Redes de Computadores I - Princípios de Roteamento. por Helcio Wagner da Silva

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1 Redes de Computadores I - Princípios de Roteamento por Helcio Wagner da Silva

2 Classificação dos Algoritmos Globais x scentraliados Globais Algoritmo considera com dados de cálculo a conectividade entre todos os nós e todos os custos dos enlaces Também chamados de algoritmos de estado de enlace, ou LS (Link State) scentraliados Nenhum nó tem informação completa sobre os custos de todos os enlaces da rede Também chamados de algoritmos de vetor de distâncias, ou DV (Distance Vector) 2

3 Classificação dos Algoritmos Roteamento estático x roteamento dinâmico Roteamento estático As rotas mudam muito lentamente ao longo do tempo, muitas vees por intervenção humana Roteamento dinâmico As rotas mudam à medida em que mudam as cargas de tráfego ou a topologia da rede 3

4 Classificação dos Algoritmos Sensíveis à carga x insensíveis à carga Sensíveis à carga Custo de um enlace varia dinamicamente pra refletir seu nível de congestionamento Se houver um enlace com alto custo, o algoritmo tenderá a escolher rotas que o evitem Insensíveis à carga Custo de um enlace não reflete explicitamente seu nível de congestionamento 4

5 Algoritmos LS Estado global é conhecido pela difusão de datagramas de estado de enlace Algoritmo de Dijkstra Menor custo entre origem (u) e destino (v) u p(v) v D(v) D(v): custo do caminho de menor custo entre u e v p(v): viinho de v ao longo do caminho de menor custo N : subconjunto de nós ao longo do caminho entre u e v 5

6 Algoritmo LS INICIALIZAÇÃO N = {u} para todos os nós v se v for um viinho de u então D(v) = c(u,v) senão D(v) = LAÇO encontre w não em N, tal que D(w) é um mínimo adicione w a N atualie D(v) para cada viinho v de w e não em N : D(v) = min(d(v), D(w) + c(w,v)) /* o novo custo para v é o antigo custo para v ou o custo do menor caminho conhecido até w mais o custo de w a v */ ATÉ N = N 6

7 Algoritmo LS 5 2 v 3 w 5 u x 1 7

8 Algoritmo LS Etapa N D(v),p(v) D(w),p(w) D(x),p(x) D(),p() D(),p() 0 u 2,u 5,u 1,u 1 ux 2,u 4,x 2,x 2 ux 2,u 3, 4, 3 uxv 3, 4, 4 uxvw 4, 5 uxvw 8

9 Oscilações com Roteamento de LS Roteamento inicial 1 w 1 + e 1 1 x e e 9

10 Oscilações com Roteamento de LS x e detectam melhor caminho até w em sentido horário w 2 + e 1 1 x 1 + e e 0 10

11 Oscilações com Roteamento de LS x, e detectam melhor caminho até w em sentido anti-horário w x e 1 e 1 + e 11

12 Oscilações com Roteamento de LS x, e detectam melhor caminho até w em sentido horário w 2 + e 1 1 x 1 + e e 0 12

13 Oscilações com Roteamento de LS Sugestões para se evitar a oscilação 1. Faer com que os custos independessem da quantidade de tráfego carregada Inaceitável, já que um dos objetivos do roteamento é se evitar enlaces congestionados 2. Assegurar que os roteadores não executem o algoritmo LS ao mesmo tempo Roteadores tendem a se auto-sincroniar 3. Variar aleatoriamente o instante em que os roteadores enviem anúncios de enlaces 13

14 Algoritmo DV Distribuído Cada nó recebe informações de um ou mais viinhos, realia cálculos e, depender dos resultados, os distribui aos seus viinhos Iterativo Processo continua até que mais nenhuma informação seja trocada entre viinhos Assíncrono Não requer que todos os nós o executem simultaneamente 14

15 Algoritmo DV Cada nó x mantém os seguintes dados: Para cada viinho v, o custo c(x,v) de x até v O vetor de distâncias de x, i.e., D x = [D x () em N] Os vetores de distâncias de seus viinhos, i.e., D v = [D v () em N] para cada viinho v de x 15

16 Algoritmo DV INICIALIZAÇÃO: para todos os destinos em N: D x () = c(x,) /* se não é um viinho, então c(x,) = para cada viinho w D w () = para todos os destinos em N para cada viinho w envia um vetor de distâncias D x = [Dx() em N] para w LAÇO ESPERE (até que ocorra uma mudança no custo do enlace ao viinho w ou até a recepção de um vetor de distâncias do viinho w) para cada em N: D x () = min v [c(x,v) + D v ()] SE D x () mudou para algum destino ENTÃO envia um vetor de distâncias Dx = [D x () em N] para todos os viinhos PARA SEMPRE 16

17 Algoritmo DV 2 1 x 7 17

18 Algoritmo DV x x x x x x x x x x x x

19 Mudança: Custo do Enlace Diminuiu x x x x Y x x X 50 Z x x

20 Mudança: Custo do Enlace Diminuiu x x x x x x x x x x x x

21 Mudança: Custo do Enlace Aumentou Datagrama é transmitido Y... e ricocheteado! 1 X 50 Z 21

22 Mudança: Custo do Enlace Aumentou

23 Mudança: Custo do Enlace Aumentou Y Refaça o problema anterior supondo os custos e a mudança ao lado. Saiba porque esse problema é também chamado de problema de contagem ao infinito. 4 1 X 9999 Z 23

24 Reversão Envenenada Rota de Z até X passa por Y Y D Z (X) = X 50 Z 24

25 Reversão Envenenada Envenena, pois a rota Y X passa agora por Z ixa de envenenar, pois a rota Z X não passa mais por Y 25

26 Comparação entre Algoritmos PARÂMETRO ESTADO DE ENLACE VETOR DE DISTÂNCIAS Complexidade das Mensagens Convergência Robuste Mensagens trocadas entre todos os nós Alterações de custo propagadas indiscriminadamente Completamente previsível Nós podem anunciar incorretamente caminhos de menor custo para seus viinhos Cálculo isolado das rotas proporciona maior robuste Mensagens trocadas apenas entre viinhos Alterações de custo propagadas apenas se alteram caminho mais curto Pode ser lenta (contagem até o infinito) Pode haver laços de roteamento. Nós podem anunciar incorretamente caminhos de menor custo para quaisquer destinos Cálculo distribuído de rotas tradu-se em menor robuste 26

27 Roteamento Hierárquico Motivos Escalabilidade Um algoritmo (LS ou DV) sendo executado por todos os roteadores de uma malha extensa demoraria a convergir Autonomia administrativa As empresas normalmente não desejam expor ao público externo como a sua malha de roteadores está configurada, por motivos de segurança 27

28 Sistemas Autônomos (SAs) SA3 3c 3a Roteadores de borda 2a 2c 2b 3b SA2 1c 1a 1b 1d SA1 28

29 Protocolos de Roteamento Protocolos de roteamento intra-sa Executados no âmbito de um SA específico Exemplos RIP OSPF Protocolo de roteamento inter-sa Executado em todos os SAs Exemplo BGP 29

30 Protocolos de Roteamento 1c 1a 1b 1d SA1 Protocolo Intra-SA Protocolo Inter-SA Tabela de Roteamento 30

31 RIP RIP Routing Information Protocol RIPv1: RFC 1058 RIPv2 (compatível com a v1): RFC 1723 Implementa um algoritmo DV RIPv1 atribui a todo enlace um custo de 1 Roteamento redu-se à resolução do problema de contagem mínima de saltos 31

32 RIP u v stino Saltos A B w u 1 v 2 w 2 C D x x Custo máximo é limitado a 15 RIP limita-se a SAs que têm menos de 15 saltos de diâmetro 32

33 RIP Tabelas de roteamento são trocadas a cada 30 segundos em anúncios RIP Cada anúncio contém Uma tabela de até 25 sub-redes As distâncias entre o remetente e cada uma dessas sub-redes 33

34 RIP w A x D B X C Tabela de roteamento de D stino Próximo Roteador Saltos w A 2 B 2 B 7 x

35 RIP Anúncio de A w A x D B X Tabela de roteamento de D (corrigida) stino Próximo Roteador Saltos w A 2 B 2 B A 7 5 x C Anúncio de A stino Próximo Roteador Saltos C 4 w - 1 x

36 RIP Se um roteador não recebe nada de seu viinho em 180 segundos 1. O viinho será considerado inatingível 2. O roteador modifica sua tabela de roteamento e a difunde aos demais viinhos Um roteador pode solicitar informações sobre o seu viinho usando mensagens de solicitação RIP O RIP é um protocolo de aplicação 36

37 RIP routed routed 520 Transporte (UDP) Transporte (UDP) Rede (IP) Tabela de Roteamento Rede (IP) Tabela de Roteamento Enlace Enlace Físico Físico 37

38 OSPF OSPF Open Shortest Path First RFC 2178 (OSPF v2) Implementa um algoritmo LS (Dijkstra) Custos dos enlaces configurados pelo administrador, podendo ser Todos iguais a 1 Roteamento de salto mínimo Inversamente proporcionais às capacidades dos enlaces 38

39 OSPF Estados de enlaces são transmitidos periodicamente a cada 30 minutos Nível de Rede OSPF Mensagem OSPF.. IP...encapsulado por um datagrama IP Protocolo de Nível Superior = 89 (OSPF) 39

40 Configuração de um AS OSPF Roteador de Borda de área X X Backbone Roteador de borda X Roteador de backbone X X X X X Área 1 X X X X Área 2 X Roteador interno Área 3 X X 40

41 BGP BGP Border Gatewa Protocol RFC 1771 (BGP4) Objetivos 1. Obter de SAs viinhos informações de atingibilidade de sub-redes 2. Propagar a informação de atingibilidade a todos os roteadores internos ao SA 3. terminar rotas boas para sub-redes com base na informação de atingibilidade e na política do SA 41

42 BGP SA3 3c 3a 2a 2c 2b 3b SA2 1c Conexões TCP Semi-permanentes (porta 179) 1a 1b Sessão ibgp Sessão ebgp 1d SA1 42

43 BGP Políticas de Roteamento B w A x C Como impedir que x repasse tráfego entre B e C? 43

44 BGP Políticas de Roteamento B Anúncio da Rota xc w A x C É só impedir que x anuncie a rota xc a B! 44

45 BGP Políticas de Roteamento Anúncio da Rota Aw B Anúncio da Rota BAw w A Anúncio da Rota BAw x C Qual a conseqüência de se enviar o anúncio BAw a C? 45

46 BGP Políticas de Roteamento Anúncio da Rota Aw B Anúncio da Rota BAw w A Anúncio da Rota BAw x C B rotearia um tráfego que não teria origem nem destino em seus clientes 46