Algoritmos e Protocolos de Encaminhamento. Encaminhamento vs. comutação

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1 Algoritmos e Protocolos de Encaminhamento FEUP/DEEC Redes de Banda Larga MIEEC 009/0 José Ruela Encaminhamento vs. comutação Encaminhamento (routing) Descobrir e seleccionar rotas numa rede (ou num conjunto de redes interligadas) com o objectivo de construir tabelas de encaminhamento nos nós Operação global envolve os nós da rede Requer algoritmos e protocolos de encaminhamento Comutação (switching / forwarding) Transferir pacotes entre interfaces de entrada e saída Operação local envolve apenas um nó (router ou comutador) A tabela que controla a operação de comutação (switching / forwarding table) num router é determinada pelo conteúdo da respectiva tabela de encaminhamento (routing table)

2 Sistemas Autónomos (Autonomous Systems) A Internet está actualmente organizada (é vista) como uma colecção de Sistemas Autónomos (AS Autonomous Systems) Definição clássica de AS conjunto de routers e redes sob uma única administração técnica, que usam um protocolo interior (IGP Interior Gateway Protocol) e métricas comuns para encaminhar pacotes no AS e um protocolo exterior (Exterior Gateway Protocol) para encaminhar pacotes para outros ASs Tornou-se no entanto comum o uso num único AS de vários IGPs e mesmo várias métricas O uso actual do termo (definido no RFC 90) põe a tónica no modo como um AS é visto por outros ASs Um AS deve ter internamente um plano coerente de encaminhamento Um AS deve apresentar uma visão consistente das redes alcançáveis através do próprio AS Segundo o RFC 90 Guidelines for creation, selection, and registration of an Autonomous System (AS), um AS é um grupo de um ou mais prefixos IP suportados por um ou mais operadores de rede, e que tem uma única política de encaminhamento (routing policy) claramente definida Uma política de encaminhamento refere-se à forma como as decisões de encaminhamento são tomadas actualmente na Internet A troca de informação de encaminhamento entre Sistemas Autónomos está sujeita a políticas de encaminhamento Sistemas Autónomos (Autonomous Systems) Internet service provider Border routers Autonomous system or domain LAN level Border routers Intradomain level Interdomain level

3 Encaminhamento intra e inter domínios Encaminhamento intra domínio (intra domain routing) Interior Gateway Protocols (IGP) encaminhamento num AS RIP (Routing Information Protocol) protocolo do tipo vector de distâncias (distance vector) OSPF (Open Shortest Path First) protocolo do tipo estado de ligações (link state) Encaminhamento inter domínios (inter domain routing) Exterior Gateway Protocols (EGP) encaminhamento entre ASs BGP- (Border Gateway Protocol version ) protocolo do tipo vector de percursos (path vector) Um router pode executar um ou mais IGPs mas apenas um EGP Um EGP é executado por routers de fronteira (border router ou border gateway) Encaminhamento intra e inter domínios R R IGP R EGP R IGP R R AS A EGP AS C R IGP R AS B

4 Encaminhamento em redes em malha Numa rede com topologia em malha existem percursos alternativos entre um qualquer par de nós (em particular entre pares de nós periféricos que dão acesso a equipamentos terminais ou asseguram a ligação a outras redes) Na topologia representada, e como exemplo, existem várias rotas possíveis (isentas de ciclos) entre e 6: Estão representadas três, entre outras possíveis: --6, ---6, Nó (comutador ou router) Selecção de rotas Numa rede em malha coloca-se a questão de seleccionar as melhores rotas, mas para tal é necessário definir um critério que pode basear-se numa métrica ou numa combinação de métricas Menor atraso, maior débito, maior capacidade, menor custo, menor distância, maior fiabilidade A atribuição de pesos às ligações entre nós directamente ligados (de acordo com o critério adoptado) permite associar um custo (em sentido lato) às rotas possíveis na rede, podendo então definir-se, como objectivo, encontrar as rotas de menor custo (na acepção da métrica utilizada) A adopção de um critério de distância, no sentido estrito de número de saltos (hops) traduz-se na atribuição de pesos unitários às ligações entre nós e neste caso o custo de uma rota é o número de hops (hop count) e a rota de menor custo é a que tiver o menor número de hops, isto é, a mais curta (shortest path) Em sentido lato a designação shortest path pode ser usada para designar a rota de menor custo (na acepção da métrica utilizada) e as expressões menor custo e menor distância serão usadas com idêntico significado

5 Criação de tabelas de encaminhamento É necessário conhecer informação sobre o estado de cada ligação Activa ou inactiva Carga (nível de utilização e possível estado de congestionamento) Atraso (ou outras métricas) É necessário trocar informação entre nós (com base num protocolo) Qual o tipo de informação a trocar e significado e.g., local ou global Qual a regularidade da troca e.g., de forma periódica (e qual a periodicidade), quando ocorrerem alterações ou em resposta a pedidos Quais os nós com os quais a informação é trocada e.g., apenas com os vizinhos ou com todos os nós da rede A informação trocada entre nós permite calcular rotas (e assim criar as tabelas de encaminhamento) O cálculo de rotas pode basear-se numa métrica ou numa combinação de métricas e pode produzir uma única rota ou rotas alternativas (com uma ordem de preferência) Requisitos de algoritmos de encaminhamento Os algoritmos de encaminhamento devem ter um conjunto de propriedades que lhes permitam operar em condições adversas e ambientes dinâmicos, caracterizados por frequentes alterações topológicas (adição, remoção ou indisponibilidade temporária com posterior reposição de nós e/ou ligações) ou do estado de carga das ligações (risco de congestionamento) Capacidade de resposta a mudanças Devem permitir convergência rápida no cálculo de novas rotas e garantir operação estável (sem oscilações), o que exige que a informação mantida nos nós seja coerente e consistente Devem evitar ciclos (loops) persistentes Robustez Devem ser capazes de operar em condições adversas carga elevada ou mesmo congestionamento, interrupções (temporárias ou persistentes), avarias de equipamentos, implementações deficientes ou incorrectas Optimalidade Devem garantir utilização eficiente de recursos (distribuição equilibrada da carga na rede) e minimização do custo das rotas (ou seja, dos recursos envolvidos) Simplicidade Devem permitir implementações eficientes (em software) com consumo reduzido de recursos de processamento

6 Algoritmos centralizados vs. distribuídos Algoritmos centralizados As rotas são calculadas por um nó central Toda a informação de estado exigida pelo algoritmo é enviada para o nó central, que divulga (anuncia) as rotas (tabelas de encaminhamento) pelos restantes nós Aumenta o tráfego de e para o nó central, bem como a respectiva carga de processamento O nó central é um ponto único de falha (soluções redundantes obrigam a replicar informação e manter coerente a informação replicada) Têm dificuldade de adaptação a alterações topológicas frequentes Não são escaláveis Algoritmos distribuídos As rotas são calculadas pelos nós com base num algoritmo distribuído (cada nó constrói a sua tabela de encaminhamento) A informação de estado é trocada entre nós Adaptam-se facilmente a mudanças (topológicas ou outras) São mais facilmente escaláveis Encaminhamento estático vs. dinâmico Encaminhamento estático As tabelas de encaminhamento são configuradas manualmente (por procedimentos administrativos, após computação prévia) São fixas não são alteradas a não ser por reconfiguração (o que, em princípio, não deve ocorrer com frequência) É aceitável quando a natureza do tráfego é previsível e a rede é simples (pequeno número de nós e topologia pouco sujeita a alterações) Pode ser usado para forçar a substituição de algumas rotas estabelecidas por um algoritmo dinâmico Usado como técnica de Engenharia de Tráfego (e.g., MPLS) Pode ser usado para estabelecer uma rota para um router por omissão (default) como complemento de rotas obtidas por um algoritmo dinâmico Encaminhamento dinâmico Adapta-se a alterações das condições de operação da rede O processo pode ser automatizado Calcula rotas com base em informação actualizada do estado da rede, trocada entre nós

7 Encaminhamento de Circuitos Virtuais As rotas são determinadas durante o estabelecimento do circuito virtual (e mantêm-se fixas por circuito virtual enquanto este estiver activo) As entradas das tabelas de comutação (switching tables) associadas em cada nó a um circuito virtual permitem reconstituir a rota a seguir pelos pacotes correspondentes (com base em identificadores de circuito virtual ao longo do percurso) A B host VCI C 6 switch / router D Tabelas de comutação de circuitos virtuais Nó Entrada Saída Nó VCI Nó VCI A A A A Nó Entrada Saída Nó VCI Nó VCI C 6 C 6 Nó Entrada Saída Nó VCI Nó VCI Nó Entrada Saída Nó VCI Nó VCI Nó 6 Entrada Saída Nó VCI Nó VCI 7 B 8 B B B 8 7 Nó Entrada Saída Nó VCI Nó VCI D D Exemplo: Circuito Virtual estabelecido entre A (ligado ao nó, VCI = ) e D (ligado ao nó, VCI = )

8 Encaminhamento de Datagramas Na forma clássica de comutação de datagramas, os pacotes (datagramas) são encaminhados pela rede de forma independente, podendo eventualmente usar percursos diferentes (o melhor no momento) A decisão em cada nó é igualmente tomada de forma independente, embora as decisões dos nós devam ser coerentes e consistentes (o que deve ser assegurado pelos algoritmos e protocolos de encaminhamento) Deste ponto de vista trata-se de encaminhamento passo a passo (hop by hop routing) As decisões de encaminhamento num nó são tomadas tendo em atenção o endereço de destino transportado em cada pacote e o conteúdo da tabela de encaminhamento do nó Trata-se de encaminhamento baseado no destino (destination based routing) Tabelas de comutação de datagramas Destino Nó 6 Nó Nó seguinte Destino Nó seguinte 6 Nó Destino Nó seguinte Nó Destino Nó seguinte 6 Nó 6 Destino Nó seguinte Nó Destino Nó seguinte 6 6

9 Endereçamento não hierárquico e encaminhamento R R Não existe qualquer relação entre endereços e proximidade geográfica do ponto de vista de encaminhamento, o que impede a agregação de prefixos / rotas No exemplo, cada tabela de encaminhamento requer 6 entradas, uma por cada rede representada Endereçamento hierárquico e encaminhamento R R O endereçamento hierárquico permite a agregação de prefixos / rotas e portanto uma divulgação eficiente de informação de encaminhamento Cada tabela de encaminhamento requer entradas (no exemplo)

10 Encaminhamento plano vs. hierárquico Plano (flat) Todos os routers estão no mesmo nível (peers entre si) Solução não escalável Hierárquico O sistema global é dividido em Sistemas Autónomos (Autonomous Systems), áreas, etc. Alguns routers fazem parte do backbone de encaminhamento Alguns routers apenas comunicam numa área É eficiente uma vez que este modelo tem correspondência com padrões de tráfego típicos (do ponto de vista da localização relativa das fontes e destinos de tráfego) Solução escalável Algoritmos especiais de encaminhamento Flooding A rede é inundada com cópias do mesmo pacote Pode ser útil no arranque da rede Permite distribuir (propagar) informação para todos os nós Deflection Routing Baseado num procedimento predefinido (que pode dar origem a percursos diferentes) Não há cálculo de rotas por parte dos nós Source routing O percurso para um destino é determinado pelo nó de origem e incluído no cabeçalho dos pacotes Os routers no percurso limitam-se a despachar os pacotes de acordo com o prescrito no respectivo cabeçalho

11 Flooding O algoritmo de flooding envia cópias de um pacote para todos os nós da rede Embora possa ser usado para garantir a entrega de pacotes num nó de destino alvo, esta aplicação do algoritmo é pouco interessante Pode ser usado quando um nó pretende enviar pacotes para todos os nós da rede Uma aplicação possível é a de difundir (propagar) informação de estado de um nó para todos os outros (por exemplo, em algoritmos de encaminhamento do tipo link state) Realização O método não requer a existência de tabelas de encaminhamento nos nós Um nó difunde (replica) cada pacote em todas as portas excepto naquela em que o pacote foi recebido Problema O número de pacotes em trânsito na rede cresce exponencialmente Um nó recebe por vias diferentes cópias de um mesmo pacote original e a respectiva difusão multiplica o número de pacotes que inundam a rede É necessário um mecanismo que limite ou controle esse crescimento Torna-se desnecessário que um nó propague novamente cópias de um pacote que o tenha visitado anteriormente Flooding exemplo (três passos) 6 6 6

12 Flooding limitado É possível usar várias técnicas para controlar o número de cópias do mesmo pacote em trânsito na rede referem-se a seguir três exemplos A utilização do campo TTL (Time To Live) em cada pacote permite limitar o alcance (número de nós visitados) pelo pacote mas não impede que uma ou mais cópias de um pacote visitem de novo um nó e sejam por este novamente difundidas O valor do campo TTL pode ser inicialmente configurado com um valor igual ou ligeiramente superior ao diâmetro da rede (menor número de hops entre os nós mais afastados) Cada nó adiciona um identificador próprio ao pacote, antes de o difundir, o que permite eliminá-lo numa próxima visita O nó de origem inclui um número de sequência em cada pacote e cada nó visitado pelo pacote regista o endereço e o número de sequência de origem e descarta duplicados Deflection Routing Proposto inicialmente com a designação hot potato routing Os nós tentam despachar os pacotes para uma porta preferida Se a porta preferida estiver ocupada, os pacotes são desviados para outra porta, pelo que não se garante a entrega ordenada de pacotes Funciona de forma aceitável em redes com topologias regulares que ofereçam múltiplos percursos entre cada par origem-destino, como é o caso de redes do tipo Manhattan Estas redes são constituídas por um array rectangular de nós Os nós são identificados por um par de índices (i, j) As linhas e as colunas representam, respectivamente, ruas e avenidas de sentido único, mas alternado É possível a operação sem buffers Uma aplicação possível é em redes ópticas de pacotes (uma vez que não é viável actualmente recorrer a buffers totalmente ópticos)

13 Deflection Routing rede Manhattan 0,0 0, 0, 0,,0,,,,0,,,,0,,, Source Routing O nó de origem (source) determina o percurso a seguir pelos pacotes para um dado destino Strict a sequência completa de nós no percurso é inserida no cabeçalho de cada pacote Loose é apenas especificado um sub-conjunto dos nós no percurso Os nós intermédios lêem o endereço do next hop e removem-no do cabeçalho antes de despacharem o pacote Nalguns casos pode ser necessário preservar a informação completa do percurso (por exemplo, para enviar um pacote do destino para a origem pelo percurso inverso) O nó de origem necessita de aprender e seleccionar o percurso a seguir pelos pacotes ou aceder a um servidor (route server) para obter o percurso O algoritmo de source routing permite controlar os percursos seguidos pelos pacotes na rede Em MPLS é possível estabelecer rotas explícitas (explicit routing), que é uma variante de source routing o mecanismo é usado como forma de sinalização para estabelecer percursos etiquetados na rede (label switched paths) e não para auto-encaminhar pacotes

14 Source Routing,6,B 6,B,,6,B 6 B A B Source host Destination host Rotas de menor custo (shortest path routing) Em topologias em malha existem múltiplos percursos possíveis entre um nó de origem e um nó de destino Um algoritmo de encaminhamento tem como objectivo seleccionar rotas para transferir pacotes entre pares de nós (origem, destino) O protocolo associado permite trocar informação entre nós de modo a criar e actualizar as tabelas de encaminhamento resultantes da execução do algoritmo A associação de um custo ou distância (em sentido lato) a cada ligação entre dois nós permite formular o problema do encaminhamento como um problema de escolha do caminho com menor custo (least cost) ou mais curto (shortest path), expressões que serão usadas com o mesmo significado A maior ou menor adequação de uma rota pode ser avaliada pelo seu custo ou comprimento (path length) calculado pela soma dos custos das ligações que a constituem A atribuição de custos pode ser feita com base em diferentes métricas

15 Métricas Número de saltos (hop count) em primeira aproximação fornece uma medida dos recursos consumidos para transferir um pacote Fiabilidade depende do grau de disponibilidade das ligações e da respectiva qualidade, medida por exemplo pelo BER (Bit Error Ratio) Atraso soma dos atrasos ao longo do percurso, que inclui uma componente fixa (essencialmente o atraso de propagação) e uma componente variável, que depende do nível de carga em cada ligação, da respectiva capacidade e do tamanho dos pacotes Largura de banda representa a capacidade oferecida pelas ligações ao longo da rota A capacidade de uma ligação constitui (à parte os overheads) um limite superior para o débito (throughput) possível nessa ligação A capacidade ao longo de uma rota está limitada pela da ligação com menor capacidade Uma ligação entre dois nós pode fazer parte de múltiplas rotas pelo que a respectiva capacidade é por elas partilhada Rotas que incluam ligações de elevada capacidade nem sempre oferecem melhor desempenho, uma vez que este depende também da carga efectiva das ligações usadas Carga representa o nível de utilização das ligações e influencia, conjuntamente com a capacidade, o desempenho global (atraso, probabilidade de perda de pacotes, etc.) Custo da comunicação no sentido estrito (custo administrativo ou de operação) Podem ainda ser usadas políticas de natureza administrativa Algoritmos shortest path princípio geral Os algoritmos do tipo shortest path baseiam-se no princípio seguinte Considerando um nó de destino d e dois nós i e j directamente ligados, se j fizer parte do percurso de menor custo entre i e d (next hop de i na rota para d), isso significa que i e j partilham a partir de j o mesmo percurso até d e então D i = C ij + D j sendo D i e D j as distâncias (custos) de i e j para d, e C ij o custo da ligação entre i e j i C ij j d D i D j A consequência deste facto é que os percursos de menor custo de todos os nós até um nó de destino d formam uma árvore com raiz nesse nó d

16 Algoritmos shortest path variantes Algoritmos de encaminhamento de menor custo (shortest path) são usados no mesmo AS (encaminhamento interior) e são basicamente de dois tipos Vector de distâncias (distance vector) Estado das ligações (link state) Distance vector Cada router envia para os seus vizinhos uma lista de custos (vector de distâncias) das rotas de si próprio para todos os restantes nós (valores estimados pelo próprio router com base nos vectores recebidos dos seus vizinhos) O algoritmo determina o melhor nó adjacente (next hop) no percurso para cada destino É usado o algoritmo de Bellman-Ford (distribuído) para cáculo do shortest path Link state Cada router difunde por todos os restantes nós informação de estado relativa apenas às ligações com os seus vizinhos Os routers obtêm informação topológica completa da rede, com base na qual podem calcular o shortest path e portanto o next hop para cada destino É usado o algoritmo de Dijkstra (centralizado) para cáculo do shortest path Algoritmos Distance Vector Algoritmos do tipo distance vector têm as seguintes propriedades São distribuídos (descentralizados) Um nó recebe informação de um ou mais dos seus vizinhos aos quais está directamente ligado, actualiza o seu vector de distâncias (custos) de forma independente de todos os outros nós e distribui o resultado (vector) para os seus vizinhos São iterativos O processo inclui uma sucessão de passos até que os cálculos convergem (excepto em casos excepcionais) São assíncronos A operação do algoritmo não exige que os nós estejam sincronizados

17 Distance Vector operação Cada nó mantém uma tabela de encaminhamento (Destino, Custo, Next Hop) A entrada associada a cada nó de destino inclui o next hop no percurso seleccionado e o respectivo custo estimado Cada nó anuncia apenas para os seus vizinhos uma lista (vector) actualizada com a sua estimativa de custos para todos os destinos (Destino, Custo) A distância para si próprio é nula A tabela de encaminhamento de um nó é actualizada com base na informação recebida dos vizinhos Uma entrada é eliminada se a respectiva rota não for refrescada durante um intervalo de tempo determinado As listas (vectores de custo) trocadas entre nós são enviadas em duas situações Periodicamente (períodos típicos da ordem de alguns segundos) Sempre que ocorrer uma mudança e portanto uma actualização (triggered update) No cálculo das distâncias um nó tem em conta percursos para cada nó de destino através dos seus vizinhos, seleccionando o que tiver menor custo Para isso usa as estimativas de distâncias (custos) comunicadas pelos seus vizinhos e os custos das ligações com cada um deles Distance Vector selecção do next hop Considerando um nó i, três nós adjacentes j, k e l e um nó de destino d, o nó i calcula a distância mínima para d com base nos custos que conhece para os nós adjacentes e nas estimativas que estes lhe fornecem sobre as respectivas distâncias (custos) para d e selecciona como next hop o nó adjacente que lhe oferece o percurso de menor custo entre os três (e anuncia o valor D i aos nós adjacentes) D i = min (C ij + D j, C ik + D k, C il + D l ) j C ij D j D i i C ik k D k d C il l D l

18 Processamento de um vector de custos Procedimentos num nó após recepção de um vector de custos Começar por adicionar ao custo para cada destino anunciado no vector recebido o custo da ligação para o nó adjacente que enviou a mensagem (se a métrica for o hop count, adicionar um ao hop count) Repetir os passos seguintes para cada destino anunciado Se o destino não constar da tabela de encaminhamento Adicionar a informação respectiva à tabela Se não Se o campo next hop for o mesmo Substituir a entrada na tabela pela anunciada Se não Se o custo calculado com base no anúncio for menor que o da tabela Substituir a entrada na tabela pela anunciada Terminar Algoritmo de Bellman-Ford O algoritmo de Bellman-Ford permite calcular os shortest paths para um dado nó de destino, sendo por isso a sua utilização adequada a algoritmos do tipo distance vector O algoritmo é executado em paralelo e de forma independente por todos os nós Considerando genericamente um nó de origem i e um nó de destino j, cada nó i realiza o seguinte cálculo iterativamente até convergir D ii = 0 D ij = min k (C ik + D kj ) para k i (C ik é infinito se não existir ligação entre os nós i e k) Depois de feita a actualização, o vector D ij é enviado pelo nó i aos seus vizinhos

19 Algoritmo de Bellman-Ford exemplo 6 Na figura estão representados os custos C ij das ligações entre um nó i e um nó j adjacente No exemplo considera-se como destino o nó 6 e o cálculo das rotas dos outros nós para o nó 6 Cada entrada (n, D i ) representa o next hop e o custo corrente estimado do percurso do nó i para o nó 6 n = - significa que o next hop ainda não está definido e D i = significa que, por essa razão, ainda não existe um custo estimado do percurso do nó i para o nó 6 Iteração Inicial Nó (-, ) (-, ) (,) (,) Nó (-, ) (-, ) (,6) (,) Nó (-, ) (6, ) (6, ) (6, ) Nó (-, ) (-, ) (,) (,) Nó (-, ) (6,) (6,) (6,) Algoritmo de Bellman-Ford shortest paths Topologia com indicação dos custos das ligações 6 Árvore de shortest paths com destino d no nó 6 d 6

20 Convergência do algoritmo de Bellman-Ford Para cada nó de destino e a partir dum estado inicial em que os nós não têm qualquer informação da distância a esse destino, o algoritmo propaga informação em passos sucessivos a partir dos nós mais próximos do destino para os mais afastados A árvore de percursos vai-se construindo a partir do destino (raiz) aplicando directamente as equações de cálculo de distâncias Neste caso a convergência é rápida (número de passos igual ao número máximo de hops até ao destino) as boas notícias propagam-se depressa Em condições estáveis não se formam loops Se i e j forem adjacentes e o percurso mínimo de i para d passar por j, é óbvio que o inverso não ocorre Esta situação altera-se quando ocorrem interrupções que originam alterações topológicas e a necessidade de calcular novos percursos com base na informação que se propaga a partir da zona afectada Convergência análise Consideremos novamente dois nós adjacentes i e j que partilham o mesmo percurso a partir de j para um nó de destino d, verificando-se portanto D i = C ij + D j Se ocorrer uma interrupção na ligação de j ao seu next hop na direcção de d, o valor de D j deixa de ser válido, pelo que terá de ser actualizado O nó j recorre então à informação veiculada pelo nó i sobre a respectiva distância (custo) igual a D i, mas Esse custo pressupunha um percurso através de j (que agora está comprometido) Esse custo baseava-se numa estimativa D j que deixou de ser válida (ao ponto de j não poder recorrer a ela) Então j vai assumir erradamente um novo custo D * j = C ji + D i = * C ij + D j (admitindo C ji = C ij ) O novo valor de custo é incorrecto, porque se induziu um loop j assume que i é o next hop no percurso para d, ao passo que D i foi calculado com base no oposto (j como next hop de i) O algoritmo pode acabar por convergir, mas lentamente as más notícias propagam-se devagar Nalguns casos pode ocorrer um deadlock (referido como count to infinity)

21 Convergência alteração topológica Para analisar o problema da convergência do algoritmo numa situação em que a topologia se altera, considera-se o exemplo em que a ligação entre os nós e 6 é interrompida Após o algoritmo ter convergido (iteração na topologia inicial), é necessário calcular novamente os percursos de cada nó para o nó 6 (apenas o nó não é afectado, como se conclui facilmente) () 6 Convergência formação de loops Após a alteração topológica, o processo de actualização é despoletado pelo nó que, deixando de ter ligação ao nó 6, vai usar a informação anunciada pelos nós e sobre os custos dos respectivos percursos para o nó 6 neste caso são iguais (), seleccionando (por exemplo) o nó como next hop O nó não sabe, no entanto, que o percurso de para 6 anunciado pelo nó passava por si próprio e portanto incluía a ligação que foi interrompida deste modo cria-se um loop O problema agrava-se a partir do momento em que o nó começa a anunciar o novo custo do seu percurso para o nó 6, podendo criar-se novos loops O algoritmo acaba por estabilizar ao fim de algumas iterações, mas nem sempre isso acontece Iteração Nó Nó Nó Nó Nó (,) (,) (, ) (,) (6,) (,7) (,) (, ) (,) (6,) (,7) (,6) (, 7) (,) (6,) (,9) (,6) (, 7) (,) (6,) (,9) (,6) (, 7) (,) (6,)

22 Convergência count to infinity Antes da interrupção X Depois da interrupção Os nós e pensam que o melhor percurso para é através do outro, o que ocasiona (devido ao loop criado) incrementos sucessivos de duas unidades dos custos, por cada par de iterações Se a ligação entre e for restaurada, a convergência é rápida Actualização Nó Nó Nó Antes da interrupção (,) (,) (, ) Após a interrupção (,) (,) (,) (,) (,) (,) (,) (,) (,) (,) (,6) (,) (,7) (,6) (,7) (,7) (,8) (,7) Split Horizon e Poisoned Reverse Foram propostas alterações ao algoritmo para evitar o problema count to infinity, mas nenhuma funciona satisfatoriamente em todos os casos Split Horizon O custo estimado por um nó para um dado destino não é anunciado para um nó vizinho se este for o next hop para o destino (isto é, se for o nó através do qual o percurso foi aprendido ) Split Horizon with Poisoned Reverse Um nó pode anunciar para todos os nós adjacentes os custos estimados, mas indicando um custo infinito para um dado destino no caso em que o nó adjacente é o next hop para esse destino Evita imediamente loops directos Não funciona em alguns casos de loops indirectos

23 Algoritmos Link State Princípio de funcionamento Cada nó obtém um mapa topológico de toda a rede, que inclui todos os nós e custos das ligações (isto é, o estado das ligações link state) Com uma topologia estável todos os nós obtêm o mesmo mapa da rede Com base nessa informação, cada nó (considerado deste ponto de vista como nó de origem) calcula o shortest path para cada um dos outros nós (vistos como nós de destino) O algoritmo comporta-se como um algoritmo centralizado no que se refere aos cálculos realizados por cada nó (origem dos percursos a calcular) O algoritmo requer que o estado das ligações seja divulgado a todos os nós (por um processo de difusão) Cada nó i na rede divulga para todos os outros a seguinte informação Os identificadores dos seus vizinhos (N i designa o conjunto dos vizinhos de i) As distâncias (custos) aos seus vizinhos: {C ij j N i } Um nó não divulga toda a sua tabela de encaminhamento mas apenas os custos das ligações com os seus vizinhos A difusão pode ser feita com recurso a flooding Estratégia de divulgação do estado O estado das ligações de um nó é transportado num pacote designado Link State Packet (LSP) que contém O identificador (id) do nó que criou o LSP O custo das ligações para cada um dos seus nós vizinhos Um número de sequência Um valor TTL (Time To Live) A divulgação de um LSP é feita com recurso a flooding, indicando-se a seguir uma possível realização Cada nó gera LSPs periodicamente e envia-os para os seus vizinhos Por cada novo LSP criado o número de sequência é incrementado (sendo o valor inicial igual a zero) Após receber um LSP, um nó reenvia-o para todos os seus vizinhos com excepção do nó do qual o LSP foi recebido Cada nó guarda o LSP mais recente proveniente de cada nó origem Para cada LSP guardado num nó, o respectivo TTL é decrementado, sendo o LSP descartado quando TTL = 0

24 Algoritmo de Dijkstra O algoritmo de Dijkstra permite calcular os percursos mais curtos ou de menor custo (shortest paths) de um nó origem para todos os outros nós na rede A ideia é determinar sucessivamente os nós da rede por ordem de proximidade ao nó de origem Numa primeira iteração é obtido o nó mais próximo (que tem de ser um nó vizinho do próprio nó) Numa segunda iteração é obtido o segundo nó mais próximo (que é um outro nó vizinho de si próprio ou do nó obtido no passo anterior) O algoritmo continua de forma idêntica nos passos seguintes O algoritmo de Dijkstra parte de um nó de origem e vai acrescentando nós à árvore de percursos com raiz na origem até incluir todos os nós de destino (ao contrário do algoritmo de Bellman-Ford que calcula a árvore de todos os nós de origem para um dado nó de destino) O algoritmo usa os custos reais (não estimados) das ligações entre nós vizinhos Estes custos são comunicados por cada nó a todos os restantes Algoritmo de Dijkstra passos sucessivos. Começar com o nó de origem em causa (raiz da árvore). Associar custo zero a este nó e torná-lo o primeiro nó permanente Repetir os passos a até que todos os nós sejam permanentes. Examinar cada vizinho do nó que foi o último a tornar-se permanente. Associar um custo acumulado a cada um destes nós e considerar estes nós provisórios (numa tentativa de os vir a tornar permanentes). Na lista de nós provisórios. Encontrar o nó com o menor custo acumulado e torná-lo permanente. Se um nó puder ser alcançado de mais do que uma maneira (direcção). Seleccionar a direcção com o menor custo acumulado

25 Algoritmo de Dijkstra formulação M conjunto de nós já adicionados à árvore (para os quais o percurso mais curto desde a origem s já foi encontrado no momento). Início (começar com o nó de origem s) M = {s}, D s = 0 (a distância de s a si próprio é nula) D j = C sj para todos os j s. Passo A (encontrar o nó i seguinte mais próximo de s) Encontrar i M tal que D i = min D j para j M Acrescentar i a M Terminar se M contiver todos os nós. Passo B (actualizar os custos mínimos após i ter sido adicionado a M) Para cada nó j M D j = min (D j, D i + C ij ) verifica se a inclusão de i melhora D j anterior Voltar ao passo A Algoritmo de Dijkstra execução 6 s () () () 6 () () Iteração M D D D D D 6 Inicial {} {,} {,,} {,,,6} {,,,,6} {,,,,,6} 7

26 Convergência após falhas Se uma ligação falhar Os routers que partilham a ligação actualizam o respectivo custo com um valor infinito e disseminam (propagam) a informação actualizada através de um LSP Os restantes routers actualizam as suas bases de dados com informação do estado das ligações e calculam de novo os shortest paths A recuperação é rápida É no entanto necessário ter atenção a mensagens de actualização antigas que podem ainda estar a circular na rede (devido a flooding) Deve incluir-se uma marca temporal (timestamp) ou um número de sequência em cada mensagem de actualização Deve verificar-se se uma mensagem de actualização recebida num nó é nova Se for nova deve ser adicionada à base de dados do nó e difundida Se for antiga, não deve ser propagada e deve ser enviada uma mensagem de actualização ao nó que a enviou Vantagens de algoritmos Link State Os algoritmos do tipo link state têm propriedades que os tornam vantajosos em relação a algoritmos do tipo distance vector A convergência é mais rápida, sem criação de loops Usam informação rigorosa e não necessitam de divulgar informação relativa a todos os nós da rede São mais flexíveis, uma vez que conhecem a topologia da rede e o custo das ligações É possível suportar métricas rigorosas e métricas múltiplas, se necessário É possível suportar percursos múltiplos para um destino É possível suportar encaminhamento por classe de tráfego e com QoS com recurso a múltiplas tabelas Facilitam o uso de source routing ao providenciar informação do estado das ligações (link state) Podem ter em conta restrições relativas a um percurso entre uma origem e um destino (por exemplo, evitar uma ligação pouco fiável)

27 Protocolos de encaminhamento exterior Os protocolos de encaminhamento interior (IGP Interior Gateway Protocol) dão consistência ao processo de encaminhamento num AS A coerência a nível global da Internet, constituída por um número elevado de ASs, é conferida por protocolos de encaminhamento exterior (EGP Exterior Gateway Protocol) que operam entre ASs Um EGP tem como objectivo a troca de informação de encaminhamento entre dois ASs de forma a permitir o transporte de tráfego entre ambos A informação de encaminhamento trocada entre dois ASs inclui as redes contidas em cada um e os ASs que podem ser alcançados através de cada um deles Requisitos típicos a satisfazer por um EGP Deve ser escalável ao nível da Internet Deve permitir o anúncio de rotas agregadas (com base em CIDR Classless Inter-Domain Routing) Deve ser flexível e permitir a selecção de rotas com base em políticas Deve ser totalmente distribuído Encaminhamento baseado em políticas Uma vez que cada AS tem uma administração independente, a selecção de rotas externas é essencialmente determinada por políticas de encaminhamento (routing policies), que envolvem, entre outras, relações de confiança e o estabelecimento de acordos, e não por critérios de menor custo (shortest path), na acepção dos algoritmos distance vector e link state Para além das limitações conhecidas dos algoritmos do tipo distance vector, os algoritmos do tipo link state têm também problemas de escalabilidade à escala global da Internet (tamanho das bases de dados topológicas e tempo de cálculo de rotas com base no algoritmo de Dijkstra) As políticas de encaminhamento são caracterizadas por atributos Os atributos associados a uma rota anunciada podem incluir, por exemplo, a sequência de ASs que formam a rota, o endereço do next hop, uma lista de métricas que indicam o grau de preferência da rota, informação sobre a criação da rota pelo AS de origem, etc. O protocolo normalizado para encaminhamento entre ASs (BGP-) pode ser classificado como sendo do tipo path vector, uma vez que a informação transportada inclui a sequência de ASs que os pacotes devem atravessar para atingir uma rede de destino ou um grupo de redes com um mesmo prefixo

28 Exemplo de políticas R R AS R AS R AS N. R anuncia que a rede N pode ser alcançada através de AS R analisa o anúncio e decide (com base nas suas políticas) se aceita encaminhar pacotes para N através de R Caso afirmativo a tabela de encaminhamento de R é actualizada (R é o next hop para N) e um protocolo interior (IGP) propaga através de AS a informação sobre como alcançar N. Caso AS aceite transportar tráfego de trânsito entre AS e N, R anuncia a AS que a rede N pode ser alcançada através de AS R decide (com base nas suas políticas) se quer usar AS para comunicar com N Protocolos de encaminhamento RIP, OSPF, BGP

29 Sistemas Autónomos (AS) identificação e tipos Um Sistema Autónomo (AS Autonomous System) necessita de possuir um identificador global único (ASN AS Number) Até 007 um ASN era um inteiro de 6 bits O RFC 89 introduziu ASNs de bits (escritos na forma x.y, sendo x e y inteiros de 6 bits; 0.y refere-se aos antigos ASNs de 6 bits) Os identificadores são atribuídos em blocos pela Internet Assigned Numbers Authority (IANA) a Regional Internet Registries (RIRs), por exemplo American Registry for Internet Numbers (ARIN), Réseaux IP Européens Network Coordination Centre (RIPE NCC) Tipos de AS Stub AS tem uma única ligação para o exterior (isto é, a um único AS) Multi-homed AS tem múltiplas ligações para o exterior mas não transporta tráfego de trânsito (tráfego entre dois outros ASs) Transit AS tem múltiplas ligações para o exterior e transporta tráfego de trânsito e tráfego local Um ISP (Internet Service Provider) é necesariamente um Transit AS RIP Routing Information Protocol A versão original do RIP está definida no RFC 08 Usa o algoritmo distance vector Corre sobre UDP, na porta 0 Usa como métrica o número de hops, podendo o hop count ter um valor entre e É adequado para redes pequenas (redes locais) O valor 6 é reservado para representar um hop count infinito Valores pequenos de hop count atenuam o problema de count to infinity Existem dois tipos de mensagens RIP Request para solicitar a um vizinho o respectivo vector de custos Response para anunciar um vector de custos UmamensagemResponse pode ser enviada periodicamente, após uma alteração (triggered update) ou em resposta a um Request A versão (RIPv) está definida no RFC

30 RIP formato das mensagens Comando Versão Zero Família do endereço Zero Endereço IP Zero Zero Entrada RIP Métrica... Uma mensagem RIP pode incluir no máximo entradas com o mesmo formato da primeira (0 octetos) RIPv formato das mensagens Comando Versão Domínio de routing Família do endereço Etiqueta da rota (AS) Endereço IP Máscara da sub-rede Endereço IP do next hop Entrada RIPv Métrica... Uma mensagem RIPv pode incluir no máximo entradas com o formato indicado (0 octetos) A primeira entrada pode, no entanto, transportar informação de autenticação

31 RIP e RIPv campos das mensagens As mensagens RIP e RIPv incluem um conjunto de campos comuns Comando Request ou Response Versão ou Uma ou mais entradas com 0 octetos (no máximo entradas) Família do endereço o valor é igual a para IP Endereço IP endereço de host ou rede de destino Métrica número de hops até ao destino As mensagens RIP não incluem informação de máscaras de subrede nem podem ser usadas com CIDR (Classless Inter-Domain Routing), isto é, com máscaras de subredes com comprimento variável As mensagens RIPv incluem informação adicional Máscaras de subrede, next hop, domínio de routing e etiqueta da rota Funcionam com CIDR RIP operação Os routers enviam mensagens de actualização para os vizinhos a intervalos nominais de 0 s Um router espera receber mensagens de actualização dos seus vizinhos no máximo ao fim de 80 s Se não receber uma mensagem de actualização de um vizinho nesse intervalo de tempo, assume que a ligação com esse nó falhou e coloca o valor do custo para atingir esse nó em 6 (representa um hop count infinito) Se posteriormente receber através de outro vizinho um valor válido de custo para o nó em causa, substitui o valor 6 pelo valor actualizado (após adicionar hop ao custo anunciado) Usa a variante split horizon with poisoned reverse A convergência é acelerada com triggered updates Os vizinhos de um nó são imediatamente notificados de alterações no respectivo vector de custos Os pacotes que transportam mensagens RIP são difundidos em LANs (endereço broadcast) e são epecificamente endereçados (endereço unicast) em redes de acesso múltiplo sem difusão ou em redes ponto-a-ponto RIPv usa em LANs o endereço multicast.0.0.9

32 OSPF Open Shortest Path First O protocolo OSPF (versão ) está descrito no RFC 8 É um protocolo do tipo link state Cada router monitoriza o estado da ligação (link state) com cada um dos seus vizinhos e divulga (por meio de flooding) essa informação por todos os routers que fazem parte do seu domínio de encaminhamento Esta informação permite a cada router aprender a topologia completa da rede Em situação estável os routers conhecem a mesma topologia, isto é, possuem a mesma base de dados topológica (link state database) O conhecimento é exacto e não baseado em rumores (como em algoritmos do tipo distance vector) Cada router calcula a árvore de shortest paths cuja raiz é o próprio router (com base no algoritmo de Dijkstra) com o objectivo de criar a sua tabela de encaminhamento A cada entrada correspondente a uma rede está associado o next hop e o custo da rota até ao destino O OSPF tipicamente converge mais rapidamente que o RIP quando ocorre uma alteração na rede e não tem os problemas que caracterizam os algoritmos do tipo distance vector OSPF propriedades Suporta rotas múltiplas para um dado destino (por exemplo, uma por tipo de serviço) Suporta subredes com prefixos de tamanho variável, uma vez que transporta a máscara associada a cada subrede na mensagem de encaminhamento Permite maior flexibilidade na atribuição de custos às ligações (com base em qualquer métrica), podendo o custo variar ente e 6 Permite distribuir tráfego (load balancing) sobre múltiplas rotas de igual custo Suporta autenticação com o objectivo de garantir que os routers trocam informação com vizinhos de confiança (trusted) Cria uma hierarquia em dois níveis pela divisão de um AS em áreas, ligadas por uma área central (backbone area), o que melhora a escalabilidade Suporta rotas específicas para hosts e para redes Introduz o conceito de router designado (designated router) em redes que suportam difusão (de forma nativa ou emulada) com o objectivo de reduzir o número de mensagens trocadas

33 OSPF divisão de um AS em áreas O OSPF permite dividir um AS em áreas constituídas por grupos contíguos de redes e hosts e que inclui os routers com interfaces para cada uma dessas redes Um área é identificada por um Area ID de bits Cada área corre uma cópia separada do algoritmo de encaminhamento link state e tem a sua própria base de dados topológica (link state database) A base de dados topológica só é idêntica para os routers da mesma área Routers ligados a mais do que uma área têm uma base de dados topológica por cada área A divisão dum AS em áreas permite melhorar a escalabilidade do protocolo pelo isolamento de conhecimento entre áreas que lhe está subjacente A topologia de uma área é escondida do resto do AS Um router numa área só conhece a topologia completa da sua área e só divulga informação (link state) na sua área Cada área deve estar ligada a uma área central de backbone ( ) A informação de encaminhamento entre áreas é distribuída através do backbone OSPF tipos de routers Internal Router (IR) tem todas as interfaces para redes na mesma área Executa uma cópia do algoritmo básico de encaminhamento Area Border Router (ABR) tem interfaces a mais do que uma área Executa múltiplas cópias do algoritmo básico de encaminhamento, uma por cada área a que está ligado Sumariza a informação das áreas a que está ligado para distribuição através do backbone (que, por sua vez, a distribui a outras áreas) Backbone Router (BBR) tem interface à área de backbone Inclui routers com interface a mais do que uma área (um Area Border Router é um Backbone Router) e routers com todas as suas interfaces ligadas ao backbone AS Boundary Router (ASBR) router que troca informação de encaminhamento com routers pertencentes a outros ASs Esta classificação é independente das anteriores, isto é, um router deste tipo pode ser um Internal Router ou um Area Border Router, podendo ou não participar num backbone

34 Divisão em áreas exemplo Ligação a outro AS Área N R N R Router N Network N R R6 N R7 R R R N6 N Área R8 Área ASBR AS Boundary Router ABR Area Border Router IR Internal Router BBR Backbone Router N7 ASBR: ABR:, 6, 8 IR:,, 7 BBR:,,, 6, 8 Área OSPF tipos de redes Na operação do OSPF consideram-se três tipos de redes Redes ponto a ponto (point to point networks) Redes que ligam um par de routers Redes de difusão (broadcast networks) Redes que suportam a ligação de mais de dois routers e que têm capacidade de endereçar uma mensagem a todos os routers em difusão (broadcast) Routers vizinhos são descobertos dinamicamente por meio de mensagens Hello (parte do OSPF) Redes sem difusão (non broadcast networks) Redes que suportam a ligação de mais de dois routers mas que não têm capacidade de difusão (e.g., uma rede ATM) As relações de vizinhança entre routers são mantidas por mensagens Hello OSPF pode ser executado num de dois modos NBMA (Non Broadcast Multiple Access) é emulada a operação numa rede de difusão Ponto a multiponto trata a rede como uma colecção de ligações ponto a ponto

35 Vizinhança e adjacência Routers vizinhos (neighbouring routers) São routers que têm interfaces para uma rede comum Todos os routers ligados a um rede de difusão (broadcast network) são vizinhos (no que se refere às interfaces ligadas a essa rede) As relações de vizinhança são mantidas e dinamicamente descobertas por meio de mensagens Hello Adjacência É uma relação formada entre routers vizinhos seleccionados com o objectivo de trocarem informação de encaminhamento Nem todos os routers vizinhos se tornam adjacentes (depende do tipo de rede) O OSPF requer que apenas os routers adjacentes mantenham sincronizadas as respectivas bases de dados topológicas (link state database) Para lidar com o problema da adjacência em redes de difusão e no modo NBMA foi introduzido o conceito de router desigando (designated router) O conceito permite reduzir o número de adjacências nestas redes, o que por sua vez reduz o volume de tráfego do protocolo de encaminhamento e o tamanho das bases de dados topológicas Router designado (designated router) Cada rede de difusão ou NBMA que tenha pelo menos dois routers ligados tem um router designado Existe também um router designado de reserva (backup designated router) que assume o papel de designated router no caso de falha do router que tinha essa função Umrouter designado não é um novo tipo de router mas apenas um papel desempenhado por um router normal escolhido para o efeito e que por isso realiza um conjunto de funções específicas (é um nó virtual que representa uma rede em que existem múltiplas adjacências) O router designado cria adjacências com cada um dos outros routers O router desigando assume responsabilidades especiais no processo de divulgação (anúncio) do estado das ligações (link state) na respectiva rede O router designado e o de reserva são eleitos pelo protocolo Hello (com base em campos de prioridade e de identificação) após a descoberta de vizinhança Em redes ponto a ponto e no modo ponto a multiponto não existe qualquer router designado Neste caso, routers vizinhos tornam-se adjacentes (ou permanecem isolados)

36 Link State Advertisement (LSA) Para construir a base de dados topológica de um domínio de encaminhamento é necessário divulgar a todos os routers do domínio o estado das ligações entre routers que criaram adjacências e das redes que os interligam A divulgação é feita por meio de anúncios Link State Advertisement (LSA) Um LSA é uma unidade de dados que descreve o estado de um router ou rede No caso de um router inclui o estado das suas interfaces e adjacências Cada router gera LSAs para divulgação do respectivo estado Para além dos seus próprios LSAs, o router designado na rede em que foi eleito gera também LSAs em representação dos routers adjacentes e LSAs relativos a essa rede (contém a lista dos routers que a constituem) O estado de cada ligação é verificado e actualizado permanentemente por meio de mensagens Hello Apenas são gerados LSAs para comunicar alterações de estado Um LSA é disseminado em todo o domínio de encaminhamento por meio dum mecanismo de difusão fiável (baseado em flooding) A base de dados topológica do protocolo (presente em cada router) é formada pelo conjunto de LSAs de todos os routers e redes divulgados no domínio Tipos e funções de LSAs Os anúncios divulgados por diversos tipos de LSAs permitem manter a base de dados topológica de uma área e anunciar rotas entre áreas e entre ASs Router LSA (tipo ) gerado por todos os routers OSPF Descreve o estado das interfaces de um router numa área Disseminado apenas numa área Network LSA (tipo ) gerado por routers designados Contém a lista de routers ligados à rede a que pertence o router designado Disseminado apenas numa área Summary LSA (tipos e ) gerado por Area Border Routers Descreve rotas para destinos fora da área, mas dentro do AS Tipo rotas para redes Tipo roats para AS Boundary Routers Disseminado apenas na área correspondente AS external LSA (tipo ) gerado por AS Boundary Routers Descreve rotas para destinos externos ao AS (e rotas por omissão para o AS) Disseminado em todas as áreas do AS

37 OSPF fases de operação A operação do protocolo pode ser descrita em três fases Descoberta de vizinhos e eleição do designated router (se aplicável) Estabelecimento de adjacências e sincronização das bases de dados topológicas Troca de LSAs entre routers adjacentes e sua disseminação pela área respectiva e consequente geração das tabelas de encaminhamento Os pacotes OSPF são transmitidos directamente em datagramas IP (sendo identificados pelo valor 89 no campo Protocol ID do cabeçalho IP) Existem tipos de pacotes OSPF O protocolo faz uso, nalguns casos, de dois endereços multicast.0.0. designado allspfrouters designado alldrouters OSPF tipos de pacotes O protocolo usa tipos diferentes de pacotes (que têm um cabeçalho comum) Hello Usado para descoberta e manutenção de relações de vizinhança Database Description Usado na formação de adjacências e sincronização da base de dados topológica Permite sumarizar o conteúdo da base de dados topológica Link State Request Usado na formação de adjacências e sincronização da base de dados topológica Solicita o download de LSAs para sincronização da base de dados topológica Link State Update Usado para actualização da base de dados topológica Contém LSAs que são enviados por meio de flooding numa área Link State Ack Usado para actualização da base de dados topológica Suporta o mecanismo de difusão fiável (confirmação de LSAs enviados por flooding)