REDES DE COMPUTADORES Camada de Rede. Alexandre Augusto Giron

Transcrição

1 REDES DE COMPUTADORES Camada de Rede Alexandre Augusto Giron

2 ROTEIRO Introdução: camada de rede Redes de circuitos virtuais Redes de datagramas Estrutura de roteadores Protocolo IP DHCP, NAT, ICMP Algoritmos de roteamento Resumo

3 Introdução Camada de rede: Recebe segmentos da camada de transporte Encapsula em datagramas Envia para o próximo roteador até o seu destino final

4 Introdução

5 Relembrando Camada de Transporte Comunicação lógica de processos Sistemas Finais Camada de Rede Comunicação lógica de hospedeiros Núcleo da rede

6 Relembrando Camada de transporte utiliza serviços da camada de rede Serviços de transporte implementados sobre o serviço de entrega Ex protocolo IP: entrega não-confiável O envio era responsabilidade da camada de rede

7 Fundamentos Repasse: Transferência de um datagrama de um enlace de entrada para um enlace de saída Ocorre entre interfaces de um roteador Interface: acesso ao enlace de entrada/saída Roteamento: Determina o caminho a ser seguido por um datagrama, desde o nó de origem até o de destino Envolve todos os roteadores de uma rede

8 Fundamentos Cada roteador determina o repasse Examina o cabeçalho do datagrama Determina para qual interface deve realizar o repasse Realiza o repasse Envia o datagrama para o enlace de saída Tabelas de repasse Mantidas em cada roteador Indica a interface para a qual o datagrama deve ser repassado

9 Exemplo de repasse

10 Exercício 1. Determine a sequência de roteadores que o datagrama A irá percorrer até o destino (Server) Cabeçalho = Identifique um loop de roteamento

11 Exercício - Repasse

12 Fundamentos Interação entre repasse e roteamento Quem determina os valores da tabela de repasse? Algoritmo de Roteamento

13 Fundamentos Estratégias Roteamento centralizado: Executa em um ponto central e distribui as informações entre os roteadores Roteamento descentralizado Executa de forma distribuída em cada roteador Veremos os algoritmos mais adiante

14 Fundamentos Existem diversas arquiteturas de camada de rede ATM, Frame-relay Diferentes modelos de serviço

15 Alguns Serviços Rede poderia prover: Entrega garantida Entrega garantida com atraso limitado Entrega ordenada Largura de banda mínima garantida Jitter máximo garantido Quantidade de tempo entre dois pacotes transmitidos seja igual ao tempo de recebimento dos dois pacotes Espaçamento não mude mais do que um valor máximo Segurança

16 Internet O modelo de serviço da internet é único Serviço de melhor esforço Não há garantia de entrega, de ordem, nem de temporização entre os pacotes Modelo minimalista: responsabilidades passadas às outras camadas Por que?

17 Internet O modelo de serviço da internet é único Serviço de melhor esforço Não há garantia de entrega, de ordem, nem de temporização entre os pacotes Modelo minimalista: responsabilidades passadas às outras camadas Por que? Exigência mínima sobre a rede Facilita a interconexão de redes com tecnologias de enlace muito diferentes Facilidade de desenvolvimento de novas aplicações: centradas nos sistemas finais

18 Exemplos Arquitetura de Rede Internet Modelo de Serviço Melhor esforço Garantia de largura de banda ATM CBR Taxa constante Garantia contra perda Ordem Nenhuma Nenhuma Qualquer Não garante Temporização Congestioname nto Nenhuma Sim Sim Mantida Não haverá ATM ABR Mínima Nenhuma Sim Não garante Indicação

19 Exemplos Modelo CBR (Constant Bit Rate) Taxa constante de bits transmitidos Estabelecimento de conexão Túnel virtual que simula um enlace dedicado: garante taxa mínima Garante Jitter máximo: acertado entre o remetente e a rede ATM durante a conexão

20 Exemplos Modelo ABR (Available Bit Rate) Mais próximo do modelo da Internet Pode haver perdas Garante uma taxa mínima de transmissão Minimum Cell transmission Rate - MCR Recursos livres: taxa superior à MCR Esse modelo também utiliza controle de congestionamento assistido pela rede Bit de congestionamento Taxa de envio explícita

21 Redes de Circuitos Virtuais e de Datagramas Redes orientadas a conexão: Redes de Circuitos Virtuais (CVs) Redes não orientadas a conexão: Redes de Datagramas Não confundir: Protocolos com formação de conexão na camada de transporte (TCP) Redes orientadas a conexão (Redes de CVs)

22 Relembrando

23 Redes de Circuitos Virtuais Por definição, utilizam conexão na camada de rede ATM (Asynchronous Transfer Mode) e Frame relay Cada conexão é denominada Circuito Virtual (CV)

24 Redes de CVs Um CV consiste de: Um caminho virtual entre hospedeiros (origem e destino) Números (IDs) de CVs Registros na tabela de repasse em cada roteador ao longo do caminho Um pacote carrega um ID de CV Cada roteador pode substituir o ID dos pacotes

25 Fases do CV 1. Estabelecimento de CV Através da solicitação de um hospedeiro, a camada de rede determina um caminho entre ele até o destino (um ID CV para cada enlace) 2. Transferência de dados Dados fluem pelo circuito 3. Encerramento do CV Um dos lados informa que o CV deve ser desativado, e a rede atualiza suas tabelas de repasse

26 Estabelecimento e Transferência

27 Redes de CVs Rede no controle de conexão Cada roteador mantem a informação de estado para a conexão Recursos alocados por CV Mensagens de sinalização: Definidas por protocolos Determinam o estabelecimento, finalização e atualização de CV

28 Exemplo Interface de Entrada ID de CV de entrada Interface de Saída ID de CV de saída ID CV: 12 Caminho A R1 R2 B

29 Redes de CVs Sempre que um novo circuito é estabelecido Um novo registro na tabela deve ser adicionado Para cada tabela do circuito Se a conexão é finalizada, o registro é eliminado

30 Redes de Datagramas Não há conexão Datagrama contém o endereço do sistema final Não possuem informações de estado Não há formação de CV -> não há conexão!

31 Redes de Datagramas Como é feito o repasse? Cada roteador possui sua tabela de repasse Baseada em endereços e interfaces de saída Quando um datagrama chega, o endereço é usado para procurar a interface de saída apropriada

32 Redes de Datagramas Os caminhos são definidos pelos algoritmos Podem variar ao longo do tempo Redes de CV o caminho (circuito) é o mesmo Redes de Datagrama Caminho é independente Repasse apenas examina o endereço de destino do pacote

33 Redes de Datagramas

34 Exemplo Suponha que os endereços possuem 32 bits Mesmo tamanho de um endereço IPv4 Mapear cada endereço possível é inviável 2 32 endereços ( ) Assim, uma abordagem é fatiar o endereço Prefixo de Endereço

35 Exemplo Faixa de Endereços até Interface de saída até até senão 3 1 2

36 Exemplo - Prefixo Roteador compara o prefixo do endereço Prefixo de Endereços Interface de saída senão 3

37 Exemplo - Simplificando Exemplo: 32 bits 24 bits 16 bits 8 bits Prefixo de Endereços Interface de saída senão 3

38 Exemplo - Simplificando Exemplo: 32 bits 24 bits 16 bits 8 bits Prefixo de Endereços Interface de saída senão 3

39 Exemplo 2 - Simplificando Exemplo: Qual a interface? 32 bits 24 bits 16 bits 8 bits Prefixo de Endereços Interface de saída senão 3

40 Exemplo 2 - Simplificando Exemplo: Qual a interface? 32 bits 24 bits 16 bits 8 bits Prefixo de Endereços Interface de saída senão 3

41 Exemplo 2 - Simplificando Concordância pelo prefixo mais longo 32 bits 24 bits 16 bits 8 bits Prefixo de Endereços Interface de saída senão 3

42 Redes de Datagramas Essa abordagem é usada Veremos que os endereços IP seguem distribuição hierárquica Cada interface é destinada à uma faixa de IPs

43 Estrutura de Roteadores Organização Componentes Arquitetura (alto-nível) do hardware Formação de fila

44 Estrutura de Roteadores Papel dos roteadores Efetuar o repasse: recebe em um enlace de entrada e envia para o enlace de saída Repasse é configurado pelos algoritmos de roteamento Considere repasse = comutação

45 Estrutura de Roteadores Visão da arquitetura de um roteador: Porta de entrada Elemento de comutação Portas de saída Processador de roteamento

46 Arquitetura de um Roteador

47 Estrutura de Roteadores Portas de Entrada Realiza funções da camada física: termina o link físico de entrada Processamento de enlace: Interoperar com a interface do outro dispositivo conectado (Ex: Ethernet) Exame e repasse: Pacotes de controle são encaminhados ao processador de roteamento Datagramas passarão pelo comutador e deverão surgir na porta de saída apropriada Cada roteador pode ter várias portas de entrada

48 Estrutura de Roteadores Portas de Entrada

49 Estrutura de Roteadores Portas de Entrada Pode ocorrer a formação de filas de pacotes Buffer armazena os pacotes bloqueados Que ainda não foram repassados

50 Estrutura de Roteadores Portas de Entrada Módulo Exame e Repasse é fundamental para o roteador Em muitos roteadores, a escolha de repasse ocorre na porta de entrada Determina qual a porta de saída é apropriada Escolha com base na cópia da tabela de repasse repasse descentralizado

51 Estrutura de Roteadores Portas de Entrada Em outros tipos de roteadores, o repasse é centralizado Porta de entrada apenas encaminha o pacote ao processador de roteamento Processador, neste caso, examina a tabela e determina a porta de saída Abordagem usada também quando sistemas finais atuam como roteadores

52 Estrutura de Roteadores Portas de Entrada Examinar a cópia da tabela deve ser rápido Roteadores de backbone rodam milhões de consultas por segundo Porta de entrada deve operar à velocidade da linha física Busca não pode ser linear Árvores binárias com os prefixos dos endereços Caches: registros na tabela recentemente acessados

53 Estrutura de Roteadores Elemento de Comutação Conecta as portas de entrada com as portas de saída Considerado como o coração do roteador Responsável pelo repasse (comutação) efetivo

54 Elemento de Comutação: formas Comutação por memória: Primeiros e mais simples Controle através de uma CPU Portas entrada e saída como dispositivos de E/S tradicionais Processador extrai o cabeçalho, consultava a tabela e enviava o pacote à porta de saída apropriada

55 Elemento de Comutação: formas Comutação por memória:

56 Elemento de Comutação: formas Comutação por memória: Porém, alguns roteadores modernos também comutam por memória Usam conceitos de memória compartilhada Multiprocessadores comutam os pacotes por meio de uma memória compartilhada Copiam para a memória da porta de saída

57 Elemento de Comutação: formas Comutação por barramento Portas de entrada transferem um pacote diretamente por um barramento compartilhado Processador de roteamento não é envolvido diretamente Porém, somente um pacote por vez pode atravessar o barramento

58 Elemento de Comutação: formas Comutação por barramento

59 Elemento de Comutação: formas Comutação por barramento Vantagem: Na comutação por memória, o pacote também deve utilizar um barramento Dessa forma, na comutação apenas por barramento não há acréscimo de tempo do processador Porém o barramento é compartilhado Largura de banda de comutação fica limitada à velocidade do barramento

60 Elemento de Comutação: formas Comutação por Cross-bar Ou rede de interconexão Consiste em 2n barramentos Conectam n portas de entrada a n portas de saída

61 Elemento de Comutação: formas Comutação por Cross-bar

62 Elemento de Comutação: formas Comutação por Cross-bar Supera a limitação da largura de banda de um único barramento compartilhado Mas também pode formar filas Caso o barramento vertical não esteja livre

63 Estrutura de Roteadores Portas de saída Armazena pacotes que foram repassados Transmite os pacotes até o enlace de saída Consiste em: Fila de saída Processamento de Enlace Terminação de linha

64 Estrutura de Roteadores Portas de saída

65 Estrutura de Roteadores Portas de saída Fila: Armazena os pacotes para serem enviados para o enlace de saída Processamento de enlace: análogo à porta de entrada, realiza a interoperação com o outro lado da camada de enlace Terminação de linha: camada física

66 Estrutura de Roteadores Processador de roteamento Executa o algoritmo de roteamento Mantém e atualiza a tabela de repasse Também mantém informações de roteamento específicas ao protocolo Processador pode também executar funções de gerenciamento de rede dentro do roteador

67 Estrutura de Roteadores Mesmo após a consulta à tabela de repasse, um pacote pode ficar bloqueado Pacotes de outras portas usando o elemento de comutação Assim, forma-se filas nas portas de entrada

68 Formação de filas em Roteadores Onde são formadas filas em roteadores? Portas de entrada e de saída Perdas de pacote: buffers cheios Formação de fila depende de 1. Carga de tráfego 2. Velocidade do elemento de comutação 3. Taxa da linha (nas portas de entrada e de saída) Taxa de transferência do enlace para a porta

69 Formação de filas em Roteadores Considere que As taxas de linha sejam idênticas que haja n portas de entrada e n de saída Taxa do elemento de comutação: T Se T for no mínimo n vezes a taxa da linha de entrada, Não haverá formação de fila nas portas de entrada!

70 Formação de filas em Roteadores Porta de saída Por outro lado, na porta de saída há um problema Se o comutador for n vezes mais rápido Haverá formação de filas na saída No pior caso Todos os pacotes chegam nas portas de entrada deverão ser destinados para a mesma porta de saída

71 Formação de filas em Roteadores Porta de saída Pior caso Resultará em descarte de pacotes

72 Formação de filas em Roteadores Porta de saída Formação de fila na porta de saída exige um escalonador de pacotes FCFS (First-Came-First-Served) Escolha na ordem da fila WFQ (Weighted Fair Queuing) Escolha ponderada sobre a fila Forma mais sofisticada, tenta distribuir o envio entre pacotes de diferentes conexões

73 Formação de filas em Roteadores Porta de saída Gerenciamento Ativo de Fila São conhecidos como políticas de descarte de pacotes 1. Descarte do final da fila 2. Random Early Detection (RED) Se o comprimento médio da fila for menor que um valor mínimo, o pacote pode entrar na fila Se o comprimento médio for maior que um valor máximo, o pacote é descartado ou marcado Se o pacote encontrar um valor de comprimento dentro do intervalo, ele será marcado ou descartado por meio de uma probabilidade

74 Formação de filas em Roteadores Porta de entrada Ocorre quando o elemento de comutação não é suficientemente veloz Pacotes aguardam na porta de entrada para serem repassados

75 Formação de filas em Roteadores Porta de entrada Situação é particularmente ruim quando ocorre o bloqueio HOL (Headof-the-Line) Bloqueio de cabeça de fila

76 Formação de filas em Roteadores Porta de entrada

77 Formação de filas em Roteadores Porta de entrada

78 Exemplos de roteadores Roteadores Cisco 12016/12416 Arquitetura em Cross bar 2.5-Gbps até n (slot) x 10-Gbps

79 Exemplos de roteadores Roteadores Cisco 2600 Comutação por memória compartilhada Configurações LAN e WAN

80 Exemplos de roteadores Roteadores Cisco 4400 Series 2 Gbps a 10 Gbps Multicore CPU

81 PROTOCOLO IP: INTERNET PROTOCOL

82 Protocolo IP Internet Protocol Conceitos Estrutura Endereçamento IPv4 IPv6

83 Protocolo IP

84 Protocolo IP Define o formato das mensagens e endereçamento na Internet Objetivo principal: permitir o roteamento de pacotes em redes de datagramas

85 Datagrama IP

86 Datagrama IP - Campos Número de versão IPv4 ou IPv6 Comprimento do cabeçalho IHL Internet Header Length Valor típico: 20 bytes Tipo de serviço: Permite distinguir tráfego, por exemplo de tempo real (telefonia IP) Comprimento do Datagrama Cabeçalho+Dados Dificilmente um datagrama ultrapassa 1500 bytes, mas o valor máximo permitido é 64 KB Identificador, flags, deslocamento Fragmentação IP (Apenas IPv4)

87 Datagrama IP Campos - 2 Tempo de vida (TTL) Determina se um datagrama deve ser descartado de acordo com o tempo na rede Protocolo Determina o protocolo de transporte usado Realiza a ligação entre as camadas! Soma de Verificação de 16 bits Sobre o cabeçalho IP Endereços IP Fonte e destino - 32 bits no IPv4 Opções (apenas IPv4) Campo para os dados Carga útil Pode conter o segmento (UDP, TCP), mensagens ICMP, entre outros

88 Endereçamento IPv4 Endereço IP associado a cada interface Roteador: múltiplas interfaces Hospedeiros: podem ter múltiplas interfaces Endereço IPv4: Número de 32 bits Notação decimal separada por pontos Cada ponto separa um octeto (8 bits)

89 Endereçamento IPv4 Endereço IP Em notação binária: Cada interface tem um endereço exclusivo Exceto redes mapeadas com NAT Veremos mais adiante!

90 Endereçamento IPv4 Conceito de Sub-rede Interfaces que possuem uma mesma parte de endereço Para determinar as sub-redes Destaque cada interface do hospedeiro/roteador Fechando as terminações Cria-se assim redes isoladas Cada rede isolada é uma sub-rede

91 Endereço para cada Interface

92 Endereçamento IPv4 Subredes

93 Endereçamento IPv4 Subredes Máscara de rede /24 24 bits mais à esquerda do endereço definem a sub-rede Nesse exemplo Todo Host da rede deverá ter um endereço do tipo xyz Endereço de rede: Endereço de broadcast (último) Cálculo de Hosts: 2 ( 32-X ) - 2

94 Endereçamento IPv4 Subredes Primeiramente, os endereços da Internet eram divididos em Classes IP cheias Roteamento Classfull Posteriormente foi definido o Roteamento Interdomínio sem Classes (CIDR) Roteamento Classless

95 Roteamento Classfull Classes IP Classe A: N.H.H.H Utiliza o primeiro byte para rede Classe B: N.N.H.H Utiliza os dois primeiros bytes para rede Classe C: N.N.N.H Utiliza os três primeiros bytes para rede N: Endereço de rede H: endereço de host

96 Roteamento Classfull Classes IP Classe A: N.0.0.0/8 ( ) 2 7 redes com 2 24 endereços Classe B: N.N.0.0/16 ( ) 2 14 redes com 2 16 endereços Classe C: N.N.N.0/24 ( ) 2 21 redes com 2 8 endereços Classe D: multicast Classe E: reservado Testes, novas implementações de protocolos TCP/IP

97 Roteamento Classfull Classes IP Classe A Range decimal: para Classe B: Range: para Classe C: Range: até Rede 0 não é usada Rede 127 é para localhost (loopback)

98 Roteamento Classfull ICANN (Internet Corporation for Assigned Names and Number) Autoridade global Distribui endereços IP a ISPs e organizações

99 Roteamento Classfull Resumo das classes

100 Roteamento Classfull Endereçamento tem tamanho fixo de acordo com a classe Uso ineficiente do espaço de endereçamento Ex: rede classe B aloca 65 mil endereços para hosts Independentemente de quantos estejam na rede

101 Notação CIDR Porção de endereço de rede tem tamanho arbitrário a.b.c.d/x x tem tamanho arbitrário (classless) Como calcular Através da máscara de rede

102 Notação CIDR Para determinar o endereço da rede AND bit a bit entre endereço e máscara Ex: , máscara /24

103 Notação CIDR Para determinar o endereço da rede AND bit a bit entre endereço e máscara Ex: , máscara /24 Resposta:

104 Notação CIDR Para determinar o endereço de broadcast OR bit a bit do endereço com o complemento de 1 da máscara Ex: , máscara /24

105 Notação CIDR Endereço de broadcast OR bit a bit do endereço com o complemento de 1 da máscara Ex: , máscara / (último endereço)

106 Notação CIDR Quantos hosts? /20

107 Notação CIDR Quantos hosts? / bits para hosts! Q hosts = 2 (32-x) -2 = = 4094

108 Exercícios em sala 1. Obtenha os endereços de rede a partir dos endereços IPv4 e suas respectivas máscaras de rede: a , (ou /8) b , (ou /16) c , (ou /29) 2. Qual o valor de broadcast da rede do ex. 1.c? 3. Quantos hosts podem ser alocados na rede do ex 1.c? a. Qual o primeiro valor de IP possível? b. Qual o último (exceto broadcast)?

109 Obtenção de bloco de endereços Endereços IP são hierárquicos Notação CIDR permite modificar prefixos de rede Prefixo de rede: x bits mais significativos do endereço IP, ou o número da rede Resto do mundo não precisa saber qual sub-rede pertence um host Organização (ISP) então pode receber um bloco contíguo de endereços Sub-redes Endereços para hosts

110 Obtenção de bloco de endereços Para a Internet, só existe a rede Sub-redes só existem para o roteador R1

111 Obtenção de bloco de endereços Agregação de Endereços (Resumo de rotas) Capacidade de usar um único prefixo de rede para anunciar várias redes

112 Obtenção de bloco de endereços

113 Obtenção de bloco de endereços Exemplo: Dado endereço classe C /24 Queremos segmentá-lo em 32 subredes

114 Obtenção de bloco de endereços Dado endereço classe C /24 Queremos segmentá-lo em 32 sub-redes Máscara: 24 bits: Q redes = 2 n 32 = 2 n -> n = 5 Dessa forma, basta adicionar 5 bits à máscara /29 Nova máscara: 29 bits

115 Obtenção de bloco de endereços Quais as sub-redes? /29 Máscara: 29 bits Q hosts = 2 (32-29) - 2 = 6 Sub-rede 1: Sub-rede 2: Sub1 + Q hosts + 2 S2:

116 Obtenção de bloco de endereços Assim, teremos # Rede Broadcast

117 Obtenção de Endereço para Host Duas formas Forma manual: administrador de rede configura o IP Protocolo de Configuração Dinâmica de Hospedeiros (DHCP) Dynamic Host Configuration Protocol

118 Fragmentação IP Diferentes tecnologias de enlace Diferentes tamanhos de quadros Ex: Ethernet <= 1500 bytes MTU: Maximum Transmission Unit Solução IPv4 Fragmentação

119 Fragmentação IP Fluxo: Datagrama chega no roteador Após determinar o repasse: Verifica o MTU do enlace Caso o tamanho seja maior que MTU: Fragmentação Pedaços do datagrama são denominados Fragmentos IP colocados em novos datagramas

120 Fragmentação IP Exemplo: Datagrama A: 4000 bytes Dados úteis: cabeçalho MTU Enlace: 1500 bytes Deslocamento em porções de 8 bytes

121 Fragmentação IP - Exemplo

122 Fragmentação IP - Exemplo # Bytes (de carga útil) ID Deslocamento (para reconstrução) Flag bytes (há mais) bytes (Pois 185*8 bytes = 1480) bytes (3980 2*1480) (Pois 370 * 8 = 2960) 1 (há mais) 0 (último)

123 Fragmentação IP Problemas É possível que um fragmento se perca na rede (IP não é confiável) Reconstrução dos fragmentos nos sistemas finais Segurança

124 Exercício em sala: Fragmentação Considere o Datagrama B na Figura, de 3600 bytes Carga útil: 3580 bytes Monte uma tabela com as informações dos fragmentos: Carga útil, ID, Deslocamento (porções de 4 bytes) e Flag

125 IPv6 No começo da década de 1990, iniciou-se o desenvolvimento de um sucessor do IPv4 Estimou-se que os endereços IPs estavam acabando Consequência: nenhuma outra sub-rede poderia se conectar à Internet

126 IPv6 Sucessor do IPv4 IPv5 foi descartado Principal modificação Aumento na quantidade de bits para endereçamento: 128 bits Cabeçalho de 40 bytes Não permite a fragmentação

127 IPv6 Formato do Datagrama

128 IPv6 - Modificações Capacidade de endereçamento Expandida IP de 128 bits O mundo não ficará sem endereços IP (Kurose,2010) Cabeçalho Tamanho fixo de 40 bytes Vários campos IPv4 foram descartados ou ficaram como opcionais Rotulação do Fluxo Permite atribuir prioridade a certos tipos de tráfego dentro de um fluxo

129 IPv6 - Modificações Sem fragmentação e remontagem No IPv6, essas operações realizadas apenas na fonte/destino Roteador pode devolver: Erro: pacote muito grande Melhora o desempenho do repasse nos roteadores Sem Soma de verificação Processo era calculado em cada roteador (IPv4) Melhor desempenho nos roteadores; responsabilidade repassada às outras camadas

130 Transição IPv4 IPv6 Inviável trocar da noite para o dia Mudança gradual Longo prazo Duas abordagens de compatibilidade Pilha Dupla Tunelamento

131 Transição IPv4 IPv6 Pilha Dupla

132 Transição IPv4 IPv6 Pilha Dupla Um datagrama IPv6 é mapeado para um IPv4 Cabeçalho IPv6 -> Cabeçalho IPv4 Dados IPv6 -> Dados IPv4 Um datagrama IPv4 deverá ser usado É possível que dois nós IPv6 acabem usando IPv4 Dados específicos podem ser perdidos Identificador de fluxo por exemplo

133 Transição IPv4 IPv6 Tunelamento Túnel: conjunto de roteadores IPv4 intervenientes a dois roteadores IPv6 Resolve o problema dos campos de cabeçalho perdidos Datagrama IPv6 é encapsulado no campo de dados do IPv4

134 Tunelamento

135 PROTOCOLOS: DHCP, NAT E ICMP

136 Protocolo DHCP Dynamic Host Configuration Protocol Criado para que um host consiga um endereço IP automaticamente Protocolo útil em diversas situações IPs temporários permitem utilização de um conjunto menor de endereços Organização de 2 mil clientes mas com, no máximo, 400 clientes conectados ao mesmo tempo

137 Protocolo DHCP Características Cliente-Servidor 4 etapas para alocação de novo endereço Plug and play

138 Protocolo DHCP Etapas 1. Descoberta DHCP Mensagem DHCP DISCOVER é enviada pelo cliente para a rede, com endereço IP de destino: (Broadcast) 2. Oferta DHCP Servidor responde com um DHCP OFFER com IP de destino Broadcast e com os IPs disponíveis para o cliente 3. Requisição DHCP Cliente requisita um IP da lista de disponíveis 4. DHCP ACK Servidor responde a requisição com uma confirmação (ACK)

139 DHCP

140 Protocolo NAT Network Address Translation Protocolo que traduz endereços de rede Rede Interna e Rede Externa Permite a expansão de endereços IPv4 Permite a utilização de endereços de forma exclusiva Mapeamento de endereços

141 Protocolo NAT Utiliza uma tabela de tradução no roteador Uma máquina dentro da rede se passa pelo roteador O roteador sabe mapear requisições de diferentes clientes na sub-rede Tabela NAT

142 Protocolo NAT

143 Protocolo NAT - Classificações NAT estático Um-para-um Cada endereço IP é mapeado para outro de forma fixa NAT dinâmico Endereços IP internos mapeados para uma faixa de valores Dinâmico: útil quando os IPs são temporários NAT simétrico Todo endereço IP é mapeado para um único endereço IP Cada host é identificado por um valor de porta (Figura anterior)

144 Protocolo ICMP Protocolo de Mensagens de Controle da Internet Internet Control Message Protocol Utilização mais comum para comunicação de erros E de testes na rede: ping... Mensagens ICMP carregadas em datagramas IP

145 Protocolo ICMP Alguns tipos de mensagens Tipo de Mensagem Código Descrição 0 0 Echo reply (ping) 3 0 Rede de destino inalcançável 3 3 Porta de destino inalcançável Echo request (ping) 11 0 TTL expirado

146 ALGORITMOS DE ROTEAMENTO

147 Algoritmos de Roteamento Algoritmos de Estado de Enlace Algoritmos de Vetor de Distâncias Protocolos RIP OSPF BGP Roteamento broadcast e multicast

148 Algoritmos de Roteamento Finalidade simples Dado um conjunto de roteadores, um algoritmo descobre um bom caminho entre eles Problemas de roteamento formulados com grafos Grafo G = (N,E) N nós E arestas, onde cada aresta é um par de nós do conjunto N

149 Algoritmos de Roteamento N = {u,v,x,w,y,z} E ={(u,v), (u,x), (u,w),(v,x), (v,w),(x,w), (x,y), (w,y), (w,z), (y,z)} A cada link é associado um custo

150 Algoritmos de Roteamento Custo entre u e v C(u,v) Custo de um caminho igual à soma dos custos de cada link

151 Algoritmos de roteamento - Classificação Abordagem Centralizada Algoritmo contem informação global da rede Cada nó tem o mapa completo da rede Todos os custos devem ser conhecidos Algoritmos de Estado de Enlace Abordagem Distribuída Nenhum nó tem informação completa de todos os custos Executa de forma iterativa e distribuída Algoritmos de Vetor de Distâncias

152 Algoritmos de Estado de Enlace Algoritmo de Dijkstra Calcula o caminho de menor custo entre um nó fonte (u) e todos os outros nós D(v): custo do caminho de menor custo da fonte até v (até a v-ésima iteração) P(v): nó anterior ao longo do caminho de menor custo desde a fonte até v N : subconjunto de nós, onde v pertence a N se o caminho de menor custo for conhecido

153 1 Inicialização: 2 N Algoritmo = {u} de Estado de Enlace 3 para todos os nos v 4 se v e adjacente a u 5 entao D(v) = c(u,v) 6 senao D(v) = 7 8 Loop 9 ache w não em N tal que D(w) é um mínimo 10 acrescente w a N 10 atualize D(v) para todo v adjacente a w e não em N : 11 D(v) = min( D(v), D(w) + c(w,v) ) 12 até N = N

154 1 Inicialização: 2 N Algoritmo = {u} de Estado de Enlace 3 para todos os nos v 4 se v e adjacente a u 5 entao D(v) = c(u,v) 6 senao D(v) = 7 8 Loop 9 ache w /* não novo em custo N tal para que v é D(w) o custo é um anterior mínimo para v 10 acrescente ou o menor w a N custo de caminho conhecido 10 atualize para D(v) w mais para o todo custo de v adjacente w a v */ a w e não em N : 11 D(v) = min( D(v), D(w) + c(w,v) ) 12 até N = N

155 Exemplo Etapa N D(v), p(v) D(w), p(w) D(x), p(x) D(y), p(y) D(z), p(z) 0 u 2, u 5, u 1, u

156 Exemplo Etapa N D(v), p(v) D(w), p(w) D(x), p(x) D(y), p(y) D(z), p(z) 0 u 2, u 5, u 1, u 1 ux 2, u 4, x 2, x

157 Exemplo Etapa N D(v), p(v) D(w), p(w) D(x), p(x) D(y), p(y) D(z), p(z) 0 u 2, u 5, u 1, u 1 ux 2, u 4, x 2, x 2 uxy 2, u 3, y 4, y

158 Exemplo Etapa N D(v), p(v) D(w), p(w) D(x), p(x) D(y), p(y) D(z), p(z) 0 u 2, u 5, u 1, u 1 ux 2, u 4, x 2, x 2 uxy 2, u 3, y 4, y 3 uxyv 3, y 4, y

159 Exemplo Etapa N D(v), p(v) D(w), p(w) D(x), p(x) D(y), p(y) D(z), p(z) 0 u 2, u 5, u 1, u 1 ux 2, u 4, x 2, x 2 uxy 2, u 3, y 4, y 3 uxyv 3, y 4, y 4 uxyv w 4, y

160 Exemplo Etapa N D(v), p(v) D(w), p(w) D(x), p(x) D(y), p(y) D(z), p(z) 0 u 2, u 5, u 1, u 1 ux 2, u 4, x 2, x 2 uxy 2, u 3, y 4, y 3 uxyv 3, y 4, y 4 uxyv w 5 N =N 4, y

161 Algoritmo de Estado de Enlace Nem sempre o custo é o mesmo Entre u,v e v,u Alguns tipos de custos reais Inversamente relacionado à largura de banda Inversamente relacionado ao congestionamento Algoritmos atuais não relacionam o custo explicitamente ao congestionamento Diretamente relacionado à distância Associar um custo monetário Como informar os custos? Transmissão broadcast de estado de enlace: Todos os nós têm a visão da rede Protocolo OSPF

162 Algoritmo de Vetor de Distâncias Não utiliza informação global Calcula de forma distribuída, iterativa e assíncrona Não requer que os nós executem Algoritmos de Estado de Enlace: Cada nó deve ter informação global da rede Algoritmos de Vetor de Distâncias Custos dos vizinhos diretamente ligados são conhecidos Informações que recebe dos vizinhos

163 Algoritmo de Vetor de Distâncias Definições Custo c(x,v): custo do vizinho (v) diretamente ligado à x Vetor de distâncias D x contendo estimativa dos custos de x para qualquer y em N Vetor de distância dos vizinhos Dv para cada vizinho

164 Algoritmo de Vetor de Distâncias Equação de Bellman-Ford D x (y) = min v {c(x,v) + D v (y)} para cada y em N Min é calculado sobre cada v (vizinho de x) Quando um nó recebe um novo vetor D v do vizinho, atualiza seu próprio D x

165 1 Inicialização: para cada nó x Algoritmo de Vetor de 2 para todo y em N 3 D Distâncias x (y) = c(x,y) /* se não é vizinho = */ 4 para cada vizinho w 5 Para cada destino y: D w (y) =? 6 para cada vizinho w 7 Envia um vetor D x para w 8 Loop 9 Aguarda; /* até que ocorra alguma mudança */ 10 para cada y em N 11 D x (y) = min v [c(x,y) + D v (y)] /*Bellman*/ 12 Se D x (y) mudou para algum y 13 Envia um vetor D x para todos os w 14 forever

166 Exemplo i: 1 X X Y Z X Y Z Y X Y Z X Y Z Após a 1ª iteração, cada nó informa seus custos aos demais Z X Y Z X Y Z 7 1 0

167 Exemplo i: 2 X X Y Z X Y Z Y X Y Z X Y Z Z X Y Z X Y Z X X Y Z X Y Z Y X Y Z X Y Z Z X Y Z X Y Z Em x, novo cálculo é realizado (linhas 10-11) Em y e z também deve ser calculado novamente

168 Exemplo i: 2 X X Y Z X Y Z Y X Y Z X Y Z Z X Y Z X Y Z X X Y Z X Y Z Y X Y Z X Y Dx(y) = min [ c(x,y)+dx(x), c(x,z) + Dz(y) ] Z = 7 min [2+0,7+1] 1 0 = 2 Dx(z) = min [ c(x,z)+dz(z), c(x,y) + Dy(z) ] Z = min X [7+0,2+1] Y Z = 3 X Y Z

169 Exemplo i: 2 X X Y Z X Y Z Y X Y Z X Y Z Z X Y Z X Y Z X X Y Z X Y Z Y X Y Z X Dx(y) = min [ c(x,y)+dx(x), c(x,z) + Dz(y) ] Y = min [2+0,7+1] = 2 Dx(z) Z = min 7 [ c(x,z)+dz(z) 1 0, c(x,y) + Dy(z) ] = min [7+0,2+1] = 3 Z X Y Z Mudou o valor! Informa os demais X (linhas ) 7 Y Z

170 Exemplo i: 2 X X Y Z X Y Z Y X Y Z X Y Z Z X Y Z X Y Z X X Y Z X Y Z Y X Y Z X Y Z Z X Y Z X Y Z 3 1 0

171 Exemplo i: 3 X X Y Z X Y Z Y X Y Z X Y Z Z X Y Z X Y Z X X Y Z X Y Z Y X Y Z X Y Z Z X Y Z X Y Z X X Y Z X Y Z Y X Y Z X Y Z Z X Y Z X Y Z 3 1 0

172 Algoritmo de Vetor de Distâncias Problemas Mudança no custo do enlace pode causar um loop de roteamento

173 Algoritmo de Vetor de Distâncias 1. Y diz a Z que o custo mudou para Z não faz nada, pois ele tem um caminho com custo 5 (4+1): É menor que Assim Y desejará enviar a X por meio de Z Novo Dy(Z) = 6 Loop! Se destino = X

174 Algoritmo de Vetor de Distâncias Solução: Adição de reversão envenenada Se a rota de z até x passa por y, então z diz (mente) a y que sua rota até x é infinita Evita que y e z causem um loop Y envia por (x,y) Avisa Z Z percebe que (z,x) é melhor Avisa Y Y muda o roteamento para (y,z)+(z,x)

175 Roteamento Hierárquico Na prática, os roteadores não são homogêneos Impossível manter apenas um algoritmo com um n gigantesco de roteadores Solução: Grupos Sistemas Autônomos (Autonomous Systems AS) Todos os roteadores de um AS rodam o mesmo algoritmo Protocolo Intra-AS Roteadores que repassam para fora do AS Roteadores de Borda (Gateway Routers)

176 Roteamento Hierárquico Cada AS é um conjunto de roteadores sob o mesmo controle administrativo

177 Protocolos de Roteamento na Internet Intra-AS RIP (Routing Information Protocol) OSPF (Open Shortest Path First) Inter-AS BGP (Border Gateway Protocol)

178 RIP Algoritmo do tipo Vetor de Distâncias Um dos primeiros protocolos Ainda é usado em redes pequenas RIPv2: 1994 Utiliza contagem de saltos Cada enlace tem custo 1 Salto Número de sub-redes que têm de ser atravessadas (incluindo a de destino)

179 RIP

180 RIP Anúncios de rede A cada 30 segundos Para atualizar a tabela de repasse 180 segundos se passaram Sub-rede passa a ser inalcançável

181 RIP Tabela para D Sub-rede de Destino Roteador Seguinte N de saltos até o destino w A 2 y B 2 z B 7 x

182 RIP Tabela para D Sub-rede de Destino Roteador Seguinte N de saltos até o destino w A 2 y B 2 z B 7 x

183 RIP Sub-rede de Destino Roteador Seguinte N de saltos até o destino w A 2 y B 2 z B 7 x A faz um anúncio: Rede Destino Roteador Seg. Saltos z C

184 RIP Nova Tabela para D Sub-rede de Destino Roteador Seguinte N de saltos até o destino w A 2 y B 2 z C 4 x

185 OSPF Concebido como o sucessor do RIP Protocolo de Estado de Enlace Algoritmo de menor custo (Dijkstra) Broadcasting de informação de enlace OSPF permite Um roteador construir um mapa de todo o AS Custos dos enlaces Configurados pelo administrador de rede Também pode definir como o n de saltos

186 OSPF Características Transmite o estado do enlace a cada 30 min. Independente de mudança Mensagem HELLO Inspeção de funcionamento aos vizinhos Permite acessar as tabelas dos vizinhos

187 OSPF Avanços do OSPF Segurança: Troca de mensagens pode requerer autenticação Simples ou MD5 com chaves pré-configuradas Impede alterações maliciosas em tabelas de roteamento Caminhos múltiplos de igual custo Suporte integrado para roteamento unicast e multicast Suporte para hierarquia dentro de um AS Recomendado para grandes instituições

188 BGP Inter-AS O protocolo padrão para roteamento entre ASs atual BGP permite Obter informações de alcance de sub-rede de AS vizinho Propagar informações de alcance para dentro do AS Determinar rotas para as sub-redes

189 BGP Em essência, o BGP agrega tudo Permite sub-redes se conectarem com o restante da Internet Pares de roteadores estabelecem uma sessão BGP Sessão Externa (ebgp): entre AS Sessão Interna (ibgp): no mesmo AS No BGP Destinos não são hospedeiros Destinos são prefixos na notação CIDR (classless)

190 BGP

191 BGP Cada AS tem um identificador ASN (AS Number) Em uma sessão BGP Roteador anuncia um prefixo de endereço Inclui atributos BGP AS-PATH: contém cada AS que o anuncio já percorreu (evita um possível loop) NEXT-HOP: interface do roteador que inicia o AS-PATH

192 BGP Assim, por meio de ebgp ou ibgp Roteador distribui rotas aos internos no AS Seleção de rota (mesmo prefixo) Rota recebe um valor de preferência local Política do administrador Se mesma política, verifica o AS-PATH Mais curto é selecionado Novo empate? NEXT-HOP mais próximo Identificadores extras

193 Roteamento Unicast e Multicast Definições Unicast: única origem e único caminho Broadcast: um nó origem para todos os nós de destino (de uma rede) Multicast: um nó origem emitindo para um grupo (subconjunto) de nós na rede

194 Roteamento Broadcast Unicast de N caminhos Inundação Não controlada Inundação Controlada

195 Roteamento Broadcast Unicast de N caminhos Abordagem mais simples Dados N nós de destino, o nó fonte Faz N cópias do datagrama Endereça cada cópia a um destino diferente Transmite as N cópias usando roteamento unicast

196 Roteamento Broadcast Unicast de N caminhos Várias desvantagens Ineficiência para calcular rotas broadcast Enlace único: N datagramas pelo mesmo enlace ao invés de transmitir apenas 1 e criar cópias no nó seguinte Sobrecarga no nó origem Necessário conhecer os destinatários (e seus endereços) Mais sobrecarga

197 Roteamento Broadcast Inundação Não Controlada Um nó fonte envia cópias de um datagrama para todos os vizinhos Quando R i recebe um datagrama D broadcast, duplica para todos os vizinhos Exceto ao vizinho que enviou D para R i!

198 Roteamento Broadcast Inundação Não Controlada Desvantagem principal: tempestade de broadcast Cada nó de uma rede forma um grafo Se houver ciclos, Então uma ou mais cópias permanecerão em ciclo indefinidamente Cópias podem ser geradas a partir de cópias Rede poderia ficar inutilizável

199 Roteamento Broadcast Inundação Controlada Extensão da abordagem anterior Controla por meio de um n de sequência Ou pelo Caminho inverso RPF (Reverse Path Fowarding)

200 Roteamento Broadcast Inundação Controlada Nó mantém uma lista Endereços de fonte e n de sequência para cada pacote broadcast que recebeu Cada pacote broadcast recebido Nó verifica suas listas Se nada constar, replica o pacote e repassa para todos os vizinhos

201 Roteamento Broadcast Camada de Aplicação ou de Rede Gnutella: camada de aplicação Transmissão dos custos no algoritmo de Estado de Enlace OSPF: inundação controlada com número de sequência e de idade (RFC: 2328)

202 Multicast Considere o grupo de hosts multicast: Roteadores: A,B,E,F Como descobrir quais roteadores pertencem ao grupo?

203 Multicast Objetivo: Encontrar uma árvore de enlaces que conecte todos os roteadores que possuam hospedeiros multicast Por quê? Atualização de softwares Aplicações (Video-aula, teleconferência) Um pacote pode carregar todos os endereços de destino? Funcionaria para poucos destinatários

204 Multicast Distance-Vector Multicast Routing Protocol (DVMRP) Primeiro protocolo de roteamento multicast da Internet Utiliza uma árvore multicast, criada para cada hospedeiro de origem Poda: um roteador multicast que não tenha hosts do grupo envia uma mensagem para seus vizinhos informando que está fora da árvore

205 Multicast Protocolo PIM (Protocol Independent Multicast) Trabalha de forma independente Dois cenários Modo Denso: maioria dos roteadores devem estar no grupo multicast Similar ao DVMRP Modo Esparso: número de roteadores no grupo é pequeno Árvore multicast simplificada

206 RESUMO Camada de rede: comunicação entre hospedeiros Repasse: Transferência de um datagrama de um enlace de entrada para um enlace de saída Roteamento: Determina o caminho entre roteadores que um datagrama percorrerá

207 RESUMO: Comparativo Redes de Datagramas: Internet Complexidade da rede é amenizada Sem formação conexão Serviço de melhor esforço: modelo minimalista Variados tipos de enlaces Características diferentes Difícil obter serviço uniforme Redes de CVs: ATM Originário da telefonia Estabelecimento e Finalização de conexão Requisitos de temporização Caminhos fixos, largura de banda mínima Complexidade maior na rede Controle (ou indicação) de congestionamento Jitter máximo garantido Informações de estado de conexão

208 RESUMO: Endereçamento IPv4 Endereços IP: 4 bytes (32 bits) Máscara de rede define a sub-rede Classfull: Endereços divididos em classes cheias (A,B,C,D e E) CIDR Endereços sem classes fixas Estende a capacidade de uma classe cheia: Agregação de Rotas a.b.c.d/x, com x arbitrário Rede: AND bit a bit Broadcast: OR bit a bit com a máscara invertida

209 RESUMO: Roteamento Algoritmos de roteamento Abordagem Centralizada Algoritmo contem informação global da rede Algoritmos de Estado de Enlace Abordagem Distribuída Nenhum nó tem informação completa de todos os custos Algoritmo Vetor de Distâncias

210 RESUMO: Roteamento Unicast Única origem e único destino Broadcast um nó origem para todos os nós de destino (de uma rede) Unicast de N caminhos, Inundação Não Controlada e Inund. Controlada Multicast um nó origem emitindo para um grupo (subconjunto) de nós na rede

211 Para Casa Leitura do cap. 4 (Livro do Kurose) Lista de Exercícios 4 (Camada de Rede)

212 Bibliografia 1. Kurose, James F.; Ross, Keith W.; Redes de Computadores e a Internet (preferencialmente a 5ª Edição). São Paulo, SP: Pearson Addison Wesley, Tanenbaum, A. S., Wetherall, D.; Redes de Computadores, 5ª ed., Cisco, Disponível em: s/routers/index.html