Encaminhamento em redes instáveis. Localização de nós em redes Peer-to-Peer Napster Gnutella Chord

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1 Encaminhamento em redes instáveis Encaminhamento em redes Ad Hoc Introdução Descoberta de rotas Manutenção de rotas Localização de nós em redes Peer-to-Peer Napster Gnutella Chord

2 Encaminhamento em redes Ad Hoc Uma rede Ad Hoc (ou MANET Mobile Ad hoc NETwork) é uma rede onde tanto os encaminhadores como as máquinas são móveis. Exemplos: Veículos militares num cenário de batalha Uma frota de navios no mar Trabalhadores de emergência após uma catástrofe (e.g. tremor de terra) que destruiu as infra-estruturas. Grupo de computadores portáteis com WiFi numa área sem APs (Access Points) Características: Não há topologia fixa Não há vizinhos fixos, nem conhecidos Não há relações fixas entre IP e localização A validade de uma rota muda espontaneamente, sem aviso A largura de banda e a bateria são limitadas Não se podem aplicar as abordagens para redes fixas Não se podem aplicar as abordagens para máquinas móveis sobre uma infra-estrutura fixa (IP Móvel) AdHoc - 1 Luis Bernardo

3 AODV (Ad hoc On-demand Distance Vector) O AODV é um algoritmo de encaminhamento proposto em 1999 que adapta o princípio dos algoritmos de vectores de distâncias para redes Ad Hoc. É um algoritmo que reage a pedido (on-demand) apenas quando alguém necessita de saber uma rota para um destino. Descoberta de rotas Para cada instante, uma rede Ad Hoc pode ser representada num grafo de nós. Cada nó é simultaneamente um encaminhador e um emissor e receptor, com um endereço ÚNICO. Uma ligação A-B significa que A pode comunicar para B por rádio e B pode comunicar para A. Na prática, pode apenas haver a ligação A B. Cada nó mantém uma tabela de encaminhamento local. Para cada entrada mantém um tempo lógico, que indica quando é que a informação foi obtida. O algoritmo de descoberta de rotas apenas é usado quando se tenta enviar um pacote para um destino que não consta desta tabela. AdHoc - 2 Luis Bernardo

4 Quando o nó A tenta enviar um pacote para o nó I e não existe nenhuma entrada na tabela: Alcance da difusão de A A difunde um pacote ROUTE REQUEST recebido apenas por B e D Pacote ROUTE REQUEST: Endereço Origem ID Pedido Endereço Destino # sequência Origem # sequência Destino Contagem Troços Endereço Origem: Endereço IP de A. ID Pedido: Número único incrementado localmente em A para cada pedido. Endereço Origem + ID Pedido permitem eliminar cópias de pedidos difundidos por vários caminhos. Endereço Destino: Endereço IP de I. # sequência Origem tempo lógico referente a A do envio do pedido. # sequência Destino tempo lógico da última informação relativa a I conhecida em A. No caso, como não sabe nada, envia 0. Contagem de troços contador de hops iniciado a 0 quando A envia a mensagem. AdHoc - 3 Luis Bernardo

5 B e D: procuram o Endereço Origem + ID Pedido na história de pacotes recebidos procuram o Endereço Destino na tabela de encaminhamento (se existem entrada mais recente que # sequência destino) como não existe: 1. adicionam entrada na tabela de encaminhamento inverso local criando uma entrada para A, válida durante um tempo limitado. 2. redifundem o pacote ROUTE REQUEST. B e D recebem o pacote ROUTE REQUEST duplicado que descartam. C, F e G recebem o pacote novo seguindo os mesmos passos anteriores: encontram. pesquisa na tabela de encaminhamento não adicionam à tabela de encaminhamento inverso redifundem pedido incrementando E e H recebem novo pedido actualizam a tabela de encaminhamento inverso. Restantes cópias descartadas excepto I. I recebe ROUTE REQUEST e responde com pacote ROUTE REPLY para A. O pacote ROUTE REPLY é enviado para A seguindo a rota guardada nas tabelas de encaminhamento inverso (por G D A). AdHoc - 4 Luis Bernardo

6 Pacote ROUTE REPLY: Endereço Origem Endereço Destino # sequência Destino Contagem Troços Tempo Vida Os campos Endereço Origem e Endereço Destino são copiados do pacote ROUTE REQUEST. O campo # sequência Destino é preenchido com o valor do tempo lógico no nó I. O tempo lógico é um contador inteiro que é actualizado sempre que é enviado um pacote ROUTE REQUEST ou ROUTE REPLY. O campo Tempo Vida controla o tempo de validade da rota para I. O campo Contagem Troços é iniciado a 0, e é incrementado em cada nó no caminho, permitindo saber a distância até A. Cada nó que recebe o ROUTE REPLY inspecciona o conteúdo e adiciona a entrada à tabela de encaminhamento local se: ainda não conhece a rota para I. se o # sequência é posterior ao valor da entrada existente na tabela. Se o número de sequência é igual, mas a rota é mais curta. No final, todos os nós que encaminharam o ROUTE REPLY até A ficaram a conhecer o caminho para I. No final todos os nós que difundiram o ROUTE REQUEST ficaram a conhecer o caminho para A (guardado na tabela de encaminhamento inverso, que é apagado após terminar o tempo de validade da entrada. PROBLEMA: Numa rede grande, este método origina muitas difusões em paralelo num meio físico com largura de banda limitada! AdHoc - 5 Luis Bernardo

7 SOLUÇÃO: Limitar o raio de difusão do pacote ROUTE REQUEST. Os pacotes ROUTE REQUEST são enviados no campo de dados dos pacotes IP. Os pacotes IP têm um campo TTL (Tempo de vida) que limita o número máximo de troços de rede que pode ser atravessado. Algoritmo 1. TTL= do { Envia ROUTE REQUEST com TTL; Espera por ROUTE REPLY; TTL++; } while (!ROUTE REPLY && (TTL < Máximo) ); Manutenção de rotas Cada nó detecta a falha de vizinhos através de: Difusão periódica de um pacote HELLO, esperando uma resposta dos vizinhos. Espera de confirmação, após envio de mensagem para um vizinho. Depois usa esta informação para eliminar as rotas que deixaram de ser válidas. É guardada informação sobre os vizinhos activos na tabela de encaminhamento, contendo a lista de todos os nós emissores de pacotes para cada destino, encaminhados durante os últimos T segundos. AdHoc - 6 Luis Bernardo

8 Tabela de encaminhamento para nó D: Dest. Próx. hop Distância Vizinhos Activos A A 1 F, G B B 1 F, G C B 2 F E G 2 F F 1 A, B G G 1 A, B H F 2 A, B I G 2 A, B Se o nó G for desligado Dest. Próx. hop Distância Vizinhos Activos A A 1 F, G B B 1 F, G C B 2 F E G 2 F F 1 A, B G G 1 A, B H F 2 A, B I G 2 A, B Têm de ser avisados! Após detectar a falha: Elimina as rotas que passam pelo nó que falhou. Envia mensagem a avisar falha de ligação para vizinhos activos. O AODV não envia periodicamente a tabela de encaminhamento local para os vizinhos. Porquê? AdHoc - 7 Luis Bernardo

9 Localização de nós em redes Peer-to-Peer (P2P) Redes "peer-to-peer" (par-para-par?) são constituídas por um conjunto de utilizadores com ligações à rede mais ou menos instáveis através da rede com fios, que pretendem partilhar ficheiros (software, música, fotografias, etc.). PROBLEMA: Como encontrar um ficheiro numa rede com milhares de nós distribuídos e não coordenados? A dificuldade está em todos os nós serem simétricos e não existir nenhum nó central nem nenhuma hierarquia. Foram propostas várias soluções para o problema de partilha, com diferentes abordagens para a localização de nós. Napster Existe uma base de dados centralizada com a informação sobre o conteúdo dos ficheiros disponíveis em cada um dos utilizadores activos. Existiam 50 milhões de utilizadores antes do serviço ter sido desligado por ordem do tribunal. AdHoc - 8 Luis Bernardo

10 Gnutella O Gnutella usa um algoritmo de pesquisa por difusão na rede semelhante ao usado no protocolo AODV. Durante o arranque, um nó cria uma ligação TCP para um ou mais vizinhos a rede é definida pelo conjunto de ligações TCP entre nós. Quando se pretende descobrir um ficheiro "e.g. *.mp3" difunde-se através dos vários nós vizinhos um pacote, indicando o raio (no campo TTL do pacote) onde se pretende procurar. O vizinho: A Hit valida o ID do pacote, descartando duplicados vindos da mesma origem. responde com um pacote Hit se tiver algum ficheiro compatível com o critério de pesquisa. Hit Hit Hit decrementa TTL e reenvia o pacote para os vizinhos por inundação caso ainda seja maior que zero. Guarda registo do reenvio, para depois fazer reencaminhamento de pacotes Hit recebidos de nós mais distantes. Nunca é criado um índice dos ficheiros existentes na rede é sempre realizada uma nova pesquisa. Existem realizações (e.g. gridella) que foram usadas intensivamente após o fecho do Napster. Tem problemas de escalabilidade. Porquê? AdHoc - 9 Luis Bernardo

11 Chord Solução intermédia entre o Gnutella e o Napster cria uma base de dados distribuída pelos vários participantes na rede P2P. Todas as referências no sistema (nomes de ficheiros e endereços IP dos membros da rede) são convertidas para uma chave, constituída por um número de 160 bits (20 octetos), usando uma função não invertível (definida pelo algoritmo SHA-1). chave(nome) = SHA-1(nome) É criada uma rede em anel virtual ligando os participantes na rede P2P ordenada pelo valor da chave dos endereços IP. e.g. 1, 4, 7, 12, 15, 20, 27 Os índices para o ficheiro com o nome "nome" é guardado juntamente com o endereço IP do nó com o ficheiros no sucessor(nome), o nó com a chave(ip) imediatamente a seguir à chave do nome do ficheiros. e.g. chave(nome)= 9 Guardado no servidor 12 Se existirem vários ficheiros com o mesmo nome, todos os registos são guardados no mesmo nó. A base de dados fica distribuída por todos os nós. A pesquisa de um ficheiro também é feita através da chave no nome pretendido. Mas pode ser lenta se existirem muitos nós! AdHoc - 10 Luis Bernardo

12 Pode-se acelerar 50% criando uma lista duplamente ligada Para acelerar a pesquisa é criada uma tabela de apontadores em cada nó, com referências para outros nós. O elemento i da tabela (com m entradas) do nó k start= k+2 i (modulo 2 m ) Endereço IP de sucessor(start[i]) Exemplo de rede com chaves de 5 bits: Se o nó 1 pesquisar: chave(nome) = 3 1 conhece sucessor (4), devolve IP de 4. chave(nome) = 14 Start abaixo é 9 pedido a nó 12, 12 devolve endereço IP de 15 chave(nome) = 21 Start abaixo é 17 pedido a 20, 20 devolve endereço de nó 27 AdHoc - 11 Luis Bernardo

13 Manutenção de tabelas Os nós podem sair ou juntar-se em qualquer altura. São definidas operações para entrar e sair do anel. Cada nó conhece um ou mais antecessores e um ou mais sucessores. Um novo nó tem de conhecer pelo menos um nó da rede. Quando um nó com chave k pretende entrar: 1. Pesquisa sucessor(k), obtendo o IP do futuro nó sucessor. 2. Pede ao sucessor o antecessor. 3. Comunica com estes nós, informando-os da sua existência. 4. Transfere tabela de apontadores. Quando um nó sai ordeiramente, todas os nós actualizam a informação sobre o sucessor e antecessor. As falhas de nós são ultrapassadas através do conhecimento de vários sucessores consecutivos, permitindo saltar vários nós. As tabelas de ponteiros são actualizadas por uma tarefa que acorda periodicamente para pesquisar os sucessores das chaves na tabela de apontadores. AdHoc - 12 Luis Bernardo

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