實驗拓撲如上圖所示我們使用EIGRP協議做通全網實現R1 的1.1.1.1 可以和 R4的4.4.4.4 進行通訊

此時我們檢視R1的路由表，檢視去往4.4.4.4 的路由條目

通過拓撲圖我們看到 R1去往4.4.4.4 是有兩條路徑的也就是 R1-R2-R4 和 R1-R3-R4 ，但是在路由表中，我們發現只有一條路徑 metric值為 158720 這條路徑為 SUCCESSOR 通過經驗我們來判斷，該路徑一定是 R1-R2-R4。但是這裡我們不談經驗，只談真理，那麼我們分別計算兩條路徑的 FD值

R1-R2-R4 鏈路，最小頻寬為 100000

sum delay= R1 f1/1 R2 f1/1 R4/lo0 = 100 + 100 + 5000 = 5200

帶入公式 metric 值為 158720

R1-R3-R4 鏈路，最小頻寬為

我們發現整條鏈路的最小頻寬頻寬為 1544

sum delay = 100 + 20000 + 5000 = 25100

帶入公式計算 metric= 2300416

我們發現R1去往R4路由表中只有一條路徑,那麼拓撲表裡有幾條路徑呢?

我們發現R1的拓撲表中去 4.4.4.4 也只有一條路徑

為什麼 R1-R3-R4 沒有被放入拓撲表？

那麼我們計算一下這條路徑的AD值

bandwidth=1544

sum delay= 20000 + 5000 = 25000

通過計算 metric 值為 2297856

我們確認一下計算是否正確

我們看到 R3到達 4.4.4.4 的 metric 與我們所計算的相同

我們以前討論過，如果一個路徑想成為 fessible successor 必須具備的條件是

欲成為 fessible successor 的路徑的 AD值 要小於 successor 的FD值

那麼我們在R1上看到去往4.4.4.4 的兩條路徑 其中 R1-R3-R4路徑的 ad 值 遠遠大於 R1-R2-R4 的FD值，所以它不可能成為 fessible successor 所以它也就不可能出現在 R1 的 eigrp 的拓撲表中

那反過來，我們在路由器R4上看 1.1.1.1

先看R4的路由表

我們看到 去往 1.1.1.1 的路為 R4-R2-R1

繼續檢視R4的拓撲表

我們看到 R4 去往 1.1.1.1 有兩條路徑 其中 R4-R3-R1 為 fessible successor 那麼為什麼反過來看時候 R4-R1就有 fessibe successor 我們發現，對於R4到R1來說，下一跳路由分別是 R2和R3 ，這兩臺路由器到達 R4 的鏈路是相同的，所以必然metric相同都為 156160 都小於158720 R4-R3-R1必然是 fessible-successor

下面我們進行非等價負載均衡，讓這兩條路徑都出現在路由表中，此時我們需要使用 variance 引數

variance 這個引數是一個倍數意思，是當前 success FD 值的多少倍的意思

我們看到 successor 的FD為158720

fessibe successor 的FD值 2300416

所以 158720*variance=2300416 variance=2300416/158720=15

那我們在路由器R4上進行配置

我們可以看到 variance 值最多為128

此時我們檢視R4路由表

我們看到 在R4上成功實現去往 1.1.1.1 的非等價負載均衡

那麼我們就達到了實驗目的，相信大家也懂了 variance 引數的含義

如果我們把variance引數改的小於15

我們在R4上並沒有看到去往 1.1.1.1 的非等價負載均衡

我們再將數值改為 15 來檢視非等價負載均衡時候鄰居傳送路由條目的情況

我們看到 R4 分別從 R2 和 R3 接受到 4條和5條路由資訊

variance 引數我們就介紹到這裡

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