SIMULADOR DE ROTEAMENTO IP

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1 UNIVERSIDADE DO VALE DO ITAJAÍ CONRADO VARDANEGA SIMULADOR DE ROTEAMENTO IP SÃO JOSÉ 2005

2 CONRADO VARDANEGA SIMULADOR DE ROTEAMENTO IP Trabalho de Conclusão de Curso apresentado como requisito parcial para obtenção do título de Bacharel em Ciência da Computação na Universidade do Vale do Itajaí, Centro de Educação São José. Orientador: Prof. Marcelo Maia Sobral

3 RESUMO Neste trabalho se propôs construir um simulador de roteamento IP, o qual seria utilizado para fins de experimentação de roteamento em diversas topologias. O produto permite simular, textualmente, redes com computadores, roteadores e enlaces ponto-a-ponto. Os roteadores podem descobrir suas rotas dinamicamente através de RIP ou, se assim desejado for, as rotas podem ser informadas manualmente. A entrada de dados é textual, sendo necessário codificar a representação da rede a ser simulada. A saída do simulador é personalizável e, também, textual. É possível mostrar apenas mensagens referente ao funcionamento do RIP, sobre decisões de roteamento, ocupação do meio físico, etc. O simulador leva em conta a taxa de transferência dos meios físicos, calculando o tempo que os datagramas levam para chegar aos seus destinos. Os computadores e roteadores implementam fielmente o algoritmo de encaminhamento IP. No capítulo 4 há vários exemplos de cenários simulados com e sem roteadores, com enlaces de diversas capacidades, com roteamento estático e dinâmico. Palavras-chave: roteamento, simulação, rip, simulação de roteamento, endereçamento hierárquico, cidr, ospf, vetor de distância, estado de enlace.

4 CONRADO VARDANEGA SIMULADOR DE ROTEAMENTO IP Este Trabalho de Conclusão de Curso foi julgado adequado para obtenção do título de Bacharel em Ciência da Computação e aprovado pelo Curso de Ciência da Computação da Universidade do Vale do Itajaí, Centro de Educação São José. São José, 16 de dezembro de Apresentada à banca avaliadora formada pelos professores: Prof. Marcelo Maia Sobral, Msc. UNIVALI Centro de Educação São José Orientador Prof. Alexandre Moraes Ramos, membro da banca examinadora Prof. Henrique Simas, membro da banca examinadora

5 ÍNDICE DE FIGURAS Figura 1 As camadas do modelo OSI Figura 2 Camadas TCP/IP e OSI...13 Figura 3 Exemplo de um endereço IP Figura 4 Classes de endereços IP Figura 5 Exemplo de sub-rede...16 Figura 6 Máscara de sub-rede...16 Figura 7 Exemplo de tabela de roteamento Figura 8 Exemplo de rede como um grafo Figura 9 (a) Roteamento com vetor de distância: um exemplo de rede. (b) Tabela de roteamento incial em A...21 Figura 10 Tabela de roteamento final em A...22 Figura 11 (a) Uma rede. (b) Os pacotes de estado de enlace para esta rede...25 Figura 12 Mudanças de estado em modelos discretos...31 Figura 13 Mudanças de estado em modelos contínuos Figura 14 Simulação típica com dois nós...35 Figura 15 Um barramento Ethernet no cnet Figura 16 Exemplo de uma rede gerada aleatoriamente...36 Figura 17 Representação de uma Interface...38 Figura 18 Representação de um Roteador...38 Figura 19 - Dois computadores interligados...45 Figura 20 - Dois computadores conectados por meio de um roteador...46 Figura 21 - Rede com dois computadores e dois roteadores...48

6 SUMÁRIO 1 INTRODUÇÃO Contextualização Problema Objetivos Objetivo geral Objetivos específicos Escopo e delimitação Resultados esperados Justificativa Aspectos metodológicos Cronograma REDE DE COMPUTADORES Arquitetura da rede Arquitetura TCP/IP Endereçamento IP Endereçamento hierárquico Sub-redes Roteamento interdomínio sem classe (CIDR) Algoritmo de encaminhamento IP Descoberta de rotas Estático Vetor de distância Estado de enlace SIMULAÇÃO Vantagens e desvantagens da simulação Vantagens Desvantagens Estrutura de um simulador típico Variáveis de estado Eventos Entidades e atributos Recursos e fila de recursos Tempo real e tempo de simulação Mecanismos de avanço do tempo Simulação discreta e simulação contínua Funcionamento de um simulador Evento Chegada Evento Saída Evento Fim da Simulação Avanço do relógio de simulação...33

7 7 3.5 Simuladores de rede já existentes cnet Network Simulator (ns) Simulação de uma rede Elementos básicos Componentes do simulador de rede Avanço do tempo FRAMEWORK DE SIMULAÇÃO DE ROTEAMENTO IP Organização geral do framework Visão geral dos elementos do framework de simulação de roteamento A interface de rede Computadores e Roteadores Meio físico A interface de módulo de roteamento Módulo de roteamento RIP Interface com o usuário Exemplos de simulação Cenário 1: dois computadores diretamente conectados Cenário 2: dois computadores interligados por meio de um roteador Cenário 3: demonstrando o tratamento de uso do meio físico Conclusão sobre os exemplos de simulação Extensibilidade do framework CONSIDERAÇÕES FINAIS...52 ANEXOS...54 ANEXO 1: Diagrama de classes do framework de simulação discreta...55 ANEXO 2: Diagrama de classes do framework de simulação de roteamento IP...56 REFERÊNCIAS...57

8 1 INTRODUÇÃO 1.1 Contextualização O propósito de criar um simulador de roteamento é dar suporte às aulas de redes de computadores (ministradas em alguns cursos de graduação). Se a aula se limita à exposição teórica ou mesmo quando há prática, limita-se às experiências que podem ser feitas em laboratório, de forma que o aprendizado é, com freqüência, prejudicado. Assim, o presente trabalho vem propor que o simulador seja usado como ferramenta de apoio no ensino destas disciplinas. 1.2 Problema Permitir que acadêmicos que estejam cursando a disciplina de redes possam experimentar roteamento em laboratório é uma experiência restrita, visto que há uma diversidade considerável de topologias em que o roteamento pode ser experimentado. Desta forma, uma experiência prática (real), estaria limitada a algumas poucas topologias que se consiga montar em laboratório e conforme a tecnologia dos equipamentos que estivessem disponíveis. Um simulador de roteamento tornaria possível praticar o roteamento em um ambiente de simulação, ampliando as possibilidades de topologias e configurações possíveis. Em suma, há três possíveis formas de exercitar o roteamento, a saber: 1. Sistema real: consiste em realizar os experimentos na prática, usando computadores, roteadores e outros equipamentos de rede. Esta possibilidade implica a limitação das diferentes topologias possíveis. 2. Modelo analítico: consiste em elaborar um modelo matemático que represente a rede e o roteamento. É complexo devido ao grande número de variáveis a serem consideradas. 3. Modelo de simulação: consiste em elaborar um modelo que espelhe a topologia que se deseja experimentar, focando os elementos essenciais, e que possa ser executado iterativamente. É relativamente mais simples que o modelo analítico e capaz de proporcionar resultados razoáveis.

9 9 Das possíveis formas ora apresentadas, a simulação apresenta bons resultados como ferramenta de apoio ao aprendizado. A CISCO 1, por exemplo, faz uso de um simulador próprio para ministrar seus cursos de treinamento. Ao analisar alguns dos simuladores de rede encontrados na Internet, constata-se que (i) apenas algumas delas permitem exercitar roteamento (nem todas são voltadas para este propósito) e (ii) costumam ser de uso complexo, demandando mais tempo estudando a forma de utilizar a ferramenta do que realmente fazendo uso prático. 1.3 Objetivos Objetivo geral Criar um simulador de roteamento IP Objetivos específicos 1. Simular roteamento estático, RIP e OSPF. 2. Criar um framework para simular roteamento. 3. Criar uma interface para fácil operação do simulador Escopo e delimitação O simulador que se pretende construir será uma ferramenta estritamente acadêmica e não irá representar produtos comerciais. Será limitado a demonstrar como o roteamento de datagramas IP (IP versão 4, ou IPv4) é realizado ao longo da rede simulada, mas sem considerar padrões de tráfego de aplicações de rede. Permitirá simular vários cenários com várias topologias diferentes. Por fim, não irá fornecer informações sobre ocupação de recursos. 1.4 Resultados esperados Espera-se construir, ao término deste trabalho, um simulador que permita realizar experiências de roteamento em variadas topologias. Como subproduto deve-se disponibilizar um framework, com o qual se possa estender o simulador com novas funcionalidades, que não constam no escopo deste trabalho. 1 CISCO: um dos maiores fornecedores de equipamentos e treinamento em redes de computadores do mundo.

10 Justificativa O simulador de roteamento IP será uma ferramenta de utilização imediata, fornecendo uma interface com o usuário amigável e intuitiva de forma que possa ser utilizado sem que seja necessário dedicar muito tempo de estudo sobre como usar a ferramenta. O simulador, assim proposto, tornaria-se uma conveniente ferramenta para que os acadêmicos que estão cursando as disciplinas de redes possam, individualmente, exercitar o roteamento com suas próprias topologias, sem que, para tanto, precisem dispor de equipamentos reais. 1.6 Aspectos metodológicos O presente trabalho caracteriza-se como um trabalho de desenvolvimento. Por este fato, a metodologia a ser utilizada é estritamente de levantamento de bibliografia, projeto e implementação. 1.7 Cronograma PRAZO TCC Etapa 06/04/ Revisão bibliográfica: Redes de computadores e roteamento IP. 04/05/ Revisão bibliográfica: simulação discreta. Pesquisa de outros simuladores e linguagens de simulação. 18/05/ Revisão bibliográfica: aspectos ergonômicos, etc. 01/06/ Apresentação do ambiente de simulação proposto. 17/08/ Realização: implementação do framework. 14/09/ Realização: implementação do simulador. 05/10/ Realização: implementação da interface. 26/10/ Validações. 09/11/ Conclusão da documentação.

11 2 REDE DE COMPUTADORES Neste capítulo são apresentados alguns fundamentos de redes de computadores que são importantes ao considerar-se a construção de um simulador de roteamento. Definição: rede de computadores é um conjunto de computadores autônomos, interconectados (TANENBAUM, 1997, p. 2). Diz-se que são interconectados se eles são capazes de trocar informações entre si; e que são autônomos quando não dependem uns dos outros para executar uma determinada tarefa. 2.1 Arquitetura da rede O papel principal de uma rede é possibilitar a comunicação entre computadores. Para tanto, é necessária uma infra-estrutura física para comunicação e software nos computadores que implemente as funções de comunicação. As funções de comunicação são responsáveis por transportar as mensagens entre processos em computadores diferentes. Devido ao grande número de requisitos para tais funções, adota-se uma abordagem em camadas. A cada camada é atribuída uma tarefa específica (ou um conjunto delas), tornando-a independente das demais. Cada camada, entretanto, só se comunica com as camadas adjacentes: uma camada oferece serviços à camada imediatamente superior e usa serviços da camada imediatamente inferior. Existe um modelo de camadas formalizado para interconexão de sistemas abertos, denominado modelo OSI (Open System Interconnection). Este modelo separa em sete tarefas diferentes o trabalho de transportar dados de um lado a outro. As camadas do modelo OSI são as apresentadas na figura 1, que ilustra a forma como as camadas são dispostas.

12 12 Figura 1 As camadas do modelo OSI. As funções de cada camada do modelo OSI são: 1. Camada física: é a parte da rede que lida com sinais elétricos, ópticos ou de outra natureza que venham a ser usados. Em outras palavras, converte uma seqüência de bits em um sinal analógico e vice-versa. 2. Camada de enlace: agrupa os bits, tratando-os como unidades denominadas quadros. 3. Camada de rede: responsável por encaminhar pacotes por diversos dispositivos para que chegue ao seu destino. 4. Camada de transporte: faz a multiplexação de fluxos dentro de um computador, o que possibilita a comunicação entre processos em diferentes computadores. 5. Camada de sessão: controla fluxos de dados, conectados ou não, e que tenham uma associação lógica. Isto inclui sincronização e restabelecimento de fluxos, por exemplo. Não há implementação em um protocolo específico da Internet, sendo incorporada à camada de aplicação quando necessário. 6. Camada de apresentação: realiza qualquer conversão que a camada de aplicação possa exigir para tornar os dados utilizáveis, a exemplo de compactação ou criptografia. Na prática, esta camada não é amplamente utilizada, pois estas tarefas costumam ser efetuadas na camada de aplicação do modelo OSI. 7. Camada de aplicação: representa a aplicação final, que se comunica e troca mensagens com outras aplicações. As aplicações são responsáveis pelos serviços de rede vistos pelos usuários finais. Uma vez explicadas as atribuições de cada uma das camadas do modelo OSI, pode-se mostrar como estão organizadas as camadas da arquitetua TCP/IP (e como suas camadas se relacionam com o modelo OSI.

13 Arquitetura TCP/IP O TCP/IP é uma família de protocolos usada nas comunicações de computador. Embora seu nome seja uma composição de dois destes protocolos (o IP e o TCP), a família tem outros protocolos, como o ARP, ICMP e UDP. Esta família de protocolos costuma ser chamada também de pilha. Recebe este nome porque os dados transportados percorrem a pilha em seqüência (cada camada só se comunica com outra camada imediatamente acima ou abaixo). Feit (1993, p. 27) mostra como estão organizados os principais protocolos TCP/IP e como eles se correspondem com o modelo OSI (figura 2). O autor, por conveniência, agrupa as camadas física e de enlace (camadas 1 e 2), denominando-as camadas inferiores (lower layers). As camadas do modelo TCP/IP são: Figura 2 Camadas TCP/IP e OSI. Fonte: Feit (1993, p.27) (modificado) 1. Camada de aplicação: é a aplicação final que faz uso da comunicação prestada pela rede. A camada de aplicação do modelo TCP/IP abrange as camadas de aplicação, apresentação e sessão do modelo OSI (figura 2). Feit compara os dois modelos desta forma pelo fato do TCP/IP não implementar as camadas de apresentação e de sessão, cujas atribuições, quando necessárias, costumam ser implementadas na camada de aplicação, o que justifica esta organização. 2. Camada TCP e UDP: fornece serviços de transporte distintos para a camada de aplicação. Sucintamente, com o protocolo TCP é possível transmitir dados de forma confiável e em seqüência, enquanto com o protocolo UDP não há garantia de entrega nem de seqüência de chegada.

14 14 3. Camada IP: realiza roteamento, encaminhando os segmentos TCP ou UDP recebidos para o host apropriado. Fará o encaminhamento de acordo com a tecnologia utilizada na camada inferior. 4. Camadas 1 e 2 (física e enlace): Esta camada é responsável por converter endereços físicos (endereço de hardware como, por exemplo, MAC Address) para endereços IP e vice-versa. Para que os hosts que executam o TCP/IP possam se comunicar, é necessário que sejam endereçados, o que é explicado na sessão a seguir Endereçamento IP Para que possa existir a comunicação em rede, é necessário endereçar os nós que irão se comunicar. Para tanto, deve-se criar uma regra segundo a qual serão atribuídos endereços únicos aos nós. O endereçamento IP ocorre na camada de rede (equivalente ao nível 3 do modelo OSI), o que pode ser conferido na figura 2. Um endereço IP 2 é formado por 32 bits (4 octetos), o que significa que a totalidade de endereços disponíveis é de 2x Um exemplo de endereço IP é mostrado na figura 3, em notação decimal com pontos e, logo abaixo, seu valor binário (32 bits, com espaços para facilitar a visualização de cada octeto). Figura 3 Exemplo de um endereço IP Endereçamento hierárquico A fim de permitir que os datagramas IP sejam roteados entre diversas redes IP, os endereços foram organizados em uma hierarquia. Segundo Peterson (2000, p. 683), o roteamento hierárquico é uma forma de roteamento que considera a estrutura hierárquica do espaço de endereçamento como base para tomar decisões de encaminhamento (tradução livre). Assim, os endereços IP foram distribuídos em classes, cada uma com características exclusivas. 2 Trata-se aqui do IPv4, conforme escopo deste trabalho.

15 15 As classes nas quais os endereços IPs foram distribuídos inicialmente 3 são apresentadas na figura 4. Os primeiros bits do endereço identificam a qual classe uma determinada rede pertence. Assim, confrontando o endereço IP exemplificado na figura 3 com as classes na figura 4, pode-se concluir que o endereço IP pertence a uma rede classe C. Figura 4 Classes de endereços IP. Fonte: Tanenbaum (1997, p. 475) Os primeiros bits do endereço (à esquerda) identificam o endereço da rede, enquanto os demais bits identificam o host na rede. O que determina quantos bits são dedicados a identificar a rede é a classe. Tanenbaum (1997, p. 475) diz que atualmente há dezenas de milhares de redes conectadas à Internet, e esse número dobra a cada ano. Ao longo do tempo, este fato acarretou a possibilidade de esgotarem-se os endereços disponíveis para conexão de novas redes Sub-redes As sub-redes foram concebidas para permitir que uma organização possa fazer divisões do seu espaço de endereçamento para uso interno, criando assim redes IP menores e facilitando sua administração. Por exemplo: uma empresa que tenha recebido um endereço classe C (256 endereços), poderá segmentá-la em várias redes diferentes (para serem usadas em LANs diferentes). Um exemplo desta segmentação está na figura 5: a rede foi segmentada em oito sub-redes, com 32 endereços em cada uma. 3 Esta organização não é usada atualmente na Internet pelos motivos explicitados mais adiante.

16 16 Figura 5 Exemplo de sub-rede. Ainda na figura 5, três bits que originalmente seriam destinados ao host agora são a sub-rede ( ID da sub-rede ). Para determinar quantos bits são usados pela sub-rede, usa-se a máscara de sub-rede. Uma máscara tem o mesmo formato de um endereço IP (32 bits). Os bits da máscara (figura 6) que correspondem aos bits da rede são definidos como 1, e os demais (bits do host) são definidos como zero (FEIT, 1993, p. 94; TANENBAUM, 1997, p. 477). Figura 6 Máscara de sub-rede Assim, para descobrir a qual sub-rede pertence um endereço IP desta rede ( ), examina-se os bits da sub-rede: se forem 000, é a primeira sub-rede; se forem 001, é a segunda, e assim por diante. Com a utilização do CIDR, descrito a seguir, o conceito de sub-redes e a organização hierárquica ora apresentados não são mais usados Roteamento interdomínio sem classe (CIDR) A hierarquia original de endereçamento IP, com o tempo, apresentou alguns problemas. O primeiro é denominado ineficiência de atribuição de endereços 4 (PETERSON, 2000, p. 316), o que causou a rápida escassez de redes IP disponíveis para serem alocadas. Tanenbaum (1997, p. 495) explica que as organizações, prevendo a expansão de suas próprias infra-estruturas, solicitavam ao NIC (Network Information Center) redes classe B (com endereços) em vez de uma rede classe C (com apenas 256 endereços). O fato é que, para a maioria destas organizações, uma rede classe C era muito pequena e uma rede classe B era muito grande. O segundo problema denomina-se explosão das tabelas de roteamento. Tanenbaum (1993, p. 496) explica que, se houvesse meio milhão de redes classe C em uso no mundo, cada roteador 4 Do inglês address assignment inefficiency.

17 17 da Internet precisaria ter meio milhão de rotas. Isto implicaria melhorar os processadores, memória e I/O dos roteadores, e a complexidade dos algoritmos relacionados à gerência destas tabelas de roteamento também cresceria rapidamente. Ante o exposto, para melhorar a eficiência de endereçamento, foi criado o CIDR: roteamento interdomínio sem classe (classless inter-domain routing) (RFC 1519, setembro de 1993). A idéia consiste em alocar redes em blocos contíguos e de tamanho variado. A vantagem disto é que, por exemplo, o que antes seriam duas redes classe C (que exigiam duas rotas), agora são um bloco com uma máscara de rede, implicando uma única rota. Por exemplo: Redes: e (ambas classe C) o Rotas antes do CIDR: / / o Rotas depois do CIDR: / ou /23 No exemplo, a rota depois do CIDR está em notação decimal com pontos e, em seguida, com máscara de bits. A máscara aplicada ao bloco exemplificado pode ser notada também como o número de bits 1 da máscara: convertendo a máscara para bits, teremos 23 bits 1 e o restante 0. Este número, 23, é a máscara de bits. Um dos grandes benefícios proporcionados pelo CIDR é o agregamento de rotas. Com isso, roteadores que antes precisavam ter várias rotas para redes IP contíguas agora passam a ter apenas uma rota que agrega tantas redes quanto forem necessárias em uma única entrada na tabela de roteamento. Assim, evita-se a explosão de tabelas de roteamento explicadas por Tanenbaum (1993, p. 496). 2.3 Algoritmo de encaminhamento IP O algoritmo de encaminhamento é aquele que decide qual caminho irá tomar um determinado datagrama IP que chega ao roteador. Para tomar esta decisão, o roteador irá procurar uma rota na tabela de roteamento adequada. Antes de explicar o algoritmo propriamente dito, é necessário mostrar e explicar como é composta uma tabela de roteamento (figura 7). Trata-se de uma lista com um prefixo de rede, máscara e next hop 5. 5 O termo foi mantido no original em inglês para assegurar consistência, pois há divergência na sua tradução.

18 18 Figura 7 Exemplo de tabela de roteamento. Fonte: Peterson (2000, p. 314) Cada linha da tabela é uma rota e, com o prefixo de rede e a máscara, é possível determinar quais são os endereços IP que existem na respectiva rede. O valor next hop é o endereço do roteador ao qual o datagrama deverá ser encaminhado ou, ainda, a interface através da qual o datagrama poderá ser entregue diretamente ao host de destino (se for o caso). Ao receber um datagrama, o roteador com a tabela de roteamento (figura 7) irá testar cada rota, fazendo uma comparação com o endereço IP de destino e cada uma das rotas, a fim de determinar se há uma rota adequada para encaminhar o datagrama. O primeiro passo é uma operação lógica AND bit-a-bit da máscara com o endereço IP de destino, o que irá resultar em um endereço IP correspondente ao prefixo de rede. Se o prefixo de rede for o mesmo da rota que está sendo testada, então a rota será aceita para este datagrama. Quando uma rota é encontrada e o datagrama é encaminhado, o algoritmo é interrompido. Para que o algoritmo funcione corretamente é necessário que as rotas estejam com suas máscaras ordenadas, iniciando-se pelas máscaras mais específicas 6 e terminando-se com as mais abrangentes. Assim evita-se que uma rota mais abrangente sobreponha-se a uma mais específica. Peterson (2000, p. 315) demonstra o algoritmo de encaminhamento (forward) assim: 1 D = Endereço IP de destino 2 para cada rota da tabela de roteamento (prefixo, máscarasubrede, nexthop) 3 D1 = máscarasubrede & D // AND bit-a-bit 4 se D1 = prefixo 5 se nexthop é uma interface 6 entregue o datagrama diretamente ao host de destino 7 senão 8 entregue o datagrama a nexthop // o próximo roteador O algoritmo irá percorrer a tabela de roteamento, examinando cada entrada nela existente. A entrada do algoritmo é o endereço IP de destino (presume-se que as rotas já tenham sido carregadas). Para cada rota da tabela será feito o seguinte teste: 6 Entende-se por máscara mais específica aquela que contém mais bits 1 e vice-versa.

19 19 1. Realiza-se uma operação AND bit-a-bit (bitwise AND) entre a máscara de rede e o endereço IP de destino. O produto da operação é o prefixo de rede (linha 3). 2. O prefixo encontrado (etapa anterior) é igual ao prefixo da rota que está sendo testada? a. Sim. O endereço IP de next hop ao qual será entregue o datagrama é uma interface? i. Sim. Entregue o datagrama diretamente ao host de destino. ii. Não. Entregue o datagrama diretamente ao host identificado por next hop (roteador intermediário). b. Não. A rota é recusada. Se houverem mais rotas na tabela, testa a próxima rota. Se o algoritmo terminar sem que nenhuma rota tenha sido testada com sucesso, conclui-se que não há rota para o destino informado. Um exemplo de execução do algoritmo para um datagrama cujo endereço IP de destino é , considerando-se a tabela de roteamento da figura 7, seria assim: 1. É feita a operação AND bit-a-bit entre a máscara da primeira rota e o endereço IP de destino. O resultado é o prefixo de rede O prefixo de rede encontrado ( ) é diferente do prefixo de rede da primeira rota ( ). A primeira rota não é aceita. 3. Reinicia-se o processo, agora com a segunda rota. A operação AND bit-a-bit entre a máscara da segunda rota e o endereço IP de destino resulta no prefixo de rede O prefixo de rede encontrado ( ) é igual ao prefixo de rede da segunda rota ( ). Portanto, a segunda rota é aceita. 5. Na segunda rota, next hop é uma interface. Portanto, o datagrama será entregue diretamente ao host. Neste exemplo só temos como destino uma rede remota (que é , máscara ). Não seria possível rotear datagramas com outros endereços IP de destino além dos que são abrangidos pelos prefixos existentes na tabela. Uma rota freqüentemente utilizada chama-se rota default. É uma rota que será sempre aceita ao ser testada pelo algoritmo de encaminhamento. Tem sub-rede e máscara

20 20 que, por questão de ordenação de máscaras, ficará no final da tabela de roteamento. Qualquer endereço IP que seja testado com esta máscara será aceito: o resultado do AND bit-a-bit de qualquer endereço IP com máscara será sempre Portanto, o algoritmo de encaminhamento aceitará esta rota e fará o encaminhamento do datagrama. 2.4 Descoberta de rotas Peterson (2000, p. 282) explica que o roteamento é um problema de teoria de grafos. Isto justifica-se pelo fato de que uma rede pode ser representada por vértices e arestas e, entre dois pontos (origem e destino), há necessidade de determinar-se o caminho mais curto. Nesta acepção, a figura 8 mostra a visualização de uma rede como um grafo, no qual os vértices representam roteadores, e as arestas, enlaces. A cada aresta é atribuído um custo. Assim, o problema se resume em encontrar uma árvore de espalhamento mínimo. Figura 8 Exemplo de rede como um grafo. Fonte: Peterson (2000, p. 283) São apresentadas, a seguir, a abordagem estática e duas abordagens dinâmicas, chamadas vetor de distância (distance-vector) e estado de enlace (link-state) Estático A forma mais elementar de pôr uma rede em funcionamento é fazendo uso de rotas estáticas. Peterson (2000, p. 283), Feit (1993, p. 141) e Tanenbaum (1997, p. 396) explicam que bastaria determinar os caminhos de menor custo e configurá-los manualmente em cada roteador. No entanto, esta abordagem apresenta vários problemas: Não lida com falhas dos enlaces ou dos nós. Não considera a possibilidade de nós ou enlaces serem adicionados. Implica não haver alteração dos custos dos enlaces.

21 21 Estas desvantagens explicam por que esta abordagem não se ajusta a mudanças na rede. Por conta disso, Tanenbaum (1997, p. 396) descreve-a como roteamento não-adaptativo. Para contornar estas dificuldades, adotam-se protocolos de roteamento, que provêem uma forma distribuída e dinâmica de encontrar o caminho de menor custo, mudança de nós ou enlaces e mudanças nos custos. Peterson (2000, p. 283) afirma que ser distribuído é característica imprescindível de um bom protocolo de roteamento Vetor de distância O nome deste algoritmo remete à idéia de lidar com a distância, o que é feito levando-se em conta o custo dos enlaces. Consiste em armazenar, em um vetor, o custo para se chegar a todos os demais nós da rede. É necessário que cada roteador conheça o custo do enlace para cada roteador ao qual está diretamente conectado (usualmente este custo é 1 e costuma ser relacionado com a quantidade de hops). Um enlace que não está funcionando recebe o valor de custo infinito. Considere-se, para fins de exemplo, a rede que consta na figura 9. O roteador A tem como tabela de roteamento inicial a da figura 9 (a), a qual apresenta custo inicial 1 para os vizinhos imediatos 7 e custo infinito para chegar aos demais destinos. Figura 9 (a) Roteamento com vetor de distância: um exemplo de rede. (b) Tabela de roteamento incial em A. Fonte: Peterson (2000, p. 284 e 285) O próximo passo é cada roteador enviar, a seus vizinhos imediatos, a sua própria lista de distâncias. O roteador A, por exemplo, enviaria para os roteadores B, C, E e F a tabela da figura 9 (b). 7 Conforme definido por Peterson (2000, p. 284), immediate neighbors são roteadores que podem ser acessados diretamente sem passar por outros roteadores intermediários.

22 22 Quando um roteador recebe a lista de distâncias de outro roteador, a distância para cada um dos destinos é comparada com as distâncias que já estão na sua própria lista. Assim, o roteador A recebe de B a informação de que B pode chegar a C com custo 1, ou seja, A chega a C com custo 2. Como o custo 2 é maior que o atualmente na lista de A, a informação é ignorada. Por outro lado, quando recebe a informação de que C pode chegar a D com custo 1, A conclui que pode chegar a D com custo 2. Como 2 é menor que infinito, o valor atualmente em sua lista, a rota é aceita e inserida na tabela de roteamento. O processo de troca de mensagens entre os roteadores com informação sobre rotas até que todos tenham informações consistentes é chamado de convergência (PETERSON, 2000, p. 286). Concluído todo o processo, a tabela de roteamento final em A é mostrada na figura 10. Figura 10 Tabela de roteamento final em A. Fonte: Peterson (2000, p. 285) (modificado) Os roteadores têm sempre uma visão parcial da rede: o roteador A não sabe qual será o caminho completo para chegar até G, mas apenas o próximo roteador, que é F. É característica de um algoritmo distribuído (como este) que todos os roteadores atingem uma visão consistente da rede (ao término da convergência) mas sem um ponto centralizador. Há duas circunstâncias diferentes em que um roteador pode decidir enviar sua lista aos vizinhos imediatos. A primeira é a da atualização periódica, em que o roteador envia atualizações mesmo que a lista de distâncias permaneça inalterada. Desta forma, os roteadores vizinhos sabem que o originário continua funcionando, bem como se, por acaso, algum enlace parou de funcionar. A segunda é baseada em disparadores (triggers), ou seja, um roteador atualiza sua tabela de roteamento assim que recebe uma atualização. Quando um nó falha, seus vizinhos normalmente percebem a mudança e logo propagam novas listas de distâncias para seus vizinhos. A detecção da falha de um nó pode ser feita de duas maneiras. Na primeira, os nós ficam continuamente enviando um pacote de controle para

23 23 seus vizinhos e aguardando respostas de confirmação. A ausência de resposta significa uma falha. Na segunda maneira, um nó é considerado falho quando não se receberam dele novas listas de distâncias nos últimos ciclos de atualização O problema da contagem para o infinito Este problema pode eventualmente acontecer conforme o momento em que a detecção de falha acontece. Por exemplo: se o enlace entre A e E (figura 9) pára de funcionar, A irá divulgar distância infinita para E (inacessível), mas B e C irão divulgar distância de 2 hops para E. Dependendo do exato momento em que os eventos acontecem, o nó B, ao receber a informação de que C pode chegar a E em 2 hops, conclui que pode chegar a E em 3 hops e repassa isso para A. Então, o nó A conclui que pode chegar a E em em 4 hops e repassa isso para C. O nó C conclui que pode chegar a E em 5 hops, e assim por diante. O ciclo termina somente quando as distâncias aingem um valor que seja considerado infinito. No entanto, enquanto isso não acontece, nenhum dos nós sabe que E está inalcançável e a rede não estabiliza. Há duas soluções possíveis para o problema: (i) horizonte dividido (split horizon) e (ii) horizonte dividido com poison-reverse (split horizon with poison-reverse). A solução com horizonte dividido consiste em não propagar de volta rotas para o nó de onde elas vieram. Os nós precisam armazenar na sua lista de distâncias o nó que informou a rota utilizada. Assim, se B tem a rota «E, 2, A» (respectivamente destino, distância, next hop) em sua lista de distâncias, ao propagar sua lista para A não irá repassar esta rota, pois ela veio de A. A solução horizonte dividido com poison-reverse, ao contrário, envia a rota de volta à sua origem, mas com valor negativo na rota para assegurar que A não tentará chegar a E passando por B Restrições do vetor de distância Peterson (2000, p. 288) afirma que, ainda que se faça uso das técnicas citadas (horizonte dividido e horizonte dividido com poison-reverse), a convergência é mais lenta do que usando-se o algoritmo de estado de enlace, cuja vantagem-chave é justamente a velocidade de convergência.

24 24 Além disso, as técnicas abordadas para evitar a contagem para o infinito são úteis apenas para loops que envolvem dois nós. Caso envolvam mais de dois nós, medidas mais drásticas são necessárias RIP (Routing Information Protocol) O RIP é uma das implementações mais amplamente utilizadas do algoritmo de vetor de distância. Roteadores executando RIP enviam suas rotas a cada 30 segundos e também enviam uma mensagem de atualização sempre que uma atualização de outro roteador cause mudanças na sua tabela de roteamento. Embora seja possível adotar diferentes métricas para considerar os custos dos enlaces, o RIP aplica a abordagem mais simples, que é considerar todos os enlaces como sendo de custo 1. Como conseqüência, o RIP determinará sempre o caminho com menos hops. O número máximo de hops é 15, e um caminho com 16 hops será considerado infinito. Assim, o RIP acaba restringindo-se também a redes relativamente pequenas Estado de enlace A condição inicial para o roteamento com estado de enlace é similar ao roteamento com vetor de distância: cada roteador conhece o estado do enlace com cada um dos seus vizinhos (funcional ou fora do ar) e o custo de cada enlace. O princípio do roteamento com estado de enlace consiste em propagar o estado de seus enlaces para todos os nós da rede, de tal forma que cada um deles, sozinho, seja capaz de fazer um mapa completo da rede. Dessa forma é possível determinar o caminho mais curto para qualquer ponto da rede, usando-se algum algoritmo para determinar caminhos mínimos em grafos. Ante o exposto, o ponto crucial para o funcionamento adequado do roteamento por estado de enlace consiste em transmitir, de forma confiável, as informações de roteamento para todos os nós. Esta é uma tarefa difícil (TANENBAUM, 1997, p. 413; PETERSON, 2000, p. 293), pois, à medida que os LSPs são distribuídos, as rotas nos nós são alteradas e, eventualmente, diferentes roteadores com diferentes versões da topologia poderão causar inconsistências, loops, hosts inalcançáveis, etc Propagação de informação de roteamento A troca de informações de roteamento entre os roteadores é feita com intercâmbio de pacotes de estado de enlace (link-state packets) (TANENBAUM, 1997, p. 413; PETERSON, 2000, p.

25 25 293). O algoritmo através do qual estes pacotes são disseminados na rede chama-se flooding ou reliable flooding 8. Um pacote de estado de enlace (doravante chamado apenas de LSP link-state packet) carrega as seguintes informações: o identificador do nó que criou o LSP; uma lista de todos os vizinhos do nó, com o custo do enlace para cada um deles; um número de seqüência; um tempo de vida (time to live) para o LSP. Uma rede e os LSPs gerados pelos nós são exemplificados na figura 11. Figura 11 (a) Uma rede. (b) Os pacotes de estado de enlace para esta rede. Para que a transmissão de LSPs seja confiável entre roteadores adjacentes, adota-se uma técnica de confirmação e, quando necessário, retransmissão. Um LSP é enviado por um nó a todos os seus vizinhos. Um nó X, se recebe um LSP de Y, irá repassá-los aos seus vizinhos, exceto de volta a Y. O número de seqüência é usado para identificar o quão recente é um LSP: se um roteador recebe dois LSP do mesmo roteador de origem, irá considerar apenas aquele que tem o número de seqüência maior (mais recente). Caso sejam iguais, considera um e descarta o outro (que é idêntico ao primeiro). Cada nó, ao repassar adiante um LSP, decrementa o valor do tempo de vida (time to live, ou TTL). Isso assegura que um LSP não permanecerá indefinidamente na rede, sendo eliminado da rede quando seu valor chega a zero. Além disso, descartando cópias de LSPs da mesma origem com mesmo número de seqüência, evita-se a propagação de LSPs repetidos. 8 Peterson (2000, p. 293) define disseminação confiável (reliable flooding) como o processo para garantir que todos os nós da rede receberão informação sobre o estado dos enlaces de todos os demais nós.

26 Determinando a rota a ser adotada Uma vez que os nós da rede já tenham trocado todos os respectivos LSPs, todos os nós são capazes de criar um grafo completo da rede. Assim, é possível aplicar-se um algoritmo de busca de caminhos mínimos (por exemplo, o algoritmo SPF de Dijkstra) para calcular o caminho mais curto para qualquer destino que se deseje atingir: os roteadores são os vértices de um grafo, e os enlaces são as arestas com seus respectivos custos Open Shortest Path First (OSPF) O OSPF é uma implementação do algoritmo de roteamento com estado de enlace amplamente utilizada. É um padrão aberto, daí o termo Open no nome do protocolo. São características do OSPF: Hierarquia adicional: eventualmente, os nós podem receber mais LSPs do que são capazes de armazenar. Para contornar isso, as redes podem ser segmentadas em áreas, de tal forma que um nó não precisa saber exatamente como chegar a uma determinada rede, mas apenas à área onde ela se encontra. Autenticação dos LSP: graças a isto, a rede não fica sujeita a LSPs gerados por nós mal configurados ou LSPs gerados com o propósito de prejudicar a rede (a disseminação de informações erradas pode causar um colapso na rede). Os métodos de autenticação podem ser os mais variados, e podem ser diferentes em diferentes áreas. Balanceamento de carga: caso haja mais de uma rota com o mesmo custo, o tráfego será distribuído nestas rotas. Explicados os funcionamentos dos protocolos de roteamento que se pretende usar no simulador, serão dadas algumas definições a respeito da simulação computacional e será explicado de que forma ela será usada para realizar a simulação de roteamento.

27 3 SIMULAÇÃO A simulação computacional de sistemas (a partir daqui chamada apenas simulação 9 ) consiste no emprego de técnicas matemáticas em computadores digitais com o propósito de imitar um processo ou operação do mundo real (FREITAS, 2001, p. 3). Para que seja possível simular, é necessário criar um modelo computacional que corresponda à situação real que se deseja simular. 3.1 Vantagens e desvantagens da simulação Vantagens A idéia de construir um simulador para apoiar o ensino e aprendizado do roteamento IP recebe respaldo nas vantagens citadas por Freitas (2001, p. 3), quando diz que a simulação é usada para descrever o comportamento do sistema. Também ratifica a vantagem de empregar um simulador quando afirma ser possível fazer uso de animações, permitindo que se visualize o comportamento dos sistemas durante as simulações. Estas animações podem ser de grande valia no simulador de roteamento, evidenciando em um diagrama o trajeto percorrido por uma mensagem desde sua origem até seu destino. Uma das mais fortes razões que justificam a criação do simulador para tal propósito é o caso em que experimentar o sistema real é dispensioso (FREITAS, 2001, p. 5). Se, para uma turma de 20 acadêmicos, fosse entregue quatro roteadores a cada um deles, seria necessário dispor de 80 roteadores por turma (não se levou em conta ainda o espaço físico necessário, cabeamento, energia elétrica e outros requisitos). E, ainda assim, a experiência seria limitada à quantidade disponibilizada por aluno. Ainda poderia indagar-se quanto ao uso de modelos analíticos em vez de modelos de simulação. Freitas (2001, p. 11) defende a simulação afirmando que é, geralmente, mais fácil de aplicar do que os modelos analíticos. Além disso, os modelos analíticos requerem um número muito grande de simplificações para torná-los matematicamente tratáveis. O simulador de roteamento encontra amparo em mais uma vantagem relevante: um estudo de simulação costuma mostrar como um sistema realmente opera, em oposição à maneira com que todos pensam que ele opera (FREITAS, 2001, p. 12). Assim, dúvidas e confusões dos 9 Freitas (2001, p. 3) afirma que hoje (à época em que o autor escreve) simulação é praticamente sinônimo de simulação computacional digital, na qual um modelo computacional é executado.

28 28 acadêmicos a respeito de como o roteamento funciona poderão ser resolvidas por meio de experiências com o simulador Desvantagens A simulação, segundo Freitas (2001, p. 12), apresenta três desvantagens: A construção de modelos requer treinamento especial. São necessários o conhecimento e a experiência sobre o sistema a ser simulado por parte da pessoa que irá construir o modelo, caso contrário, os resultados serão insatisfatórios (pobres ou mesmo inconsistentes). Os resultados são, muitas vezes, difíceis de interpretar. É difícil validar um modelo de simulação e, por conseqüência, os resultados obtidos com experimentos nele realizados. No simulador de roteamento que se propõe fazer, as desvantagens não inviabilizam o uso da simulação, visto que: Almeja-se a compreensão do roteamento em uma rede e não a avaliação de seu desempenho ou diagnóstico. Assim, o problema é simplificado no tocante a precisão de valores (principalmente temporais) trabalhados no simulador. Os resultados serão apresentados ao usuário do simulador de forma estrategicamente amigável. O resultado de uma simulação serão as rotas determinadas para uma dada rede, o que pode ser verificado manualmente. Portanto, há uma relativa facilidade na sua interpretação. 3.2 Estrutura de um simulador típico Aqui são apresentadas as diversas partes e conceitos usados para construir um simulador. O simulador, por sua vez, abrange um escopo bem deliminado de um sistema, o qual é objeto da simulação. Por exemplo, pode-se simular a operação de um caixa de supermercado, caso em que temos entradas (pessoas chegando para serem atendidas) e saídas (pessoas saindo com suas compras). Neste caso, pode-se realizar várias medições: tempo médio de atendimento de cada cliente, quantidade média e máxima de clientes na fila, tempo máximo de espera para ser atendido, etc.

29 Variáveis de estado São variáveis cujos valores definem o estado do sistema simulado. Os valores destas variáveis armazenam justamente o estado do sistema, de forma que a simulação pode ser interrompida e retomada caso estes valores ainda estejam disponíveis. Exemplo de variável de estado: quantidade de pessoas na fila do caixa aguardando atendimento Eventos São os acontecimentos (programados ou não) que ocorrem ao longo da simulação, modificando o estado do sistema. Mudanças no estado do sistema são causadas sempre pela ocorrência de um evento. São eventos, por exemplo, a chegada de pessoas ao caixa, o início do atendimento e a saída da pessoa Entidades e atributos A entidade pode ser classificada como estática ou dinâmica. A entidade estática irá servir outras entidades e pode representar, por exemplo, um balcão de atendimento, que levará algum tempo atendendo clientes ou uma máquina, que processará peças. Já uma entidade dinâmica move-se através do sistema (do modelo que está sendo simulado), que pode ser, por exemplo, os clientes em um balcão de atendimento ou peças a serem processadas por uma máquina. As entidades têm características próprias que são individuais, as quais são armazenadas em atributos. Diversas entidades semelhantes, as quais têm os mesmos atributos, são diferenciadas entre si pelos valores destes atributos. Um atributo pode armazenar informações como, por exemplo, o nome de uma peça, um número seqüencial, um código ou outras informações que forem pertinentes e interessantes à simulação. Os atributos podem ser usados para gerar estatísticas que se deseje obter. Por exemplo, se é interessante determinar o tempo médio de permanência das peças no sistema em simulação, a entidade deverá armazenar o momento de chegada ao modelo (do relógio de simulação), para que na sua saída do sistema possa calcular a diferença de tempo no momento de sua saída (tempo de permanência) e que isso seja somado a uma variável de tempo total de permanência, além de incrementar a quantidade de peças que deixaram o sistema. Assim, é

30 30 possível determinar o tempo médio de permanência das peças no sistema dividindo-se o tempo total pelo contador de peças Recursos e fila de recursos É uma entidade estática que presta serviços às entidades dinâmicas. Tem uma capacidade, ou seja, é capaz de atender uma ou mais entidades por vez. Se porventura a entidade estática não for capaz de atender uma entidade dinâmica que está chegando, ela deverá aguardar em uma fila de espera. As filas, por sua vez, podem adotar políticas de tratamento diferentes, como, por exemplo, FIFO (first in, first out), em que o primeiro a chegar será o primeiro a ser atendido (política mais comum). A fila também apresenta uma capacidade limitada, e uma vez esgotada poderá descartar a entidade ou encaminhá-la a outro recurso ou mesmo outra fila Tempo real e tempo de simulação Uma distinção importante em simulação é do tempo real e do tempo de simulação. Dependendo do que está sendo simulado (riqueza de detalhes, unidade de tempo, etc.), o tempo de simulação poderá ser maior ou menor do que o tempo real. Em outras palavras, simular três segundos de um determinado processo pode levar 15 minutos ou, ao contrário, simular 15 minutos de um outro processo poderá levar menos de um segundo Mecanismos de avanço do tempo Para avançar o tempo de simulação pode-se adotar dois algoritmos distintos: avanço do tempo para o próximo evento e avanço com incremento fixo (LAW, 2000, p. 7; FREITAS, 2001, p. 68). O primeiro funciona avançando o relógio de simulação diretamente ao horário em que ocorrerá o próximo evento. O segundo incrementa a unidade do relógio um a um, independentemente de haver ou não um evento a ser executado no novo momento, e pode ser entendido como uma aproximação para simulação contínua. O algoritmo mais utilizado nas ferramentas comerciais de simulação e por simulações, segundo Law (2000, p. 7) e Freitas (2001, p. 68), é o de avanço para o próximo evento, o qual será adotado neste simulador de roteamento. Os eventos são armazenados em uma estrutura denominada lista de eventos futuros (LEF), a qual deverá mantê-los em ordem de tempo de execução. A finalidade disso é permitir que os

31 31 eventos sejam executados em ordem de tempo e que o relógio de simulação possa ser avançado para o horário do próximo evento. 3.3 Simulação discreta e simulação contínua Uma diferenciação sobre dois tipos possíveis de modelos de simulação diz respeito à forma como os valores das variáveis de estado variam no modelo. Um modelo de simulação leva em conta o tempo, registrando um valor numérico correspondente ao momento em que um dado evento ocorre. Nos modelos discretos ( modelos de mudança discreta é o termo apropriado), as variáveis de estado sofrem alteração apenas em momentos pontuais (quantidade contável de eventos). Assim, um exemplo de gráfico que mostra o comportamento de uma variável discreta é ilustrado na figura 12. Figura 12 Mudanças de estado em modelos discretos. Fonte: Freitas (2001, p. 64) Já nos modelos contínuos ( modelos de mudança contínua ) o valor da variável se modifica continuamente no tempo (quantidade infinita de eventos), e não apenas em momentos pontuais. Um exemplo do comportamento de uma variável contínua é mostrado na figura 13. Freitas (2001, p. 64) explica que o nível duma caixa d água que é esvaziada é um caso de variável contínua, pois o nível d água varia continuamente ao longo do tempo.

32 32 Figura 13 Mudanças de estado em modelos contínuos. Fonte: Freitas (2001, p. 65) Alguns modelos contínuos podem ser discretizados, ou seja, tratados como modelos discretos, após algumas suposições realizadas sobre as variáveis de estado. Também é possível fazer um modelo misto, no qual uma variável podem variar ora de forma contínua, ora de forma discreta. No simulador de roteamento será adotada a simulação discreta, já que os elementos de rede que serão simulados sofrem mudanças de estado em quantidade finita. Um roteador, por exemplo, trocará uma determinada quantidade de mensagens até a conclusão da convergência, e então a rede estará estabilizada. Há, portanto, uma quantidade finita de eventos que mudarão o estado de um roteador até a conclusão do processo de convergência. 3.4 Funcionamento de um simulador Uma vez que se tem os elementos de simulação ora descritos, resta descrever como eles interagem para proporcionar uma simulação. Basicamente, a simulação ocorre com três tipos de eventos: Evento Chegada, Evento Saída e Evento Fim da Simulação Evento Chegada Trata-se do evento de chegada de uma entidade no modelo de simulação. Esta entidade pode ser, por exemplo, uma pessoa que chega à fila do caixa do supermercado. Compete a este evento realizar o seguinte: 1. Guardar, em um atributo da entidade, o momento em que a entidade chegou ao sistema. Assim que a entidade deixar o sistema, será possível determinar quanto tempo ela permaneceu no sistema. 2. Verificar se o recurso que a entidade irá utilizar está disponível. Caso esteja livre, a entidade deverá ocupar imediatamente o recurso e um evento para tratar o término do uso