Redes de Computadores e a Internet

Transcrição

1 Redes de Computadores e a Internet Universidade Federal do Espírito Santo - Departamento de Informática - DI Laboratório de Pesquisas em Redes Multimidia - LPRM 2010

2 Capítulo 4: Camada de Rede 4. 1 Introdução 4.2 Circuitos virtuais e redes de datagramas 4.3 Roteador 4.4 IP: Internet Protocol Formato do Datagrama Endereçamento IPv4 ICMP IPv6 4.5 Algoritmos de Roteamento Link state Distance Vector Hierarchical routing 4.6 Roteamento na Internet RIP OSPF BGP 4.7 Roteamento em Broadcast e multicast 2

3 Roteamento e Encaminhamento 3

4 Grafo como modelo de abstração Grafo: G = (N,E) N = conjunto de roteadores = { u, v, w,,, } E = conjunto de enlaces ={ (u,v), (u,), (v,), (v,w), (,w), (,), (w,), (w,), (,) } Observação: Grafo como modelo de abstração em outros contetos de rede Eemplo: P2P, onde N é o conjunto dos peers e E é o conjunto das coneões TCP 4

5 Grafo de Abstração : custos c(, ) = custo do enlace(, ) e., c(w, ) = 5 Custo poderia ser sempre 1, ou inversamente relacionado à largura de banda ou ao congestionamento Custo do caminho ( 1, 2, 3,, p ) = c( 1, 2 ) + c( 2, 3 ) + + c( p-1, p ) Questão: Qual é o caminho de menor custo entre u e? Algoritmo de Roteamento : algoritmo que encontra o caminho de menor custo 5

6 Classificação de algoritmos Informação global ou descentraliada? Global: Todos os roteadores têm informação completa sobre a topologia e o custo dos enlaces Algoritmos de estado do enlace link state - Dijkstra Descentraliado: Roteador conhece os viinhos conectados fisicamente e o custo dos enlaces até os viinhos Processo iterativo, troca de informação com os viinhos Algoritmos de vetor de distâncias distance vector - Bellman Ford Estático ou dinâmico? Estático: Rotas mudam raramente com o tempo Dinâmico: Rotas mudam mais rapidamente Atualiação periódica Podem responder a mudanças no custo dos enlaces 6

7 Algoritmo: estado de enlace Algoritmo de Dijkstra Topologia de rede e custo dos enlaces são conhecidos por todos os nós Implementado via link state broadcast Todos os nós têm a mesma informação Computa caminhos de menor custo de um nó (fonte) para todos os outros nós Fornece uma tabela de roteamento para aquele nó Convergência: após k iterações, conhece o caminho de menor custo para k destinos Notação: C(i,j): custo do enlace do nó i ao nó j. Custo é infinito se não houver ligação entre i e j D(v): valor atual do custo do caminho da fonte ao destino V P(v): nó predecessor ao longo do caminho da fonte ao nó v, isto é, antes do v N : conjunto de nós cujo caminho de menor custo é definitivamente conhecido 7

8 Algoritmo: estado de enlace 1 Inicialiação: 2 N = {u} 3 para todos os nós v 4 se v é adjacente a u 5 então D(v) = c(u,v) 6 senão D(v) = 7 8 Loop 9 ache w não em N tal que D(w) é um mínimo 10 acrescente w a N 11 atualie D(v) para todo v adjacente a w e não em N : 12 D(v) = min( D(v), D(w) + c(w,v) ) 13 /* novo custo para v é ou o custo anterior para v ou o menor 14 custo de caminho conhecido para w mais o custo de w a v */ 15 até que todos os nós estejam em N 8

9 9 Eemplo do algoritmo de Dijkstra Step N' u u u uv uvw uvw D(v),p(v) 2,u 2,u 2,u D(w),p(w) 5,u 4, 3, 3, D(),p() 1,u D(),p() 2, D(),p() 4, 4, 4, u w v

10 Eemplo Dijkstra Resulting shortest-path tree u: v w u Resulting forwarding table in u: destination v w link (u,v) (u,) (u,) (u,) (u,) 10

11 Compleidade e oscilação Compleidade do algoritmo: n nós Cada iteração: precisa verificar todos os nós w, que não estão em N n(n-1)/2 comparações: O(n 2 ) Implementações mais eficientes: O(nlogn) Oscilações possíveis: E.: custo do link, métrica = quantidade de tráfego transportado (atraso) 11

12 Capítulo 4: Camada de Rede 4. 1 Introdução 4.2 Circuitos virtuais e redes de datagramas 4.3 Roteador 4.4 IP: Internet Protocol Formato do Datagrama Endereçamento IPv4 ICMP IPv6 4.5 Algoritmos de Roteamento Link state Distance Vector Hierarchical routing 4.6 Roteamento na Internet RIP OSPF BGP 4.7 Roteamento em Broadcast e multicast 12

13 Algoritmo vetor de distâncias Equação de Bellman-Ford (programação dinâmica) Seja d () = custo do caminho de menor custo de para Então d () = min {c(,v) + d v () } Em que min é calculado sobre todos os viinhos de 13

14 Algoritmo vetor de distâncias Claramente, d v () = 5, d () = 3, d w () = 3 A equação B-F di que: d u () = min { c(u,v) + d v (), c(u,) + d (), c(u,w) + d () } = min {2 + 5, 1 + 3, 5 + 3} = 4 O nó que atinge o mínimo é o próimo salto no menor caminho tabela de roteamento 14

15 Algoritmo vetor de distâncias D () = estima o menor custo de para Vetor de distância: D = [D (): є N ] O nó conhece o custo para cada viinho v: c(,v) O nó mantém D = [D (): є N ] O nó também mantém os vetores de distância de seus viinhos Para cada viinho v, mantém D v = [D v (): є N ] 15

16 Algoritmo vetor de distâncias Idéia básica: Cada nó envia periodicamente sua própria estimativa de vetor de distância aos viinhos Quando o nó recebe nova estimativa de DV do viinho, ele atualia seu próprio DV usando a equação B-F: D () = min v {c(,v) + D v ()} para cada nó N Em condições naturais, a estimativa D () converge para o menor custo atual d () 16

17 Algoritmo vetor de distâncias Iterativo, assíncrono: cada iteração local é causada por: Mudança no custo do enlace local Mensagem de atualiação DV do viinho Distribuído: Cada nó notifica os viinhos apenas quando seu DV mudar Os viinhos então notificam seus viinhos, se necessário Cada nó: espera por (mudança no custo do enlace local na mensagem do viinho) recalcula estimativas se o DV para qualquer destino mudou, notifica os viinhos 17

18 D () = min{c(,) + D (), c(,) + D ()} D () = min{c(,) + = min{2+0, 7+1} = 2 D (), c(,) + D ()} node table = min{2+1, 7+0} = 3 cost to cost to node table cost to node table cost to time

19 D () = min{c(,) + D (), c(,) + D ()} D () = min{c(,) + = min{2+0, 7+1} = 2 D (), c(,) + D ()} node table = min{2+1, 7+0} = 3 cost to cost to cost to node table cost to node table cost to cost to cost to cost to cost to time

20 Sensibilidade às Mudanças de custo Mudanças no custo do enlace: Nó detecta mudança no custo do enlace local Atualia informações de roteamento, recalcula o vetor de distância Se o DV muda, notifica viinhos No tempo t 0, detecta a mudança no custo do enlace, atualia seu DV e informa seus viinhos. No tempo t 1, recebe a atualiação de e atualia sua tabela. Ele calcula o menor custo novo para e envia seu DV para os viinhos. No tempo t 2, recebe a atualiação de a atualia sua tabela de distância. O menor custo de s não muda e então não envia nenhuma mensagem para. boas notícias viajam depressa 20

21 Melhoria no custo do enlace Mudança no custo do enlace: nodo detecta mudança no custo do enlace Atualia tabela de vetor de distância X 1 4 Y 50 1 Z boas notícias viajam rápido Se o custo muda em um caminho, notificar viinhos algoritmo termina 21

22 Aumento no custo Mudanças no custo do enlace : Notícias ruins ao contrário da sabedoria popular viajam lentamente - problema de contagem ao infinito! 60 X 4 Y 50 1 Z algoritmo continua! 22

23 Envenenamento Reverso Se a rota de Z passa por Y para chegar a X, deve anunciar a que sua distância a (D() = infinito), mesmo sabendo que de fato é 5 Z di a Y que sua distância (D()) para X é infinita (assim Y não vai rotear para X via Z) 60 X 4 Y 50 1 Z Esta solução resolve o problema de contagem ao infinito completamente? algoritmo termina 23

24 Comparação LS DV Compleidade LS: com n nós, E links, O(NE) mensagens enviadas DV: trocas somente entre viinhos Tempo de convergência varia Tempo de convergência LS: algoritmo O(N 2 ) eige mensagens O(NE) Pode ter oscilações DV: tempo de convergência varia Pode haver loops de roteamento Problema da contagem ao infinito Robuste: o que acontece se um roteador tiver comportamento malicioso? Ls: Nós podem informar custos de link incorretos Cada nó calcula sua própria tabela de roteamento Dv: Nó DV pode informar custo de caminho incorreto Tabela de cada nó é usada por outros Propagação de erros pela rede 24