4.4.7 答案与解析
## 4.4.7 答案与解析
### 一、单项选择题
#### 01. B
静态路由选择使用手动配置的路由信息，实现简单且开销小，需要维护整个网络的拓扑结构信息，但不能及时适应网络状态的变化。动态路由选择通过路由选择协议，自动发现并维护路由信息，能及时适应网络状态的变化，实现复杂且开销大。动态路由选择和静态路由选择都使用路由表。
#### 02. B
静态路由也称非自适应算法，它不会估计流量和结构来调整其路由决策。但是，这并不说明路由选择是不能改变的，事实上用户可以随时配置路由表。而动态路由也称自适应算法，需要实时获取网络的状态，并根据网络的状态适时地改变路由决策。
#### 03. A
在链路状态算法中，每个路由器在自己的链路状态变化时，将链路状态信息用洪泛法发送给网络中的其他路由器。发送的链路状态信息包括该路由器的相邻路由器及所有相邻链路的状态。链路状态算法具有快速收敛的优点，它能在网络拓扑发生变化时，立即进行路由的重新计算，并及时向其他路由器发送最新的链路状态信息，使得各路由器的链路状态表能够尽量保持一致。
#### 04. B
在链路状态算法中，路由器通过交换每个节点到邻居节点的代价来构建一个完整的网络拓扑结构。然后，路由器使用 Dijkstra 最短路径算法来计算到所有节点的最短路径。
#### 05. B
采用分层路由后，路由器被划分为区域，每个路由器知道如何将分组路由到自己所在区域内的目标地址，但对于其他区域内的结构毫不知情。当不同的网络相互连接时，可将每个网络当作一个独立的区域，这样做的好处是一个网络中的路由器不必知道其他网络的拓扑结构。
#### 06. B
划分区域的好处是，将利用洪泛法交换链路状态信息的范围局限在每个区域内，而不是整个自治系统。因此，在一个区域内部的路由器只知道本区域的网络拓扑情况，而不知道其他区域的网络拓扑情况。采用分层次划分区域的方法虽然使交换信息的种类增多了，同时也使 OSPF 协议更加复杂了，但是，这样做却能使每个区域内部交换路由信息的通信量大大减少，进而使 OSPF 协议能够用于规模很大的自治系统中。
#### 07. D
路由选择协议的功能通常包括：获取网络拓扑信息、构建路由表、在网络中更新路由信息、选择到达每个目的网络的最优路径、识别一个网络的无环通路等。发现下一跳的物理地址一般是通过其他方式（如 ARP）来实现的，不属于路由选择协议的功能。
#### 08. B
BGP（边界网关协议）是域间路由协议。RIP 和 OSPF 是域内路由协议，ARP 不是路由协议。
#### 09. A
RIP 规定的最大跳数为 15，16 表示网络不可达。
#### 10. D
RIP 规定，每经过一个路由器，距离（跳数）加 1。
#### 11. C
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RIP 规定一个路由器只向相邻路由器发布路由信息，而不像 OSPF 那样向整个域洪泛。
12. A
在 RIP 中，当路由器收到相邻路由器发来的路由更新信息时，若发现有更优的路由（跳数更小的路由），则直接更新自己的路由表，并向其他相邻路由器广播自己的新路由。
13. C
所谓收敛，是指当路由环境发生变化后，各路由器调整自己的路由表以适应网络拓扑结构的变化，最终达到稳定状态（路由表与网络拓扑状态保持一致）。收敛越快，路由器就能越快适应网络拓扑结构的变化。
14. A
RIP 是应用层协议，它使用 UDP 传送数据，OSPF 才是网络层协议。选项 A 错误。
15. A
此题属于记忆性题目，OSPF 协议使用 Hello 分组来保持与其邻居的连接。
16. A
OSPF 协议是一种用于自治系统内的路由协议，选项 B 错误。它是一种基于链路状态路由选择算法的协议，能适用大型全局 IP 网络的扩展，支持可变长子网掩码，所以 OSPF 协议可用于管理一个受限地址域的中大型网络，选项 D 错误。OSPF 协议维护一张它所连接的所有链路状态信息的邻居表和拓扑数据库，使用多播链路状态更新报文实现路由更新，并且只有当网络发生变化时才传送链路状态更新报文，选项 C 错误。OSPF 协议不传送整个路由表，而传送受影响的路由更新报文。
17. B
链路状态算法让每个路由器都知道整个自治系统的完整拓扑，从而计算最短路径。若不划分区域，则会导致链路状态数据包的个数和占用空间非常大，占用大量的网络带宽资源，影响网络效率和稳定性。划分区域后，每个路由器只需要知道自己所在区域内的完整拓扑，把交换链路状态信息的范围局限在每个区域，这样就大大减少了链路状态数据包的数量和大小。
18. D
主干区域中，用于连接主干区域和其他下层区域的路由器称为区域边界路由器。只要是在主干区域中的路由器，就都称为主干路由器，因此主干路由器可以兼作区域边界路由器。
19. A
因为 BGP 仅力求寻找一条能够到达目的网络且较好的路由（不能兜圈子），而并非寻找一条最佳路由，所以选项 D 错误。BGP 交换的路由信息是到达某个目的网络所要经过的各个自治系统序列，而不仅仅是下一跳，因此选项 A 正确。
20. D
RIP 是一种分布式的基于距离向量的路由选择协议，它使用跳数来度量距离。RIP 选择的路径不一定是时间最短的，但一定是具有最小距离（最少跳数）的路径。
OSPF 协议使用分布式的链路状态协议，通过与相邻路由器频繁交流链路状态信息，来建立全网的拓扑结构图，然后使用 Dijkstra 算法计算从自己到各个目的网络的最优路径。
因为 BGP 仅力求寻找一条能够到达目的网络且较好的路由（不能兜圈子），而并非寻找一条最佳路由，所以它采用的是路径向量路由选择协议。在 BGP 中，每个自治系统选出一个 BGP 发言人，这些发言人通过相互交换自己的路径向量（网络可达性信息）后，就可找出到达各自治系统的较好路由。
21. B
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第4章 网络层
205
RIP 和 BGP 属于应用层，OSPF 和 ICMP 属于网络层。
22. B
距离-向量算法要求每个路由器维护一张路由表，该表给出了到达每个目的地址的已知最佳距离（最小代价）和下一步的转发地址。算法要求每个路由器定期与所有相邻路由器交换整个路由表，并更新自己的路由表项。注意，从邻接节点接收到路由表不能直接进行比较，而要加上相邻节点传输消耗后再进行计算。C 到 B 的距离是 6，于是从 C 开始通过 B 到达各节点的最短距离向量是 (11, 6, 14, 18, 12, 8)。同理，通过 D 和 E 的最短距离向量分别是 (19, 15, 9, 3, 12, 13) 和 (12, 11, 8, 14, 5, 9)。于是，C 到所有节点的最短路径应该是 (11, 6, 0, 3, 5, 8)。
23. C
根据 OSPF 算法，从 A 到 B 转发经过的链路代价依次为 2、3、1、1、2，一共经过 4 个路由器。分组长度为 1000B，首部长度为 20B，数据长度为 980B，所以共有 980000/980 = 1000 个分组，每次存储转发时延为 1000B÷100Mb/s = 0.08ms，第一个分组从 A 到 B 的时间为 0.08×5 = 0.4ms，剩下的 999 个分组每经过 0.08ms 就到达一个，所以总时间为 0.4 + 0.08×999 = 80.32ms。
24. D
R1 在收到信息并更新路由表后，若需要经过 R2 到达 Net1，则其跳数为 17，因为距离为 16 表示不可达，所以 R1 不能经过 R2 到达 Net1，R2 也不可能到达 Net1。选项 B、C 错误，选项 D 正确。而题目中并未给出 R1 向 R2 发送的信息，因此选项 A 也不正确。
25. B
初始收敛时，R3 到网络（201.1.2.0/25）的距离为 1，R2 到网络的距离为 2，R1 到网络的距离为 2。当 R3 检测到网络不可达时，因为 R3 存有其他邻居到网络的路由信息，所以它利用所有邻居的距离向量，用 Bellman-Ford 公式更新自己的距离向量（易错点：误以为 R3 检测到网络不可达时，就把其到网络的距离设置为 16），R3 重新计算到网络的距离 = min{16，R1 到网络的距离 + 1，R2 到网络的距离 + 1} = {16, 2 + 1, 2 + 1} = 3。然后，R3 向其所有邻居发送更新报文，“告诉它到网络的距离为 3”。R2（及 R1）收到 R3 发来的更新报文后，会利用它保存的所有邻居的距离向量，重新计算自己到网络的距离 = min{R1 到网络的距离 + 1，R3 到网络的距离 + 1} = {2 + 1, 3 + 1} = 3，因此答案为 3。与此同时，R1 也重新计算自己到网络的距离 = min{R2 到网络的距离 + 1，R3 到网络的距离 + 1} = {2 + 1, 3 + 1} = 3。如此反复，直至重新收敛。因为 RIP 的特点“坏消息传得慢”，所以一旦网络出现故障，就要经过较长时间才能将故障消息传送到所有路由器。
26. D
RIP 是一种分布式的基于距离向量的路由选择协议，它通过广播 UDP 报文来交换路由信息。OSPF 是一个内部网关协议，要交换的信息量较大，应使报文的长度尽量短，所以不使用传输层协议（如 UDP 或 TCP），而直接采用 IP。BGP 是一个外部网关协议，在不同的自治系统之间交换路由信息，因为网络环境复杂，需要保证可靠传输，所以采用 TCP。因此，答案为选项 D。
27. D
根据距离-向量算法，E 收到相邻路由器的距离向量后，更新它的路由表：
① 当原路由表中没有目的网络时，把该项目添加到路由表中。
② 发来的路由信息中有一条到达某个目的网络的路由，该路由与当前使用的路由相比，有较短的距离，就用经过发送路由信息的节点的新路由替换。
分析题意可知，E 与邻居路由器 A、B、C 和 D 之间的直接链路距离分别是 8、10、12 和 6。到达 Net1～Net4 没有直接链路，需要通过邻居路由器。从上述算法可知，E 到达目的网络一定是经过 A、B、C 和 D 中距离最小的。根据题中所给的距离信息，计算 E 经过邻居路由器到达目的
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网络Net1～Net4的距离，如下表所示，选择到达每个目的网络距离的最短值。
| 目的网络 | 经过A需要的距离 | 经过B需要的距离 | 经过C需要的距离 | 经过D需要的距离 |
| --- | --- | --- | --- | --- |
| Net1 | 9 | 33 | 32 | 28 |
| Net2 | 20 | 45 | 42 | 34 |
| Net3 | 32 | 28 | 28 | 42 |
| Net4 | 44 | 40 | 20 | 30 |
所以距离分别是9、20、28、20。
## 二、综合应用题
### 01. 【解答】
RIP处于UDP的上层，RIP所接收的路由信息都封装在UDP的数据报中；OSPF的位置位于网络层，因为要交换的信息量较大，所以应使报文的长度尽量短，因此采用IP；BGP要在不同的自治系统之间交换路由信息，因为网络环境复杂，需要保证可靠的传输，所以选择TCP。
内部网关协议主要设法使数据报在一个自治系统中尽可能有效地从源站传送到目的站，在一个自治系统内部并不需要考虑其他方面的策略，然而BGP使用的环境却不同。主要有以下三个原因：第一，互联网规模太大，使得自治系统之间的路由选择非常困难；第二，对于自治系统之间的路由选择，要寻找最佳路由是不现实的；第三，自治系统之间的路由选择必须考虑有关策略。因为上述情况，BGP只能力求寻找一条能够到达目的网络且较好的路由，而并非寻找一条最佳路由，所以BGP不需要像RIP那样周期性地和邻站交换路由信息。
### 02. 【解答】
1）根据RIP算法，首先将从C收到的路由信息的下一跳改为C，并且将每个距离都加1，得到右表。将题中表2与原路由表项进行比较，根据以下规则更新路由表项：①若目的网络相同，且下一跳路由器相同，则直接更新；②若是新的目的网络地址，则增加表项；③若目的网络相同，且下一跳路由器不同，而距离更短，则更新；④否则，无操作。更新后的路由表见下表。
| 目的网络 | 距 离 | 下 一 跳 |
| --- | --- | --- |
| N2 | 16 | C |
| N3 | 3 | C |
| N4 | 9 | C |
| N8 | 3 | C |
| N7 | 5 | C |
| 目的网络 | 距 离 | 下一跳路由器 | 目的网络 | 距 离 | 下一跳路由器 |
| --- | --- | --- | --- | --- | --- |
| N1 | 7 | A | N6 | 8 | F |
| N2 | 16 | C | N7 | 5 | C |
| N3 | 3 | C | N8 | 3 | C |
| N4 | 9 | C | N9 | 4 | D |
2）在更新后的路由表中，路由器B到N2的距离为16（网络拓扑结构变化导致），这意味着N2网络不可达，这时路由器B应该丢弃该IP分组并向源主机报告目的不可达。
### 03. 【解答】
首先，要明白路由器端口旁的数字的含义——路由器向该链路转发分组的代价，即便是同一段链路的两个不同端点的路由器，转发分组的代价也可能不同。其次，要明白一个网络所连接的几个路由器之间转发分组并不需要经过任何其他中间路由器。例如，R6到网络N1经过的路径和
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第4章 网络层
207
代价计算如下：R6 到 R3 经过的代价是 6，R3 到 R1 经过的代价是 1，R1 到网络 N1 经过的代价是 3，所以 R6 到网络 N1 经过的代价是 10。根据 Dijkstra 最短路径算法，加入节点的次序之一为 (R6, R5, R3, N3, R4, R1, R2, N4, N1, N2)，可以得到 R6 的路由表如下表所示。
| 目的网络 | 距离 | 下一跳路由器 | 目的网络 | 距离 | 下一跳路由器 |
| --- | --- | --- | --- | --- | --- |
| N1 | 10 | R3 | N3 | 7 | R3 |
| N2 | 10 | R3 | N4 | 8 | R3 |
## 04. 【解答】
1）要求 R2 的路由表能到达图中的所有子网，且路由项尽可能少，则应对每个路由接口的子网进行聚合。在 AS1 中，子网 153.14.5.0/25 和子网 153.14.5.128/25 可聚合为子网 153.14.5.0/24；在 AS2 中，子网 194.17.20.0/25 和子网 194.17.21.0/24 可聚合为子网 194.17.20.0/23；子网 194.17.20.128/25 单独连接到 R2 的接口 E0。
于是可以得到 R2 的路由表如下：
| 目的网络 | 下一跳 | 接口 |
| --- | --- | --- |
| 153.14.5.0/24 | 153.14.3.2 | S0 |
| 194.17.20.0/23 | 194.17.24.2 | S1 |
| 194.17.20.128/25 | — | E0 |
2）该 IP 分组的目的 IP 地址 194.17.20.200 与路由表中 194.17.20.0/23 和 194.17.20.128/25 两个路由表项均匹配，根据最长匹配原则，R2 将通过 E0 接口转发该 IP 分组。
3）R1 和 R2 属于不同的自治系统，因此应使用边界网关协议（BGP 或 BGP4）交换路由信息；BGP 是应用层协议，它的报文被封装到 TCP 段中进行传输。
## 05. 【解答】
1）因为题目要求路由表中的路由项尽可能少，所以对从同一接口转发的目的网络进行路由聚合，可以求出子网 192.1.6.0/24 和 192.1.7.0/24 都是通过接口 L0 转发，因此可将这两个子网聚合为子网 192.1.6.0/23，其他子网照常，可得到路由表如下：
| 目的网络 | 下一跳 | 接口 |
| --- | --- | --- |
| 192.1.1.0/24 | — | E0 |
| 192.1.6.0/23 | 10.1.1.2 | L0 |
| 192.1.5.0/24 | 10.1.1.10 | L1 |
2）通过查路由表可知：R1 通过 L0 接口转发该 IP 分组。因为该分组要经过 3 个路由器（R1、R2、R4），所以主机 192.1.7.211 收到的 IP 分组的 $\mathrm{TTL} = 64 - 3 = 61$。
3）互联网（Internet）包括无数的网络集合，不可能在路由表项中一一列出，因此 R1 到互联网的路由只能采用默认路由的方式，默认路由的网络前缀为 0.0.0.0/0。因此，R1 的 LSI 需要增加一条特殊的直连网络，网络前缀 Prefix 为 “0.0.0.0/0”，Metric 为 10。
## 06. 【解答】
1）RIP 限制了网络规模，其最大跳数为 15；且 RIP 路由器周期性交换完整的路由表，随着网络规模扩大，开销会显著增大。因此，AS4 应该选择 OSPF 协议。
2）IP 分组每经过一个路由器，TTL 值减 1，当 TTL 减为 0 时被丢弃。依题意，AS3 中任意两主机间通信最多经过 15 个路由器，为确保分组能被正常接收，初始 TTL 值至少应设为 16，这样在经过第 15 个路由器后，TTL 值变为 1，可成功交付。
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3）对于网络 210.2.3.0/24：R14 直连该网络，启动后立即构建初始距离向量。首次交换（ $t = 0$ ）时，R14 将路由信息通告给 R11 和 R15，因此 R11、R14、R15 均立即获得正确的路由，如图 1 所示。经过 30s 后（第二次交换），R11 通告给 R12，R15 通告给 R13 和 R16，至此 R11～R16 均获得正确的路由，如图 2 所示，故至少需要 30s。
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图1
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图2 对于网络 210.2.4.0/24：R16 直连该网络。首次交换（ $t = 0$ ）时，R16 将路由信息通告给 R15，R15 获知路由，如图 3 所示。30s 后，R15 通告给 R13 和 R14，此时 R16、R15、R13、R14 全部获知路由，如图 4 所示；再经过 30s（共 60s），R14 通告给 R11，R13 通告给 R12，此时 R11～R16 全部获知路由，如图 5 所示，故至少需要 60s。
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图3
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图4
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图5 4）R44 属于 AS4，R13 属于 AS1，二者位于不同的自治系统中，因此 R44 向 R13 通告路由通过 eBGP（外部 BGP）会话完成。使用 UPDATE 报文通告路由信息。R13 向同属 AS1 的 R14 和 R15 通告该路由，通过 iBGP（内部 BGP）会话完成。 5）BGP 在无策略约束时，优先选择跳数最少的路由。依题意，从 R11 和 R13 离开都会经过 3 个 AS，从 R12 离开会经过 4 个 AS。从 R11 与 R13 离开的跳数相等。此时，应采用热土豆路由选择算法，让分组经过最少的转发次数离开 AS1。由于 AS1 采用的是 RIP，因此 R14 会选择距离最近的 R11 转发；类似地，R15 会选择距离最近的 R13 转发。 ## 4.5 IP 多播 ### 4.5.1 多播的概念 多播（也称组播）是让源主机一次发送的单个分组可以抵达用一个组地址标识的若干目的主 <!-- page: 221 --> 第4章 网络层 209 机，即一对多的通信。在互联网上进行的多播，称为 IP 多播。与单播相比，多播在一对多通信中能显著节省网络资源。例如，当视频服务器向 90 台主机发送相同的视频分组时（见图 4.24），单播需要为每台主机单独发送一份分组，共 90 份；而多播仅发送一份分组。该分组在传输路径上仅当遇到分岔节点时才被复制并转发。到达目的局域网后，已加入该多播组的主机均可收到该分组。因此，多播大幅减轻了服务器的负担和网络负载。 多播的实现依赖于路由器的支持，支持多播路由协议的路由器称为多播路由器。
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(a) 单播 图 4.24 单播与多播的比较
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(b) 多播
## 4.5.2 IP 多播地址
多播数据报的源地址是源主机的 IP 地址，目的地址是 IP 多播地址。IP 多播地址就是 IPv4 中的 D 类地址。D 类地址的前四位是 1110，因此地址范围是 $224.0.0.0 \sim 239.255.255.255$，每个地址标志一个多播组，可支持 $2^{28}$ 个多播组，主机可随时加入或离开一个多播组。
多播数据报是指目的地址为 D 类 IP 地址的数据报，其协议字段值由其携带的上层协议决定（若携带的是 UDP 数据，则为 17；若携带的是 IGMP 报文，则为 2）。注意事项如下：
1）多播数据报也是“尽最大努力交付”，不提供可靠交付。
2）多播地址只能用于目的地址，而不能用于源地址。
3）对多播数据报不产生 ICMP 差错报文。
IP 多播可分为两种：① 只在本局域网上进行硬件多播；② 在互联网的范围内进行多播。目前大部分主机都是通过局域网接入互联网的。因此，在互联网上进行多播的最后阶段，仍需要把多播数据报在局域网上用硬件多播交付给多播组的所有成员［见图 4.24(b)］。
多播机制仅适用于 UDP，因为它能将同一报文同时发送给多个接收者；而 TCP 是面向连接的协议，建立的是一对一的端到端连接，无法支持一对多的多播通信。