4.5.2 is called a distance-vector (

4.5.2 is called a distance-vector (DV) algorithm, because each node maintains a
vector of estimates of the costs (distances) to all other nodes in the network.
A second broad way to classify routing algorithms is according to whether they
are static or dynamic. In static routing algorithms, routes change very slowly over
time, often as a result of human intervention (for example, a human manually editing
a router’s forwarding table). Dynamic routing algorithms change the routing
paths as the network traffic loads or topology change. A dynamic algorithm can be
run either periodically or in direct response to topology or link cost changes. While
dynamic algorithms are more responsive to network changes, they are also more
susceptible to problems such as routing loops and oscillation in routes.
Athird way to classify routing algorithms is according to whether they are loadsensitive
or load-insensitive. In a load-sensitive algorithm, link costs vary dynamically
to reflect the current level of congestion in the underlying link. If a high cost is
associated with a link that is currently congested, a routing algorithm will tend to
choose routes around such a congested link. While early ARPAnet routing algorithms
were load-sensitive [McQuillan 1980], a number of difficulties were encountered
[Huitema 1998]. Today’s Internet routing algorithms (such as RIP, OSPF, and
BGP) are load-insensitive, as a link’s cost does not explicitly reflect its current (or
recent past) level of congestion.
4.5.1 The Link-State (LS) Routing Algorithm
Recall that in a link-state algorithm, the network topology and all link costs are
known, that is, available as input to the LS algorithm. In practice this is accomplished
by having each node broadcast link-state packets to all other nodes in the
network, with each link-state packet containing the identities and costs of its
attached links. In practice (for example, with the Internet’s OSPF routing protocol,
discussed in Section 4.6.1) this is often accomplished by a link-state broadcast
366 CHAPTER 4 • THE NETWORK LAYER

algorithm [Perlman 1999]. We’ll cover broadcast algorithms in Section 4.7. The
result of the nodes’ broadcast is that all nodes have an identical and complete view
of the network. Each node can then run the LS algorithm and compute the same set
of least-cost paths as every other node.
The link-state routing algorithm we present below is known as Dijkstra’s algorithm,
named after its inventor. A closely related algorithm is Prim’s algorithm; see
[Cormen 2001] for a general discussion of graph algorithms. Dijkstra’s algorithm
computes the least-cost path from one node (the source, which we will refer to as u)
to all other nodes in the network. Dijkstra’s algorithm is iterative and has the property
that after the kth iteration of the algorithm, the least-cost paths are known to k
destination nodes, and among the least-cost paths to all destination nodes, these k
paths will have the k smallest costs. Let us define the following notation:
• D(v): cost of the least-cost path from the source node to destination v as of this
iteration of the algorithm.
• p(v): previous node (neighbor of v) along the current least-cost path from the
source to v.
• N : subset of nodes; v is in N if the least-cost path from the source to v is definitively
known.
The global routing algorithm consists of an initialization step followed by a
loop. The number of times the loop is executed is equal to the number of nodes in
the network. Upon termination, the algorithm will have calculated the shortest paths
from the source node u to every other node in the network.
Link-State (LS) Algorithm for Source Node u
1 Initialization:
2 N’ = {u}
3 for all nodes v
4 if v is a neighbor of u
5 then D(v) = c(u,v)
6 else D(v) = ∞
7
8 Loop
9 find w not in N’ such that D(w) is a minimum
10 add w to N’
11 update D(v) for each neighbor v of w and not in N’:
12 D(v) = min( D(v), D(w) + c(w,v) )
13 /* new cost to v is either old cost to v or known
14 least path cost to w plus cost from w to v */
15 until N’= N
4.5 • ROUTING ALGORITHMS 367

As an example, let’s consider the network in Figure 4.27 and compute the
least-cost paths from u to all possible destinations. A tabular summary of the
algorithm’s computation is shown in Table 4.3, where each line in the table gives
the values of the algorithm’s variables at the end of the iteration. Let’s consider
the few first steps in detail.
• In the initialization step, the currently known least-cost paths from u to its
directly attached neighbors, v, x, and w, are initialized to 2, 1, and 5, respectively.
Note in particular that the cost to w is set to 5 (even though we will soon see that
a lesser-cost path does indeed exist) since this is the cost of the direct (one hop)
link from u to w. The costs to y and z are set to infinity because they are not
directly connected to u.
• In the first iteration, we look among those nodes not yet added to the set N and
find that node with the least cost as of the end of the previous iteration. That node
is x, with a cost of 1, and thus x is added to the set N . Line 12 of the LS algorithm
is then performed to update D(v) for all nodes v, yielding the results shown
in the second line (Step 1) in Table 4.3. The cost of the path to v is unchanged.
The cost of the path to w (which was 5 at the end of the initialization) through
node x is found to have a cost of 4. Hence this lower-cost path is selected and w’s
predecessor along the shortest path from u is set to x. Similarly, the cost to y
(through x) is computed to be 2, and the table is updated accordingly.
• In the second iteration, nodes v and y are found to have the least-cost paths (2),
and we break the tie arbitrarily and add y to the set N so that N now contains u,
x, and y. The cost to the remaining nodes not yet in N , that is, nodes v, w, and z,
are updated via line 12 of the LS algorithm, yielding the results shown in the
third row in the Table 4.3.
• And so on. . . .
When the LS algorithm terminates, we have, for each node, its predecessor
along the least-cost path from the source node. For each predecessor, we also
368 CHAPTER 4 • THE NETWORK LAYER
step N’ D(v),p(v) D(w),p(w) D(x),p(x) D(y),p(y) D(z),p(z)
0 u 2,u 5,u 1,u ∞ ∞
1 ux 2,u 4,x 2,x ∞
2 uxy 2,u 3,y 4,y
3 uxyv 3,y 4,y
4 uxyvw 4,y
5 uxyvwz
Table 4.3 Running the link-state algorithm on the network in Figure 4.27
VideoNote
Dijkstra’s algorithm:
discussion and example

have its predecessor, and so in this manner we can construct the entire path from
the source to all destinations. The forwarding table in a node, say node u, can
then be constructed from this information by storing, for each destination, the
next-hop node on the least-cost path from u to the destination. Figure 4.28

ผลลัพธ์ (ไทย) 1:

4.5.2 เรียกว่าอัลกอริทึมจากเวกเตอร์ (DV) เนื่องจากแต่ละโหนรักษาความเวกเตอร์การประเมินต้นทุน (ระยะทาง) ไปยังโหนทั้งหมดในเครือข่ายตามแบบกว้างที่สองเพื่อจัดประเภทสายงานการผลิตอัลกอริทึมการว่าพวกเขาจะคงที่ หรือไดนามิก ในแบบสายงานการผลิตอัลกอริทึม เส้นทางการเปลี่ยนแปลงช้ามากเวลา มักเป็นผลจากการแทรกแซงของมนุษย์ (เช่น มนุษย์แก้ไขด้วยตนเองของเราเตอร์ส่งตาราง) อัลกอริทึมเส้นทางแบบไดนามิกเปลี่ยนเส้นทางการเปลี่ยนแปลงเส้นทางปริมาณการจราจรของเครือข่ายหรือโทโพโลยี ขั้นตอนวิธีแบบไดนามิกได้เรียกใช้เป็นครั้งคราว หรือตอบสนองโดยตรงโทโพโลยีการเชื่อมโยงต้นทุนเปลี่ยนแปลง ในขณะที่อัลกอริทึมแบบไดนามิกมากขึ้นตอบสนองต่อการเปลี่ยนแปลงเครือข่าย อีกทั้งยังเพิ่มเติมไวต่อปัญหาลูปและสั่นในเส้นทางสายAthird วิธีการจัดประเภทกระบวนการผลิตอัลกอริทึมตามว่าจะ loadsensitiveหรือโหลดซ้อน ในอัลกอริทึมความโหลด เชื่อมโยงต้นทุนเปลี่ยนแปลงแบบไดนามิกเพื่อแสดงระดับปัจจุบันของแออัดในการเชื่อมโยงที่อยู่ภายใต้ ถ้าต้นทุนสูงเกี่ยวข้องกับการเชื่อมโยงที่อยู่แออัด อัลกอริทึมการสายงานการผลิตจะมีแนวโน้มที่เลือกเส้นทางรอบ ๆ ลิงค์ congested ในขณะต้น ARPAnet สายอัลกอริทึมได้พบโหลดลับ [McQuillan 1980], จำนวนความยากลำบาก[Huitema 1998] วันนี้เน็ตสายอัลกอริทึม (เช่น RIP, OSPF และปอนด์) เป็นการโหลดซ้อน ต้นทุนของการเชื่อมโยงไม่ชัดเจนสะท้อนของปัจจุบัน (หรือล่าสุดอดีต) ระดับความแออัด4.5.1 การ (LS) สถานะการเชื่อมโยงเส้นทางอัลกอริทึมนึกว่า อัลกอริทึมสถานะการเชื่อมโยง โทโพโลยีเครือข่ายและต้นทุนทั้งหมดเชื่อมโยงเป็นรู้จัก คือ เป็นป้อนเข้าอัลกอริทึม LS ในแบบฝึกหัด นี้ได้โดยมีโหนแต่ละแพคเก็ตสถานะการเชื่อมโยงไปยังโหนทั้งหมดในการเผยแพร่เครือข่าย มีแพคเก็ตสถานะการเชื่อมโยงแต่ละที่ประกอบด้วยเอกลักษณ์และต้นทุนของแนบลิงค์ ในทางปฏิบัติ (ตัวอย่าง กับโพรโทคอลการกำหนดเส้นทางของ OSPF อินเทอร์เน็ตกล่าวถึงในหัวข้อ 4.6.1) นี้มักจะได้ โดยการเชื่อมโยงรัฐออกอากาศ•บทที่ 4 366 ชั้นเครือข่ายอัลกอริทึม [Perlman 1999] เราจะครอบคลุมกระบวนการกระจายในส่วน 4.7 ที่คือผลของการออกอากาศของโหน โหนทั้งหมดมีมุมมองที่เหมือนกัน และสมบูรณ์ของเครือข่าย แต่ละโหนดสามารถเรียกใช้อัลกอริทึม LS แล้วคำนวณชุดเดียวกันของเส้นทางต้นทุนน้อยที่สุดเป็นโหนทุกเรียกว่าวิธีของไดค์ สถานะการเชื่อมโยงเส้นทางอัลกอริทึมเราแสดงด้านล่างชื่อหลังของนักประดิษฐ์ ขั้นตอนวิธีการที่เกี่ยวข้องอย่างใกล้ชิดเป็นอัลกอริทึมของพริม ดู[Cormen 2001] สำหรับการสนทนาทั่วไปของกราฟอัลกอริทึมการ วิธีของไดค์คำนวณเส้นทางต้นทุนน้อยที่สุดจากโหนหนึ่ง (แหล่งที่มา ที่เราจะอ้างอิงถึงเป็น u)การโหนดอื่นทั้งหมดในเครือข่าย วิธีของไดค์เป็นซ้ำ และมีคุณสมบัติว่า หลังจากเกิดซ้ำ kth ของอัลกอริทึม เส้นทางต้นทุนน้อยทราบว่า kโหนดปลายทาง และ ระหว่างเส้นทางต้นทุนน้อยที่สุดไปโหนปลายทางทั้งหมด k เหล่านี้เส้นทางจะมีต้นทุนน้อยที่สุด k ให้เรากำหนดสัญลักษณ์ต่อไปนี้:• D(v): ต้นทุนเส้นทางต้นทุนน้อยที่สุดจากโหนแหล่งไป v ปลายทาง ณที่นี้การเกิดซ้ำของขั้นตอนวิธีการ• p(v): โหนก่อนหน้า (เพื่อนบ้านของ v) ตามเส้นทางต้นทุนน้อยที่สุดปัจจุบันจากการแหล่งที่มากับ v• N: ย่อยของโหนด v คือ N ถ้าเส้นทางต้นทุนน้อยที่สุดจากแหล่งไป v แน่นอนรู้จักกันขั้นตอนวิธีการกระบวนการผลิตทั่วโลกประกอบด้วยขั้นตอนการเตรียมใช้งานตามวน จำนวนครั้งที่ปฏิบัติการลูปเท่ากับจำนวนของโหนดในเครือข่าย เมื่อเลิกจ้าง อัลกอริทึมจะมีคำนวณเส้นทางสั้นที่สุดจากโหนแหล่งที่มาคุณทุกโหนอื่น ๆ ในเครือข่ายอัลกอริทึม (LS) สถานะการเชื่อมโยงแหล่งโหนด uเริ่มต้น 1:2 N' = {u }3 สำหรับ v โหนทั้งหมด4 ถ้า v คือ เพื่อนบ้านของคุณ5 แล้ว D(v) = c(u,v)D(v) อื่น 6 =∞7วน 89 ค้นหา w ไม่ N' เช่นที่ D(w) อย่างน้อย10 เพิ่ม w N'11 อัพเด D(v) สำหรับแต่ละ v ใกล้เคียง ของ w และไม่ได้อยู่ ใน N':12 D(v) = min (D(v), D(w) + c(w,v))13 / * v ใหม่ต้นทุนคือ ต้นทุนเก่า v หรือที่รู้จักกันอย่างใดอย่างหนึ่งเส้นทางอย่างน้อย 14 ทุนกับ w บวกต้นทุนจาก w กับ v * /15 จนถึง N'= N4.5 •เส้นทางอัลกอริทึม 367เป็นตัวอย่าง ลองพิจารณาเครือข่ายในรูป 4.27 และคำนวณการเส้นทางต้นทุนน้อยที่สุดจากคุณไปยังจุดหมายปลายทางเป็นไปได้ทั้งหมด สรุปตารางการแสดงอยู่ในตาราง 4.3 ซึ่งแต่ละบรรทัดในตารางให้คำนวณของอัลกอริทึมค่าของตัวแปรของอัลกอริทึมที่สิ้นสุดของการเกิดซ้ำ ลองพิจารณาขั้นตอนแรกเพียงไม่กี่รายละเอียด•ในการเริ่มต้นขั้นตอน เส้นทางต้นทุนน้อยที่สุดขณะนี้ทราบจากคุณของบ้านแนบโดยตรง v, x และ w จะเริ่มต้น กับ 2, 1, 5 ตามลำดับหมายเหตุเฉพาะที่ ต้นทุนในการ w ถูกตั้งค่าเป็น 5 (แม้เราจะเร็ว ๆ นี้เห็นว่าเส้นทางน้อยกว่าต้นทุนจริงอยู่) เนื่องจากเป็นต้นทุนทางตรง (หนึ่งตู้)เชื่อมโยงจากคุณ w มีตั้งต้นทุน y และ z อนันต์เนื่องจากไม่เชื่อมต่อโดยตรงกับคุณ•ในการเกิดซ้ำครั้งแรก ดูระหว่างโหนเหล่านั้นยังไม่ได้ เพิ่มชุด N และพบโหนกับน้อยที่สุดต้นทุน ณจุดสิ้นสุดของการเกิดซ้ำที่ก่อนหน้านี้ ที่โหนดเป็น x ต้นทุน 1 และ x จะเพิ่มชุด N บรรทัดที่ 12 ของอัลกอริทึม LSแล้วทำการปรับปรุง D(v) v โหนทั้งหมด ผลผลิตผลลัพธ์ที่แสดงในบรรทัดสอง (ขั้นตอนที่ 1) ในตาราง 4.3 ต้นทุนเส้นทางไปวีไม่ได้มีการเปลี่ยนแปลงต้นทุนเส้นทางไป w (ซึ่ง 5 ที่สุดของการเริ่มต้น) ผ่านโหนด x มีพบต้องมีต้นทุน 4 ดังนั้น เลือกเส้นทางต้นทุนต่ำกว่านี้ และ w'sรุ่นก่อนไปตามเส้นทางสั้นที่สุดจาก u ถูกตั้งค่าเป็น x ในทำนองเดียวกัน ต้นทุน y(ผ่าน x) ที่คำนวณเป็น 2 และตารางการปรับปรุงให้สอดคล้องกัน•ในการเกิดซ้ำครั้งที่สอง โหนด v และ y พบมีเส้นทางต้นทุนน้อยที่สุด (2),และเราแบ่งการผูกโดยเพิ่ม y N กำหนดให้ N ที่ประกอบด้วย ux และ y ต้นทุนคงเหลือ โหนไม่ ได้ N คือ โหนด v, w และ zปรับปรุงทางสาย 12 LS อัลกอริทึม ผลผลิตผลลัพธ์ที่แสดงในแบบแถวที่สามใน 4.3 ตาราง•และการ...เมื่ออัลกอริทึม LS ยุติ เรามี แต่ละโหน บรรพบุรุษไปตามเส้นทางต้นทุนน้อยที่สุดจากโหนแหล่งที่มา สำหรับแต่ละรุ่นก่อน เรายัง•บทที่ 4 368 ชั้นเครือข่ายขั้นตอนที่ N' D(v),p(v) D(w),p(w) D(x),p(x) D(y),p(y) D(z),p(z)0 u 2, u 5, u 1, u ∞∞ux 1 2, u 4, x 2, x ∞2 uxy 2, u 3, y 4, yuxyv 3 3, y 4, y4 uxyvw 4, y5 uxyvwzตาราง 4.3 ใช้อัลกอริธึมที่สถานะการเชื่อมโยงเครือข่ายในรูป 4.27VideoNoteวิธีของไดค์:คำอธิบายและตัวอย่างมีบรรพบุรุษ และอื่น ๆ ในลักษณะนี้ เราสามารถสร้างเส้นทางทั้งจากแหล่งสถานที่ท่องเที่ยวทั้งหมด ตารางการส่งต่อในโหน ว่า โหนด u สามารถจากนั้น จะถูกสร้างขึ้นจากข้อมูลนี้ โดยการจัดเก็บ สำหรับแต่ละปลายทาง การโหนด hop ถัดไปบนเส้นทางต้นทุนน้อยที่สุดจากคุณไปยังปลายทาง รูปที่ 4.28

ผลลัพธ์ (ไทย) 2:

4.5.2 เรียกว่าระยะทางเวกเตอร์ (DV)
ขั้นตอนวิธีเพราะแต่ละโหนดรักษาเวกเตอร์ของประมาณการของค่าใช้จ่าย(ระยะทาง) ไปยังโหนดอื่น ๆ ในเครือข่าย. วิธีที่สองในวงกว้างที่จะจัดขั้นตอนวิธีการกำหนดเส้นทางเป็นไปตามที่พวกเขาไม่ว่าจะเป็นแบบคงที่หรือแบบไดนามิก ในขั้นตอนวิธีการกำหนดเส้นทางแบบคงที่เส้นทางเปลี่ยนช้ามากในช่วงเวลาที่มักจะเป็นผลมาจากการแทรกแซงของมนุษย์(เช่นมนุษย์ด้วยตนเองแก้ไขตารางการส่งต่อของเราเตอร์) ขั้นตอนวิธีการกำหนดเส้นทางแบบไดนามิกเปลี่ยนเส้นทางเส้นทางที่เป็นโหลดของเครือข่ายหรือการเปลี่ยนแปลงโครงสร้าง อัลกอริทึมแบบไดนามิกที่สามารถทำงานได้ทั้งระยะเวลาหรือในการตอบสนองโดยตรงกับโครงสร้างหรือการเชื่อมโยงการเปลี่ยนแปลงค่าใช้จ่าย ในขณะที่ขั้นตอนวิธีแบบไดนามิกที่มีการตอบสนองต่อการเปลี่ยนแปลงเครือข่ายพวกเขายังมีมากขึ้นความเสี่ยงที่จะเกิดปัญหาเช่นการกำหนดเส้นทางloops และความผันผวนในเส้นทาง. วิธี Athird ที่จะจัดขั้นตอนวิธีการกำหนดเส้นทางเป็นไปตามไม่ว่าจะเป็น loadsensitive หรือโหลดตาย ในขั้นตอนวิธีการโหลดที่สำคัญค่าใช้จ่ายในการเชื่อมโยงแบบไดนามิกที่แตกต่างกันเพื่อให้สอดคล้องกับระดับปัจจุบันของความแออัดในการเชื่อมโยงพื้นฐาน หากค่าใช้จ่ายสูงเป็นที่เกี่ยวข้องกับการเชื่อมโยงที่แออัดในปัจจุบันขั้นตอนวิธีการกำหนดเส้นทางจะมีแนวโน้มที่จะเลือกเส้นทางรอบๆ เช่นการเชื่อมโยงการจราจรคับคั่ง ในขณะที่ในช่วงต้นขั้นตอนวิธีการกำหนดเส้นทาง ARPAnet เป็นโหลดที่ไวต่อ [McQuillan 1980] จำนวนของความยากลำบากได้พบ[Huitema 1998] วันนี้ขั้นตอนวิธีการกำหนดเส้นทางอินเทอร์เน็ต (เช่น RIP, OSPF และBGP) จะโหลดตายเป็นค่าใช้จ่ายในการเชื่อมโยงไม่ได้อย่างชัดเจนสะท้อนให้เห็นในปัจจุบัน (หรืออดีตที่ผ่านมา) ระดับของความแออัด. 4.5.1 การเชื่อมโยงรัฐ (LS) สายงานการผลิตขั้นตอนวิธีจำได้ว่าในขั้นตอนวิธีการเชื่อมโยงของรัฐโครงสร้างเครือข่ายและค่าใช้จ่ายในการเชื่อมโยงทั้งหมดจะเป็นที่รู้จักกันว่าเป็นที่มีอยู่เป็นข้อมูลขั้นตอนวิธีการ LS ในการปฏิบัตินี้จะประสบความสำเร็จโดยมีแต่ละโหนดออกอากาศแพ็คเก็ตการเชื่อมโยงไปยังต่อมน้ำรัฐอื่น ๆ ในเครือข่ายที่มีการเชื่อมโยงในแต่ละแพ็คเก็ตของรัฐที่มีตัวตนและค่าใช้จ่ายของการเชื่อมโยงที่แนบมา ในทางปฏิบัติ (เช่นกับเส้นทาง OSPF อินเทอร์เน็ตโปรโตคอลที่กล่าวไว้ในมาตรา4.6.1) นี้จะประสบความสำเร็จมักจะโดยการเชื่อมโยงของรัฐที่ออกอากาศ366 บทที่ 4 •ชั้นเครือข่ายอัลกอริทึม[Perlman 1999] เราจะครอบคลุมขั้นตอนวิธีการออกอากาศในข้อ 4.7 ผลของการออกอากาศโหนดเป็นโหนดทั้งหมดที่มีมุมมองที่เหมือนกันและมีความสมบูรณ์ของเครือข่าย แต่ละโหนดสามารถเรียกใช้อัลกอริทึม LS และคำนวณชุดเดียวกันของเส้นทางอย่างน้อยค่าใช้จ่ายทุกโหนดอื่นๆ . ขั้นตอนวิธีการกำหนดเส้นทางการเชื่อมโยงของรัฐที่เรานำเสนอดังต่อไปนี้เป็นที่รู้จักกันเป็นขั้นตอนวิธี Dijkstra ของการตั้งชื่อตามนักประดิษฐ์ อัลกอริทึมที่เกี่ยวข้องอย่างใกล้ชิดเป็นอัลกอริทึมของ Prim; เห็น[Cormen 2001] สำหรับการอภิปรายทั่วไปของอัลกอริทึมของกราฟ อัลกอริทึมของ Dijkstra คำนวณเส้นทางอย่างน้อยค่าใช้จ่ายจากหนึ่งโหนด (แหล่งที่มาที่เราจะอ้างถึงเป็น u) ไปยังโหนดอื่น ๆ ในเครือข่าย ขั้นตอนวิธี Dijkstra เป็นซ้ำและมีคุณสมบัติว่าหลังจากที่ซ้ำKTH ของขั้นตอนวิธีเส้นทางอย่างน้อยค่าใช้จ่ายเป็นที่รู้จักกัน k โหนดปลายทางและในเส้นทางที่น้อยกว่าค่าใช้จ่ายไปยังโหนดปลายทางทั้งหมด k เหล่านี้เส้นทางจะมีk ค่าใช้จ่ายที่มีขนาดเล็กที่สุด . ให้เรากำหนดสัญกรณ์ต่อไปนี้: • D (V): ค่าใช้จ่ายของเส้นทางที่น้อยกว่าค่าใช้จ่ายจากโหนดต้นทางไปยังโวปลายทาง ณ นี้. ทวนของอัลกอริทึม• P (V): โหนดก่อนหน้า (เพื่อนบ้านของโวลต์) ตาม เส้นทางไม่น้อยกว่าค่าใช้จ่ายปัจจุบันจากแหล่งที่v. •ไม่มี: ย่อยของโหนด; โวลต์อยู่ในไม่มีถ้าเส้นทางไม่น้อยกว่าค่าใช้จ่ายจากแหล่งที่มีการแตกหักโวลต์ที่รู้จักกัน. ขั้นตอนวิธีการกำหนดเส้นทางทั่วโลกประกอบด้วยขั้นตอนการเริ่มต้นตามด้วยวง จำนวนครั้งที่วงจะถูกดำเนินการจะเท่ากับจำนวนของโหนดในเครือข่าย เมื่อมีการยกเลิกขั้นตอนวิธีจะมีการคำนวณเส้นทางที่สั้นที่สุดจากโหนดแหล่งยูเพื่อทุกโหนดอื่น ๆ ในเครือข่าย. Link-รัฐ (LS) อัลกอริทึมสำหรับแหล่งที่มาของโหนดยู1 เริ่มต้น: 2 N '= {u} 3 สำหรับทุกวีโหนด4 ถ้าโวลต์เป็นเพื่อนบ้านของยู5 แล้ว D (V) = c (ยูวี) 6 อื่น D (V) = ∞ 7 8 ห่วง9 หาน้ำหนักไม่ได้อยู่ใน N 'เช่นที่ D (w) เป็นขั้นต่ำ10 เพิ่ม W เพื่อ N '11 ปรับปรุง D (V) สำหรับแต่ละเพื่อนบ้านโวลต์ของน้ำหนักและไม่ได้อยู่ใน N': 12 D (V) = นาที (D (V), D (w) + C (W, V)) 13 / * ค่าใช้จ่ายใหม่ที่จะโวลต์เป็นทั้งค่าใช้จ่ายที่เก่าโวลต์หรือที่รู้จักกัน14 ค่าใช้จ่ายน้อยเส้นทางไปน้ำหนักรวมทั้งค่าใช้จ่ายจากน้ำหนักไปทาง v * / 15 จนถึง N '= ไม่มี4.5 •เส้นทางขั้นตอนวิธี 367 เป็นตัวอย่างให้พิจารณาเครือข่ายในรูปที่ 4.27 และการคำนวณเส้นทางอย่างน้อยค่าใช้จ่ายจากท่านไปยังจุดหมายปลายทางที่เป็นไปได้ทั้งหมด สรุปตารางของการคำนวณอัลกอริทึมจะแสดงในตารางที่ 4.3 ซึ่งแต่ละบรรทัดในตารางให้ค่าของตัวแปรของอัลกอริทึมในตอนท้ายของการทำซ้ำที่ ลองพิจารณาขั้นตอนแรกไม่กี่ในรายละเอียด. •ในขั้นตอนการเริ่มต้นที่รู้จักกันในปัจจุบันเส้นทางอย่างน้อยค่าใช้จ่ายจาก u เพื่อของเพื่อนบ้านที่แนบมาโดยตรง, v, x และ W, จะเริ่มต้นได้ที่ 2, 1 และ 5 ตามลำดับ. หมายเหตุ โดยเฉพาะอย่างยิ่งว่าค่าใช้จ่ายในการกถูกตั้งไว้ที่ 5 (แม้ว่าเราเร็ว ๆ นี้จะเห็นว่าเส้นทางที่ไม่ค่อยมีค่าใช้จ่ายไม่แน่นอนอยู่) ตั้งแต่นี้เป็นค่าใช้จ่ายของโดยตรง (หนึ่งรำ) การเชื่อมโยงจาก u เพื่อเ ค่าใช้จ่ายในปี z และมีการตั้งค่าไปไม่มีที่สิ้นสุดเพราะพวกเขาจะไม่ได้เชื่อมต่อโดยตรงกับยู. •ในการทำซ้ำเป็นครั้งแรกที่เรามองในหมู่โหนดเหล่านั้นไม่ได้เพิ่มยังไม่ได้ตั้งค่า n และหาโหนดที่มีค่าใช้จ่ายน้อยที่สุดของการสิ้นสุดของย้ำก่อนหน้านี้ โหนดที่เป็น x มีค่าใช้จ่าย 1, x และทำให้มีการเพิ่มชุด N ไม่ สาย 12 จากอัลกอริทึมแอลเอจะดำเนินการแล้วในการปรับปรุงD (V) สำหรับทุกโหนดวีผลผลิตผลที่แสดงในบรรทัดที่สอง(ขั้นตอนที่ 1) ในตารางที่ 4.3 ค่าใช้จ่ายของเส้นทางไปยังโวลต์จะไม่เปลี่ยนแปลง. the ค่าใช้จ่ายของเส้นทางไปยังก (ซึ่งเป็น 5 ในตอนท้ายของการเริ่มต้นที่) ผ่านx โหนดจะพบว่ามีค่าใช้จ่ายจาก 4 ดังนั้นเส้นทางนี้ต้นทุนต่ำจะถูกเลือกและของน้ำหนักบรรพบุรุษตามเส้นทางที่สั้นที่สุดจากยูมีการตั้งค่า x ในทำนองเดียวกันค่าใช้จ่ายในการ y (ผ่านการ x) คือการคำนวณจะเป็นที่ 2 และตารางที่มีการปรับปรุงตาม. •ในการทำซ้ำสองโหนดโวลต์และปีพบว่ามีเส้นทางที่น้อยกว่าค่าใช้จ่าย (2), และเราทำลาย ผูกโดยพลการและเพิ่ม Y ชุด N ไม่เพื่อที่ว่าในขณะนี้ยังไม่มีมีมึงx, y และ ค่าใช้จ่ายในโหนดที่เหลือยังไม่ได้อยู่ในยังไม่มีข้อความที่ว่ามีโหนด V, W, และซีมีการปรับปรุงผ่านสาย12 จากอัลกอริทึม LS ยอมผลที่แสดงในแถวที่สามในตารางที่4.3. •และอื่น ๆ . . . เมื่อขั้นตอนวิธี LS สิ้นสุดเรามีสำหรับแต่ละโหนดบรรพบุรุษของมันไปตามเส้นทางอย่างน้อยค่าใช้จ่ายจากโหนดแหล่งที่มา สำหรับบรรพบุรุษแต่ละเรายัง368 บทที่ 4 •ชั้นเครือข่ายขั้นตอนN 'D (V) พี (V) D (w) พี (w) D (x) พี (x) D (y) พี ( y) D (ซี) พี (ซี) 0 ยู 2 ท่านที่ 5 ยู 1, ยู∞∞ 1 UX 2 ยู 4 x 2, x ∞ 2 uxy 2 ยู 3, y 4, y 3 uxyv 3 , y 4, y 4 uxyvw 4, y 5 uxyvwz ตารางที่ 4.3 วิ่งขั้นตอนวิธีการเชื่อมโยงของรัฐที่อยู่ในเครือข่ายในรูปที่ 4.27 VideoNote อัลกอริทึมของ Dijkstra: การอภิปรายและตัวอย่างที่มีบรรพบุรุษและอื่น ๆ ในลักษณะนี้เราสามารถสร้างเส้นทางทั้งหมดจาก แหล่งที่มาทั้งหมดไปยังจุดหมายปลายทาง ตารางการส่งต่อในโหนดพูดโหนดมึงสามารถแล้วถูกสร้างขึ้นจากข้อมูลนี้ได้โดยการจัดเก็บสำหรับปลายทางแต่ละโหนดโหนดถัดไปบนเส้นทางที่น้อยกว่าค่าใช้จ่ายจากท่านไปยังปลายทาง รูปที่ 4.28

ผลลัพธ์ (ไทย) 3:

การเรียกว่าระยะทางเวกเตอร์ ( DV ) ขั้นตอนวิธี เพราะแต่ละโหนดรักษา
เวกเตอร์ของประมาณการค่าใช้จ่าย ( ระยะทาง ) กับโหนดอื่น ๆในเครือข่าย วิธีจำแนกกว้าง
2 เส้นทางขั้นตอนวิธีตามไม่ว่าจะ
เป็นแบบคงที่หรือแบบไดนามิก ในเส้นทางคงที่ขั้นตอนวิธีเส้นทางเปลี่ยนช้ามากกว่า
เวลา มักเป็นผลจากการแทรกแซงของมนุษย์ ( ตัวอย่างมนุษย์แก้ไขได้ด้วยตนเอง
ของ Router ส่งต่อโต๊ะ ) เส้นทางขั้นตอนวิธีแบบไดนามิกเปลี่ยนเส้นทาง
เส้นทางเป็นเครือข่ายการจราจรโหลด หรือรูปร่างเปลี่ยน ขั้นตอนวิธีแบบไดนามิกสามารถ
วิ่งให้เป็นระยะ ๆ หรือในการตอบสนองโดยตรง หรือแบบการเปลี่ยนแปลงค่าใช้จ่ายการเชื่อมโยง ขั้นตอนวิธีแบบไดนามิกในขณะที่
จะมากขึ้นเพื่อตอบสนองการเปลี่ยนแปลงเครือข่าย พวกเขายังมี
เสี่ยงต่อปัญหาเช่นเส้นทาง loops และความผันผวนในเส้นทาง แบ่งเป็นเส้นทางทาง
athird ขั้นตอนวิธีตามไม่ว่าจะเป็น loadsensitive
หรือโหลดตายด้าน ในการโหลดขั้นตอนวิธีการเชื่อมโยงแบบไดนามิกที่มีต้นทุนแตกต่างกัน
เพื่อสะท้อนให้เห็นถึงระดับปัจจุบันของความแออัดในต้นแบบการเชื่อมโยง ถ้าค่าใช้จ่ายสูงที่เกี่ยวข้องกับการเชื่อมโยง
ที่กำลังแออัดขั้นตอนวิธีการกำหนดเส้นทางมักจะ
เลือกเส้นทางรอบเช่นการเชื่อมโยงแออัด ในขณะที่ต้นซึ่งเป็นเส้นทางขั้นตอนวิธี
[ 1980 ] โหลดไวเมิ่กควิลเลิ่น จำนวนปัญหาที่พบ huitema
[ 1998 ] วันนี้อินเทอร์เน็ตเส้นทางขั้นตอนวิธี ( เช่นตัด , OSPF และ
BGP ) โหลดตาย ตามต้นทุนของการเชื่อมโยงไม่ได้อย่างชัดเจนสะท้อนให้เห็นถึงปัจจุบัน ( หรือ
ที่ผ่านมาล่าสุด ) ระดับของความแออัด .
45.1 ลิงค์รัฐ ( LS )
จำได้ว่าขั้นตอนวิธีการกำหนดเส้นทางในการเชื่อมโยงของรัฐ , เครือข่ายแบบเชื่อมโยงและต้นทุน
รู้จัก นั่นคือ สามารถใส่ LS ขั้นตอนวิธี ในการฝึกนี้ได้ โดยแต่ละโหนดมีการเชื่อมโยง
ออกอากาศรัฐแพ็กเก็ตกับโหนดอื่น ๆ ทั้งหมดใน
เครือข่ายกับแต่ละการเชื่อมโยงสถานะแพ็คเก็ตที่มีข้อมูลและต้นทุนของ
แนบลิงค์ในการฝึก ( ตัวอย่างเช่นกับอินเทอร์เน็ตของ OSPF โปรโตคอลเส้นทาง
, กล่าวถึงในส่วนต่ำ ) นี้มักจะได้ โดยการเชื่อมโยงรัฐออกอากาศ
366 บทที่ 4 - เครือข่ายชั้น

ขั้นตอนวิธี [ Perlman 2542 ] เราจะครอบคลุมออกอากาศขั้นตอนวิธีในมาตรา 4.7 .
ผลของโหนดที่โหนด ' ออกอากาศทั้งหมดมีมุมมองที่เหมือนกัน
และสมบูรณ์ของเครือข่ายแต่ละโหนดสามารถเรียกใช้ LS ขั้นตอนวิธีและคำนวณชุดเดียวกัน
เส้นทางค่าใช้จ่ายน้อย เช่น ทุก ๆโหนด
ลิงค์สถานะเราปัจจุบันขั้นตอนวิธีการกำหนดเส้นทางด้านล่าง เรียกว่าขั้นตอนวิธีของไดค์สตรา ,
ตั้งชื่อตามชื่อของนักประดิษฐ์ ขั้นตอนวิธีที่เกี่ยวข้องอย่างใกล้ชิดเป็นพริมของขั้นตอนวิธี เห็น cormen
[ 2001 ] สำหรับการอภิปรายทั่วไปของขั้นตอนวิธีกราฟ ขั้นตอนวิธีของไดค์สตรา
คำนวณต้นทุนอย่างน้อยหนึ่งเส้นทางจากโหนด ( แหล่งที่มา ซึ่งเราจะเรียกว่า U )
กับโหนดอื่น ๆในเครือข่าย ขั้นตอนวิธีของไดค์สตราเป็นซ้ำ และมีทรัพย์สิน
หลัง kth ซ้ำของขั้นตอนวิธี ต้นทุนน้อย เส้นทางจะเรียกว่า K
โหนดปลายทาง และในต้นทุนที่น้อยที่สุดกับโหนดปลายทางเส้นทางทุกเส้นทาง K
เหล่านี้จะมี K ที่ต้นทุน