Зараз Маршрутизатор C відправляє періодичну модифікацію Маршрутизатор D, указуючи шлях Мережі 1 за допомогою Маршрутизатор B. Маршрутизатор D змінює свою таблицю маршрутизації, щоб відобразити це добро, але некоректний, інформація, і поширює інформацію до Маршрутизатора. Маршрутизатор поширює інформацію до Маршрутизатори B і E, і так далі. Будь-який пакет, що призначається для Мережі, 1 зараз утворить петлі з Маршрутизатор C в B до D і назад до знову до C.

Проблема підрахунку до нескінченності

Продовження прикладу від попередньої сторінки, непрацездатні модифікації Мережі 1 продовжуватиме утворювати петлі, поки деякий інший процес не зупиняє перекручення. Ця умова, звернувся до графа до нескінченності, пакети петель безперервно навколо мережі не дивлячись на фундаментальний факт, що мережа призначення, Під'єднують до мережі 1, знижується. Тоді як маршрутизатори розраховують до нескінченності, непрацездатна інформація дозволяє посилаючій петлі існувати.

Без контрзаходів, щоб зупинити процес, вектор (метричний) відстані приростів графів стрибків кожного разу проходи пакетів через інший маршрутизатор. Петля цих пакетів через мережу із-за неправильної інформації в таблицях маршрутизації.

Методи:

Рішення визначення максимуму

Алгоритми векторних для Відстані напрямів самокоректуються, але посилаюча проблема петлі може вимагати графа до нескінченності спочатку. Щоб уникати цієї тривалої проблеми, векторні для відстані протоколи визначають нескінченність, як специфічний максимальний номер. Цей номер посилається на напрям, метричний (наприклад. простий граф стрибка).

З цим підходом, посилаючий протокол дозволяє посилаючій петлі продовжуватися поки метричні екскаватори, його максимум дозволив значення. Графік показує метричне значення, як 16 стрибків, які перевищують векторний для відстані типовий максимум 15 стрибків, і пакет відкидається маршрутизатором. Так чи інакше, коли метричне значення перевищує максимальне значення, Під'єднують до мережі 1 вважається недосяжним.

Рішення горизонту розколу

Інше можливе джерело для посилаючої петлі відбувається, коли некоректна інформація це було послане назад до маршрутизатора суперечить правильну інформацію що це послало. Тут - те, як ця проблема відбувається:

Маршрутизатор проходи модифікація до Маршрутизатор B і Маршрутизатор D, указуючи, що це Під'єднують до мережі 1 знижується. Маршрутизатор C, проте, передає модифікацію до Маршрутизатор B, указуючи, що це Під'єднують до мережі 1 доступний на відшибі 4, за допомогою Маршрутизатор D. Це не порушує правила горизонтів розколу.

Маршрутизатор B закінчується, неправильно, що Маршрутизатор C все ще має дійсний шлях до Мережі 1, не дивлячись на те, що в багато менш сприятливого метричний. Маршрутизатор B відправляє модифікацію Маршрутизатору Маршрутизатор, що радить, нового маршруту до Мережі 1.

Маршрутизатор даний момент визначає, що він може відправити Мережі 1 за допомогою Маршрутизатор B; Маршрутизатор B визначає, що це може відправити Мережі 1 за допомогою Маршрутизатор C; і Маршрутизатор C визначає, що це може відправити Мережі 1 за допомогою Маршрутизатор D. Будь-який пакет, введений в це навколишнє середовище, утворить петлі між маршрутизаторами.

Горизонт Розколу намагається уникати цієї ситуації. Як показано у Фігурі, якщо посилаюча модифікація про Мережу 1 прибуває від Маршрутизатора, Маршрутизатор B або Маршрутизатор D не може послати інформацію про Мережу 1 назад до Маршрутизатора. Горизонт Розколу тому скорочує некоректну інформацію напряму і скорочує напрям вгорі.

Рішення використання нижчих таймерів.

Ви можете уникати графа до проблеми нескінченності, використовуючи нижні для володіння таймери, що робочий як вказано нижче:

Коли маршрутизатор отримує оновлення від сусідньої індикації що наперед доступна мережа зараз недоступна, маршрутизатор відзначає маршрут, як недоступно і запускає нижній для володіння таймер. Якщо у будь-який час перед тим, як нижній для володіння таймер закінчиться оновлення виходить від такої ж сусідньої індикації що мережа знову доступна, маршрутизатор відзначає мережу, як доступно і видаляє нижній для володіння таймер.

Якщо оновлення прибуває від іншого сусіднього маршрутизатора з кращим метричний, ніж спочатку записав для мережі, маршрутизатор відзначає мережу, як доступно і видаляє нижній для володіння таймер.

Якщо у будь-який час перед тим, як нижній для володіння таймер закінчиться оновлення виходить від іншого сусіднього маршрутизатора з бідніше метричний, оновлення проігнороване. Зневага оновленням з бідніше метричний, коли нижній для володіння таймер ефективний дозволяє більше часу знання руйнівної зміни, щоб поширювати через повну мережу.