课程（6 节，按顺序学）

EIGRP 是什么：一个「作弊的」距离矢量协议

入门 · 约 10 分钟

本课目标：搞清楚它在距离矢量和链路状态之间的位置，以及它凭什么两头的好处都要。

先回忆两类协议各自的毛病

距离矢量（RIP）：只听邻居说「到某地要多远」，不知道全网长什么样。
· 好处：简单、省内存、省 CPU
· 毛病：容易成环，只能靠「最多 15 跳」「30 秒周期更新」「抑制计时器」这些笨办法防环，收敛极慢（分钟级）

链路状态（OSPF）：每台设备都有全网拓扑图，自己跑 Dijkstra。
· 好处：天然无环、收敛快
· 毛病：LSDB 占内存、拓扑一变全区域重跑 SPF 费 CPU、要划区域来控制规模、配置相对复杂

EIGRP 的取巧之处

EIGRP 仍然是距离矢量 —— 每台路由器只知道「邻居报的距离」，没有全网拓扑图、不跑 Dijkstra。

但它加了一个数学上的判据（可行性条件），能在只看邻居报的距离的前提下，就地判断「拿这条路当备份会不会成环」。

于是：
· 保留了距离矢量的轻量（不用存全网拓扑）
· 拿到了链路状态的无环 + 快速收敛

所以它被叫做高级距离矢量，或者「混合型」协议。

代价是什么

· 思科私有。2013 年公开了基本规范，但实际上只有思科设备跑得好 —— 多厂商环境只能选 OSPF，这是选型时的决定性因素
· 大网里的 Query 扩散是它独有的风险（OSPF 没有这个问题），规划不当会出 SIA

所以现实里的选择通常是：纯思科环境可以用 EIGRP（配置简单、收敛快），多厂商或对外互联一律 OSPF。

动手：看一眼拓扑表长什么样

拓扑表是 EIGRP 的核心数据结构，对应 show ip eigrp topology。
它和路由表的区别：拓扑表存所有候选路径（含备份），路由表只存实际用的那条。
OSPF 里对应的是 LSDB，但 LSDB 存的是「拓扑」，拓扑表存的是「距离」——这个差别就是两类协议的分水岭。

实验重点

• EIGRP 仍然是距离矢量：只知道邻居报的距离，没有全网拓扑图，不跑 Dijkstra
• 它靠可行性条件在本地判断无环，从而兼得轻量和快速收敛
• 思科私有 —— 多厂商环境只能用 OSPF，这是选型的决定性因素
• 拓扑表存所有候选路径（含备份），路由表只存实际使用的

复合度量：其实只有两个变量

入门 · 约 12 分钟

本课目标：把「五个参数」这个常见误解纠正掉，学会用 delay 调路由。

最常见的误解

很多资料说「EIGRP 用带宽、延迟、负载、可靠性、MTU 五个参数算度量」。
这句话是错的，至少是极具误导性的：

· MTU 从来不参与计算 —— 它只是随路由一起传播的信息
· 负载和可靠性默认不参与（K2=K4=K5=0）

所以默认情况下只有两个变量：带宽和延迟。

公式和两种聚合方式

默认 K 值下：

度量 = 256 × ( 10^7 / 最小带宽(Kbps) + 累加延迟(μs) / 10 )

只需要记住两个字段的聚合方式不一样：

· 带宽取路径上的最小值（瓶颈决定，木桶效应）
· 延迟是路径上各段之和（累加）

这个区别很重要：一条路径加了一段很快的链路，带宽项不变（瓶颈没变），但延迟项会增加 —— 所以多绕一跳一定会让度量变大，哪怕那一跳很快。

为什么整数除法会带来麻烦

10^7 / 带宽 是整数除法：
· 1 Gbps → 10^7/1000000 = 10
· 10 Gbps → 10^7/10000000 = 1
· 40 Gbps → 1
· 100 Gbps → 1

万兆以上全部区分不开，EIGRP 会认为它们一样快。

解法是命名模式的宽度量（64 位，分子换成 10^13），能一直区分到 655 Tbps。新配置应该用命名模式。

调优：改 delay，不要改 bandwidth

想让流量走另一条路时，两个参数都能达到目的，但首选改 delay：

· 改 bandwidth 会连带影响 QoS 预留、部分特性的默认参数、以及 show interface 的统计基准 —— 副作用多
· 改 delay 只影响路由度量，副作用最小

⚠️ 注意 delay 命令的单位是十微秒：想设 2000 μs 要写 delay 200。
而且两端都要改 —— 只改一端会造成去和回走不同的路。

动手：把一条链路的 delay 改大，看后继变不变

去拓扑页改 R1-R3 的延迟，然后回拓扑表看后继有没有换。这是最直观的「度量决定选路」的验证。

实验重点

• 默认只有带宽和延迟两个变量；MTU 从不参与，负载/可靠性默认不参与
• 带宽取 min（瓶颈）、延迟取 sum（累加） —— 记住这两个聚合方式就够了
• 10^7/带宽 是整数除法 → 万兆以上区分不开 → 用命名模式的宽度量
• 调优首选改 delay（副作用最小），单位是十微秒，两端都要改
• 不要开 K2(load) / K5(reliability)：度量随流量变化会导致路由持续震荡

可行性条件：整个 EIGRP 就这一条

进阶 · 约 15 分钟

本课目标：把 FD / RD / FC 彻底搞懂。这一课听懂了，EIGRP 就学完了 80%。

三个数字

· FD（Feasible Distance，可行距离） = 我到目的地的最优度量
· RD（Reported Distance，通告距离） = 邻居告诉我它到目的地要多远
· 总度量 = RD + 我到那个邻居这一跳的度量

show ip eigrp topology 里每条路径显示成 (总度量/RD) —— 括号里两个数就是这么来的。

可行性条件：RD < FD

一个邻居能当备份，当且仅当它报的距离比我当前的最优距离严格小。

RD < FD

满足的叫可行后继（Feasible Successor），度量最小的那条叫后继（Successor）。

★ 为什么这一条就能保证无环

这是本课的核心，值得慢慢想：

假设邻居 N 报的距离比我小（RD < FD）。问：N 有可能是绕过我走的吗？

如果 N 真的绕我走，那么 N 的距离 = 我的距离 + 从我到 N 那段 > 我的距离。
也就是 RD > FD，和前提矛盾。

所以：RD < FD ⟹ N 不经过我 ⟹ 拿 N 当备份不会成环。

整个 DUAL 就建立在这个简单的不等式上。而且注意这个判断完全是本地的 ——不需要知道全网拓扑，只要邻居报一个数字过来。这就是 EIGRP 能在距离矢量框架下做到无环的原因。

反过来不成立：不可行 ≠ 有环

RD ≥ FD 不代表这条路一定有环，只代表无法证明它无环。

现实中那条路很可能完全是通的、也确实无环，只是从我这个位置看不出来。
EIGRP 选择保守：不能证明就不用，宁可花一轮 Query/Reply 去确认。

「宁可慢，也不成环」 —— 这是 DUAL 的取舍，也是理解「为什么会进 Active」的前提。

一个反直觉的细节：FD 不会上调

FD 记的是「到目前为止的最优距离」。它只在路由稳定时下调，不会因为路径变差而上调，直到路由重新进入 Active 才被重算。

为什么这么设计？因为如果 FD 能随便上调，原本不可行的路径会突然变得「可行」 —— 无环保证就失效了。

所以你有时会在真机上看到「后继的度量比 FD 大」，那不是 bug。

动手：对比两个场景

先看「三角形」场景：R1 有一个可行后继。
再加载「没有可行后继」场景：同样有两条路，但备份那条不满足 FC。
两个场景的拓扑表放在一起看，FC 的作用就很清楚了。

实验重点

• FC：RD < FD，也就是「邻居到目的地比我近」
• 「比我近」⟺「它不经过我」⟺「拿它当备份不会成环」 —— 这就是全部证明
• 这个判断完全是本地的，不需要全网拓扑 —— EIGRP 能兼得两者的原因
• 不可行 ≠ 有环，只是无法就地证明无环。EIGRP 宁可保守
• FD 不会因为路径变差而上调，否则 FC 就失效了

收敛：0 个报文 和 一场 Query 风暴

进阶 · 约 14 分钟

本课目标：看清「有可行后继」和「没有」在代价上的巨大差异。

有可行后继：本地切换

后继失效时，如果拓扑表里有可行后继：

直接把它提上来用，完事。

· 不发一个 Query
· 不问任何邻居
· 路由从头到尾是 Passive
· 收敛时间只受「接口多快感知到 down」限制 → 亚秒级

为什么敢这么干？因为可行后继当初就是按 FC 筛出来的，无环性在它被记录下来的那一刻就已经证明完了。

没有可行后继：扩散计算

① 路由置成 Active（show ip eigrp topology 里显示 A）
② 向所有邻居（除失效方向）发 Query
③ 邻居如果自己也没有可行后继，继续向它的邻居发 Query ← 「扩散」
④ 等所有 Reply 回来，才敢重算 FD、用新后继

关键点：收敛时间取决于最慢的那个邻居，不取决于自己。
而且 Active 期间这个目的地是不可达的。

SIA：最坏的情况

有一个邻居迟迟不回 Reply（链路拥塞、CPU 打满、单向故障…），路由就会一直卡在 Active。

3 分钟后触发 SIA（Stuck In Active），EIGRP 的处理很暴力：直接重置那个不回 Reply 的邻居，把它相关的所有路由全部清掉。

在大网里这可能引发连锁震荡 —— 这是 EIGRP 最需要提防的失效模式，OSPF 完全没有对应的问题。

三个抑制手段（按有效性排序）

① 把末梢站点设成 stub —— 最有效。stub 不回答 Query、不参与扩散，直接砍掉 Query 树的大部分分支
② 做好汇总 —— 汇总点会「吸收」Query：上游只知道汇总路由，下游明细的变化传不上去
③ 保证有可行后继（合理的拓扑和度量）—— 从根本上避免进 Active

⚠️ 调大 Active 计时器不是解决办法 —— 那只是推迟症状，真正的问题是 Query 范围太大。

动手：同一个操作，两个场景各做一次

在「没有可行后继」场景断掉 R1-R3，数一下发了几个 Query/Reply。
再切到「三角形」场景断同一条链路 —— 0 个。

这个对比做完，「EIGRP 收敛快」这句话就有了准确的前提条件。

实验重点

• 有可行后继 → 0 个 Query、全程 Passive、亚秒级
• 没有可行后继 → 进 Active、Query 扩散、收敛时间取决于最慢的邻居
• 「EIGRP 收敛快」只在有可行后继时成立
• SIA 是 EIGRP 独有的风险：3 分钟后直接重置不回 Reply 的邻居
• 抑制 SIA：stub 最有效 > 汇总 > 保证有可行后继；调计时器没用

邻居建不起来：和 OSPF 正好互为镜像

排障 · 约 12 分钟

本课目标：记住一组对照表，两个协议的邻居问题就都能定位了。

★ 一张对照表

| 参数 | EIGRP | OSPF |
| --- | --- | --- |
| 进程号 / AS 号 | 必须一致 | 本地含义，可以不同 |
| Hello / Hold 间隔 | 可以不同 | 必须一致 |
| K 值 | 必须一致 | 没这东西 |
| MTU | 不校验 | 必须一致（卡 ExStart） |
| 认证 | 必须一致 | 必须一致 |
| 同网段 | 必须 | 必须 |

前两行正好是互为镜像的 —— 这是从 OSPF 转过来的人最容易踩的地方。

AS 号不一致：最高频

router eigrp 100 里那个 100 是自治系统号，会放进每个 EIGRP 报文，两端必须完全一致。

对比 OSPF：router ospf 1 那个 1 只是本地进程编号，一端写 1、另一端写 65535 也能建邻接。

现象：show ip eigrp neighbors 完全是空的 ——连一条「建立中」的记录都没有，因为不匹配的 Hello 在收到的第一步就被丢了。

所以：邻居表空的、接口 up、网段也对 → 先查 AS 号。

K 值不一致：EIGRP 特有

K 值决定度量怎么算。两端不一致 → 算出的度量没有可比性 → 「A 认为走 B 便宜」和「B 认为走 A 便宜」可能同时成立 → 直接成环。

EIGRP 的选择是干脆不让这种邻居建起来 —— 宁可不通，也不要环路。

现象很好认：日志反复打 「K-value mismatch」，邻居 up 一下又 down。

接口根本没参与 EIGRP

network 命令是用来选中本地接口的，不是「通告这个网段」。
接口 IP 没落在任何 network 语句范围里 → 这个接口完全不参与 EIGRP：不发 Hello、也不通告它的网段。

查法：show ip eigrp interfaces —— 看不到这个接口就是没被选中。
注意 EIGRP 的 network 用反掩码，不写的话按 A/B/C 类自然掩码理解，很容易多选或少选。

passive-interface：不是故障

passive 的接口不收发 Hello（所以那里不会有邻居），但网段照样通告出去。

这正是它的用途：接终端的接口应该设成 passive —— 宣告那个网段，但不在上面浪费资源找邻居（也更安全）。
看到 passive 接口上没邻居，那是配置正确的表现。

排查顺序

① show ip interface brief —— 接口 up 吗、IP 对吗
② show ip eigrp interfaces —— 这个接口参与 EIGRP 了吗
③ 两端 show run | section router eigrp —— AS 号一样吗
④ 看日志有没有 K-value mismatch
⑤ debug eigrp packets hello —— 收到对端 Hello 了吗

第 ③ 步不要跳。

实验重点

• EIGRP 的 AS 号必须一致、Hello 可以不一致；OSPF 恰好相反 —— 记这一组对照
• 邻居表完全是空的 → 先怀疑 AS 号（不匹配的 Hello 第一步就被丢）
• 日志打 K-value mismatch → K 值不一致，两端 metric weights 要一样
• network 是选接口用的，不是通告网段；用反掩码
• EIGRP 不校验 MTU（OSPF 会），passive 接口没邻居是正常的

现网里那几个真会咬人的配置

排障 · 约 12 分钟

本课目标：水平分割、自动汇总、variance、重分发种子度量。

水平分割：中心辐射拓扑的必踩坑

规则：从一个接口学到的路由，不再从同一个接口发出去。
本意是防环（距离矢量协议的传统手段）。

但在中心辐射（帧中继 / DMVPN 半网状）里就出事了：中心用一个物理接口接多条虚电路，从 Spoke1 学到的路由不会再从同一个接口发给 Spoke2 → 分支之间互相学不到路由。

注意前提是「同一个接口」—— 每个分支各占一个物理口就没这问题。

两种解法，第二种更好

① 在中心那个接口下 no ip split-horizon eigrp <AS>
　　能解决，但把防环机制关掉了

② 给每条虚电路做点到点子接口（Se0/0.1、Se0/0.2）
　　每个子接口是独立接口，水平分割天然不会挡 —— 不用关任何机制

生产上优先第二种。

自动汇总：不连续网络的杀手

开了 auto-summary，路由器会在主类边界（A/B/C 类）自动汇总。

经典事故：R1 后面是 10.1.1.0/24，R2 后面是 10.2.2.0/24，中间用 172.16 互联。两台都会把自己那侧汇总成 10.0.0.0/8 通告出去 → 两边都宣称「我能到整个 10.0.0.0/8」→ 互相覆盖，流量走错。

新版 IOS 默认 no auto-summary，老版默认开着 —— 接手老设备时这是必查项。

variance：只对可行后继生效

variance N 让度量 < N×FD 的路径也参与转发（非等价负载分担，这是 EIGRP 独有的能力，OSPF 只能等价分担）。

⚠️ 只有可行后继才参与 —— 不可行的路径不管度量多小都不会用，因为无法保证无环。这是最容易误解的地方。

生产上要谨慎：流量按度量反比分配，走慢路的那部分用户体验会明显变差。很多时候「有备份但不分担」比「分担到一条烂路上」更好。

重分发必须给种子度量

把静态路由或别的协议重分发进 EIGRP 时，必须指定度量：

redistribute static metric 100000 100 255 1 1500

（依次是 bandwidth delay reliability load MTU）

不给的话度量是无穷大，路由根本不会被通告出去。
现象是「我明明配了 redistribute，邻居却学不到」——而且不报任何错，非常难查。

（对比：重分发进 OSPF 有默认度量 20，不给也能用。）

外部路由的管理距离不一样

· EIGRP 内部路由：管理距离 90
· EIGRP 外部路由（重分发进来的）：管理距离 170

170 比 OSPF 的 110 大，所以同一条前缀同时从 OSPF 和 EIGRP 外部学到时，会选 OSPF 那条。做协议迁移时这个细节经常导致意外的流量路径。

实验重点

• 水平分割在中心辐射 + 同一物理接口时会让分支互相学不到；优先用点到点子接口解决
• auto-summary 会把不连续网络搞坏；新版默认关、老版默认开
• variance 只对可行后继生效，不可行的路径再快也不用
• 重分发必须给种子度量，否则度量无穷大、路由不通告（且不报错）
• EIGRP 内部管理距离 90、外部 170（比 OSPF 的 110 大）