1 Les principes du routage

Le routage est l’action d’envoyer (forwarding) une information d’un endroit à un autre.
Les routeurs envoient des informations sur des destinations logiques.
Le routage assume 2 fonctions majeures :

•  routing  : apprendre la topologie logique du réseau.
•  switching  : envoyer les paquets depuis une interface d’entrée sur une interface de sortie.

Le routeur est un périphérique de couche 3 qui utilise des PDU (Protocol Data Unit) appelés paquets ou datagrammes. Le routeur s’appuie sur un adressage logique pour connaître source et destination.
Bien souvent les protocoles de routage tels qu’IP sont "conectionless" sans connexion, le routeur doit réaliser son meilleur effort (best effort) pour remettre ses PDUs.
Pour fonctionner le routeur doit comprendre l’adressage logique qu’on lui demande.
Pour comprendre l’adressage logique, il convient que le protocole en question tourne sur le routeur.
Puis une fois que l’adressage logique est compris, il convient de connaître le chemin, la route pour envoyer les paquets. Le routeur consulte sa table de routage et conclue sur la validité de la demande d’adressage qu’on lui formule.
Dans le cas ou la destination est connue par le routeur, l’opération suivante consiste à envoyer le paquet sur la meilleure interface de sortie.
Les routeurs se servent de métriques pour qualifier la qualité des chemins.
En cas de métriques égaux, certains protocoles peuvent se servir de chemins redondants.
 ! Pour utiliser une default route la commande ip classless est obligatoire
La plupart des informations concernant le routage sont contenues dans la table de routage.

 I  172.16.8.0 [100/118654] via  172.16.7.9, 00:00:23,  serial0
I  La méthode dont la route est apprise, ici par IGRP
172.16.8.0  l’adresse de réseau de destination
100  l’administrative distance
118654  le métrique
172.16.7.9 l’adresse logique du next hop
00:00:23  l’age de l’entrée en heures :minutes :secondes
serial0  l’interface de sortie 

1.1. L’administrative distance

C’est le critère de sélection entre plusieurs protocoles de routage qui pointent sur la même destination.
Le choix se porte sur la valeur la plus basse.
En tête nous trouvons la route statique toujours préférée à une route dynamique, puis l’ordre se fait en fonction de la sophistication des métriques :
 

1.2. Les décisions de routage

La définition du meilleur chemin est basée sur les métriques.
Le coût d’un path est la somme des métriques de tous les liens pour aller à la destination.
S’il existe plusieurs chemins disposant du même métrique vers une destination, alors le routeur va assurer du load balancing (ou load sharing)
Par défaut les routeurs cisco supportent 4 chemins égaux mais un maximum de 6 peut être atteint à l’aide de certains protocoles.
Dans le cas de load-balancing certains protocoles utilisent des equal cost et d’autres des unequal cost (IGRP et EIGRP)
Le choix des interfaces pour le load balancing se fait sur base de plusieurs critères :

•  packet switching ou le choix de la route se fait sur base de (petits) paquets
•  fast switching ou le choix se fait sur base de la source et la destination. Quand le flot est switché, on n’utilise plus le routeur, le gain peut monter jusqu’à 30%, c’est le mode par défaut des routeurs cisco.
•  CEF (Cisco Express Forwarding)
•  Flow Swtiching

1.3. Le forwarding

Les routeurs essayent toujours d’établir une relation avec les routeurs voisins pour identifier les voisins et connaître la topologie du réseau.
Le routage est basé sur un système de relayage :

•  le trafic est envoyé d’un périphérique qui se charge de l’envoyer sur un autre
•  la table de routage montre le next hop.

La méthode de découverte des voisins dépend des protocoles de routage, il peut s’agir de broadcast ou de multicast.
Les protocoles de routage établissent des relations de type "peer relationship" avec les routeurs voisins en s’appuyant sur les couches hautes (L4-L7).
Les protocoles de routage s’échangent des "hello packets" pour simuler des keepalives et maintenir la communication avec les voisins.
Une fois que la topologie du réseau esr découverte et que la table de routage contient le meilleur chemin pour toutes les destinations, le routeur envoie le trafic. La fonction de forwarding du trafic devient du switching.
De fait la résolution d’adresse de L2 doit être faite.
Le switching est la dernière fonctionalité du processus de routage.
les différentes étapes du processus de routage :
1° Le paquet est admis par le routeur parcequ’il contient la MAC-address du routeur en destination. Puis ce paquet est bufferisé en mémoire à un emplacement spécifique.
2° Le switching process cherche le réseau et/ou sous-réseau dans la table de routage pour l’adresse de destination.
Si le résultat est probant, le switching associe l’adresse de destination du réseau avec celle du next hop et une interface de sortie.
3° Le switching process cherche à connaître la MAC-address du next hop. Une requâte ARP est émise sur un LAN, ou une recherche dans la table de map est faite pour un WAN. Le contenu de ces tables est soit dynamique soit statique.
4° L’en-tête de la trame est réecrite. L’adresse de destination est la MAC-address du next hop, l’adresse source est la MAC-address du routeur et le CRC est évidemment recalculé. Au niveau du L3 on décrémente le TTL et on ne touche (jamais) aux adresse logiques (IP). Puis la trame est envoyée sur l’interface de sortie.

1.4. Classful routing

Les protocoles de routage classful ne transportent pas d’informations concernant la longeur du masque de subnet.
De fait ils ne connaissent que les "major classes".
Il s’agit de RIP V1 et IGRP.
La summerization est automatique avec ces protocoles.
Il convient donc d’être vigilant sur la hierarchie du design avec des protocoles classful.

Le subnetting peut fonctionner avec des protocoles classful à condition que toutes les interfaces aient le même masque. Cette approche est gourmande en adresses réseau notammant lorsqu’il s’agit d’une liaison point à point entre 2 routeurs qui nécessitera un subnet complet.

La summerization est automatique.
Si la mise à jour de la route comporte un subnet identique à celui utilisé sur l’interface de réception, alors ce subnet sera maintenu.
Dans le cas contraire, le routeur appliquera le subnet par défaut de la classe.

1.5. Classless routing

Les protocoles classless transportent des informations quant à la longeur du masque. Il s’agit de :
OSPF, EIGRP, RIP V2, IS-IS, BGP.
Aves les protocoles classles la sumarization peut être controllée manuellemnet au bit près.
Les protocoles classles utilisent des "triggered updates" pour connaître les changements de topolgie.
La summarization permet de contrôler la taile des tables de routage.
Les protocoles de routages classless permettent d’utiliser les subnets à bon escient en matière d’allocation grâce au support de VLSM (Variable Length Subnet Mask)

1.6. Distance Vector Protocols

Les protocoles de type distance vector utilise le next hop comme métrique. De plus les routing updates ne sont propagés que sur les voisins directement connectés par un logical broadcast.
Les protocoles DV purs envoient souvent la table de routage complète, on parle de "routing by rumor" puisque la connaissance que possède un routeur de la topologie du réseau est basée sur celle de son voisin.
Dans un paquet IP le champ Procol Number définit le protocole de couche 4 contenu dans la partie Data du reste du paquet.
La plupart des protocoles de routage disposent de leur propre gestion des couches hautes et on trouvera donc des Protocol Numbers spécifiques.
La plupart des protocoles Distance Vector utilisent l’algorithme Bellman-Ford pour le calcul de route. EIGRP est un Advance Distance Vector Protocol et utilise l’algorithme DUAL (Diffusing Update ALgorithme).
Le mécanisme de modification de routage :
La route tombe, elle est retirée.
Le routeur envoit immédiatement un triggered update au routeur voisin qui démarre son holdown timer.
Ce dernier envoi en retour au routeur initial un reverse poisonning et distribue de triggered updates aux autres routeurs directement attachés.
Pendant le hodown timer la route est possibly down.
La route ne sera mise à jour que dans le cas de réception d’une route contenant un meilleur métrique.

1.7. Link-State Protocols

Les protocoles de type link-state s’appuient sur des LSA (Link-State Advertisement). Quand un lien est modifié, le routeur qui le détecte envoie immédiatement un LSA qui est floodé sur le réseau (multicast). Puis lorsq’on est sur que tous les routeurs ont eus une copie du LSA, les routeurs font tourner un algorithme et recalculent une nouvelle topologie.
De fait les protocoles link-state nécessitent une hiérarchie dans le design du réseau, par la création de zones logiques en ce qui concerne OSPF de façon à minimiser l’impact de la transmission des LSA.

1.8. La convergence

La convergence est le temps nécessaire pour que tous les routeurs d’un réseau aient appliqués un changement.
Le temps de convergance est affecté par

•  les mécanismes d’update (hold-down timers)
•  La taille de la table de topologie
•  l’algorithme de calcul
•  le type de média

Le temps de converagnce dépend aussi de la rapidité à détecter qu’un lien vient de tomber.
Il existe 2 méthodes :

•  un NIC ne reçoit plus 3 keepalives consécutifs
•  un protocole réseu ne reçoit plus 3 hellos messages consécutifs.

Quand la détection est réalisée, ce sont les protocoles de routage qui entrent en ligne de compte. En effet la plupart d’entre eux diusposent de mécanismes poiur éviter les boucles en faisnat intervenir des timers (hold down timers)
Un protocole de routage ne pourra jamais converger plus vite que le hold-down timer.

1.8.1. La conergance de RIP

Le hold-down timer par défaut est de 180 sec.
1° Le routeur C détecte qu’un de ses liens est tombé.
Il envoie un flash update avec une poisoned route à B et D.
D crée un flash update et l’envoie à E.
E crée un flash update et l’envoie à F.
C purge sa table de routage de toutes les routes correspondant au lien qui vient de tomber.
2° C envoie une demande pour une meilleure route à tous ces voisins, 255.255.255.255 RIP V1 ou 224.0.0.9 RIP V2.
3° D répond avec une poisoned route, B répond avec une route d’un meilleur métrique.
B est est immédiatement placé dans la table de routage de C.
D continue à envoyer une poisoned route vers C dans ses updates.
4° D est hold down timer en ce qui concerne la route qui est tombée.
C envoie des updates contenant la nouvelle route.
Ces updates ne sont pas pris en compte pad D tant que le hold down timer tourne.
D continue d’envoyer des poisoned route à C
5° Dès que les routeurs D, E, F sortent de leurs hold down timer, ils reçoivent la nouvelle route annoçée par C.
Leurs tables de routage est mise à jour.
Du point de vue de F, la convergance est le temps de détection + un hold down timer + 2 update time (DàE, EàF) + un update complet ou partiel ce qui représente plus de 240 sec (un détail).
 ! Le timer suivant après le hold down est le dead interval timer. Les updates concernant cette route doivent parvenir afin l’expiration du dead interval, sinon la route est retirée des tables.
 ! Lorsque le hold down timer tourne, la route de C est possibly down.

1.8.2. La convergande d’IGRP

Le hold-down timer par défaut est de 280 sec
1° Le routeur C détecte qu’un de ses liens est tombé.
C envoie un flash update avec une poisoned route aux routeurs B et D.
D crée un flash update et l’envoie à E.
E crée un flash update est l’envoi sur F.
C purge l’entrée correspondant au lien tombé et enlève toutes les routes associées à ce lien.
2° C envoie une demande pour une meilleure route à tous ces voisins, 255.255.255.255 sur l’ensemble de ses interfaces y compris celle qui est tombée.
D répond avec une poisoned route.
C envoie un flash updsate sur toutes ses interfaces sans le lien tombé.
3°B répond avec une route d’un meilleur métrique.
Cette route est immédiatement rajoutée dans la table de routage de C.
C n’entre pas dans un hold down timer parce que l’entrée était déjà purgée.
C envoie un nouveau flash update contenant la nouvelle route sur l’ensemble de ses interfaces.
4° D est en hold down timer pour la route tombée.
Quand C envoie un flash update avec la nouvelle route, D continue de l’ignorer durant son hold down timer.
D continue d’envoyer à C une route poisoned à C dans ses updates.
5° Dès que les routeurs D, E, F sortent de leurs hold down timers, ils reçoivent les flash update de C et rajoute la nouvelle route dans leurs tables de routage.
Du point de vue de F, la convergance est le temps de détection + un hold down timer + 2 update time (DàE, EàF) + un update complet ou partiel ce qui représente plus de 490 sec (un gros détail).

1.8.3. La convergande d’EIGRP

1° Le routeur C détecte qu’un de ses liens est tombé.
C contrôle dans sa table de topologie si il n’existe pas un "feasible successor" et ne trouve pas d’alternative qualifiée.
C entre en convergance.
2° C envoie une requête sur l’ensemble de ses interfaces pour une nouvelle route concernant le lien tombé.
Les routeurs voisins  acquittent le requête.
3° D indique qu’il ne possède pas de meilleure route.
4° B indique qu’il possède une route avec une feasible distance plus élevée. 
5° C accepte le nouveau chemin avec le métrique correspondant, le place dans sa table de topologie, et crée une nouvelle entrée dans sa tale de routage.
6° C envoie un update concernant cette nouvelle route sur l’ensemble de ses interfaces.
Chaque voisin acquittent l’update et le renvoient aux émetteurs. Ces updates sont bidirectionnels et sont nécessaires pour s’assurer que les tables de routage sont bien synchonisées et que tous les voisins
Du point de vue de F, le temps de convergence est le temps de détection + query + réponse + update time.
La convergance s’effectue en 2 sec.
 ! La notion de hold down timer disparaît. Par contre il existe encore un timer pour déterminer si les voisins existent encore.

La convergance d’OSPF

1° Le routeur C détecte qu’un de ses liens vient de tomber.
Il entame une élection de DR sur le LAN, mais n’arrive pas à joindre tous ses voisins (A).
C enlève la route de sa table et construit une "router LSA" qu’il envoie sur l’ensemble de ses interfaces.
2° A la recption de ce LSA les routeurs B et D copient l’avertissemnt et le floode sur l’ensemble de leurs interfaces.
(sauf sur celle dont il est issu).
3° Tous les routeurs y compris le routeur C attendent 5 sec. après réceptiondu LSA et font tourner l’algorithme Dijkstra apppelé SPF.
Après avoir fait tourner l’algorithme, le routeur C rajoute une nouvelle route dans sa table de routage en utilisant le lien série vers B tandis que les routeurs D, E, F mettent à jour leurs métriques de leurs tables de routage à destination de ce réseau.
D’après le point de vue de F la convergance est le résultat du temps de détection + LSA flooding +5 secondes.
Les 5 secondes ne sont qu’une limite pour éviter de lancer plusieurs fois SPD dans le cas où un lien est "flapping", qu’il tombe et reviennent rapidement.
La table de routage :
La table de routage est visualisble par la commande :
router# show ip route à visualistaion de la table de routage
router# show ip route n°_network
L’ordre des routes de la table paraît aléatoire. En fait, elle est optimisée en fonction des bits des adresses de routage pour le process de recherche d’adresses.
Les entrées de la table de routage sont limitées aux meilleures routes pour toutes les destinations.
Si de multiples paths existent, ils sont tous listés au travers de la table avec un maximum de 6.
Le process de routage IP va balancer le trafic sur l’ensemble des paths égaux.
Le processus de routage maintient des routes sans boucles pour chaque destination.
router# clear ip route * à permet de mettre à jour la table de routage.
router# show ip route
…
E2  172.22.0.0/16 [110/20] via 10.3.3.3 01:02:03, Serial1/2

[110/20] via 10.4.4.4, 01:02:03, Serial1/3 load balancing sur les 2 liens
[110/20] via 10.5.5.5, 01:02:03, Serial1/3

1.8.4. Comparaison des protocoles de routage

1.8.5. Remarque concernant les interfaces

#show controllers serial X/Y  è permet de connaître le type de connexion physique, DCE ou DTE ainsi que la clock source et identifie le type de câble

2. L’adressage IP

L’adressage IP a du faire face à 2 problèmes :

•  l’explosion de la demande
•  l’explosion de la taille des tables de routage (1999 + de 70000 routes)

Les adresses privées :
110.0.0.0 à 10.255.255.255
172.16.0.0 à 172.16.31.255
192.168.0.0 à 192.168.255.255

les techniques quant à l’opression raréfiante du nombre des adresses :

•  NAT
•  L’adressage hierarchique
•  VLSM
•  Route summarization
•  CIDR

2.1. VLSM

VLSM permet de rajouter des bits à l’adresse de réseau et crée le concept de subnet.
A l’aide d’un plan d’adressage bien conçu, VLSM permet d’optimiser l’adressage hiérarchique.
On évite d’utiliser le 1° et le dernier subnet d’un range.
Il peut y avoir confusion avec l’adresse de réseau sur le 1° subnet et confusion avec l’adresse de broadcast avec le dernier subnet.
Pour utiliser le subnet 0 :

•  ios < 12.0 : ip subnet 0
•  ios > 12.0 enable par défaut. 

2.2. les classes d’adresses :

001 -126  classe A
128 –191  classe B
192 – 223  classe C
224 – 239  classe D
240 –254  classe E

quelques adresses de classe D :
OSPF  224.0.0.5, 224.0.0.6
RIP V2  224.0.0.9
EIGRP 224.0.0.10

Les bénéfices de l’adressage hiérarchique
L’adressage hiérarchique fait qu’une seule adresse représente une collection d’adresses.
L’adressage hiérarchique permet de

•  réduire le nombre d’entrées de la table de routage
•  bénéficier d’un routage plus performant
•  réduire l nombre de cycles CPU pour recalculer une table de routage ou pour en extraire une entrée
•  réduit les besoins mémoire
•  diminuer le temps de convergance
•  Faciliter la recherche de pannes.
•  disposer d’une allocation d’adresses plus efficace

2.3. La route summarization

Kesako ?
La route summarization est aussi appelée route agregation ou supernetting.
La route summarization sert à réduire le nombre de routes que maintient un routeur. Il s’agit d’une technique d’agrégation où un seul réseau représente une série de réseau.

Un autre avantage d’utiliser la route suumarization est de pouvoir isoler les changements de topologie d’un routeur à l’autre.
Dans notre figure si le lien 172.16.27.0 se met à déraillir (flapping, up and down rapidly), la route summarizée ne changera pas. Ainsi aucun routeur externe n’aura à modifier ses paramètres.
La summerization est adaptée à un environnement composé de subnets où les adresses sont sur des blocks continus de puissance de 2. Par exemple 4, 16, 51 adresses peuvent être représentées par une seule entrée.
La summerization fonctionne avec la hierarchisation.
Les protocoles classless réalisent la summarization ou l’agrégation de routes sur la base des adresse réseau paratgées au sein du réseau. De plus, ces protocoles supportent l’agrégation de routes sur base du subnet ainsi que VLSM.
Les protocoles classful réalisent une summarization automatique au niveau de la classe d’adresse utilisée, mais ne supportent aucuns autres mécanismes de summarization.

Dans notre exemple le tronc commun est de 21 bits.
La summarization se fera donc sur 172.16.168.0 /21

2.4. La summarization au travers de VLSM

Un design basé sur VLSM permet d’exploiter au mieux l’ensemble du plan d’adressage tout en préservant les tables de routage grâce à la summarization utilisé conjointement avec un design hiérarchique.
Dans notre exemple la summarization de fait à 2 niveaux :

•  Le routeur C summarize 2 routes en une
•  Le routeur A reçoit 3 routes différentes qu’il summarize avant de les propager.

 Pour que la summarization fonctionne, il convient de respecter certains prérequis :

•  Les adresse IP doivent partager les même bits de poids fort
•  Les protocoles de routages doivent baser leurs décisions de routage sur une adresse IP de 32 bits et sur un préfixe de longeur de 32 bits et plus
•  Les protocoles de routage doivent transporter la longeur du préfixe

L’orde de recherche au travers d’une table de routage est
1° le subnet complet (the longest match)
2° le subnet qui correspond au résumé.
172.16.5.33 /32 —> host
172.16.5.32 /27 —> subnet
172.16.5.0 /24 —> network
172.16.0.0 /16 —> block of network
0.0.0.0 /0 —> default

La summarization doit être configurée manuellement pour OSPF.
La summarization est automatique pour RIP IGRP EIGRP aux adresses majeures (major network address boundaries)
La summarization ne peut s’effectuer dans le cas de réseaux discontinus.
Si plus d’une entrée est valide comme route de destination, le process de sélection de route privilégiera l’entrée la plus longue.
Quand les subnets sont discontinus, il faudra désactiver la summarization sur EIGRP ou utiliser des protocoles classless.

2.5. CIDR

CIDR  n’est pas une technique à proprement parler mais plus une recommendation aux ISP d’optimiser leurs plans d’adressage en agrégant des classes C

2.6. IP unnumbered

Dans le cas d’une liaison poit à point, il n’est pas nécessaire d’effectuer du gaspillage d’adresses IP.
Lorsqu’Ip utilise une interface unnumbered, c’est l’adresse de l’interface à laquelle elle est liée qui est employée.
IP unnumbered fonctionne avec :

•  PPP/SLIP
•  HDLC
•  LAPB
• Les encapsulations frame-relay

Ip unnumbered ne fonctionne pas avec :

•  X.25
•  SMDS (Switch or Multimegabit Data Service)

Ping fonctionne sur les interfaces unnumbered de même que SNMP.
Une attention doit être portée quant à l’utilisation d’interfaces unnumbered qui sont connectés sur des adresses majeures différentes. En effet certains protocoles de routage ne fonctionneront pas.
router(config)# interface serial0
router(config-if)# ip unnumbered ethernet0

2.7. Le Helper Address

Les routeurs ne transmettent pas les broadcasts.
Delà peut se montrer gênant lorsqu’il s’agit de requêtes DHCP.

ip helper address envoie par défaut 8 ports UDP :

•  TFTP (69)
•  DNS (53)
•  Time (37)
•  NetBIOS name service (137)
•  NetBIOS datagram service (138)
•  BOOTP server (69)
•  BOOTP client (68)
•  TACACS (49)

router(config)# ip helper-address addresse_du_serveur
router(config)# ip forward-protocol udp [port]|nd|snds

2.7.1. Single server remote medium

router(config)# interface Ethernet0
router(config-if)# ip address 172.16.1.100 255.255.255.0
router(config-if)# ip helper-address 172.16.2.2
 !
router(config)# ip forward-protocol udp 3000
router(config)# no ip forward-protocol udp tftp
Dans notre exemple nous remarquons que le helper est placé sur l’interface qui reçoit les broadcast et doit les traiter (transformation en unicast)
Le second paramètre est d’indiquer l’adresse du serveur de destination.
Puis en mode global on trouve la précision quant aux ports qui seront traités : ici le port 3000 mais pas le port 69 (TFTP)

2.7.2. Multiple servers remote medium

Le principe reste le même à l’exception qu’il convient d’indiquer plusieurs adresses de serveurs, de plus on peut indiquer dans ce cas une adresse de direct broadcast pour simplifier la configuration :
router(config)# interface Ethernet0
router(config-if)# ip address 172.16.1.100 255.255.255.0
router(config-if)# ip helper-address 172.16.2.255
router(config-if)# ip helper-address 172.16.3.3
 !
router(config)# ip forward-protocol udp 3000
router(config)# no ip forward-protocol udp tftp