4: Camada de Rede 4a-1
Capítulo 4: Camada de Rede
4. 1 Introdução 4.2 Redes baseadas
em circuitos virtuais e datagramas
4.3 O que existe dentro de um roteador
4.4 IP: Internet Protocol Formato do datagrama Endereçamento IPv4 ICMP IPv6
4.5 Algoritmos de roteamento Estado de enlaces Vetor de distâncias Roteamento
hierárquico 4.6 Roteando na
Internet RIP OSPF BGP
4.7 Roteamentos broadcast e multicast
4: Camada de Rede 4a-2
1
23
0111
valor no cabeçalhodo pacote que estáchegando
Algoritmo de roteamento
tabela encaminhamento localvalor cabeçalho link saída
0100010101111001
3221
Relacionamento entre roteamento e encaminhamento
4: Camada de Rede 4a-3
u
yx
wv
z2
2
13
1
1
2
53
5
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: Camada de Rede 4a-4
Abstraindo com grafos: custos
u
yx
wv
z2
2
13
1
1
2
53
5 • 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 (x1, x2, x3,…, xp) = c(x1,x2) + c(x2,x3) + … + c(xp-1,xp)
Q: Qual o caminho de menor custo entre u e z?
Algoritmo de roteamento: algoritmo que encontra o caminho de menor custo
4: Camada de Rede 4a-5
Classificação de Algoritmos de RoteamentoInformação global ou
descentralizada?Global: todos roteadores têm info.
completa de topologia, custos dos enlaces
algoritmos “estado de enlaces”
Decentralizada: roteador conhece vizinhos
diretos e custos até eles processo iterativo de cálculo,
troca de info. com vizinhos algoritmos “vetor de
distâncias”
Estático ou dinâmico?Estático: rotas mudam
lentamente com o tempo
Dinâmico: rotas mudam mais
rapidamente atualização periódica em resposta a
mudanças nos custos dos enlaces
4: Camada de Rede 4a-6
Capítulo 4: Camada de Rede
4. 1 Introdução 4.2 Redes baseadas
em circuitos virtuais e datagramas
4.3 O que existe dentro de um roteador
4.4 IP: Internet Protocol Formato do datagrama Endereçamento IPv4 ICMP IPv6
4.5 Algoritmos de roteamento Estado de enlaces Vetor de distâncias Roteamento
hierárquico 4.6 Roteando na
Internet RIP OSPF BGP
4.7 Roteamentos broadcast e multicast
4: Camada de Rede 4a-7
Um algoritmo de roteamento de “estado de enlaces” (EE)
Algoritmo de Dijkstra topologia da rede, custos dos
enlaces conhecidos por todos os nós realizado através de “difusão
do estado dos enlaces” todos os nós têm mesma info.
calcula caminhos de menor custo de um nó (“origem”) para todos os demais gera tabela de rotas para
aquele nó 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
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 Repete9 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’
4: Camada de Rede 4a-9
Algoritmo de Dijkstra: exemplo
Step012345
N'u
uxuxy
uxyvuxyvw
uxyvwz
D(v),p(v)2,u2,u2,u
D(w),p(w)5,u4,x3,y3,y
D(x),p(x)1,u
D(y),p(y)∞
2,x
D(z),p(z)∞ ∞
4,y4,y4,y
u
yx
wv
z2
2
13
1
1
2
53
5
4: Camada de Rede 4a-10
Algoritmo de Dijkstra: exemplo
u
yx
wv
z
Árvore de caminhos mínimos resultante originada em u:
vx
y
w
z
(u,v)(u,x)
(u,x)
(u,x)
(u,x)
destino enlace
Tabela de encaminhamento resultante em u:
4: Camada de Rede 4a-11
Algoritmo de Dijkstra, discussãoComplexidade algoritmica: n nós a cada iteração: precisa checar todos nós, w, não em N’ n*(n+1)/2 comparações => O(n2) implementações mais eficientes possíveis: O(nlogn)
Oscilações possíveis: p.ex., custo do enlace = carga do tráfego carregado
A
D
C
B1 1+e
e0
e
1 1
0 0
A
D
C
B2+e 0
001+e1
A
D
C
B0 2+e
1+e10 0
A
D
C
B2+e 0
e01+e1
inicialmente… recalcula
rotas… recalcula … recalcula
4: Camada de Rede 4a-12
Capítulo 4: Camada de Rede
4. 1 Introdução 4.2 Redes baseadas
em circuitos virtuais e datagramas
4.3 O que existe dentro de um roteador
4.4 IP: Internet Protocol Formato do datagrama Endereçamento IPv4 ICMP IPv6
4.5 Algoritmos de roteamento Estado de enlaces Vetor de distâncias Roteamento
hierárquico 4.6 Roteando na
Internet RIP OSPF BGP
4.7 Roteamentos broadcast e multicast
4: Camada de Rede 4a-13
Algoritmo Vetor de DistânciasEquação de Bellman-Ford (programação
dinâmica)Definedx(y) := custo do caminho de menor custo entre
x e y
Então
dx(y) = min {c(x,v) + dv(y) }
onde min é tomado entre todos os vizinhos v de x
v
4: Camada de Rede 4a-14
Exemplo com Bellman-Ford
u
yx
wv
z2
2
13
1
1
2
53
5 Claramente, dv(z) = 5, dx(z) = 3, dw(z) = 3
du(z) = min { c(u,v) + dv(z), c(u,x) + dx(z), c(u,w) + dw(z) } = min {2 + 5, 1 + 3, 5 + 3} = 4
O nó que leva ao custo mínimo é o próximo passoao longo do caminho mais curto➜ tab. de encaminhamento
A equação B-F diz:
4: Camada de Rede 4a-15
Algoritmo Vetor de Distâncias Dx(y) = estimativa do menor custo entre x
e y Vetor de distâncias: Dx = [Dx(y): y є N ] Nó x sabe o custo para cada vizinho v:
c(x,v) Nó x mantém Dx = [Dx(y): y є N ] Nó x mantém ainda os vetores de
distâncias dos seus vizinhos Para cada vizinho v, x mantém Dv = [Dv(y): y є N ]
4: Camada de Rede 4a-16
Algoritmo Vetor de Distâncias (4)
Idéia básica: Cada nó envia periodicamente o seu próprio
vetor de distâncias estimado para os vizinhos Quando um nó x recebe um novo VD estimado
de um vizinho, ele atualiza o seu VD usando a eq. B-F:Dx(y) ← minv{c(x,v) + Dv(y)} p/ cada nó y ∊ N
Sob condições mínimas, naturais, a estimativa Dx(y) converge para o menor custo real dx(y)
4: Camada de Rede 4a-17
Algoritmo Vetor de Distâncias (5)Iterativo, assíncrono: cada
iteração local causada por: mudança do custo do enlace
local mensagem do vizinho: mudança
de caminho de menor custo para algum destino
Distribuído: cada nó avisa a seus vizinhos
apenas quando muda seu caminho de menor custo para qualquer destino 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:
4: Camada de Rede 4a-18
x y z
xyz
0 2 7
∞ ∞ ∞∞ ∞ ∞
ori
gem
custo para
ori
gem
ori
gem
x y z
xyz
0 2 3
ori
gem
custo parax y z
xyz
0 2 3
ori
gem
custo para
x y z
xyz
∞ ∞
∞ ∞ ∞
custo parax y z
xyz
0 2 7
ori
gemcusto para
x y z
xyz
0 2 3
ori
gem
custo para
x y z
xyz
0 2 3
ori
gem
custo parax y z
xyz
0 2 7
ori
gem
custo para
x y z
xyz
∞ ∞ ∞
7 1 0
custo para
∞2 0 1
∞ ∞ ∞
2 0 17 1 0
2 0 17 1 0
2 0 1
3 1 0
2 0 13 1 0
2 0 1
3 1 0
2 0 1
3 1 0
tempo
x z12
7
y
tabela nó x
tabela nó y
tabela nó z
Dx(y) = min{c(x,y) + Dy(y), c(x,z) + Dz(y)} = min{2+0 , 7+1} = 2
Dx(z) = min{c(x,y) + Dy(z), c(x,z) + Dz(z)} = min{2+1 , 7+0} = 3
4: Camada de Rede 4a-19
Vetor de Distâncias: mudança no custo dos enlacesMudança no custo dos enlaces: nó detecta mudança no custo do
enlace local atualiza tabela de distâncias se mudou o VD, avisa aos vizinhos
X Z14
50
Y1
“boasnotíciaschegamlogo”
No tempo t0, y detecta a mudança no custo do enlace, atualiza oseu VD e informa os vizinhos.
No tempo t1, 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 t2, 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.
4: Camada de Rede 4a-20
Vetor de Distâncias: mudança no custo dos enlaces
Mudança no custo dos enlaces: boas notícias chegam logo más notícias demoram para chegar - problema da “contagem ao infinito”! 44 iterações antes do algoritmo estabilizar: veja texto
Reverso envenenado: Se z roteia via y p/ chegar a x:
z informa p/ y que sua distância p/ x é infinita (p/ que y não roteie p/ x via z) será que isto resolve completamente o problema da contagem ao infinito?
x z14
50
y60
4: Camada de Rede 4a-21
Comparação dos algoritmos EE e VD
Complexidade de mensagens EE: com n nós, E enlaces, O(nE)
mensagens enviadas VD: trocar mensagens apenas
entre vizinhos varia o tempo de convergência
Rapidez de Convergência EE: algoritmo O(n2) requer O(nE)
mensagens podem ocorrer oscilações
VD: varia tempo para convergir podem ocorrer rotas cíclicas problema de contagem ao
infinito
Robustez: o que acontece se houver falha do roteador?
EE: nó pode anunciar valores
incorretos de custo de enlace
cada nó calcula sua própria tabela
VD: um nó VD pode anunciar um
custo de caminho incorreto a tabela de cada nó é usada
pelos outros nós• um erro propaga pela rede
4: Camada de Rede 4a-22
Capítulo 4: Camada de Rede
4. 1 Introdução 4.2 Redes baseadas
em circuitos virtuais e datagramas
4.3 O que existe dentro de um roteador
4.4 IP: Internet Protocol Formato do datagrama Endereçamento IPv4 ICMP IPv6
4.5 Algoritmos de roteamento Estado de enlaces Vetor de distâncias Roteamento
hierárquico 4.6 Roteando na
Internet RIP OSPF BGP
4.7 Roteamentos broadcast e multicast
4: Camada de Rede 4a-23
Roteamento Hierárquico
escala: com 200 milhões de destinos:
impossível guardar todos destinos na tabela de rotas!
troca de tabelas de rotas afogaria os enlaces!
autonomia administrativa
internet = rede de redes cada admin de rede pode
querer controlar roteamento em sua própria rede
Neste estudo de roteamento fizemos uma idealização: todos os roteadores idênticos rede “não hierarquizada” (“flat”)… não é verdade, na prática
4: Camada de Rede 4a-24
Roteamento Hierárquico
agregar roteadores em regiões, “sistemas autônomos” (SAs)
roteadores no mesmo SA usam o mesmo protocolo de roteamento protocolo de roteamento
“intra-SA” roteadores em SAs
diferentes podem usar diferentes protocolos de roteamento intra-SA
Roteador de borda Enlace direto para
roteador em outro SA
4: Camada de Rede 4a-25
SAs interconectados
3b
1d
3a
1c2aSA3
SA1
SA21a
2c2b
1b
Algoritmo deroteamentointra-AS
Algoritmo deroteamentointra-AS
Tabela deencaminhamento
3c
Tab. de encaminhamento é configurada pelos algoritmos intra-SA e inter-SA Intra-SA define entradas
p/ dest. internos Inter-SA e Intra-SA define
entradas p/ dest. externos
4: Camada de Rede 4a-26
3b
1d
3a
1c2aSA3
SA1
SA21a
2c2b
1b
3c
Tarefas do roteamento inter-SA Suponha que um
roteador em SA1 recebe um datagrama cujo destino está fora de SA1 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!
4: Camada de Rede 4a-27
Exemplo: definindo a tabela de encaminhamento no roteador 1d
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.
Protocolo Inter-SA propaga info. de alcançabilidade para todos os roteadores internos.
Roteador 1d determina através de info. de roteamento intra-SA que sua interface I está no caminho mínimo para 1c.
Coloca par (x,I) na tab. de encaminhamento.
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. deencaminhamento a
interface I que leva aorot. de borda de menor custo. Insere (x,I) na
tab. de encaminhamento
Exemplo: escolhendo entre múltiplos SAs
Suponha agora que SA1 aprende através do protocolo inter-SA que a sub-rede x é alcançável via SA3 e via SA2.
Para configurar a tabela de encaminhamento, o roteador 1d deve determinar para qual roteador de borda ele deve enviar pacotes com destino x .
Isto também é tarefa do protocolo de roteamento inter-SA!
Roteamento batata quente (hot potato): envia pacote para o roteador de borda mais próximo.
4: Camada de Rede 4a-29
Capítulo 4: Camada de Rede
4. 1 Introdução 4.2 Redes baseadas
em circuitos virtuais e datagramas
4.3 O que existe dentro de um roteador
4.4 IP: Internet Protocol Formato do datagrama Endereçamento IPv4 ICMP IPv6
4.5 Algoritmos de roteamento Estado de enlaces Vetor de distâncias Roteamento
hierárquico 4.6 Roteando na
Internet RIP OSPF BGP
4.7 Roteamentos broadcast e multicast
4: Camada de Rede 4a-30
Roteamento Intra-SA
Também conhecidos como Interior Gateway Protocols (IGP)
Os protocolos de roteamento Intra-SA mais comuns são:
RIP: Routing Information Protocol
OSPF: Open Shortest Path First
IGRP: Interior Gateway Routing Protocol (proprietário da Cisco)
4: Camada de Rede 4a-31
Capítulo 4: Camada de Rede
4. 1 Introdução 4.2 Redes baseadas
em circuitos virtuais e datagramas
4.3 O que existe dentro de um roteador
4.4 IP: Internet Protocol Formato do datagrama Endereçamento IPv4 ICMP IPv6
4.5 Algoritmos de roteamento Estado de enlaces Vetor de distâncias Roteamento
hierárquico 4.6 Roteando na
Internet RIP OSPF BGP
4.7 Roteamentos broadcast e multicast
4: Camada de Rede 4a-32
RIP (Routing Information Protocol)
Algoritmo vetor de distâncias Incluído na distribuição do BSD-UNIX em 1982 Métrica de distância: # de enlaces (máx = 15
enlaces)
DC
BA
u v
w
x
yz
destino saltos u 1 v 2 w 2 x 3 y 3 z 2
Do roteador A p/ sub-redes:
4: Camada de Rede 4a-33
Anúncios RIP
Vetores de distâncias: trocados a cada 30 seg via Mensagem de Resposta (também chamada de anúncio)
Cada anúncio: rotas para até 25 redes destino dentro do SA
4: Camada de Rede 4a-34
Exemplo RIP
Rede Destino Próximo Roteador No. de enlaces ao destino w A 2
y B 2 z B 7
x -- 1…. …. ....
w x y
z
A
C
D B
Tabela de rotas em D
...
4: Camada de Rede 4a-35
Exemplo RIP
Rede Destino Próximo Roteador No. de enlaces ao destino w A 2
y B 2 z B A 7 5
x -- 1…. …. ....
w x y
z
A
C
D B
Tabela de rotas em D
...
Dest Prox Saltos w - 1 x - 1 z C 4 …. … ...
Anúncios deA para D
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 rotas via vizinho invalidadas novos anúncios enviados aos vizinhos na sua vez, os vizinhos publicam novos
anúncios (se foram alteradas as suas tabelas) informação sobre falha do enlace rapidamente
propaga para a rede inteira reverso envenenado usado para impedir rotas
cíclicas (ping-pong) (distância infinita = 16 enlaces)
4: Camada de Rede 4a-37
RIP: Processamento de tabelas
Tabelas de roteamento RIP gerenciadas por processo de nível de aplicação chamado route-d (routing daemon)
anúncios enviados em pacotes UDP, repetidos periodicamente
4: Camada de Rede 4a-38
Capítulo 4: Camada de Rede
4. 1 Introdução 4.2 Redes baseadas
em circuitos virtuais e datagramas
4.3 O que existe dentro de um roteador
4.4 IP: Internet Protocol Formato do datagrama Endereçamento IPv4 ICMP IPv6
4.5 Algoritmos de roteamento Estado de enlaces Vetor de distâncias Roteamento
hierárquico 4.6 Roteando na
Internet RIP OSPF BGP
4.7 Roteamentos broadcast e multicast
4: Camada de Rede 4a-39
OSPF (Open Shortest Path First)
“open” (aberto): publicamente disponível Usa algoritmo do Estado de Enlaces
disseminação de pacotes EE mapa da topologia a cada nó cálculo de rotas usando o algoritmo de Dijkstra
Anúncio de OSPF inclui uma entrada por roteador vizinho
Anúncios disseminados para SA inteiro (via inundação) Carregados em mensagens OSPF diretamente sobre IP
(ao invés de TCP ou UDP)
4: Camada de Rede 4a-40
OSPF: características “avançadas” (não existentes no RIP)
Segurança: todas mensagens OSPF autenticadas (para impedir intrusão maliciosa)
Caminhos Múltiplos de custos iguais permitidos (o RIP permite e usa apenas uma rota)
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)
Suporte integrado para ponto a ponto e multiponto: OSPF multiponto (MOSPF) usa mesma base de
dados de topologia usado por OSPF OSPF hierárquico em domínios grandes.
4: Camada de Rede 4a-41
OSPF Hierárquico
4: Camada de Rede 4a-42
OSPF Hierárquico Hierarquia de dois níveis: área local, backbone.
Anúncios de EE disseminados apenas na mesma área cada nó possui topologia detalhada da área; apenas
sabe a direção (caminho mais curto) para redes em outras áreas.
Roteador de fronteira de área: “sumariza” distâncias às redes na sua própria área, anuncia a outros roteadores de fronteira de área.
Roteadores do backbone: realizam roteamento OSPF limitado ao backbone.
Roteadores de fronteira: ligam a outros SAs.
4: Camada de Rede 4a-43
Capítulo 4: Camada de Rede
4. 1 Introdução 4.2 Redes baseadas
em circuitos virtuais e datagramas
4.3 O que existe dentro de um roteador
4.4 IP: Internet Protocol Formato do datagrama Endereçamento IPv4 ICMP IPv6
4.5 Algoritmos de roteamento Estado de enlaces Vetor de distâncias Roteamento
hierárquico 4.6 Roteando na
Internet RIP OSPF BGP
4.7 Roteamentos broadcast e multicast
4: Camada de Rede 4a-44
Roteamento inter-SA na Internet: BGP
BGP (Border Gateway Protocol): o padrão de fato
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.
Permite que uma sub-rede anuncie a sua existência para o resto da Internet: “Estou aqui!”
4: Camada de Rede 4a-45
Fundamentos do BGP Par de roteadores (pares BGP) trocam info. de roteamento
através de conexões TCP semi-permanentes TCP: sessões BGP Note que sessões BGP não correspondem a enlaces físicos. Quando um SA2 anuncia um prefixo para SA1, SA2 está
prometendo que vai enviar àquele prefixo quaisquer datagramas destinados ao mesmo. SA2 pode agregar prefixos nos seus anúncios
3b
1d
3a
1c2aSA3
SA1
SA21a
2c
2b
1b
3c
eBGP session
iBGP session
4: Camada de Rede 4a-46
Distribuindo informação de alcançabilidade Com a sessão eBGP 3a-para-1c, SA3 envia informação de
alcançabilidade de prefixos para SA1. 1c pode usar iBGP para distribuir esta nova informação
de alcance de prefixo para todos os roteadores em SA1. 1b pode então re-anunciar a nova informação de alcance
para SA2 através da sessão eBGP 1b-para-2a. Quando um roteador aprende sobre um novo prefixo, ele
cria uma entrada para o prefixo na sua tabela de encaminhamento.
3b
1d
3a
1c2aSA3
SA1
SA21a
2c
2b
1b
3c
eBGP session
iBGP session
4: Camada de Rede 4a-47
Atributos de caminho & Rotas BGP Quando um prefixo é anunciado, o anúncio
inclui atributos BGP. prefixo + atributos = “rota”
Dois atributos importantes: AS-PATH: contém os SAs pelos quais o anúncio para
o prefixo passou: AS 67 AS 17 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)
Quando um roteador de borda recebe um anúncio de rota, usa a política de importação para aceitar/declinar.
4: Camada de Rede 4a-48
Seleção de rota do BGP
Roteador pode aprender sobre mais de 1 rota para algum prefixo. Ele deve selecionar a rota.
Regras de eliminação:1. Valor do atributo preferência local
associado à rota: decisão política2. Menor AS-PATH 3. Roteador NEXT-HOP mais próximo:
roteamento batata quente4. Critérios adicionais
4: Camada de Rede 4a-49
Mensagens BGP
Mensagens BGP trocadas usando TCP. Mensagens BGP:
OPEN: abre conexão TCP ao roteador par e autentica remetente
UPDATE: anuncia caminho novo (ou retira velho)
KEEPALIVE mantém conexão viva na ausência de UPDATES; também reconhece pedido OPEN
NOTIFICATION: reporta erros na mensagem anterior; também usada para fechar conexão
4: Camada de Rede 4a-50
Políticas de roteamento BGP
A,B,C são redes de provedores X,W,Y são clientes (das redes de provedores) X com duas interfaces: conectadas a duas redes
X não quer rotear de B para C .. então X não vai anunciar para B a rota para
C
A
B
C
W X
Y
legenda:
rede cliente
rede provedor
4: Camada de Rede 4a-51
Políticas de roteamento BGP (2)
A anuncia para B o caminho AW B anuncia para X o caminho BAW Deveria B anunciar para C o caminho BAW?
Nem pensar! B não obtém “rendimento” pelo roteamento CBAW, já que nem W ou C são clientes de B
B quer forçar C a rotear para W via A B quer rotear apenas para/dos seus clientes!
A
B
C
W X
Y
legenda:
rede cliente
rede provedor
4: Camada de Rede 4a-52
Por quê há diferenças entre
roteamento Intra- e Inter-SA? Políticas: Inter-SA: administração quer controle sobre como
tráfego roteado, quem transita através da sua rede. Intra-AS: administração única, logo são desnecessárias
decisões políticas
Escalabilidade: roteamento hierárquico economiza tamanho de tabela
de rotas, reduz tráfego de atualização
Desempenho: Intra-AS: pode focar em desempenho Inter-AS: políticas podem ser mais importantes do que
desempenho
4: Camada de Rede 4a-53
Capítulo 4: Camada de Rede
4. 1 Introdução 4.2 Redes baseadas
em circuitos virtuais e datagramas
4.3 O que existe dentro de um roteador
4.4 IP: Internet Protocol Formato do datagrama Endereçamento IPv4 ICMP IPv6
4.5 Algoritmos de roteamento Estado de enlaces Vetor de distâncias Roteamento
hierárquico 4.6 Roteando na
Internet RIP OSPF BGP
4.7 Roteamentos broadcast e multicast
4: Camada de Rede 4a-54
R1
R2
R3 R4
duplicação na fonte
R1
R2
R3 R4
duplicaçãodentro da rede
criação/transmissão duplicada
duplicação
Roteamento Broadcast Envia pacotes de uma para todos os outros nós Duplicação na fonte é ineficiente:
Duplicação na fonte: como a fonte determina os endereços dos receptores
duplicação
4: Camada de Rede 4a-55
Duplicação dentro da rede
Inundação: quando nó recebe pacotes de broadcast, envia cópia para todos os vizinhos Problemas: ciclos e tempestades de broadcast
Inundação controlada: nó somente faz broadcast com o pacote se já não tiver feito antes com o mesmo pacote Nó mantém registro sobre ids dos pacotes para os
quais já fez broadcast Ou adota envio pelo caminho reverso (Reverse Path
Forwarding - RPF): só encaminha pacote se chegou pelo caminho mínimo entre o nó e a fonte
Árvores geradoras (spanning trees) Nenhum pacote redundante recebido por nenhum nó
4: Camada de Rede 4a-56
A
B
G
DE
c
F
A
B
G
DE
c
F
(a) Broadcast iniciado em A (b) Broadcast iniciado em D
Árvore Geradora
Primeiro construa uma árvore geradora Nós encaminham cópias somente ao
longo da árvore geradora
4: Camada de Rede 4a-57
A
B
G
DE
c
F1
2
3
4
5
(a) Construção passo-a-passo da árvore geradora
A
B
G
DE
c
F
(b) Árvore geradora construída
Árvore Geradora: criação Nó central Cada nó envia mensagem de junção ponto-a-
ponto (unicast) para o nó central Mensagem encaminhada até que chegue em um nó
já pertencente à árvore geradora
Roteamento Multicast: definição do problema Meta: achar uma árvore (ou árvores) conectando
todos os roteadores com membros locais do grupo mcast árvore: nem todos os caminhos entre roteadores são usados baseada na origem: árvore distinta de cada fonte p/
receptores compartilhada: mesma árvore usada por todos os membros
do grupo
Árvore compartilhada Árvores baseadas na origem
Abordagens para a construção de árvores mcast Abordagens: baseada na origem: uma árvore por fonte
árvores de caminhos mínimos envio pelo caminho reverso
compartilhada: grupo usa uma árvore única árvore de custo mínimo (Steiner) árvore baseada em um centro
…primeiro olharemos as abordagens básicas, e depois protocolos específicos que adotam estas abordagens
Árvore de Caminhos Mínimos
Árvore de encaminhamento mcast: árvore composta pelos caminhos mínimos da fonte para todos os receptores Algoritmo de Dijkstra
R1
R2
R3
R4
R5
R6 R7
21
6
3 4
5
i
roteador com membro dogrupo atrelado
roteador sem membro dogrupo atrelado
enlace usado p/ envio,i indica a ordem de adiçãodo enlace pelo algoritmo
LEGENDAS: fonte
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:
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 R7datagrama vai ser encaminhado
LEGENDAS: fonte
datagrama não vai ser encaminhado
roteador com membro dogrupo atrelado
roteador sem membro dogrupo atrelado
Envio pelo Caminho Reverso: poda Árvore de encaminhamento contém sub-árvores sem
nenhum membro do grupo multicast não há necessidade de enviar datagramas pelas
sub-árvores 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
LEGENDAS: fonte
enlace com envio mcast
P
P
P
roteador com membro dogrupo atrelado
roteador sem membro dogrupo atrelado
Árvore de Steiner
Árvore de Steiner: árvore de custo mínimo conectando todos os roteadores com membros locais do grupo mcast
problema NP-completo existem excelentes heurísticas não é usada na prática:
complexidade computacional necessita informações sobre a rede inteira monolítica: recalculada sempre que um
roteador precisa ser acrescentado/retirado
Árvores baseadas em centros
árvore de envio única compartilhada por todos um roteador eleito como “centro” da árvore para juntar-se:
roteador de fora envia msg-junção unicast endereçada ao roteador central
msg-junção é “processada” pelos roteadores intermediários e encaminhada para o centro
msg-junção ou chega a um ramo da árvore já existente para este centro, ou chega ao centro
caminho seguido por msg-junção se torna novo ramo da árvore para este roteador
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
2
1
3
1
roteador com membro dogrupo atrelado
roteador sem membro dogrupo atrelado
Roteamento Multicast na Internet: DVMRP DVMRP: distance vector multicast routing
protocol, RFC1075 inundação e poda: envio pelo caminho reverso
(RPF), árvore baseada na fonte árvore RPF baseada em tabelas de roteamento
próprias do DVMRP, construídas por meio da comunicação entre roteadores DVMRP
nada assume sobre o roteamento unicast subjacente datagrama inicial para o grupo mcast é inundado por
todo lugar via RPF roteadores sem membros: mensagens de poda para
cima
DVMRP: continuando… estado soft : roteador DVMRP “esquece”
periodicamente (1 min.) que ramos estão podados: dados mcast novamente fluem pelos ramos não
podados roteador de baixo: refaz a poda ou continua a receber
dados
roteadores podem rapidamente se enxertar na árvore seguindo junção IGMP na folha
considerações finais comumente implementado em roteadores comerciais roteamento Mbone feito através do DVMRP
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
PIM: Protocol Independent Multicast
não depende de nenhum algoritmo de roteamento unicast subjacente (trabalha com todos)
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
Conseqüências da Dicotomia Esparso-Denso:
Denso participação dos
roteadores nos grupos assumida até que os roteadores se podem explicitamente
construção da árvore mcast ditada pelos dados (e.x., RPF)
uso da banda e processamento no roteador não participante do grupo perdulários
Esparso: sem participação até
que os roteadores se juntem explicitamente
construção da árvore mcast ditada pelos receptores (e.x., baseada em centro)
uso da banda e processamento no roteador não participante do grupo criteriosos
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
PIM – Modo Esparso
abordagem baseada em centro
Roteador envia msg. de junção para o ponto de encontro (rendezvous point - RP) Roteadores intermediários
atualizam estado e encaminham msg. de junção
após se juntar via RP, roteador pode mudar p/ árvore baseada na fonte performance melhorada:
menos concentração, caminhos menores
R1
R2
R3
R4
R5
R6R7
junção
junção
junção
multicast dos dadosa partir do ponto de encontro (RP)
ponto deencontro
PIM – Modo Esparso
fonte(s): dados via rot. unicast
para o RP, que os distribui ao longo da árvore com raiz no RP
RP pode estender árvore mcast para cima até a fonte
RP pode enviar msg. pare p/ fonte se não houver receptores atrelados “ninguém está
ouvindo!”
R1
R2
R3
R4
R5
R6R7
junção
junção
junção
multicast dos dadosa partir do ponto de encontro (RP)
ponto deencontro
4: Camada de Rede 4a-75
Camada de Rede: resumo
Próxima parada: A camada de
Enlace de Dados!
O que nós cobrimos: Serviços da camada de rede Princípios de roteamento:
estado dos enlaces e vetor de distâncias
roteamento hierárquico IP protocolos de roteamento
Internet RIP, OSPF, BGP O que tem dentro de um
roteador? IPv6