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4: Camada de Rede 4a-1 Capítulo 4: Camada de Rede r 4. 1 Introdução r 4.2 Redes baseadas em circuitos virtuais e datagramas r 4.3 O que existe dentro de.

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1 4: Camada de Rede 4a-1 Capítulo 4: Camada de Rede r 4. 1 Introdução r 4.2 Redes baseadas em circuitos virtuais e datagramas r 4.3 O que existe dentro de um roteador r 4.4 IP: Internet Protocol m Formato do datagrama m Endereçamento IPv4 m ICMP m IPv6 r 4.5 Algoritmos de roteamento m Estado de enlaces m Vetor de distâncias m Roteamento hierárquico r 4.6 Roteando na Internet m RIP m OSPF m BGP r 4.7 Roteamentos broadcast e multicast

2 4: Camada de Rede 4a valor no cabeçalho do pacote que está chegando Algoritmo de roteamento tabela encaminhamento local valor cabeçalho link saída Relacionamento entre roteamento e encaminhamento

3 4: Camada de Rede 4a-3 u y x wv z Grafo: G = (N,E) N = conj. de roteadores = { u, v, w, x, y, z } E = conj. de enlaces ={ (u,v), (u,x), (v,x), (v,w), (x,w), (x,y), (w,y), (w,z), (y,z) } Abstraindo com grafos Comentário: a abstração com grafos é útil em outros contextos da rede Exemplo: P2P, onde N é o conj. dos pares e E é o conj. das conexões TCP

4 4: Camada de Rede 4a-4 Abstraindo com grafos: custos u y x wv z c(x,x) = custo do enlace (x,x) - p.e., c(w,z) = 5 custo poderia também ser 1, ou inversamente relacionado à banda, ou inversamente relacionado ao congestionamento Custo do caminho (x 1, x 2, x 3,…, x p ) = c(x 1,x 2 ) + c(x 2,x 3 ) + … + c(x p-1,x p ) Q: Qual o caminho de menor custo entre u e z? Algoritmo de roteamento: algoritmo que encontra o caminho de menor custo

5 4: Camada de Rede 4a-5 Classificação de Algoritmos de Roteamento Informação global ou descentralizada? Global: r todos roteadores têm info. completa de topologia, custos dos enlaces r algoritmos estado de enlaces Decentralizada: r roteador conhece vizinhos diretos e custos até eles r processo iterativo de cálculo, troca de info. com vizinhos r algoritmos vetor de distâncias Estático ou dinâmico? Estático: r rotas mudam lentamente com o tempo Dinâmico: r rotas mudam mais rapidamente m atualização periódica m em resposta a mudanças nos custos dos enlaces

6 4: Camada de Rede 4a-6 Capítulo 4: Camada de Rede r 4. 1 Introdução r 4.2 Redes baseadas em circuitos virtuais e datagramas r 4.3 O que existe dentro de um roteador r 4.4 IP: Internet Protocol m Formato do datagrama m Endereçamento IPv4 m ICMP m IPv6 r 4.5 Algoritmos de roteamento m Estado de enlaces m Vetor de distâncias m Roteamento hierárquico r 4.6 Roteando na Internet m RIP m OSPF m BGP r 4.7 Roteamentos broadcast e multicast

7 4: Camada de Rede 4a-7 Um algoritmo de roteamento de estado de enlaces (EE) Algoritmo de Dijkstra r topologia da rede, custos dos enlaces conhecidos por todos os nós m realizado através de difusão do estado dos enlaces m todos os nós têm mesma info. r calcula caminhos de menor custo de um nó (origem) para todos os demais m gera tabela de rotas para aquele nó r iterativo: depois de k iterações, sabemos menor custo p/ k destinos Notação: c(i,j): custo do enlace do nó i ao nó j. custo é infinito se não forem vizinhos diretos D(V): valor corrente do custo do caminho da origem ao destino V p(V): nó antecessor no caminho da origem ao nó V, imediatamente antes de V N: conjunto de nós cujo caminho de menor custo já foi determinado

8 4: Camada de Rede 4a-8 O algoritmo de Dijkstra 1 Inicialização: 2 N = {u} 3 para todos os nós v 4 se v for adjacente ao nó u 5 então D(v) = c(u,v) 6 senão D(v) = 7 8 Repete 9 determina w não contido em N tal que D(w) é o mínimo 10 adiciona w ao conjunto N 11 atualiza D(v) para todo v adjacente ao nó w e ainda não em N: 12 D(v) = min( D(v), D(w) + c(w,v) ) 13 /* novo custo ao nó v ou é o custo velho a v ou o custo do 14 menor caminho ao nó w, mais o custo de w a v */ 15 até que todos nós estejam em N

9 4: Camada de Rede 4a-9 Algoritmo de Dijkstra: exemplo Step N' u ux uxy uxyv uxyvw uxyvwz D(v),p(v) 2,u D(w),p(w) 5,u 4,x 3,y D(x),p(x) 1,u D(y),p(y) 2,x D(z),p(z) 4,y u y x wv z

10 4: Camada de Rede 4a-10 Algoritmo de Dijkstra: exemplo u y x wv z Árvore de caminhos mínimos resultante originada em u: v x y w z (u,v) (u,x) destino enlace Tabela de encaminhamento resultante em u:

11 4: Camada de Rede 4a-11 Algoritmo de Dijkstra, discussão Complexidade algoritmica: n nós r a cada iteração: precisa checar todos nós, w, não em N r n*(n+1)/2 comparações => O(n 2 ) r implementações mais eficientes possíveis: O(nlogn) Oscilações possíveis: r p.ex., custo do enlace = carga do tráfego carregado A D C B 1 1+e e 0 e A D C B 2+e e 1 A D C B 0 2+e 1+e A D C B 2+e 0 e 0 1+e 1 inicialmente … recalcula rotas … recalcula

12 4: Camada de Rede 4a-12 Capítulo 4: Camada de Rede r 4. 1 Introdução r 4.2 Redes baseadas em circuitos virtuais e datagramas r 4.3 O que existe dentro de um roteador r 4.4 IP: Internet Protocol m Formato do datagrama m Endereçamento IPv4 m ICMP m IPv6 r 4.5 Algoritmos de roteamento m Estado de enlaces m Vetor de distâncias m Roteamento hierárquico r 4.6 Roteando na Internet m RIP m OSPF m BGP r 4.7 Roteamentos broadcast e multicast

13 4: Camada de Rede 4a-13 Algoritmo Vetor de Distâncias Equação de Bellman-Ford (programação dinâmica) Define d x (y) := custo do caminho de menor custo entre x e y Então d x (y) = min {c(x,v) + d v (y) } onde min é tomado entre todos os vizinhos v de x v

14 4: Camada de Rede 4a-14 Exemplo com Bellman-Ford u y x wv z Claramente, d v (z) = 5, d x (z) = 3, d w (z) = 3 d u (z) = min { c(u,v) + d v (z), c(u,x) + d x (z), c(u,w) + d w (z) } = min {2 + 5, 1 + 3, 5 + 3} = 4 O nó que leva ao custo mínimo é o próximo passo ao longo do caminho mais curto tab. de encaminhamento A equação B-F diz:

15 4: Camada de Rede 4a-15 Algoritmo Vetor de Distâncias r D x (y) = estimativa do menor custo entre x e y r Vetor de distâncias: D x = [D x (y): y є N ] r Nó x sabe o custo para cada vizinho v: c(x,v) r Nó x mantém D x = [D x (y): y є N ] r Nó x mantém ainda os vetores de distâncias dos seus vizinhos m Para cada vizinho v, x mantém D v = [D v (y): y є N ]

16 4: Camada de Rede 4a-16 Algoritmo Vetor de Distâncias (4) Idéia básica: r Cada nó envia periodicamente o seu próprio vetor de distâncias estimado para os vizinhos r Quando um nó x recebe um novo VD estimado de um vizinho, ele atualiza o seu VD usando a eq. B-F: D x (y) min v {c(x,v) + D v (y)} p/ cada nó y N Sob condições mínimas, naturais, a estimativa D x (y) converge para o menor custo real d x (y)

17 4: Camada de Rede 4a-17 Algoritmo Vetor de Distâncias (5) Iterativo, assíncrono: cada iteração local causada por: r mudança do custo do enlace local r mensagem do vizinho: mudança de caminho de menor custo para algum destino Distribuído: r cada nó avisa a seus vizinhos apenas quando muda seu caminho de menor custo para qualquer destino m os vizinhos então avisam a seus vizinhos, se for necessário espera (mudança no custo de mensagem do vizinho) recalcula tabela de distâncias se mudou o caminho de menor custo para qq. destino, avisa vizinhos Cada nó:

18 4: Camada de Rede 4a-18 x y z x y z origem custo para origem x y z x y z origem custo para x y z x y z origem custo para x y z x y z custo para x y z x y z origem custo para x y z x y z origem custo para x y z x y z origem custo para x y z x y z origem custo para x y z x y z 7 10 custo para tempo x z y tabela nó x tabela nó y tabela nó z D x (y) = min{c(x,y) + D y (y), c(x,z) + D z (y)} = min{2+0, 7+1} = 2 D x (z) = min{c(x,y) + D y (z), c(x,z) + D z (z)} = min{2+1, 7+0} = 3

19 4: Camada de Rede 4a-19 Vetor de Distâncias: mudança no custo dos enlaces Mudança no custo dos enlaces: r nó detecta mudança no custo do enlace local r atualiza tabela de distâncias r se mudou o VD, avisa aos vizinhos X Z Y 1 boas notícias chegam logo No tempo t 0, y detecta a mudança no custo do enlace, atualiza o seu VD e informa os vizinhos. No tempo t 1, z recebe a atualização de y e atualiza a sua tabela. Computa o novo menor custo p/ x e envia o seu VD p/ os vizinhos. No tempo t 2, y recebe a atualização de z e atualiza a sua tabela. Os custos mínimos de y não mudam e portanto y não envia nenhuma mensagem para z.

20 4: Camada de Rede 4a-20 Vetor de Distâncias: mudança no custo dos enlaces Mudança no custo dos enlaces: r boas notícias chegam logo r más notícias demoram para chegar - problema da contagem ao infinito! r 44 iterações antes do algoritmo estabilizar: veja texto Reverso envenenado: r Se z roteia via y p/ chegar a x: m z informa p/ y que sua distância p/ x é infinita (p/ que y não roteie p/ x via z) r será que isto resolve completamente o problema da contagem ao infinito? x z y 60

21 4: Camada de Rede 4a-21 Comparação dos algoritmos EE e VD Complexidade de mensagens r EE: com n nós, E enlaces, O(nE) mensagens enviadas r VD: trocar mensagens apenas entre vizinhos m varia o tempo de convergência Rapidez de Convergência r EE: algoritmo O(n 2 ) requer O(nE) mensagens m podem ocorrer oscilações r VD: varia tempo para convergir m podem ocorrer rotas cíclicas m problema de contagem ao infinito Robustez: o que acontece se houver falha do roteador? EE: m nó pode anunciar valores incorretos de custo de enlace m cada nó calcula sua própria tabela VD: m um nó VD pode anunciar um custo de caminho incorreto m a tabela de cada nó é usada pelos outros nós um erro propaga pela rede

22 4: Camada de Rede 4a-22 Capítulo 4: Camada de Rede r 4. 1 Introdução r 4.2 Redes baseadas em circuitos virtuais e datagramas r 4.3 O que existe dentro de um roteador r 4.4 IP: Internet Protocol m Formato do datagrama m Endereçamento IPv4 m ICMP m IPv6 r 4.5 Algoritmos de roteamento m Estado de enlaces m Vetor de distâncias m Roteamento hierárquico r 4.6 Roteando na Internet m RIP m OSPF m BGP r 4.7 Roteamentos broadcast e multicast

23 4: Camada de Rede 4a-23 Roteamento Hierárquico escala: com 200 milhões de destinos: r impossível guardar todos destinos na tabela de rotas! r troca de tabelas de rotas afogaria os enlaces! autonomia administrativa r internet = rede de redes r cada admin de rede pode querer controlar roteamento em sua própria rede Neste estudo de roteamento fizemos uma idealização: r todos os roteadores idênticos r rede não hierarquizada (flat) … não é verdade, na prática

24 4: Camada de Rede 4a-24 Roteamento Hierárquico r agregar roteadores em regiões, sistemas autônomos (SAs) r roteadores no mesmo SA usam o mesmo protocolo de roteamento m protocolo de roteamento intra-SA m roteadores em SAs diferentes podem usar diferentes protocolos de roteamento intra-SA Roteador de borda r Enlace direto para roteador em outro SA

25 4: Camada de Rede 4a-25 SAs interconectados 3b 1d 3a 1c 2a SA3 SA1 SA2 1a 2c 2b 1b Algoritmo de roteamento intra-AS Algoritmo de roteamento intra-AS Tabela de encaminhamento 3c r Tab. de encaminhamento é configurada pelos algoritmos intra-SA e inter-SA m Intra-SA define entradas p/ dest. internos m Inter-SA e Intra-SA define entradas p/ dest. externos

26 4: Camada de Rede 4a-26 3b 1d 3a 1c 2a SA3 SA1 SA2 1a 2c 2b 1b 3c Tarefas do roteamento inter-SA r Suponha que um roteador em SA1 recebe um datagrama cujo destino está fora de SA1 m Roteador deveria encaminhar o pacote p/ um dos roteadores de borda, mas qual? SA1 precisa: 1. aprender quais destinos são alcançáveis via SA2 e quais são alcançáveis via SA3 2. propagar estas info. de alcançabilidade para todos os roteadores em SA1 Tarefas do rot. inter-SA!

27 4: Camada de Rede 4a-27 Exemplo: definindo a tabela de encaminhamento no roteador 1d r Suponha que SA1 aprende através do protocolo inter-SA que a sub-rede x é alcançável via SA3 (rot. de borda 1c) mas não via SA2. r Protocolo Inter-SA propaga info. de alcançabilidade para todos os roteadores internos. r Roteador 1d determina através de info. de roteamento intra-SA que sua interface I está no caminho mínimo para 1c. r Coloca par (x,I) na tab. de encaminhamento.

28 4: Camada de Rede 4a-28 Aprende através do protocolo inter-SA que a sub-rede x é alcançável via múltiplos roteadores de borda Usa info. de roteamento do protocolo intra-SA p/ determinar os caminhos mínimos p/ cada rot. de borda Roteamento batata quente: escolhe o roteador de borda que tem o caminho de menor custo Determina da tab. de encaminhamento a interface I que leva ao rot. de borda de menor custo. Insere (x,I) na tab. de encaminhamento Exemplo: escolhendo entre múltiplos SAs r Suponha agora que SA1 aprende através do protocolo inter-SA que a sub-rede x é alcançável via SA3 e via SA2. r Para configurar a tabela de encaminhamento, o roteador 1d deve determinar para qual roteador de borda ele deve enviar pacotes com destino x. r Isto também é tarefa do protocolo de roteamento inter-SA! r Roteamento batata quente (hot potato): envia pacote para o roteador de borda mais próximo.

29 4: Camada de Rede 4a-29 Capítulo 4: Camada de Rede r 4. 1 Introdução r 4.2 Redes baseadas em circuitos virtuais e datagramas r 4.3 O que existe dentro de um roteador r 4.4 IP: Internet Protocol m Formato do datagrama m Endereçamento IPv4 m ICMP m IPv6 r 4.5 Algoritmos de roteamento m Estado de enlaces m Vetor de distâncias m Roteamento hierárquico r 4.6 Roteando na Internet m RIP m OSPF m BGP r 4.7 Roteamentos broadcast e multicast

30 4: Camada de Rede 4a-30 Roteamento Intra-SA r Também conhecidos como Interior Gateway Protocols (IGP) r Os protocolos de roteamento Intra-SA mais comuns são: m RIP: Routing Information Protocol m OSPF: Open Shortest Path First m IGRP: Interior Gateway Routing Protocol (proprietário da Cisco)

31 4: Camada de Rede 4a-31 Capítulo 4: Camada de Rede r 4. 1 Introdução r 4.2 Redes baseadas em circuitos virtuais e datagramas r 4.3 O que existe dentro de um roteador r 4.4 IP: Internet Protocol m Formato do datagrama m Endereçamento IPv4 m ICMP m IPv6 r 4.5 Algoritmos de roteamento m Estado de enlaces m Vetor de distâncias m Roteamento hierárquico r 4.6 Roteando na Internet m RIP m OSPF m BGP r 4.7 Roteamentos broadcast e multicast

32 4: Camada de Rede 4a-32 RIP (Routing Information Protocol) r Algoritmo vetor de distâncias r Incluído na distribuição do BSD-UNIX em 1982 r Métrica de distância: # de enlaces (máx = 15 enlaces) D C BA u v w x y z destino saltos u 1 v 2 w 2 x 3 y 3 z 2 Do roteador A p/ sub-redes:

33 4: Camada de Rede 4a-33 Anúncios RIP r Vetores de distâncias: trocados a cada 30 seg via Mensagem de Resposta (também chamada de anúncio) r Cada anúncio: rotas para até 25 redes destino dentro do SA

34 4: Camada de Rede 4a-34 Exemplo RIP Rede Destino Próximo Roteador No. de enlaces ao destino wA2 yB2 zB7 x--1 ….…..... w xy z A C D B Tabela de rotas em D...

35 4: Camada de Rede 4a-35 Exemplo RIP Rede Destino Próximo Roteador No. de enlaces ao destino wA2 yB2 zB A7 5 x--1 ….…..... w xy z A C D B Tabela de rotas em D... Dest Prox Saltos w - 1 x - 1 z C 4 …. …... Anúncios de A para D

36 4: Camada de Rede 4a-36 RIP: Falha e Recuperação de Enlaces Se não for recebido anúncio novo durante 180 seg --> vizinho/enlace declarados mortos m rotas via vizinho invalidadas m novos anúncios enviados aos vizinhos m na sua vez, os vizinhos publicam novos anúncios (se foram alteradas as suas tabelas) m informação sobre falha do enlace rapidamente propaga para a rede inteira m reverso envenenado usado para impedir rotas cíclicas (ping-pong) (distância infinita = 16 enlaces)

37 4: Camada de Rede 4a-37 RIP: Processamento de tabelas r Tabelas de roteamento RIP gerenciadas por processo de nível de aplicação chamado route-d (routing daemon) r anúncios enviados em pacotes UDP, repetidos periodicamente

38 4: Camada de Rede 4a-38 Capítulo 4: Camada de Rede r 4. 1 Introdução r 4.2 Redes baseadas em circuitos virtuais e datagramas r 4.3 O que existe dentro de um roteador r 4.4 IP: Internet Protocol m Formato do datagrama m Endereçamento IPv4 m ICMP m IPv6 r 4.5 Algoritmos de roteamento m Estado de enlaces m Vetor de distâncias m Roteamento hierárquico r 4.6 Roteando na Internet m RIP m OSPF m BGP r 4.7 Roteamentos broadcast e multicast

39 4: Camada de Rede 4a-39 OSPF (Open Shortest Path First) r open (aberto): publicamente disponível r Usa algoritmo do Estado de Enlaces m disseminação de pacotes EE m mapa da topologia a cada nó m cálculo de rotas usando o algoritmo de Dijkstra r Anúncio de OSPF inclui uma entrada por roteador vizinho r Anúncios disseminados para SA inteiro (via inundação) m Carregados em mensagens OSPF diretamente sobre IP (ao invés de TCP ou UDP)

40 4: Camada de Rede 4a-40 OSPF: características avançadas (não existentes no RIP) r Segurança: todas mensagens OSPF autenticadas (para impedir intrusão maliciosa) r Caminhos Múltiplos de custos iguais permitidos (o RIP permite e usa apenas uma rota) r Para cada enlace, múltiplas métricas de custo para TOS diferentes (p.ex, custo de enlace de satélite colocado como baixo para melhor esforço; alto para tempo real) r Suporte integrado para ponto a ponto e multiponto: m OSPF multiponto (MOSPF) usa mesma base de dados de topologia usado por OSPF r OSPF hierárquico em domínios grandes.

41 4: Camada de Rede 4a-41 OSPF Hierárquico

42 4: Camada de Rede 4a-42 OSPF Hierárquico r Hierarquia de dois níveis: área local, backbone. m Anúncios de EE disseminados apenas na mesma área m cada nó possui topologia detalhada da área; apenas sabe a direção (caminho mais curto) para redes em outras áreas. r Roteador de fronteira de área: sumariza distâncias às redes na sua própria área, anuncia a outros roteadores de fronteira de área. r Roteadores do backbone: realizam roteamento OSPF limitado ao backbone. r Roteadores de fronteira: ligam a outros SAs.

43 4: Camada de Rede 4a-43 Capítulo 4: Camada de Rede r 4. 1 Introdução r 4.2 Redes baseadas em circuitos virtuais e datagramas r 4.3 O que existe dentro de um roteador r 4.4 IP: Internet Protocol m Formato do datagrama m Endereçamento IPv4 m ICMP m IPv6 r 4.5 Algoritmos de roteamento m Estado de enlaces m Vetor de distâncias m Roteamento hierárquico r 4.6 Roteando na Internet m RIP m OSPF m BGP r 4.7 Roteamentos broadcast e multicast

44 4: Camada de Rede 4a-44 Roteamento inter-SA na Internet: BGP r BGP (Border Gateway Protocol): o padrão de fato r BGP provê para cada SA meios de: 1. Obter informação de alcançabilidade de sub-redes a partir de SAs vizinhos. 2. Propagar informação de alcançabilidade para todos os roteadores internos ao SA. 3. Determinar boas rotas para sub-redes a partir de informação de alcançabilidade e políticas. r Permite que uma sub-rede anuncie a sua existência para o resto da Internet: Estou aqui!

45 4: Camada de Rede 4a-45 Fundamentos do BGP r Par de roteadores (pares BGP) trocam info. de roteamento através de conexões TCP semi-permanentes TCP: sessões BGP r Note que sessões BGP não correspondem a enlaces físicos. r Quando um SA2 anuncia um prefixo para SA1, SA2 está prometendo que vai enviar àquele prefixo quaisquer datagramas destinados ao mesmo. m SA2 pode agregar prefixos nos seus anúncios 3b 1d 3a 1c 2a SA3 SA1 SA2 1a 2c 2b 1b 3c eBGP session iBGP session

46 4: Camada de Rede 4a-46 Distribuindo informação de alcançabilidade r Com a sessão eBGP 3a-para-1c, SA3 envia informação de alcançabilidade de prefixos para SA1. r 1c pode usar iBGP para distribuir esta nova informação de alcance de prefixo para todos os roteadores em SA1. r 1b pode então re-anunciar a nova informação de alcance para SA2 através da sessão eBGP 1b-para-2a. r Quando um roteador aprende sobre um novo prefixo, ele cria uma entrada para o prefixo na sua tabela de encaminhamento. 3b 1d 3a 1c 2a SA3 SA1 SA2 1a 2c 2b 1b 3c eBGP session iBGP session

47 4: Camada de Rede 4a-47 Atributos de caminho & Rotas BGP r Quando um prefixo é anunciado, o anúncio inclui atributos BGP. m prefixo + atributos = rota r Dois atributos importantes: m AS-PATH: contém os SAs pelos quais o anúncio para o prefixo passou: AS 67 AS 17 m NEXT-HOP: indica o roteador específico, interno ao SA, que leva ao SA do próximo salto. (Pode haver múltiplos enlaces do SA atual para o SA do próximo salto) r Quando um roteador de borda recebe um anúncio de rota, usa a política de importação para aceitar/declinar.

48 4: Camada de Rede 4a-48 Seleção de rota do BGP r Roteador pode aprender sobre mais de 1 rota para algum prefixo. Ele deve selecionar a rota. r Regras de eliminação: 1. Valor do atributo preferência local associado à rota: decisão política 2. Menor AS-PATH 3. Roteador NEXT-HOP mais próximo: roteamento batata quente 4. Critérios adicionais

49 4: Camada de Rede 4a-49 Mensagens BGP r Mensagens BGP trocadas usando TCP. r Mensagens BGP: m OPEN: abre conexão TCP ao roteador par e autentica remetente m UPDATE: anuncia caminho novo (ou retira velho) m KEEPALIVE mantém conexão viva na ausência de UPDATES; também reconhece pedido OPEN m NOTIFICATION: reporta erros na mensagem anterior; também usada para fechar conexão

50 4: Camada de Rede 4a-50 Políticas de roteamento BGP r A,B,C são redes de provedores r X,W,Y são clientes (das redes de provedores) r X com duas interfaces: conectadas a duas redes m X não quer rotear de B para C m.. então X não vai anunciar para B a rota para C A B C W X Y legenda: rede cliente rede provedor

51 4: Camada de Rede 4a-51 Políticas de roteamento BGP (2) r A anuncia para B o caminho AW r B anuncia para X o caminho BAW r Deveria B anunciar para C o caminho BAW? m Nem pensar! B não obtém rendimento pelo roteamento CBAW, já que nem W ou C são clientes de B m B quer forçar C a rotear para W via A m B quer rotear apenas para/dos seus clientes! A B C W X Y legenda: rede cliente rede provedor

52 4: Camada de Rede 4a-52 Por quê há diferenças entre roteamento Intra- e Inter-SA? Políticas: r Inter-SA: administração quer controle sobre como tráfego roteado, quem transita através da sua rede. r Intra-AS: administração única, logo são desnecessárias decisões políticas Escalabilidade: r roteamento hierárquico economiza tamanho de tabela de rotas, reduz tráfego de atualização Desempenho: r Intra-AS: pode focar em desempenho r Inter-AS: políticas podem ser mais importantes do que desempenho

53 4: Camada de Rede 4a-53 Capítulo 4: Camada de Rede r 4. 1 Introdução r 4.2 Redes baseadas em circuitos virtuais e datagramas r 4.3 O que existe dentro de um roteador r 4.4 IP: Internet Protocol m Formato do datagrama m Endereçamento IPv4 m ICMP m IPv6 r 4.5 Algoritmos de roteamento m Estado de enlaces m Vetor de distâncias m Roteamento hierárquico r 4.6 Roteando na Internet m RIP m OSPF m BGP r 4.7 Roteamentos broadcast e multicast

54 4: Camada de Rede 4a-54 R1 R2 R3R4 duplicação na fonte R1 R2 R3R4 duplicação dentro da rede criação/transmissão duplicada duplicação Roteamento Broadcast r Envia pacotes de uma para todos os outros nós r Duplicação na fonte é ineficiente: r Duplicação na fonte: como a fonte determina os endereços dos receptores duplicação

55 4: Camada de Rede 4a-55 Duplicação dentro da rede r Inundação: quando nó recebe pacotes de broadcast, envia cópia para todos os vizinhos m Problemas: ciclos e tempestades de broadcast r Inundação controlada: nó somente faz broadcast com o pacote se já não tiver feito antes com o mesmo pacote m Nó mantém registro sobre ids dos pacotes para os quais já fez broadcast m Ou adota envio pelo caminho reverso (Reverse Path Forwarding - RPF): só encaminha pacote se chegou pelo caminho mínimo entre o nó e a fonte r Árvores geradoras (spanning trees) m Nenhum pacote redundante recebido por nenhum nó

56 4: Camada de Rede 4a-56 A B G D E c F A B G D E c F (a) Broadcast iniciado em A (b) Broadcast iniciado em D Árvore Geradora r Primeiro construa uma árvore geradora r Nós encaminham cópias somente ao longo da árvore geradora

57 4: Camada de Rede 4a-57 A B G D E c F (a)Construção passo-a- passo da árvore geradora A B G D E c F (b) Á rvore geradora construída Árvore Geradora: criação r Nó central r Cada nó envia mensagem de junção ponto-a-ponto (unicast) para o nó central m Mensagem encaminhada até que chegue em um nó já pertencente à árvore geradora

58 Roteamento Multicast: definição do problema r Meta: achar uma árvore (ou árvores) conectando todos os roteadores com membros locais do grupo mcast m árvore: nem todos os caminhos entre roteadores são usados m baseada na origem: árvore distinta de cada fonte p/ receptores m compartilhada: mesma árvore usada por todos os membros do grupo Árvore compartilhada Árvores baseadas na origem

59 Abordagens para a construção de árvores mcast r Abordagens: r baseada na origem: uma árvore por fonte m árvores de caminhos mínimos m envio pelo caminho reverso r compartilhada: grupo usa uma árvore única m árvore de custo mínimo (Steiner) m árvore baseada em um centro …primeiro olharemos as abordagens básicas, e depois protocolos específicos que adotam estas abordagens

60 Árvore de Caminhos Mínimos r Árvore de encaminhamento mcast: árvore composta pelos caminhos mínimos da fonte para todos os receptores m Algoritmo de Dijkstra R1 R2 R3 R4 R5 R6 R i roteador com membro do grupo atrelado roteador sem membro do grupo atrelado enlace usado p/ envio, i indica a ordem de adição do enlace pelo algoritmo LEGENDA S: fonte

61 Envio pelo Caminho Reverso se (datagrama mcast recebido por um enlace de entrada no caminho mínimo de volta para a fonte) então inunda o datagrama por todos os enlaces de saída senão ignora o datagrama Baseia-se no conhecimento do roteador sobre caminhos mínimos unicast dele para a fonte cada roteador tem um comportamento de envio simples:

62 Envio pelo Caminho Reverso: exemplo resultado é uma árvore de caminho mínimo reversa específica para a fonte - pode ser uma escolha ruim para enlaces assimétricos R1 R2 R3 R4 R5 R6 R7 datagrama vai ser encaminhado LEGENDA S: fonte datagrama não vai ser encaminhado roteador com membro do grupo atrelado roteador sem membro do grupo atrelado

63 Envio pelo Caminho Reverso: poda r Árvore de encaminhamento contém sub-árvores sem nenhum membro do grupo multicast m não há necessidade de enviar datagramas pelas sub-árvores m mensagens de poda enviadas para trás pelo roteador sem nenhum membro do grupo pra frente R1 R2 R3 R4 R5 R6 R7 mensagem de poda LEGENDA S: fonte enlace com envio mcast P P P roteador com membro do grupo atrelado roteador sem membro do grupo atrelado

64 Árvore de Steiner r Árvore de Steiner: árvore de custo mínimo conectando todos os roteadores com membros locais do grupo mcast r problema NP-completo r existem excelentes heurísticas r não é usada na prática: m complexidade computacional m necessita informações sobre a rede inteira m monolítica: recalculada sempre que um roteador precisa ser acrescentado/retirado

65 Árvores baseadas em centros r árvore de envio única compartilhada por todos r um roteador eleito como centro da árvore r para juntar-se: m roteador de fora envia msg-junção unicast endereçada ao roteador central m msg-junção é processada pelos roteadores intermediários e encaminhada para o centro m msg-junção ou chega a um ramo da árvore já existente para este centro, ou chega ao centro m caminho seguido por msg-junção se torna novo ramo da árvore para este roteador

66 Árvores baseadas em centros: exemplo Suponha que R6 foi escolhido como centro: R1 R2 R3 R4 R5 R6 R7 ordem em que as mensagens de junção são geradas LEGENDA roteador com membro do grupo atrelado roteador sem membro do grupo atrelado

67 Roteamento Multicast na Internet: DVMRP r DVMRP: distance vector multicast routing protocol, RFC1075 r inundação e poda: envio pelo caminho reverso (RPF), árvore baseada na fonte m árvore RPF baseada em tabelas de roteamento próprias do DVMRP, construídas por meio da comunicação entre roteadores DVMRP m nada assume sobre o roteamento unicast subjacente m datagrama inicial para o grupo mcast é inundado por todo lugar via RPF m roteadores sem membros: mensagens de poda para cima

68 DVMRP: continuando… r estado soft : roteador DVMRP esquece periodicamente (1 min.) que ramos estão podados: m dados mcast novamente fluem pelos ramos não podados m roteador de baixo: refaz a poda ou continua a receber dados r roteadores podem rapidamente se enxertar na árvore m seguindo junção IGMP na folha r considerações finais m comumente implementado em roteadores comerciais m roteamento Mbone feito através do DVMRP

69 Tunelamento Q: Como conectar ilhas de roteadores multicast em um oceano de roteadores unicast? datagrama mcast encapsulado dentro de um datagrama normal (sem endereço multicast) datagrama IP normal enviado através de um túnel via IP unicast regular para o roteador mcast receptor roteador mcast receptor desencapsula para obter datagrama mcast Topologia física Topologia lógica

70 PIM: Protocol Independent Multicast r não depende de nenhum algoritmo de roteamento unicast subjacente (trabalha com todos) r Dois cenários de distribuição multicast diferentes: Denso: membros do grupo densamente empacotados, em estreita proximidade maior disponibilidade de banda Esparso: # de redes com membros do grupo pequeno em relação ao # de redes interconectadas membros do grupo amplamente dispersos menor disponibilidade de banda

71 Conseqüências da Dicotomia Esparso-Denso: Denso r participação dos roteadores nos grupos assumida até que os roteadores se podem explicitamente r construção da árvore mcast ditada pelos dados (e.x., RPF) r uso da banda e processamento no roteador não participante do grupo perdulários Esparso : r sem participação até que os roteadores se juntem explicitamente r construção da árvore mcast ditada pelos receptores (e.x., baseada em centro) r uso da banda e processamento no roteador não participante do grupo criteriosos

72 PIM- Modo Denso RPF com inundação e poda, similar ao DVMRP mas Protocolo de roteamento unicast subjacente provê as informações referentes ao datagrama chegando, necessárias ao RPF inundação menos complicada (menos eficiente) que a do DVMRP reduz a dependência em relação ao algoritmo de roteamento subjacente possui mecanismo no protocolo para que o roteador detecte que é um nó folha

73 PIM – Modo Esparso r abordagem baseada em centro r Roteador envia msg. de junção para o ponto de encontro (rendezvous point - RP) m Roteadores intermediários atualizam estado e encaminham msg. de junção r após se juntar via RP, roteador pode mudar p/ árvore baseada na fonte m performance melhorada: menos concentração, caminhos menores R1 R2 R3 R4 R5 R6 R7 junção multicast dos dados a partir do ponto de encontro (RP) ponto de encontro

74 PIM – Modo Esparso fonte(s): r dados via rot. unicast para o RP, que os distribui ao longo da árvore com raiz no RP r RP pode estender árvore mcast para cima até a fonte r RP pode enviar msg. pare p/ fonte se não houver receptores atrelados m ninguém está ouvindo! R1 R2 R3 R4 R5 R6 R7 junção multicast dos dados a partir do ponto de encontro (RP) ponto de encontro

75 4: Camada de Rede 4a-75 Camada de Rede: resumo Próxima parada: A camada de Enlace de Dados! O que nós cobrimos: r Serviços da camada de rede r Princípios de roteamento: estado dos enlaces e vetor de distâncias r roteamento hierárquico r IP r protocolos de roteamento Internet RIP, OSPF, BGP r O que tem dentro de um roteador? r IPv6


Carregar ppt "4: Camada de Rede 4a-1 Capítulo 4: Camada de Rede r 4. 1 Introdução r 4.2 Redes baseadas em circuitos virtuais e datagramas r 4.3 O que existe dentro de."

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