redes más amplias, se desarrollaron dos protocolos de enrutamientoavanzados: Open Shortest Path First (OSPF) e Intermediate System-to-Intermediate System (IS-IS). Cisco desarrolló el Interior Gateway Routing Protocol (IGRP) y el Enhanced IGRP (EIGRP), que también escala bien en implementaciones de redes más grandes.
Asimismo, surgió la necesidad de interconectar diferentes internetworks y proveer el enrutamiento entre ellas. El protocolo Border Gateway Routing (BGP) ahora se usa entre ISP y entre ISP y sus clientes privados más grandes para intercambiar información de enrutamiento.
Con la llegada de numerosos dispositivos para consumidores que usan IP, el espacio de direccionamiento IPv4 está prácticamente agotado. Por tal motivo, ha surgido el IPv6. A fin de sostener la comunicación basada en IPv6, se han desarrollado versiones más nuevas de los protocolos de enrutamiento IP (consulte la fila IPv6 en la tabla).
Nota: Este capítulo presenta una descripción general de los diferentes protocolos de enrutamiento dinámico. Los protocolos de enrutamiento RIP, EIGRP y OSPF se analizarán en mayor detalle en los siguientes capítulos. Los protocolos de enrutamiento IS-IS y BGP se explican en el programa de estudio de CCNP. El IGRP es el antecesor de EIGRP y ahora ha caído en desuso.

Función de los protocolos de enrutamiento dinámico
¿Qué son exactamente los protocolos de enrutamiento dinámico? Los protocolos de enrutamiento se usan para facilitar el intercambio de información de enrutamiento entre los routers. Estos protocolos permiten a los routers compartir información en forma dinámica sobre redes remotas y agregar esta información automáticamente en sus propias tablas de enrutamiento.

DESCUBRIMIENTO DE REDES Y MANTENIMIENTO DE LA TABLA DE ENRUTAMIENTO.- Propósito de los protocolos de enrutamiento dinámico
Un protocolo de enrutamiento es un conjunto de procesos, algoritmos y mensajes que se usan para intercambiar información de enrutamiento y completar la tabla de enrutamiento con la selección de las mejores rutas del protocolo de enrutamiento. El propósito de un protocolo de enrutamiento incluye:
    descubrimiento de redes remotas,     mantenimiento de información de enrutamiento actualizada,     selección de la mejor ruta hacia las redes de destino y     capacidad de encontrar una mejor nueva ruta si la ruta actual deja de estar disponible.
¿Cuáles son los componentes de un protocolo de enrutamiento?     Estructuras de datos: algunos protocolos de enrutamiento usan tablas y/o bases de datos para sus operaciones.
Esta información se guarda en la RAM.     Algoritmo: un algoritmo es una lista limitada de pasos que se usan para llevar a cabo una tarea. Los protocolos de
enrutamiento usan algoritmos para facilitar información de enrutamiento y para determinar la mejor ruta.     Mensajes del protocolo de enrutamiento: los protocolos de enrutamiento usan varios tipos de mensajes para
descubrir routers vecinos, intercambiar información de enrutamiento y otras tareas para aprender y conservar información precisa sobre la red.

VENTAJAS.- Uso del enrutamiento estático
Antes de identificar los beneficios de los protocolos de enrutamiento dinámico, debemos considerar losmotivos por los que usaríamos el enrutamiento estático. El enrutamiento dinámico ciertamente tiene múltiples ventajas en comparación con el enrutamiento estático. Sin embargo, el enrutamiento estático aún se usa en las redes de la actualidad. De hecho, lasredes generalmente usan una combinación de enrutamiento estático y dinámico.
El enrutamiento estático tiene varios usos principales , entre ellos:     Facilita el mantenimiento de la tabla de enrutamiento en redes más pequeñas en las cuales no está previstoque
crezcan significativamente.     Enrutamiento desde y hacia redes de conexión única (ver Capítulo 2).     Uso de una única ruta por defecto que se usa para representar una ruta hacia cualquier red que no tiene una
coincidencia más específica con otra ruta en la tabla de enrutamiento. Ventajas y desventajas del enrutamiento estático
En la tabla se comparan directamente las ventajas y desventajas del enrutamiento dinámico y estático. A partir de esta comparación, podemos enumerar las ventajas de cada método deenrutamiento. Las ventajas de un método son las desventajas del otro.
Ventajas del enrutamiento estático:     El procesamiento de la CPU es mínimo.     Es más fácil de comprender para el administrador.     Es fácil de configurar.
Desventajas del enrutamiento estático:     La configuración y el mantenimiento son prolongados.     La configuración es propensa a errores, especialmente en redes extensas.     Se requiere la intervención del administrador para mantener la información cambiante de la ruta.     No se adapta bien con las redes en crecimiento; el mantenimiento se torna cada vez más complicado.     Requiere un conocimiento completo de toda la red para una correcta implementación.
Ventajas y desventajas del enrutamiento dinámico
Ventajas del enrutamiento dinámico:     El administrador tiene menos trabajo en el mantenimiento de la configuración cuando agrega o quita redes.     Los protocolos reaccionan automáticamente a los cambios de topología.     La configuración es menos propensa a errores.     Es más escalable, el crecimiento de la red normalmente no representa un problema.
Desventajas del enrutamiento dinámico:     Se utilizan recursos del router (ciclos de CPU, memoria y ancho de banda del enlace).     El administrador requiere más conocimientos para la configuración, verificación y resolución deproblemas.

CLASIFICACION DE PROTOCOLOS DE ENRUTAMIENTO DINÁMICO.-

DESCRIPCIÓN GENERAL.- Clasificación de los protocolos de enrutamiento dinámico
Los protocolos de enrutamiento pueden clasificarse en diferentes grupos según sus características. Los protocolos de enrutamiento que se usan con más frecuencia son:
    RIP: un protocolo de enrutamiento interior por vector de distancia     IGRP: el enrutamiento interior por vector de distancia desarrollado por Cisco (en desuso desde 12.2 IOS y
versiones posteriores)     OSPF: un protocolo de enrutamiento interior de estado de enlace     IS-IS: un protocolo de enrutamiento interior de estado de enlace     EIGRP: el protocolo avanzado de enrutamiento interior por vector de distancia desarrollado por Cisco     BGP: un protocolo de enrutamiento exterior de vector de ruta
Nota: IS-IS y BGP exceden el alcance de este curso y se abordan en el programa de estudio de CCNP.
Los criterios de clasificación se explican más adelante en este capítulo.     Es posible que sobren algunas respuestas.     Algunas respuestas se usan más de una vez.

IGP Y EGP.- Un sistema autónomo (AS), conocido también como dominio de enrutamiento, es un conjunto de routers que se encuentran bajo una administración en común. Algunos ejemplos típicos son la red interna de una empresa y la red de un proveedor de servicios de Internet. Debido a que Internet se basa en el concepto de sistema autónomo, se requieren dos tipos de protocolos de enrutamiento: protocolos de enrutamiento interior y exterior. Estos protocolos son:
    Interior Gateway Protocols (IGP): se usan para el enrutamiento de sistemas intrautónomos (el enrutamiento dentro de un sistema autónomo)
    Exterior Gateway Protocols (EGP): se usan para el enrutamiento de sistemas interautónomos (el enrutamiento entre sistemas autónomos)
La figura es una vista simplificada de la diferencia entre IGP y EGP. El concepto de sistema autónomo se explicará con mayor detalle más adelante en el capítulo.
Características de los protocolos de enrutamiento IGP y EGP Los IGP se usan para el enrutamiento dentro de un dominio de enrutamiento, aquellas redes bajo el control de una única organización. Un sistema autónomo está comúnmente compuesto por muchas redes individuales que pertenecen a empresas, escuelas y otras instituciones. Un IGP se usa para enrutar dentro de un sistema autónomo, y también se usa para enrutar dentro de las propias redes individuales. Por ejemplo, CENIC opera un sistema autónomo integrado por escuelas, colegios y universidades de California. CENIC usa un IGP para enrutar dentro de su sistema autónomo a fin de interconectar a todas estas instituciones. Cada una de las instituciones educativas también usa un IGP de su propia elección para enrutar dentro de su propia red individual. El IGP utilizado por cada entidad provee la determinación de la mejor ruta dentro de sus propios dominios de enrutamiento, del mismo modo que el IGP utilizado por CENIC provee las mejores rutas dentro del sistema autónomo en sí. Los IGP para IP incluyen RIP, IGRP, EIGRP, OSPF e IS-IS.
Los protocolos de enrutamiento, y más específicamente el algoritmo utilizado por ese protocolo de enrutamiento, utilizan una métrica para determinar la mejor ruta hacia una red. La métrica utilizada por el protocolo de enrutamiento RIP es el conteo de saltos, que es el número de routers que un paquete debe atravesar para llegar a otra red. OSPF usa el ancho de banda para determinar la ruta más corta.
Por otro lado, los EGP están diseñados para su uso entre diferentes sistemas autónomos que están controlados por distintas administraciones. El BGP es el único EGP actualmente viable y es el protocolo de enrutamiento que usa Internet. El BGP es un protocolo de vector de ruta que puede usar muchos atributos diferentes para medir las rutas. En el ámbito del ISP, con frecuencia hay cuestiones más importantes que la simple elección de la ruta más rápida. En general, el BGP se utiliza entre ISP y a veces entre una compañía y un ISP. El BGP no forma parte de este curso o CCNA; se aborda en CCNP.

VECTOR DE DISTANCIA Y ESTADO DE ENLACE.- Los protocolos de gateway interiores (IGP) pueden clasificarse en dos tipos:
    Protocolos de enrutamiento por vector de distancia     Protocolos de enrutamiento de estado de enlace
Operación del protocolo de enrutamiento por vector de distancia
El vector de distancia significa que las rutas son publicadas como vectores de distancia y dirección. La distancia se define en términos de una métrica como el conteo de saltos y la dirección es simplemente el router del siguiente salto o la interfaz de salida. Los protocolos por vector de distancia generalmente usan el algoritmo Bellman-Ford para la determinación de la mejor ruta.
Algunos protocolos por vector de distancia envían en forma periódica tablas de enrutamiento completas a todos los vecinos conectados. En las redes extensas, estas actualizaciones de enrutamiento pueden llegar a ser enormes y provocar un tráfico importante en los enlaces.
Reproduzca la animación para observar la operación de los protocolos de enrutamiento por vector de distancia.
Aunque el algoritmo Bellman-Ford eventualmente acumula suficiente conocimiento como para mantener una base de datos de las redes alcanzables, el algoritmo no permite que un router conozca la topología exacta de una internetwork. El router solamente conoce la información de enrutamiento que recibió de sus vecinos.
Los protocolos por vector de distancia utilizan routers como letreros a lo largo de la ruta hacia el destino final. La única información que conoce el router sobre una red remota es la distancia o métrica para llegar a esa red y qué ruta o interfaz usar para alcanzarla. Los protocolos de enrutamiento por vector de distancia no tienen un mapa en sí de la topología de la red.
Los protocolos por vector de distancia funcionan mejor en situaciones donde:     la red es simple y plana y no requiere de un diseño jerárquico especial,     los administradores no tiene suficientes conocimientos como para configurar protocolos de estado de enlace y
resolver problemas en ellos,     se están implementando tipos de redes específicos, como las redes hub-and-spoke y     Los peores tiempos de convergencia en una red no son motivo de preocupación.

CON CLASE Y SIN CLASE.- Protocolos de enrutamiento con clase
Los protocolos de enrutamiento con clase no envían información de la máscara de subred en las actualizaciones de enrutamiento. Los primeros protocolos de enrutamiento tales como el RIP, fueron con clase. En aquel momento, las direcciones de red se asignaban en función de las clases; clase A, B o C. No era necesario que un protocolo de enrutamiento incluyera una máscara de subred en la actualización de enrutamiento porque la máscara de red podía determinarse en función del primer octeto de la dirección de red.
Los protocolos de enrutamiento con clase aún pueden usarse en algunas de las redes actuales, pero dado que no incluyen la máscara de subred, no pueden usarse en todas las situaciones. Los protocolos de enrutamiento con clase nopueden usarse cuando una red se divide en subredes utilizando más de una máscara de subred; en otras palabras, los protocolos de enrutamiento con clase no admiten máscaras de subred de longitud variable (VLSM).
Existen otras limitaciones de los protocolos de enrutamiento con clase, entre ellas la imposibilidad de admitir redes no contiguas. Los protocolos de enrutamiento con clase, las redes no contiguas y VLSM se analizarán en capítulos posteriores.
Los protocolos de enrutamiento con clase incluyen RIPv1 e IGRP. Protocolos de enrutamiento sin clase
Los protocolos de enrutamiento sin clase incluyen la máscara de subred con la dirección de red en las actualizaciones de enrutamiento. Las redes de la actualidad ya no se asignan en función de las clases yla máscara de subred no puede
determinarse según el valor del primer octeto. La mayoría de las redes de la actualidad requieren protocolos de enrutamiento sin clase porque admiten VLSM, redes no contiguas y otras funciones que se analizarán en capítulos posteriores.
En la figura, observe que la versión sin clase de la red está usando máscaras de subred /30 y /27 en la misma topología. Además, observe que esta topología está usando un diseño no contiguo.
Los protocolos de enrutamiento sin clase son RIPv2,EIGRP, OSPF, IS-IS y BGP.

CONVERGENCIA.- ¿Qué es la convergencia?
La convergencia ocurre cuando todas las tablas de enrutamiento de los routers se encuentran en un estado de uniformidad. La red ha convergido cuando todos los routers tienen informacióncompleta y precisa sobre la red. El tiempo de convergencia es el tiempo que los routers tardan en compartir información, calcular las mejores rutas y actualizar sus tablas de enrutamiento. Una red no es completamente operativa hasta que la red haya convergido; por lo tanto, la mayoría de las redes requieren tiempos de convergencia cortos.
La convergencia es cooperativa e independiente. Los routers comparten información entre sí pero deben calcular en forma independiente los impactos del cambio de topología en sus propias rutas. Dado que establecen un acuerdo con la nueva topología en forma independiente, se dice que convergen sobre este consenso.
Las propiedades de convergencia incluyen la velocidad de propagación de la información de enrutamiento y el cálculo de rutas óptimas. Los protocolos de enrutamiento pueden clasificarse en base a la velocidad de convergencia; cuanto más rápida sea la convergencia, mejor será el protocolo de enrutamiento. Por lo general, RIP e IGRP tienen convergencia lenta, mientras que EIGRP y OSPF tienen una convergencia más rápida.

MÉTRICAS.- 

  PROPÓSITO DE UNA MÉTRICA.- En algunos casos, un protocolo de enrutamiento aprende sobre más de una ruta hacia el mismo destino. Para seleccionar la mejor ruta, el protocolo de enrutamiento debe poder evaluar y diferenciar entre las rutas disponibles. Para tal fin, se usa una métrica. Una métrica es un valor utilizado por los protocolos de enrutamiento para asignar costos a fin de alcanzar las redes remotas. La métrica se utiliza para determinar qué ruta es más preferible cuando existen múltiples rutas hacia la misma red remota.

a métrica para cada protocolo de enrutamiento es:     RIP: conteo de saltos: la mejor ruta se elige según la ruta con el menor conteo de saltos.     IGRP e EIGRP: ancho de banda, retardo, confiabilidad y carga; la mejor ruta se elige según la ruta con el valor de
métrica compuesto más bajo calculado a partir de estos múltiples parámetros. Por defecto, sólo se usan el ancho de
banda y el retardo.     IS-IS y OSPF: costo; la mejor ruta se elige según la ruta con el costo más bajo. . La implementación de OSPF de
Cisco usa el ancho de banda. IS-IS es desarrollado en CCNP.

BALANCEO DE CARGA.- Hemos visto que los protocolos de enrutamiento individuales utilizan métricas para determinar la mejor ruta para llegar a redes remotas. Pero, ¿qué sucede cuando dos o más rutas hacia el mismo destino tienenvalores de métrica idénticos? ¿Cómo decidirá el router qué ruta usar para el envío de paquetes? En este caso, el router no elige sólo una ruta.En cambio, el router realiza un "balanceo de carga" entre estas dos rutas del mismo costo. Los paquetes se envían utilizando todas las rutas del mismo costo.
Para comprobar si el balanceo de carga está en uso, verifique la tabla de enrutamiento.El balanceo de carga está en uso si dos o más rutas se asocian con el mismo destino.

RUTAS ESTÁTICAS.- Como se analizó en el Capítulo 2, las rutas estáticas son ingresadas por un administrador que desea configurar en forma manual la mejor ruta hacia el destino. Por ese motivo, las rutas estáticas tienen un valor de AD por defecto igual a 1.Esto significa que después de las redes conectadas directamente, que tienen un valor de AD por defecto igual a 0, las rutas estáticas son el origen de ruta de mayor preferencia.
Existen situaciones en las que un administrador configurará una ruta estática al mismo destino que se aprendió utilizando un protocolo de enrutamiento dinámico pero utilizando una ruta diferente. La ruta estática se configurará con una AD mayor que la del protocolo de enrutamiento. Si ocurre una falla de enlace en la ruta utilizada por el protocolo de enrutamiento dinámico, la ruta ingresada por el protocolo de enrutamiento se elimina de la tabla de enrutamiento. La ruta estática se convertirá entonces en el único origen y se agregará automáticamente a la tabla de enrutamiento. Esto se conoce como ruta estática flotante y se analiza en CCNP.
Una ruta estática que usa una dirección IP del siguiente salto o una interfaz de salida, tiene un valor de AD por defecto igual a 1. Sin embargo, el valor de AD no figura en show ip route cuando se configura una ruta estática con la interfaz de salida especificada. Cuando se configura una ruta estática con una interfaz de salida, el resultado muestra a la red como conectada directamente a través de esa interfaz.