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Introduction

Principe d'un algorithme de routage

La passerelle Gl diffusera sur le réseau un message qui contient la paire (1, 1), ce qui signifie que G1 peut atteindre le réseau 1 pour un coût de 1. Les passerelles G2 et G5 reçoivent ces informations et mettent leurs tables à jour en créant une route qui paisse par la passerelle G1 pour atteindre le réseau 1 (pour un coût de 2). Ultérieurement, les passerelles G2 et G5 propagent la paire ( 1, 2) lorsqu'elles diffusent leur message RIP sur le réseau 3. Le cas échéant, toutes les passerelles et les machines créeront une route vers le réseau 1.
RIP définit quelques règles d'amélioration des performances et de la fiabilité. Ainsi, lorsqu'une passerelle apprend d'une autre passerelle l'existence d'une nouvelle route, elle conserve cette dernière jusqu'à ce qu'elle en connaisse une meilleure. Dans notre exemple, si les passerelles G2 et G5 propagent des informations de routage indiquant que le réseau 1 a un coût de 1, les passerelles G3 et G4 créeront une route passant par la première passerelle dont elles auront reçu le message. Nous pouvons le résumer ainsi:

Pour empêcher l'oscillation entre deux ou plusieurs passerelles de même coût

RIP indique que les routes crées doivent être conservées jusqu'à ce qu'une route de coût strictement inférieur apparaisse.

Que se passe-t-il lorsque la passerelle qui a propagé les informations de routage tombe en panne ? RIP indique que tous les récepteurs doivent associer une temporisation aux routes acquises. Lorsqu'une passerelle définit une route dans ses tables, elle lui associe une temporisation et l'active. La temporisation doit être réarmée à chaque fois que la passerelle reçoit un message RIP référençant cette route. La route est invalidée s'il s'écoule 180 secondes sans qu'elle soit de nouveau référencée.
RIP doit prendre en compte trois types d'erreurs causés par l'algorithme sous jacent. D'abord, l'algorithme ne détecte pas les boucles de façon explicite, RIP doit donc supposer que ses partenaires sont fiables ou prendre des précautions pour détecter les boucles. RIP doit ensuite utiliser une petite valeur comme distance maximale possible (RIP utilise la valeur 16) pour éviter les instabilités. Les administrateurs de réseaux doivent utiliser un autre protocole pour les interconnexions dans lesquelles le nombre de sauts avoisine normalement la valeur 16 (de toute évidence, la petitesse de la valeur limite du nombre de sauts de RIP le rend inutilisable dans les grands réseaux).
Troisièmement, l'algorithme de routage à vecteurs de distance utilisé par RIP entraîne une convergence lente (slow convergence) ou un problème de valeur infinie (count to infinity) qui produit des incohérences parce que les messages se propagent lentement à travers le réseau. Le, choix d'une faible valeur infinie (16) limite le phénomène de valeur infinie, sans pour autant l'éviter.
L'incohérence des tables de routage n'est pas spécifique de RIP. C'est un problème fondamental inhérent à tout protocole à vecteurs de distance où les messages ne véhiculent que des paires (réseau destination, distance). Considérons, pour comprendre le problème, l'ensemble de passerelles de la figure suivante :

La figure représente les routes vers le réseau 1 pour l'interconnexion le la figure précédente.

La passerelle Gl accède directement au réseau 1. Sa table de routage comporte une route à laquelle est associée une distance 1. Cette route fait partie des informations de routage diffusées périodiquement. La passerelle G2 apprend la route de Gl, l'inscrit dans sa table de routage et propage les informations relatives à cette route, en indiquant une distance 2. Enfin, G3 apprend la route de G2 et propage les informations relatives à cette route en indiquant une distance 3.

Supposez maintenant que l'accès de G1 au réseau 1 tombe en panne. G 1 met immédiatement à jour sa table de routage et affecte une distance infinie (16) à 1a route correspondante. Dans la diffusion d'informations suivante, G1 diffuse le coût élevé associé à cette route. A Moins toutefois que le protocole ne comporte des mécanismes supplémentaires pour éviter l'apparition de ce phénomène, une autre passerelle peut, avant G1 propager des informations relatives à cette route. Supposez., en particulier, que G2 diffuse ses informations de routage juste après que l'accès de G1 au réseau 1 est tombé en panne. Dans ce cas, G 1 reçoit des messages de G2 et applique l'algorithme de routage à vecteurs de distance: elle constate que G2 l'informe de l'existence d'une route vers le réseau 1 dont le coût est inférieur au sien et en déduit que le coût d'accès au réseau 1 est de 3 sauts ( 2 sauts pour atteindre le réseau I depuis G2 plus un pour l'atteindre depuis Gl). Gl inscrit donc dans sa table de routage la route qui passe par G 2 pour atteindre le réseau 1.

Les diffusions RIP ultérieures de ces deux passerelles ne résolvent pas rapidement le problème. Au cycle de diffusion d'informations de route suivante, G1 diffuse le contenu de l'entrée de sa table. Lorsque G2 apprend que la route vers le réseau 1 a un coût de 3, elle recalcule le coût associé à cette route, celui-ci prend la valeur 4. au troisième tour, G1 reçoit de G2 des informations qui signalent une augmentation du coût associé à la route vers le réseau 1. Elle augmente donc la valeur dans sa table de routage. Celle-ci vaut maintenant 5. et elles poursuivent ce processus jusqu'à atteindre la valeur infinie de RIP.

Protocoles utilisés pour les grands réseaux

RIP est simple à mettre en place mais ne résout pas tous les problèmes.

Deplus vue le nombre de réseaux, les tables de routage RIP peuvent devenir énormes. En plus des informations statiques, généralement on utilise une route par défaut.

Lorsque l'on envoie un datagramme à une passerelle, cette dernière regarde sa table de routage pour voir si elle connaît la prochaine passerelle pour atteindre le réseau. Si oui elle lui remet de datagramme sinon, elle remet ce dernier à une passerelle spécifique qui procédera de même. Généralement, les passerelles RIP connaissent toutes les routes du réseau de l'entreprise et ignorent les routes vers les réseaux extérieures.

Elles transmettent donc tous les datagrammes destinés à l'extérieur à une autre passerelle. Cette passerelle est souvent appelée passerelle extérieurs par opposition à "passerelles intérieures". Les passerelles extérieures vont utiliser d'autres algorithmes tels que SPF(Link-state, Shortest First).

Ce protocole suppose que toutes les passerelles l'utilisant connaissent la topologie de l'ensemble des réseaux qu'elles gèrent.

EGP (Exterior Gateway Protocol) est un protocole qui est souvent mis en œuvre sur des passerelles qui font l'interconnexion de sites avec des réseaux fédérateurs. Le principe d'EGP est simple. Chaque passerelle ne connaît que ces voisins immédiats et met en place une route par défaut sur l'un de ces voisins pour pouvoir router les paquets vers des réseaux qu'elle ne connaît pas.

Toutes ces méthodes permettent donc à IP de trouver un chemin lorsqu'il existe. Cependant il existe aujourd'hui encore des cas qui posent problèmes.

La fragmentation.

Le but d'IP est de trouver un chemin pour envoyer un datagramme. Ce datagramme va circuler de passerelles en passerelles. Ces passerelles sont connectées sur un support physique qui peut avoir des MTU (Maximum Transfert Unit) différent (c'est-à-dire qui échange des trames de longueurs différentes).

Le réseau1 dispose d'un MTU M1, il est connecté au réseau 2, via G1, qui dispose d'un MTU M2, qui ... via Gn-1, qui dispose d'un MTU Mn.
Supposons qu'une machine du réseau 1 envoie un datagramme IP de longueur L à destination d'une machine sur le réseau N, alors 5 cas de figures peuvent se présenter:

• 1°) L < min(M1,M2,...Mn)
  alors, le datagramme est émis de passerelles en passerelles jusqu'à ce qu'il atteigne sa destination sur le réseau N.
• 2°) L > min(M1,M2,...Mn)
  alors si le datagramme ne doit pas être fragmenté, un message ICMP d'erreur est émis vers la machine source et le datagramme est détruit par la passerelle qui ne peut pas le faire transiter sur l'autre réseau.
• 3°) L > min(M1,M2,Mn)
  alors si le datagramme peut être fragmenté, la passerelle qui ne peut émettre directement ce datagramme va le couper en autant de petits datagrammes que nécessaire et émettre tous les fragments sur l'autre réseau.
  Lorsque les fragments arrivent sur la passerelle suivante, cette dernière ignore que ce sont des fragments, et les traite comme des datagrammes normaux.
• 4°) le datagramme arrive sur une passerelle qui ne peut le traiter faute de ressources suffisantes, alors ce dernier est détruit sans autre forme de procès.
• 5°) le datagramme arrive sur la passerelle Gi qui ne dispose pas d'information pour router ce datagramme, alors elle le détruit et émet un message ICMP qui signale une erreur de routage.

Conclusion

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