VD报文中假如有关于此路由的表目,则将时钟清零,重新记时。假如在规定时 间内,一直未收到该路由的刷新信息,时钟期满,则将该路由从路由数据库中删 如果到指定的信宿有其它路由,则新的路由将从进一步收到的定时刷新报文 中获得,否则去往原信宿的路由不存在 3布局改变时的处理 在上一章所述的VD算法中,有一个严重的问题,即“慢收敛”(slw convergence)问题,又叫“计算到无穷”( count to infinity) 如图3.1(a)中所示正常网间网拓扑结构,从G1可直接到达网络Netl,从 G2经G1(距离为1)可到达Netl.正常情况下,G2收到Gl的V-D报文后,会建立 条路由(1,G1,1 现在假设从GⅠ到Netl的路由因故障而崩溃,但G1依然能正常工作.G1一旦 检测到不可达,会立即将原来的路由废除(将距离改为16).然后会出现两种可 能 第一种,在收到来自G2的V-D报文之前,G将修改后的路由信息广播出去, 于是G2将修改其路由数据库,将原来去往Netl的路由(1,G1,1)删除.这是完全正 常的 第二种,在G1发送新的报文之前,G2广播自己的V-D报文.该报文中必然有 条路由(1,1)表目,说明从G2出发,经1个驿站可以到达Net1.Gl收到该报文 Net 图3.1 (a)正常拓扑 (b)(b)G1和G2之间出现路由环 后,显然会根据此表目更改自己的路由表,产生关于Net1的新路由(1,G2,2).于 是G1与G2间产生寻径环,如图3.1(b)所示 上述路由环会通过G1和G2间的不断V-D报文交换而解除,但解除的过程是 非常缓慢的:出现路由环后,在下一轮路由广播中,G1将向G2通告(1,2)表目,G2 收到此表目修改本地路由数据库,将去往Netl的路由改为(1,G1,3).然后,G2 向G1通告(1,3)表目,G1将去往Net1的表目改为(1,G2,4).如此下去,直到路 由长度变为16.也就是说,至少要经过7番来回(至少30*7秒),路由环才能解除 这就是所谓满收敛问题 其实这只是一种非常简单的情况,路由环也可以建立在不相邻的路由器之间9 V-D 报文中假如有关于此路由的表目，则将时钟清零，重新记时。假如在规定时 间内，一直未收到该路由的刷新信息，时钟期满，则将该路由从路由数据库中删 除。 如果到指定的信宿有其它路由，则新的路由将从进一步收到的定时刷新报文 中获得，否则去往原信宿的路由不存在。 3 布局改变时的处理 在上一章所述的 V-D 算法中，有一个严重的问题，即“慢收敛”（slow convergence）问题，又叫“计算到无穷”(count to infinity)。 如图 3.1(a) 中所示正常网间网拓扑结构，从 G1 可直接到达网络 Net1，从 G2 经 G1(距离为 1)可到达 Net1.正常情况下,G2 收到 G1 的 V-D 报文后,会建立一 条路由(1,G1,1). 现在假设从 G1 到 Net1 的路由因故障而崩溃,但 G1 依然能正常工作.G1 一旦 检测到不可达,会立即将原来的路由废除(将距离改为 16).然后会出现两种可 能: 第一种,在收到来自 G2 的 V-D 报文之前,G1 将修改后的路由信息广播出去, 于是G2将修改其路由数据库,将原来去往Net1的路由(1,G1,1)删除.这是完全正 常的. 第二种,在 G1 发送新的报文之前,G2 广播自己的 V-D 报文.该报文中必然有一 条路由(1,1)表目,说明从 G2 出发,经 1 个驿站可以到达 Net1.G1 收到该报文 (a) 图 3.1 (a) 正常拓扑 (b)（b）G1 和 G2 之间出现路由环 Net 1 G1 G2 Net 1 G1 G2 后,显然会根据此表目更改自己的路由表,产生关于 Net1 的新路由(1,G2,2).于 是 G1 与 G2 间产生寻径环,如图 3.1(b)所示. 上述路由环会通过 G1 和 G2 间的不断 V-D 报文交换而解除,但解除的过程是 非常缓慢的:出现路由环后,在下一轮路由广播中，G1 将向 G2 通告(1,2)表目,G2 收到此表目修改本地路由数据库,将去往 Net1 的路由改为（1,G1,3）.然后,G2 向 G1 通告(1,3)表目,G1 将去往 Net1 的表目改为(1,G2,4)...如此下去,直到路 由长度变为 16.也就是说,至少要经过 7 番来回(至少 30*7 秒),路由环才能解除. 这就是所谓满收敛问题. 其实这只是一种非常简单的情况,路由环也可以建立在不相邻的路由器之间