PNNI. Prof. José Marcos C. Brito

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1 PNNI Prof. José Marcos C. Brito 1

2 Introdução O PNNI compreende um protocolo de roteamento e um protocolo de sinalização. O PNNI se aplica na interface entre dois switches ou na interface entre duas redes. O PNNI define um protocolo hierárquico. Um conjunto de switches podem ser agrupados em uma caixa e vistos pela rede como um único switch. O PNNI compreende um protocolo de roteamento, que roda todo o tempo nos switches que estão executando o PNNI (mesmo que não haja tráfego na rede), e um protocolo de sinalização (protocolo de controle hop-by-hop). Embora o PNNI tenha sido concebido para ser utilizado em redes privativas, ele é robusto e escalável o suficiente para ser utilizado em redes públicas, sendo provável que o padrão oficial para a interface NNI venha a ser fortemente baseada no PNNI. 2

3 Utilização do PNNI 3

4 Interfaces ATM 4

5 Estrutura do PNNI O PNNI foi concebido para permitir a conexão de um grande número de switches de diferentes fornecedores. O PNNI pode ser dividido em um protocolo de roteamento e um protocolo de sinalização. O protocolo de roteamento se baseou fortemente em soluções já existentes (IS-IS, OSPF e BGP), enquanto o protocolo de sinalização teve como base a recomendação Q O PNNI possui uma estrutura hierárquica onde se definem grupos de switches. Na figura acima as caixas amarelas são os switches da rede, enquanto os círculos e elipses definem grupos de switches. 5

6 Protocolo de roteamento de estado de enlace O PNNI é um protocolo de roteamento de estado de enlace, onde os switches trocam informações entre si de modo que todos os switches conheçam a relação de vizinhança de cada um dos outros e, com isto, conheçam a topologia da rede (cada switch possui a informação de toda rede). A partir do conhecimento topológico, um algoritmo de caminho mais curto pode ser utilizado em cada switch para definir as rotas para cada um dos possíveis destinos. Esta técnica é semelhante à utilizada no protocolo OSPF da Internet. Esta abordagem pode levar a problemas em uma rede com um grande número de switches. Para contornar esta questão e tornar a solução mais escalável, o PNNI introduz uma visão hierárquica de protocolo de estado de enlace onde cada switch, dentro de um determinado nível hierárquico, possui uma visão completa da rede. 6

7 Roteamento pela fonte em S1 O PNNI opera com o conceito de roteamento pela fonte, onde o primeiro switch da rede ATM é responsável pela definição do caminho que a mensagem irá trilhar pela rede. No exemplo acima, quando S1 recebe uma solicitação de chamada destinada à estação B, ele decide o caminho por onde esta chamada vai ser estabelecida (com base em suas informações locais) e adiciona as informações que definem o caminho escolhido na mensagem de sinalização. Os comutadores à frente (S2, S4 e S5) não tomam decisão de roteamento, mas apenas seguem o que S1 definiu. 7

8 PNNI - Algumas questões chaves Endereçamento O conceito de agregação está diretamente ligado à questão do endereçamento. A estrutura do endereço deve ser capaz de representar 50 switches com um único endereço (como se estivesse representando um único endereço) Agregação hierárquica Visa diminuir o fluxo de controle. Deve estar associada à topologia da rede, e não simplesmente à hierarquia do endereço Roteamento sensível a QoS A decisão de roteamento deve considerar o nível de QoS solicitado. 8

9 Estrutura de endereçamento A estrutura de endereçamento definida no âmbito do ATM-Fórum é estritamente hierárquica, da esquerda para a direita. Uma analogia poderia ser: você deseja enviar uma carta para o número 510, da avenida João de Camargo, no centro de Santa Rita do Sapucaí, no estado de Minas Gerais no Brasil; na visão hierárquica este endereço seria: Brasil.Minas Gerais.Santa Rita do Sapucaí. Centro. João de Camargo Pelo ponto de vista do PNNI o que importa são os 19 primeiros bytes. O byte SEL não é utilizado dentro da rede. Os treze bytes do prefixo de endereço podem ser utilizados de qualquer maneira, não se definindo limites rígidos entre os diversos níveis hierárquicos. Portanto, poderíamos definir, para estes treze bytes, de 1 a 104 (13x8) níveis hierárquicos distintos. Portanto, podemos ter a liberdade de associar a cada dispositivo ATM do universo seu próprio endereço ATM. 9

10 Hierarquia do roteamento A cada switch é associado um endereço de 20 bytes. Os switches são agrupados em grupos (peer group) que possuem prefixos de endereços comuns. Por exemplo, os switches com prefixo A.1 formam um peer group, assim como os switches com prefixo C. Nós com pelo menos um enlace terminando em um grupo estrangeiro são denominados nós de borda ou de fronteira. Cada peer group se comporta essencialmente como um único nó (Logical Group Node - LGN) no nível seguinte da hierarquia. Peer groups de nível mais alto são formados agrupando-se LGNs. Por exemplo os LGN A.1 e A.2 se agrupam no peer group A. Os endereços de cada switch são utilizados apenas no momento do estabelecimento do circuito virtual. Depois, as células são comutadas com base no VPI/VCI. 10

11 Roteamento hierárquico No diagrama acima apenas o nível mais baixo representa a topologia física da rede, os demais são níveis abstratos. Quando a rede é ligada os switches trocam informação de hello para descobrir suas relações de vizinhança. Os peer groups são formados e um nó de cada peer group é escolhido como líder para representar aquele peer group no nível imediatamente acima. O líder pode ser escolhido através de um número de prioridade configurado ou pegando-se o nó com menor endereço dentro do grupo. Os líderes de grupo estabelecem comunicação entre si para trocar um sumário das informações a respeito de seu grupo. 11

12 Roteamento hierárquico, exemplo Por exemplo, os switches da nuvem mais à esquerda em baixo trocam mensagens entre si e descobrem que eles tem em comum o prefixo A.1. A troca de mensagens com o switch da nuvem ao lado indica que o prefixo A.1 já não é mais comum. Os switches da segunda nuvem descobrem que possuem o prefixo comum A.2, e assim sucessivamente. Ao final deste processo os peer groups de nível mais baixo estão formados. 12

13 Roteamento hierárquico, exemplo Os switches da nuvem mais a direita só possuem em comum o prefixo C. 13

14 Roteamento hierárquico, exemplo Uma vez que os switches descobriram seus peer groups no nível mais baixo, eles rodam um protocolo, denominado Peer group Leader Election Protocol (PGL), para escolher o líder do peer group, que irá representar o peer group no nível hierárquico seguinte. O líder do peer group inicia então a busca de seus pares no nível hierárquico superior. No protocolo hello o switch indica seu endereço, o peer group a que ele pertence e o líder do seu peer group. Desta forma, os líderes de peer group conhecem a existência dos seus pares nos peer groups vizinhos, e podem com isto trocar mensagens com eles. Uma eleição é feita para se definir o líder do peer group (no segundo nível) que irá representar o grupo no nível acima, e assim sucessivamente. Um líder de peer group não troca informações detalhadas sobre seu grupo com seus pares, mas sim informações sumarizadas. Por exemplo, o líder do peer group A não informa o detalhamento dos endereços de seus membros (A.1.1, A.1.2, etc), mas apenas informa que qualquer coisa começando com A pertence a seu peer group. Vale ressaltar que o líder de peer group não tem qualquer papel especial no estabelecimento da conexão, não constituíndo um gargalo para o tráfego. 14

15 Roteamento hierárquico Como os líderes de peer group só trocam informações entre si, um comutador que não é líder de peer group não sabe como alcançar outro comutador que está em um peer group remoto. Para resolver isto, os líderes de peer group disseminam as informações que eles aprenderam para seus membros. Note no entanto que estas informações são uma versão sumarizada da rede como um todo. Ou seja, um membro de um peer group conhece o detalhamento das conexões em seu peer group e conhece um sumário das conexões do resto da rede. 15

16 Topologia da rede pelo ponto de vista de um comutador A figura acima mostra a visão que o comutador A.1.1 possui da topologia da rede. Ele conhece os detalhes do seu peer group, mas enxerga apenas um sumário da topologia da rede como um todo. 16

17 Parâmetros do estado do enlace associados a QoS Para que um comutador possa escolher o melhor caminho entre dois pontos da rede, ele deve possuir informações relacionadas a QoS, como por exemplo a largura de banda disponível em cada caminho. Por exemplo, o comutador S1 da figura pode alcançar B de duas formas. A escolha mais adequada pode ser aquela que passa pelo caminho com maior largura de banda disponível. 17

18 Com que frequência passar as informações sobre QoS 18

19 Controle de admissão de chamada Quando uma chamada chega à rede, o comutador de ingresso deve decidir se a rede é capaz de atender à chamada com o nível de QoS desejado e o caminho por onde a chamada vai ser encaminhada. Para definir se há um caminho na rede capaz de atender a chamada com a QoS desejada o comutador utiliza um protocolo de controle de admissão de chamada genérico (Generic Call Admission Control), com base naquilo que ele acha que está acontecendo no resto da rede. Este protocolo é dito genérico no sentido de que o comutador opera com informações parciais sobre a rede (o comutador conhece apenas um sumário da rede fora do seu peer group). Admitindo que tal caminho existe, o comutador executa então um protocolo de controle de admissão de chamada real (Actual Call Admission Control - CAC), uma vez que o comutador sabe precisamente os recursos que dispoe e, como consequência, se ele pode ou não atender a chamada em questão. A chamada é encaminhada para os próximos comutadores ao longo do caminho, que precisam executar apenas o CAC, de modo a verificar seus recursos locais. 19

20 Questões afeitas a sinalização Roteamento pela fonte Quando uma chamada entra em um peer group, o comutador de borda é responsável por construir o caminho que vai ser seguido pela chamada dentro de seu peer group. Designated Transit List Nome do campo que contém o roteamento pela fonte na mensagem de sinalização Crank Back e Alternate Path Routing O que fazer se algo der errado 20

21 Roteamento pela fonte, exemplo Quando a chamada entra no peer group verde (A), o comutador decide que a chamada deve ser encaminhada para o peer group B. 21

22 Roteamento pela fonte, exemplo A chamada, simultaneamente, entra no peer group roxo, e a decisão tomada é de que ela deve ser encaminhada para o peer group A.2. Finalmente a chamada entra no peer group vermelho, e o comutador A.1.1 decide como vai encaminhar tal chamada para a fronteira com o peer group A2. Perceba que o comutador A.1.1 não decide como a chamada vai atravessar o peer group A.2, mas apenas que a chamada deve ser encaminhada para este grupo e posteriormente para o grupo B. As DTLs criadas informam que: 1) a chamada deve ser encaminhada de A para B; 2) a chamada deve ser encaminhada de A.1 para A.2; 3) a chamada deve ser encaminhada de A.1.1 para A

23 Criando a DTL Quando um comutador recebe uma chamada ele decide por ela será encaminhada, cria uma DTL informando este caminho e passa a chamada para o próximo comutador ao longo do caminho. 23

24 Construindo as DTLs, exemplo 24

25 Cranck Back e roteamento alternativo Quando um comutador recebe uma chamada ele decide o caminho que ela deve seguir utilizando o GCAC para verificar as disponibilidades de recurso. O que fazer se a chamada for encaminhada para um comutador que não possui os recursos necessários para atender a chamada. Ou seja, o que fazer se o CAC em algum comutador rejeitar a chamada? Considerar que a chamada falhou pode não ser a melhor solução. Então,o conceito de crank back é introduzido. 25

26 Cranck back, exemplo Admita que a chamada entrou no peer group A.2 (vermelho), e que o comutador de borda do grupo decidiu que a chamada devesse ser encaminhada pelos comutadores A.2.2 e A

27 Cranck back, exemplo O que acontece se, quando a chamada chegar a A.2.2, este verificar que não possui recursos para encaminhar a chamada? Ao invés da chamada falhar completamente, e tudo recomeçar a partir de A.1.1, a chamada falha parcialmente, e recomeça do último comutador, antes de A.2.2, que estava no DTL, que era o comutador A.2.1, que pode então escolher um novo caminho. Os processos de cranck back não podem ocorrer sem limite. Se um grande número de cranck back ocorrerem, pode-se ter um time-out do protocolo de sinalização, caso em que a chamada é desfeita através de mensagens de release. 27

28 28

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