PTC Aula Algoritmos de Roteamento 5.3 Roteamento intra-as na Internet: OSPF. (Kurose, p ) (Peterson, p ) 20/06/2017

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1 PTC Aula Algoritmos Roteamento 5.3 Roteamento intra-as na Internet: OSPF (Kurose, p ) (Peterson, p ) 20/06/2017 Muitos slis adaptados com autoriação J.F Kurose and K.W. Ross, All Rights Reserved

2 Capítulo 5: roteiro 5.1 introdução 5.2 protocolos roteamento estado enlace vetor distâncias 5.3 Roteamento intra-as na Internet: OSPF 5.4 roteamento entre os ISPs: BGP 5.5 O plano controle do SDN 5.6 ICMP: o Internet Control Message Protocol 5.7 Administração re e o SNMP Network Laer: Control Plane 5-2

3 Classificação dos algoritmos roteamento Q: informação global ou scentraliada? global: todos roteadores têm info completas sobre topologia, custos dos enlaces algoritmos estado enlace scentraliado: roteadores conhecem viinhos fisicamente conectados, custos dos enlaces para viinhos processo iterativo computação, troca info com viinhos algoritmos vetor distâncias Q: estático ou dinâmico? estático: rotas mudam lentamente no tempo dinâmico: rotas mudam mais rapidamente atualiação periódica em resposta a mudanças nos custos dos enlaces Camada re 4-3

4 Capítulo 5: roteiro 5.1 introdução 5.2 protocolos roteamento estado enlace vetor distâncias 5.3 Roteamento intra-as na Internet: OSPF 5.4 roteamento entre os ISPs: BGP 5.5 O plano controle do SDN 5.6 ICMP: o Internet Control Message Protocol 5.7 Administração re e o SNMP Network Laer: Control Plane 5-4

5 Algoritmo Dijsktra 1 Inicialiação: 2 N' = {u} 3 para todos nós v 4 se v adjacente a u 5 então D(v) = c(u,v) 6 senão D(v) = 7 8 Laço 9 encontrar w não em N' tal que D(w) é mínima 10 adicionar w a N' 11 atualia D(v) para todo v adjacente a w ainda não em N' : 12 D(v) = min( D(v), D(w) + c(w,v) ) 13 /* novo custo até v é ou o custo anterior até v ou o custo do 14 menor caminho conhecido até w mais o custo w até v */ 15 até que todos os nós estejam em N' (N =N) Camada re 4-5

6 Algoritmo Dijsktra: eemplo Passo N' D(v) p(v) D(w) p(w) D() p() D() p() D() p() u 7,u 3,u 5,u uw 6,w 5,u 11,w uw 6,w 11,w 14, uwv 10,v 14, uwv 12, uwv notas: construir árvore caminhos mais curtos seguindo nós precentes empates pom eistir (pom ser resolvidos arbitrariamente) u 5 3 w v Camada re 4-6

7 Eercício: Algoritmo Dijsktra 1. (Kurose e Ross, 2014, p. 312) Consire a seguinte re. Com os custos enlace indicados, use o algoritmo do caminho mais curto Dijkstra para calcular o caminho mais curto até todos os nós da re. Obtenha a tabela repasse e a árvore menores caminhos a partir. Camada re 4-7

8 Algoritmo Dijsktra, discussão 1 D compleida do algoritmo : n nós cada iteração: necessário checar todos os nós, w, que não estão em N n(n+1)/2 comparações: O(n 2 ) implementações mais eficientes são possíveis: O(nlogn) possíveis oscilações: e.g., custo do enlace igual ao tráfego transportado: A 1 1+e e C e inicialmente B 1 A 2+e 0 D 0 1+e 1 C B dados esses custos, encontrar novo roteamento... resulta em novos custos 0 D A 0 2+e C 1+e B dados esses custos, encontrar novo roteamento... resulta em novos custos A 2+e 0 D 0 1+e 1 C B dados esses custos, encontrar novo roteamento... resulta em novos custos 0 Camada re 4-8

9 Capítulo 5: roteiro 5.1 introdução 5.2 protocolos roteamento estado enlace vetor distâncias 5.3 Roteamento intra-as na Internet: OSPF 5.4 roteamento entre os ISPs: BGP 5.5 O plano controle do SDN 5.6 ICMP: o Internet Control Message Protocol 5.7 Administração re e o SNMP Network Laer: Control Plane 5-9

10 Algoritmo Vetor Distâncias (DV) equação Bellman-Ford (programação dinâmica) seja d () := custo do caminho menor custo a então d () = min {c(,v) + d v () } v menor custo do viinho v até stino custo até viinho v min tomado sobre todos os viinhos v Camada Re 4-10

11 Eemplo aplicação da equação Bellman-Ford u v w veja que, d v () = 5, d () = 3, d w () = 3 equação B-F di que: d u () = min { c(u,v) + d v (), c(u,) + d (), c(u,w) + d w () } = min {2 + 5, 1 + 3, 5 + 3} = 4 nó que atinge mínimo ( no caso) é próimo salto no caminho mais curto, usado na tabela repasse Camada Re 4-11

12 Algoritmo vetor distâncias (DV) D () = estimativa do menor custo a cada nó guarda: vetor distâncias D = [D (): є N ] custo até cada viinho v: c(,v) vetores distâncias seus viinhos: para cada viinho v, mantém D v = [D v (): є N ] Camada Re 4-12

13 iia chave: tempos em tempos, cada nó envia sua própria estimativa do vetor distâncias a seus viinhos quando recebe nova estimativa DV um viinho, atualia seu próprio DV usando equação B-F: D () min v {c(,v) + D v ()} para cada nó N em condições simples e naturais, a estimativa D () converge para o custo mínimo real d () Algoritmo vetor distâncias RIP e BGP (Internet); ISO IDRP, IPX (Novell); ARPANET Camada Re 4-13

14 Algoritmo vetor distâncias iterativo, assíncrono: cada iteração local causada por: mudança no custo enlace local mensagem atualiação DV viinho distribuído: cada nó notifica apenas seus viinhos quando seu DV muda viinhos então notificam seus viinhos se necessário cada nó: espera por mudança no custo enlace local ou msg viinho recomputa estimativas se DV para qualquer st mudou, notifica viinhos Camada Re 4-14

15 nó tabela custo para D () = min{c(,) + D (), c(,) + D ()} = min{2+0, 7+1} = 2 0 custo para D () = min{c(,) + D (), c(,) + D ()} = min{2+1, 7+0} = 3 nó tabela custo para nó tabela custo para tempo Camada Re 4-15

16 nó tabela nó tabela custo até D () = min{c(,) + D (), c(,) + D ()} = min{2+0, 7+1} = 2 custo até 0 custo até 2 custo até custo até custo até D () = min{c(,) + D (), c(,) + D ()} = min{2+1, 7+0} = nó tabela custo até custo até custo até tempo Camada Re 4-16

17 Vetor distâncias : mudança no custo enlace mudança em custo enlace: boas notícias viajam rápido nó tecta mudança em custo enlace local atualia info roteamento, recalcula vetor distâncias se DV muda, notifica viinhos t 0 : tecta mudança no custo enlace, atualia seu DV, informa seus viinhos. t 1 : recebe atualiação, atualia sua tabela, computa novo custo mínimo até, envia a seus viinhos seu DV. t 2 : recebe atualiação, atualia sua tabela distâncias. Custos mínimos para não mudam, assim não envia uma mensagem para Camada Re 4-17

18 Vetor distâncias : mudança no custo enlace mudança em custo enlace: Inicialmente D ()=4, D ()=1, D ()=1 e D ()=5. nó tecta mudança no custo enlace local e calcula D ()=min{c(,)+d (),c(,)+d ()}=min{60+0,1+5}=6 (errado!) notícias ruins viajam vagar problema contagem ao infinito! 44 iterações antes do algortimo estabiliar laços roteamento enquanto isso pacotes indo e vindo entre e! reversão envenenada: Se Z roteia através Y para chegar a X : Z conta para Y que sua distância ( Z) até X é infinita (assim Y não vai rotear para X através Z) resolve completamente o problema da contagem infinita? Camada Re 4-18

19 Comparação entre algoritmos LS e DV número mensagens LS: mensagens para todos os nós mas só com distâncias aos viinhos com N nós, E enlaces, O(NE) msgs enviadas DV: mensagem apenas para viinhos mas com distâncias a todos os nós número mensagens varia (tempo convergência varia) velocida convergência LS: algoritmo O(N 2 ) requer O(NE) msgs pom ocorrer oscilações DV: tempo convergência varia pom ocorrer laços roteamento problema contagem ao infinito robuste: o que ocorre quando roteador tem problemas? LS: nó po informar custo enlace incorreto cada nó calcula apenas sua própria tabela DV: nó DV po informar incorretamente custo caminho tabela cada nó usada por outros erro propaga-se pela re Aconteceu na Internet em 1997! Nenhum ganha! Ambos usados na Internet! Camada Re 4-19

20 Capítulo 5: roteiro 5.1 introdução 5.2 protocolos roteamento estado enlace vetor distâncias 5.3 Roteamento intra-as na Internet: OSPF 5.4 roteamento entre os ISPs: BGP 5.5 O plano controle do SDN 5.6 ICMP: o Internet Control Message Protocol 5.7 Administração re e o SNMP Network Laer: Control Plane 5-20

21 Tornando o roteamento escalável nosso estudo roteamento até agora - ialiação todos roteadores idênticos rodam mesmo algoritmo roteamento re plana não é verda na prática porque... escala: com bilhões autonomia administrativa stinos: não é possível armaenar todos os stinos em tabelas roteamento! mensagens sobre tabelas roteamento consumiriam toda capacida! Algoritmos nunca convergiriam! internet = re res cada administrador re po querer controlar o roteamento em sua própria re Camada Re 4-21

22 Roteamento hierárquico agrega-se roteadores em regiões, sistemas autônomos (ASs) ou domínios Roteamento intra-as Roteamento entre hosts e roteadores na mesma AS Roteadores no mesmo AS rodam mesmo protocolo roteamento intra-as Roteadores em AS diferentes pom rodar diferentes protocolos roteamento intra-as Roteador gatewa: na borda sua própria AS, tem enlace(s) para roteador(es) em outra(s) AS(s) Roteamento inter-as: roteamento entre ASs gatewas realiam roteamento interdomínios (assim como intradomínio) Camada Re 4-22

23 ASs interconectadas 3c 3a 3b AS3 1a 1c 1d 1b algoritmo roteamento Intra-AS Tabela repasse AS1 algoritmo roteamento Inter-AS 2a 2c AS2 2b tabela repasse configurada por algoritmo intra e inter-as intra-as termina entradas para stinos internos (RIP ou OSPF) inter-as (BGP) & intra- AS terminam entradas para stinos eternos Camada Re 4-23