Camada de Rede. 9 de novembro de 2015

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1 Camada de Rede 9 de novembro de 2015

2 2/1 A Internet Figura: A Internet é uma coleção interconectada de muitas redes (Tanembaum 5ed. Fig. 5-45)

3 3/1 Camada de Rede segundo o OSI Objetivo: prover funcionalidades para modos de transmissão com e sem conexão para entidades da camada de transporte Estabelecer, manter e terminar conexões entre sistemas abertos (isto é, redes) Promover troca de unidades de dados de serviços de redes: pacotes Manter endereçamento entre hosts de redes distintas Qualidade de serviço

4 4/1 Serviços providos à camada de transporte Serviços devem ser independentes da tecnologia do roteador Transporte deve desconhecer o número, tipo e topologia da redes Endereços de rede deve ser disponibilizados à camada de transporte de maneira uniforme, independente do tipo de rede

5 5/1 Funções da Camada de Rede Roteamento e repasse de pacotes Multiplexação de conexões de rede em um mesmo enlace de dados Detecção e recuperação de erros Sequenciamento de pacotes e controle de fluxo Seleção de serviços Gerenciamento da camada de rede Mapeamento de endereços e transmissões da camada de enlace em endereços e transmissões da camada de rede

6 6/1 Roteamento e repasse Conexões de rede são providas por entidades de rede em sistemas OSI e por sistemas abertos intermediários que provêem o serviço de repasse (forwarding) Sistemas abertos intermediários podem usar conexões intermediárias de rede; transmissão por conexões de enlace e meios físicos distintos O caminho de repasses (rota) é importante para a comunicação resultante caminho pode considerar a qualidade de transmissão, custo financeiro e outros

7 7/1 Transmissão com e sem conexão Função Com conexão Sem conexão Configuração sim desnecessário do caminho Endereçamento número VC end. destino Informação manutenção de circuitos sem info. de transmissões de estado Roteamento criar circuito pacotes são independentes Qualidade de sim difícil serviço Controle de sim difícil congestionamento Efeito de falhas circuitos falham datagrama perdido Com conexões ou Rede de Circuitos Virtuais: X.25, Frame Relay, ATM, MPLS Sem conexões ou Rede de Datagramas: IP

8 8/1 Redes de Circuitos Virtuais vs. Rede de Datagramas Tempo de configuração de circuito vs. Tempo de processamento por pacote Tamanho do endereço de circuito vs. tamanho do endereço de host Garantia de qualidade vs. melhor esforço Uso de longa duração vs. uso imediato e curto Falhas em circuitos catastróficas vs. perda de poucos pacotes

9 9/1 Circuitos virtuais (CV) Caminho da origem ao destino comporta-se como um circuito Cada parte do caminho virtual (CV) é reservada com antecipação Uso de id do circuito em vez de endereço destino Recursos alocados = teoricamente mais previsível Roteadores precisam manter informações sobre circuito Tabela de circuitos de um roteador Entrada CV in Saída CV out

10 Redes de datagramas Em vez de reserva de recursos, poĺıtica do melhor esforço Em vez de id CV, usa endereço final Pacotes podem usar diferentes caminhos B D PPP A 4 3 E 1 F LAN C 2 A p/ 1,2,3 Dest. Rota A B B C C D B E C F C A p/ 4 Dest. Rota A B B C C D B E B F B C Dest. Rota A A B A C D E E E F E E Dest. Rota A C B D C C D D E F F 10/1

11 11/1 Embate Circuitos vs. Datagramas Circuitos (telefonia): X.25, Frame Relay, ATM Datagramas (Arpanet): Internet Protocol (IP) Década de 1990: embate entre ATM vs. IP Bellheads (ITU) vs. Netheads (IETF) Bellheads: telefonia Netheads: Internet http: //archive.wired.com/wired/archive/4.10/atm_pr.html Fracasso do ATM em manter QoS em ambientes reais Domínio do IP Porém, atual crescimento de tecnologias orientadas a conexão: MPLS e VLAN

12 12/1 ATM vs. IP Endereçamento Células ATM têm o id do circuito virtual e não endereço final Cobrança ATM: possível cobrar pelo uso de diferentes caminhos IP: é mais fácil cobrar uma tarifa fixa Sobrecarga ATM: se algum host no CV falha, conexão é perdida IP: se um roteador sofre sobrecarga, é fácil usar outro Planejamento e aproveitamento ATM: melhor planejamento, oferecimento de garantias IP: melhor uso dos recursos, melhor esforço Uso da rede ATM: proporcionalidade de largura de banda IP: fila simples (FIFO) Desempenho ATM: cam. física +rápida pois +simples: 5+48 = 53 bytes Pacote IP: de /65516 = até bytes IP RSVP (protocolo de transporte para reserva de recursos)

13 13/1 Repasse e roteamento Repasse é o envio para a próxima rede Roteamento envolve o preenchimento de tabela para escolha de qual é a melhor próxima rede para chegar ao destino final RIP, OSPF, BGP tabela de repasse local cabeçalho do pacote enlace saída

14 14/1 Roteamento Comutação rápida de pacotes Arquitetura de comutação e escalonamento Roteamento em broadcast Roteamento em redes de dados Requisitos Corretude e Simplicidade Robustez Execução por longo tempo, mesmo se houver falhas Estabilidade Escolha rápida de rotas que não mudam com frequência Equidade (fairness) Exemplo: reduzir atraso médio de pacotes Eficiência Exemplo: maximizar transmissão de saída

15 15/1 Algoritmos de roteamento Algoritmos não-adaptativos Rotas calculadas com antecipação Não responde a falhas Algoritmos adaptativos Rotas são redefinidas de acordo com o uso da rede Redefinição periódica ou de acordo com mudanças na topologia

16 16/1 Tipos de roteamento Um sistema autônomo é uma coleção de redes sob uma administração centralizada Roteamento dentro de um sistema autônomo interior gateway routing protocol Routing Information Protocol (baseado em vetor de distâncias) Open Shortest Path First (baseado no estado de enlaces) Roteamento entres sistemas autônomos Border Gateway Protocol

17 17/1 Princípio da otimalidade de Bellman Se J está no caminho ótimo entre I e K, então o caminho entre J e K é parte do caminho entre I e K B B A D E C A D E C F G L H I J N F G L H I J N K K M O M O (a) (b) Figura: Uma rede e uma árvore de caminhos ótimos a partir do roteador B (sink tree).

18 18/1 Algoritmo de menor caminho Menor caminho Número de hops, isto é, transições entre roteadores Distância geográfica E outros... Algoritmos de menor caminho Adaptação do Algoritmo de Dijkstra com min-heap: O( V log V ) Uso da min-heap para avaliar distâncias a vértices Conhecimento global da rede

19 19/1 Roteamento por uma técnica local: flooding Não é possível obter conhecimento global da rede instantaneamente Pacote de entrada é repassado a toda linha de saída, exceto por onde veio Cada pacote tem um contador de idade no cabeçalho Contador é inicializado com valor do comprimento do caminho até destino Contador é decrementado a cada hop Se contador=0, descartar pacote Se caminho não é conhecido, inicialização no pior caso é igual ao diâmetro da rede Roteador podem manter em uma tabela para evitar re-repasses Possível manter um limiar k que indica que todos os pacotes até k foram repassados Baixa configuração, sempre encontra menor caminho e sempre pacote chega a todos na rede

20 20/1 Roteamento por vetor de distâncias Também conhecido como Algoritmo de roteamento Bellman-Ford distribuído Algoritmo de roteamento da ARPANET até 1979 Internet: RIP e família Funcionamento Cada roteador mantém um vetor com distâncias a cada destino da rede A cada T segundos, roteador troca com cada vizinho uma lista dos atrasos estimados para cada destino

21 Vetores recebidos de vizinhos de J Nova tabela de J A B C D G H E F I J K L P/ A B C D E F G H I J K L A I H K J Linha 08 A 20 A 28 I 20 H 17 I 30 I 18 H 12 H 10 I K 15 K JA é 08 JI é 10 JH é 12 JK é 06 T (J, X ) = min{t (J, V )+ T (V, X )} 21/1

22 22/1 Problema da contagem para o infinito Convergência é o ponto de definição das melhores rotas Roteamento por vetores de distâncias tem convergência lenta Resposta rápida às boas notícias Resposta lenta às más notícias Cálculo de distância para A: A B C D E Entra na rede 1 1 troca trocas trocas Converge A B C D E A falha depois depois depois Continua...

23 23/1 Roteamento pelo estado do enlace Em inglês, link state routing Variantes atuais: DECnet/OSI Intermediate System-Intermediate System (IS-IS) IEFT Open Shortest Path First (OSPF), baseado no IS-IS Cinco partes: 1. Descobrir seus vizinhos e aprender seus endereços de rede 2. Atribuir a distância (métrica de custo) para cada vizinho 3. Construir pacote para contar o que aprendeu 4. Enviar esse pacote e receber pacotes similares de outros roteadores 5. Computar o caminho mais curto para cada outro roteador Cada roteador tem informação completa da topologia, então usar algoritmo de menores distâncias de Dijkstra

24 24/1 Aprendizado de vizinhos e atribuição de distância Envio de pacote especial HELLO Vizinhos respondem com o seu próprio nome (deve ser único) Atribuir distâncias Em LAN: distância inversamente proporcional à largura de banda Em WAN: usar o atraso obtido com o tempo de viagem de ida e volta B A D C E G F H I LAN

25 25/1 Construção de pacote para contar o que aprendeu Pacotes de estado de enlace Contém: Identidade do transmissor Número de sequência de 32 bits Idade (tempo de vida) Lista de vizinhos Construção periódica ou quando algo importante da rede muda A 4 5 B E C F 3 7 D A Seq. Idade B 4 E 5 B Seq. Idade A 4 C 2 F 6

26 Tabela: Buffer de pacotes para o roteador B. 26/1 Distribuição de pacotes de estado de enlace Funcionamento básico: flooding Guarda pacotes recebidos em uma tabela Decrementa tempo de vida de pacotes periodicamente Descarta pacotes já vistos (pela seq.) ou tempo 0 Ao receber novo pacote, espera por novos pacotes antes de repassar Par de flags por enlace (no exemplo, para A, C e F) Flags de envio: envio de pacote por ali Flags de reconhecimento: reconhecimento por ali Pacote vindo por A, é enviado para C e F e reconhecido em A Fonte Seq. Idade A C F A C F A F E C D

27 27/1 A 4 5 B E C F 3 7 D B Seq. Idade A 4 C 2 F 6 Roteador B Envio ACK Fonte Seq. Idade A C F A C F A F E C D Se pacote chega de E por A e F, deve ser repassado para C Se pacote para C chega de F antes de ser repassado, tabela é alterada para ACK para F e não enviar para F

28 28/1 Computação de novas rotas Esperar a tabela de pacotes de estado de enlace completar Usar algoritmo de menor caminho de Djkstra em cada roteador Saída do Djkstra indica o caminho para cada destino

29 29/1 Detalhes sobre roteamento por estado de enlace Uso de memória é proporcional ao número de destinos Custo computacional Djkstra para pesos positivos O((E + V ) log V ), onde E é o número de enlaces e V o número de destinos Base do IS-IS e OSPF Dependem de hardware confiável Intolerante a falhas

30 Roteamento hierárquico Redes grandes têm muitos roteadores/destinos Falta memória Uso excessivo de CPU Delimitação de regiões Full table for 1A Dest. Line Hops Region 1 Region 2 1A 1B 2A 2B 1B 1B 1 1A 1C 1C 1 1C 2C 2D 2A 1B 2 2B 1B 3 2C 1B 3 2D 1B 4 3A 4A 5B 5C 3A 1C 3 5A 3B 1C 2 4B 3B 4C 5D 4A 1C 3 5E 4B 1C 4 Region 3 Region 4 Region 5 4C 1C 4 5A 1C 4 5B 1C 5 5C 1B 5 5D 1C 6 5E 1C 5 Figure Hierarchical routing. Hierarchical table for 1A Dest. Line Hops 1A 1B 1B 1 1C 1C 1 2 1B 2 3 1C 2 4 1C 3 5 1C 4 30/1

31 31/1 Roteamento broadcast Broacast Envio de pacote para todos os destinos Técnicas Um pacote para cada destino Flood Repasse pelo caminho reverso (reverse path forwarding) Somente aceita repasse se caminho é aquele que costuma vir pacotes Árvore geradora Evita loops mas exige informação global

32 32/1 Roteamento multicast Multicast Envio de pacote para grupos de destinos (jogos, vídeos) Criação de grupos: uso de endereços multicast Transmissão pode depender da densidade do grupo Grupo é denso se muitos destino estão na mesma região da rede Grupo não é denso se destinos estão em regiões distintas Transmissão Broadcast com árvore geradora com poda Quando roteador receber pacote multicast, mas nenhum de seus hosts tiver interesse, envia pacote de poda Necessário armazenamento de 1 árvore por grupo multicast

33 33/1 Exemplo multicast Multicast via UDP Endereços multicast estão entre e Reservados: de até (Local Network Control Block) Locais: de até Usaremos para endereço do grupo Porta 6000

34 34/1 Roteamento para hosts móveis Um host móvel pode estar em diferentes lugares em momentos distintos Para enviar pacote é necessário primeiro descobrir onde host está Não é possível atualizar topologia toda vez que um host se move Objetivo: manter endereço de rede enquanto camadas inferiores mudam Suposição simplificadora: Cada host tem uma localidade de origem fixa Sempre é possível enviar pacotes para essa localidade Um agente home atende pelo host na localidade de origem Agente home repassa pacote para a localidade atual do host móvel

35 35/1 Roteamento para hosts móveis Transmissor 2: envia para endereço home 4: responde ao transmissor 5: túnel para endereço atual Dispositivo móvel 1: avisa endereço atual Agente no endereço home 3: túnel para endereço atual 1. Enviar endereço atual para agente home 2. Fazer túnel para cuidador do endereço 3. No túnel a transmissão pode ser direta

36 36/1 Comutação rápida de pacotes Pacotes chegando Mecanismo de roteamento Comutador Escalonador Pacotes redirecionados Um comutador de pacotes consiste de Mecanismo de roteamento / tabela de consulta Um escalonador/planejador de comutações Malha de comutação/switch (circuito de chaveamento) Mecanismo de roteamento consulta por endereço no pacote na tabela de roteamento e determina qual porta de saída enviar o pacote O pacote é marcado com uma tag indicando número da porta de saída Roteador usa a tag para enviar o pacote na porta de saída certa

37 Primeira geração de roteadores Computador com múltiplas interfaces de rede (line cards) Usa Buffers de entrada e saída para cada interface CPU alterna atenção entre as interfaces e processa os pacotes Desempenho é limitado pelo CPU e pela comunicação entre interfaces e CPU Exemplos Pontes (bridges) Ethernet (camadas físicas e enlace) Junta dois segmentos de rede em uma só 37/1

38 38/1 Segunda geração de roteadores As interfaces (line cards) fazem boa parte do processamento Consulta em tabela de roteamento Buffer de pacotes Envio de pacotes para a porta apropriada Uso de barramento para comunicação com CPU Vantagens: remoção de gargalos de CPU e memória principal Desvantagem: desempenho limitado pela velocidade do barramento Exemplo Roteador Cisco 7500 series ( )

39 Terceira gerac a o de roteadores I I Substituic a o de barramento por malha de roteamento/rede de interconexa o (circuito dedicado) Desempenho depende da malha de roteamento, mas alivia gargalo de barramentos comuns I I Redes Banya Cisco 12000: comutac a o em 60Gbps 39/1

40 40/1 Multilayer Switch Cisco 6509: barramento compartilhado e por malha Figura: Cisco 6509 by MrChrome (talk) (Uploads) - Own work by the original uploader. Licensed under Creative Commons Attribution 3.0 via Wikimedia Commons -

41 Exemplo de roteador: Cisco /1

42 Carga oferecida (pacotes/segundo) 42/1 Controle de congestionamento Pacotes demais na rede causam atrasos e perdas Em colapso, pacotes podem perder utilidade ser retransmitidos ser descartados Carga transmitida útil (pacotes/segundo) Capacidade da rede (0,0) Início do congestionamento Ideal Desejável Colapso

43 Controle de congestionamento Evitar congestionamento quando possível Roteadores com pouca memória ou lentos podem causar congestionamento Muita memória em roteador lento pode causar colapso da rede Se uma parte da rede está congestionada, rotas alternativas podem ser afetadas Um bom controle de fluxo entre hosts é importante para evitar congestionamento Um host de 100Gbps deve controlar envio para um host de 1Gbps Solução para controle de congestionamento e de fluxo Contratar mais linhas de transmissão Ligar novos roteadores Fazer hosts irem mais devagar (pedir ou obrigar) Planejar para tráfego periódico Controle de admissão para tráfego em circuitos 43/1

44 44/1 Abordagens para controle de congestionamento 1. Provisionamento de redes planejamento e inserção de equipamentos sob demanda administração ao longo de meses 2. Roteamento adaptável ao tráfego caminhos podem mudar de acordo necessidade de clientes 3. Controle de admissão novas conexões podem ser recusadas 4. Regulação de tráfego (traffic throttling) Controle de quanto e quando hosts podem transmitir Aviso de congestionamento eminente 5. Descarte de carga Descarte de pacotes mais novos (vinho) ou mais velhos (leite)

45 45/1 Traffic throttling: Explicit Congestion Notification (ECN) Notificação expĺıcita de congestionamento Quando receptor percebe congestionamento, avisa transmissor Usado na Internet Dois bits do cabeçalho IP para indicar congestionamento Roteador congestionado marca pacote Receptor avisa transmissor do congestionamento Alternativa: choke packet Pacote Roteador congestionado Pacote marcado Host Sinal de congestionamento Noti cação explícita de congestionamento Host

46 46/1 Descarte de pacotes (load shedding) Para transmissão de arquivos: descarte dos mais recentes Para transmissão multimídia: descarte dos mais velhos Marcação de importância/tipo do pacote Descarta de pacotes de acordo com a classe de importância Opção: descarte aleatório

47 Qualidade de serviço e Traffic Shaping Aplicação Largura de banda Latência Jitter Perda Baixa Baixa Baixa Média Web Média Média Baixa Média Terminal remoto Baixa Média Média Média Videoconferência Alta Alta Alta Alta Tabela: Exigência de QoS. Jitter: desvio padrão do tempo de entrega. Traffic shaping: modulação do tráfego Algoritmo do balde com furo: taxa de saída constante máxima (furo no balde) Balde representa buffer, se pacote não cabe no balde é descartado Opção: só enviar quando balde chegar em um determinado nível Possível fazer de acordo com aplicação (exemplo BitTorrent) Balde sem furo: sem limite expĺıcito de taxa de saída máxima Detecção de traffic shaping: 47/1

48 48/1 Roteamento e camada de rede na Internet Internet Protocol v4 e v6 Roteamento hierárquico em dois níveis Open Shortest Path First (OSPF): Intra routing Usa estado de enlaces Routing Information Protocol (RIP): Intra routing Usa vetor de distâncias Border Gateway Protocol (BGP): Internetworking Roteamento entre sistemas autônomos Variante de vetor de distâncias Network Address Translation Gerenciamento da camada de rede com ICMP