tabela de repasse local valor cab. enlace saída 2010 Pearson Prentice Hall. Todos os direitos reservados.

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1 Interação entre roteamento e repasse algoritmo roteamento tabela repasse local alor cab. enlace saída alor no cabeçalho do pacote chegada 0 sli 67 Abstração grafo Grafo: G = (N,E) u w N = conjunto roteadores = { u,, w,,, } E = conjunto enlaces = { (u,), (u,), (,), (,w), (,w), (,), (w,), (w,), (,) } Comentário: Abstração grafo é útil em outros contetos re Eemplo: PP, on N é conj. pares e E é conj. coneões TCP sli 68

2 Abstração grafo: custos c(, ) = custo do enlace (, ) u w - p. e., c(w,) = custo poria ser sempre, ou inersamente relacionado à largura ou inersamente relacionado ao congestionamento Custo do caminho (,,,, p ) = c(, ) + c(, ) + + c( p-, p ) Pergunta: Qual é o caminho menor custo entre u e? algoritmo roteamento: algoritmo que encontra o caminho menor custo sli 69 Classificação do algoritmo roteamento informação global ou scentraliada? global: todos os roteadores têm topologia completa, informação custo do enlace algoritmos estado do enlace scentraliada: roteador conhece iinhos conectados fisicamente, custos enlace para iinhos processo computação iteratio, troca informações com iinhos algoritmos etor distância Estático ou dinâmico? estático: rotas mudam lentamente com o tempo dinâmico: rotas mudam mais rapidamente atualiação periódica em resposta a mudanças no custo do enlace sli 70

3 sli 7 Algoritmo roteamento estado do enlace algoritmo Dijkstra noa topologia, custos enlace conhecidos todos os nós realiado por broadcast estado do enlace todos os nós têm a mesma informação calcula caminhos menor custo um nó ( origem ) para todos os outros nós da tabela repasse para esse nó iteratio: após k iterações, sabe caminho menor custo para k stinos notação: c(,): custo do enlace do nó até ; = se não forem iinhos diretos D(): alor atual do custo do caminho da origem ao stino p(): nó precessor ao longo do caminho da origem até N': conjunto nós cujo caminho menor custo é finitiamente conhecido Algoritmo Dijkstra Inicialiação: N' = {u} para todos os nós 4 se adjacente a u então D() = c(u,) 6 senão D() = 7 8 Loop 9 acha w não em N' tal que D(w) é mínimo 0 acrescenta w a N' atualia D() para todo adjacente a w e não em N' : D() = min( D(), D(w) + c(w,) ) /* noo custo para é custo antigo para ou custo conhecido 4 do caminho mais curto para w + custo w para */ até todos os nós em N' sli 7

4 Algoritmo Dijkstra: eemplo Etapa 0 4 N' u u u u uw uw D(),p(),u,u,u D(w),p(w),u 4,,, D(),p(),u D(),p(), D(),p() 4, 4, 4, u w sli 7 Algoritmo Dijkstra: eemplo () árore resultante do caminho mais curto a partir u: w u sli 74 tabela repasse resultante em u: stino w enlace (u,) (u,) (u,) (u,) (u,) 4

5 Algoritmo Dijkstra, discussão compleida do algoritmo: n nós cada iteração: precisa erificar todos os nós, w, não em N n(n+)/ comparações: O(n ) implementações mais eficientes possíeis: O(nlogn) oscilações possíeis: p. e., custo do enlace = quantida tráfego transportado A +e D 0 0 B 0 e C e inicialmente A +e 0 D B 0 +e 0 C recalcula roteamento 0 A +e D 0 0 B C +e recalcula +e A 0 D B 0 +e e C recalcula sli 7 Algoritmo etor distância Equação Bellman-Ford (programação dinâmica) fina d () : = custo do caminho menor custo para pois d () = min {c(,) + d () } on min assume todos os iinhos sli 76

6 Eemplo Bellman-Ford claramente, d () =, d () =, d w () = u w equação B-F di: d u () = min { c(u,) + d (), c(u,) + d (), c(u,w) + d w () } = min { +, +, + } = 4 nó que alcança mínimo é o próimo salto no caminho mais curto tabela repasse sli 77 Algoritmo etor distância D () = estimatia do menor custo para nó sabe custo cada iinho : c(,) nó mantém etor distância D = [D (): є N ] nó também mantém etor distância seus iinhos para cada iinho, mantém D = [D (): є N ] sli 78 6

7 Algoritmo etor distância (4) iia básica: tempos em tempos, cada nó enia sua própria estimatia etor distância aos iinhos assíncrono quando um nó recebe noa estimatia DV do iinho, ele atualia seu próprio DV usando a equação B-F: D () min {c(,) + D ()} para cada nó N sob condições mostas, naturais, a estimatia D () conerge para o menor custo real d () sli 79 Algoritmo etor distância () iteratio, assíncrono: cada iteração local causada por: mudança custo do enlace local mensagem atualiação do DV do iinho distribuído: cada nó notifica os iinhos apenas quando seu DV muda iinhos, então, notificam seus iinhos, se necessário Cada nó: espera (mudança no custo do enlace local ou msg do iinho) recalcula estimatias se DV a qualquer stino tier mudado, notifica iinhos sli 80 7

8 D () = min{c(,) + D (), c(,) + D ()} = min{+0, 7+} = tabela nó custo para custo para 0 7 tabela nó custo para sli 8 0 tabela nó custo para D () = min{c(,) + D (), c(,) + D ()} = min{+, 7+0} = tempo 7 D () = min{c(,) + D (), c(,) + D ()} = min{+0, 7+} = tabela nó custo para custo para custo para tabela nó custo para custo para custo para tabela nó custo para custo para custo para sli tempo D () = min{c(,) + D (), c(,) + D ()} = min{+, 7+0} = 7 8

9 Vetor distância: mudanças custo do enlace mudanças custo do enlace: nó tecta mudança custo no enlace local atualia informação roteamento, recalcula etor distância se DV mudar, notifica iinhos 4 0 boas notícias correm rápido no tempo t 0, tecta a mudança do custo do enlace, atualia seu DV e informa aos seus iinhos. no tempo t, recebe a atualiação e atualia sua tabela. Calcula um noo custo mínimo para e enia seu DV aos iinhos. no tempo t, recebe a atualiação e atualia sua tabela distância. Menores custos não mudam, e daí não enia qualquer mensagem a. sli 8 mudanças custo do enlace: boas notícias correm rápido más notícias correm lento problema da contagem até o infinito! 44 iterações antes que o algoritmo estabilie: er teto reerso enenenado: se Z passa por Y para chegar a X: Z di a Y que sua distância ( Z) até X é infinita ( modo que Y não roteará para X passando por Z) isso solucionará completamente o problema da contagem até o infinito? sli 84 9

10 Comparação dos algoritmos LS e DV compleida da mensagem LS: com n nós, E enlaces, O(nE) mensagens eniadas DV: troca apenas entre iinhos tempo conergência aria elocida conergência LS: algoritmo O(n ) requer O(nE) mensagens po ter oscilações DV: tempo conergência aria sli 8 pom ser loops roteamento problema da contagem até o infinito robuste: o que acontece se roteador r feito? LS: nó po anunciar custo do enlace incorreto cada nó calcula apenas sua própria tabela DV: nó DV po anunciar custo do caminho incorreto tabela cada nó usada por outros erro se propaga pela re Roteamento hierárquico nosso estudo roteamento até aqui o ial: todos os roteadores idênticos re achatada não acontece na prática escala: com 00 milhões stinos: não po armaenar todos os stinos nas tabelas roteamento! troca tabela roteamento atolaria os enlaces! autonomia administratia Internet = re res cada administrador re po querer controlar o roteamento em sua própria re sli 86 0

11 roteadores agregados em regiões, sistemas autônomos (AS) roteadores no mesmo AS rodam o mesmo protocolo roteamento protocolo roteamento intra-as roteadores em ASes diferentes pom eecutar protocolo roteamento intra-as diferente roteador borda Enlace direto com roteador em outro AS sli 87 ASes interconectados c a b AS a c d b algoritmo roteamento intra-as tabela repasse AS a algoritmo roteamento inter-as c b AS tabela repasse configurada por algoritmo roteamento intra e inter-as intra-as fine entradas para stinos internos inter-as & intra-as finem entradas para stinos eternos sli 88

12 sli 89 Tarefas inter-as suponha que roteador no AS recebe datagrama stinado para fora do AS: roteador e encaminhar pacote ao roteador borda, mas qual? c a b AS a c d b AS e:. scobrir quais stinos são alcançáeis por AS e quais por AS. propagar essa informação acessibilida a todos os roteadores no AS Tarefa do roteamento inter-as! AS a c b AS Eemplo: finindo tabela repasse no roteador d suponha que AS scubra (pelo protocolo inter-as) que a sub- -re é alcançáel ia AS (gatewa c), mas não ia AS. protocolo inter-as propaga informação acessibilida a todos os roteadores internos. roteador d termina pelo roteamento intra-as informação que sua interface I está no caminho menor custo para c. instala entrada da tabela repasse (,I) c a b AS a c d b AS a c b AS sli 90

13 Eemplo: escolhendo entre múltiplos ASes agora suponha que o AS scubra pelo protocolo inter-as que a sub-re po ser alcançada por AS e por AS. para configurar a tabela repasse, roteador d e terminar para que gatewa ele e repassar os pacotes para o stino. isso também é tarefa do protocolo roteamento inter-as! c a b AS a c d b AS a c b AS sli 9 agora suponha que AS scubra pelo protocolo inter-as que sub-re po ser alcançada por AS e por AS. para configurar a tabela repasse, o roteador d e terminar para qual gatewa e repassar pacotes para stino. isso também é tarefa do protocolo roteamento inter-as! roteamento da batata quente: enia pacote para o mais próimo dos dois roteadores. Pelo protocolo inter- -AS, scobre que sub-re é alcançáel por ários gatewas Use informação roteamento do prot. intra-as para terminar custos caminhos menor custo a cada gatewa Roteamento da batata quente: escolha o gatewa que tem o menor custo Determine pela tabela repasse a interface I que lea ao gatewa menor custo. Inclua (,I) na tabela repasse sli 9