Curso de Redes de Computadores

Curso de Redes de Computadores Adriano Mauro Cansian adriano@acmesecurity.org Capítulo 4 Camada de Rede 1 Capítulo 4: Camada de Rede Metas: Entender os princípios em que se fundamentam os serviços de rede: Roteamento seleção de caminhos. Escalabilidade. Implementação na Internet. Veremos: Serviços da camada de rede. Princípio de roteamento. Roteamento hierárquico. AS Endereços IP. Protocolos de roteamento da Internet. Dentro de um domínio. Entre domínios Como funciona um roteador. 2 Prof. Dr. Adriano Mauro Cansian 1

Funções da camada de rede (1) Prover transporte de pacotes fim-a-fim. Ligar hosts com hosts. (Lembrar do exemplo dos primos que moram em casas em estados diferentes e querem trocar cartas entre si). Exigências que devem ser atendidas: Suportar pilhas de protocolos inferiores diferentes. Admitir camadas inferiores heterogêneas. Admitir organização em múltiplos domínios. Requisitos ainda em desenvolvimento: Qualidade de serviço (QoS). Mobilidade total (roteamento wireless). 3 Funções da camada de rede (2) Missão: Transportar pacotes do host emissor ao receptor. Protocolo da camada de rede: presente em hosts e routers. Três funções importantes: Determinação do caminho: rota seguida por pacotes da origem ao destino. Algoritmos de roteamento. Comutação: mover pacotes dentro do roteador, da entrada até a saída apropriada. Estabelecimento da chamada: algumas arquiteturas de rede requerem determinar o caminho antes de enviar os dados. aplicação transporte rede enlace física rede enlace física rede enlace física Note que os roteadores intermediários não precisam das camadas superiores da pilha TCP/IP rede enlace física rede enlace física rede enlace física rede enlace física Não acontece na Internet rede enlace física rede enlace física aplicação transporte rede enlace física 4 Prof. Dr. Adriano Mauro Cansian 2

Funções da camada de rede (3) Como já dito: transportar pacotes entre hosts (origem-destino). No lado transmissor: encapsula os segmentos em datagramas. No lado receptor: entrega os segmentos à camada de transporte (desencapsula). Roteador examina campos de cabeçalho em todos os datagramas IP que passam por ele. É stateless. Funções-chave da camada de rede: Roteamento: Determinar a rota a ser seguida pelos pacotes. Comutação ou repasse: Mover pacotes dentro do roteador, da entrada para a saída apropriada. Algoritmos de roteamento - analogia: Roteamento: processo de planejar a viagem para saber qual caminho seguir. Comutação: processo de passar por um único cruzamento. Prof. Dr. Adriano Mauro Cansian 3

Interação entre roteamento e comutação (repasse) Modelo de serviço de rede O modelo de serviço de rede define as características da transmissão de dados fim-a-fim, entre uma borda da rede e a outra borda. Ou seja, entre os sistemas emissor e receptor. A abstração mais importante provida pela camada de rede:??? Circuito virtual ou Datagrama? 8 Prof. Dr. Adriano Mauro Cansian 4

Introdução à comutação (1) Comutação de circuitos: Paradigma: o sistema telefônico que usa circuito dedicado fim-a-fim. Comutação de pacotes: Paradigma: sistema de correios, onde a correspondência é re-roteada em vários pontos. Comparando os serviços na camada de rede e de transporte: Rede: entre dois hosts. Transporte: entre dois processos (fim a fim). 9 Circuitos virtuais Caminho origem-destino se comporta como um circuito telefônico. Em termos de desempenho. Há o estabelecimento de cada chamada antes do envio dos dados. Cada pacote tem identidade de CV. E não endereços origem/destino. Cada comutador mantém uma tabela do estado dos circuitos. Após a utilização, o CV deve ser desfeito. 10 Prof. Dr. Adriano Mauro Cansian 5

Circuitos virtuais: protocolos de sinalização Usados para estabelecer, manter ou destruir C.V. Exemplos: ATM, frame-relay e X.25. Pergunta: é possível montar uma camada de rede sobre outra camada de rede? aplicação transporte rede enlace física 5. começa fluxo de dados 6. dados recebidos 4. conexão completa 3. chamada aceita 1. inicia chamada 2. chegada de chamada aplicação transporte rede enlace física 11 Rede de datagramas: o modelo da Internet Não requer estabelecimento de chamada na camada de rede Não guarda estado sobre transmissões. Não existe o conceito de conexão na camada de rede. Pacotes são roteados usando endereços de destino. Carimbar o pacote com endereço, e enviar. Dois pacotes podem seguir caminhos diferentes até destino. aplicação transporte rede enlace física 1. envia dados 2. recebe dados aplicação transporte rede enlace física 12 Prof. Dr. Adriano Mauro Cansian 6

Tabela de comutação ou repasse Considerando o espaço de endereçamento no IPv4 (atual) existem 4 bilhões de entradas possíveis Destination Address Range Link Interface 11001000 00010111 00010000 00000000! through 0 11001000 00010111 00010111 11111111! 11001000 00010111 00011000 00000000! through 1 11001000 00010111 00011000 11111111! 11001000 00010111 00011001 00000000! through 2 11001000 00010111 00011111 11111111! otherwise 3 Decisão de repasse Prefix Match Link Interface 11001000 00010111 00010 0 11001000 00010111 00011000 1 11001000 00010111 00011 2 Qualquer outro 3 Exemplos 11001000 00010111 00010110 10100001 Qual interface? 11001000 00010111 00011000 10101010 Qual interface? Prof. Dr. Adriano Mauro Cansian 7

Decisão de repasse Prefix Match Link Interface 11001000 00010111 00010 0 11001000 00010111 00011000 1 11001000 00010111 00011 2 Qualquer outro 3 Exemplos 11001000 00010111 00010110 10100001! Qual interface? 11001000 00010111 00011000 10101010! Qual interface? 1 Regra do maior prefixo: o prefixo mais longo na tabela de roteamento tem precedência na decisão. 0 O que há dentro do roteador? Visão geral da arquitetura de um roteador 16 Prof. Dr. Adriano Mauro Cansian 8

Visão Geral de Arquitetura de Roteadores Duas funções fudamentais de roteadores: Executar algoritmos e protocolos de roteamento RIP, OSPF, BGP, dentre outros. Repassar(*) datagramas da interface de entrada para a saída. (*) Repassar = Comutar 17 Funções da Porta de Entrada Camada física: recepção de bits Camada de enlace: Exemplo: Ethernet (veremos no capítulo 5) Comutação descentralizada: Verifica o destino do datagrama, e procura qual porta de saída, usando tabela de rotas na memória da porta de entrada. Meta: fazer processamento da porta de entrada na velocidade da linha. Formação de Filas: acontece se datagramas chegam mais rápido que taxa de re-envio para matriz de comutação 18 Prof. Dr. Adriano Mauro Cansian 9

Estruturas de comutação Dentro do roteador existe uma das 3 estruturas principais de comutação: 19 Três tipos de matriz de comutação serão vistas em seguida 20 Prof. Dr. Adriano Mauro Cansian 10

Comutação via Memória Presentes nos roteadores da primeira geração: Pacote é copiado para a memória pelo processador do sistema ocorre um gargalo: processamento único. Depois é lido para fazer o repasse. A velocidade limitada pela largura de banda da memória. 2 travessias do barramento por datagrama (entra e sai na memória). Porta de Entrada Memória Porta de Saída Roteadores atuais / modernos: Colocam processador da porta de entrada: Consulta tabela e copia para a memória. Barramento do Sistema 21 Comutação via Barramento Datagrama viaja da memória da porta de entrada à memória da porta de saída, via um barramento compartilhado. Contenção pelo barramento: taxa de comutação limitada pela largura de banda do barramento. Barramento de 1 a 10 Gbps são comuns. Velocidade suficiente para roteadores de acesso e corporativos (mas não de backbone). 22 Prof. Dr. Adriano Mauro Cansian 11

Comutação cross-bar (Rede ou matriz de Interconexão) Supera limitações dos barramentos. Matrizes de interconexão desenvolvidas inicialmente para interligar processadores num multiprocessador (Redes Banyan). Consiste de 2n barramentos, conectando n portas de entrada com n portas de saída. Portas podem conversar ao mesmo tempo na matriz. Taxas atuais variam de 100 a 200 Gbps pela rede de interconexão. Indicado para roteadores de backbone. 23 cross-bar Portas podem conversar ao mesmo tempo na matriz. 24 Prof. Dr. Adriano Mauro Cansian 12

Porta de Saída Buffers necessários quando datagramas chegam da matriz de comutação mais rápido do que a taxa de transmissão do enlace. Eventualmente há disciplina de escalonamento: escolha dos datagramas enfileirados para transmissão. TOS no datagrama IP (será discutido mais adiante). 25 Filas na Porta de Saída Usa buffers quando taxa de chegada através do comutador excede taxa de transmissão de saída. Ocorre enfileiramento (atraso) e perdas devido ao transbordo do buffer da porta de saída. 26 Prof. Dr. Adriano Mauro Cansian 13

Filas na Porta de Entrada: Bloqueio Head-of-Line (HOL) Se matriz de comutação é mais lenta do que a soma das portas de entrada juntas pode haver filas nas portas de entrada. Bloqueio HOL: datagrama na cabeça da fila impede outros na mesma fila de avançarem. Acontecem retardo de enfileiramento e perdas devido ao transbordo do buffer de entrada! 27 Bloqueio HOL 1 A B 2 1 Pacote vermelho está sendo enviado para porta A. 2 Pacote vermelho também quer ir para A, mas esta impedido até que 1 termine. 2 Pacote verde quer ir para B que está livre, mas está impedido até que o pacote vermelho da sua frente seja enviado. 28 Prof. Dr. Adriano Mauro Cansian 14

A Camada de Rede na Internet 29 A Camada de Rede na Internet Camada de Transporte: TCP, UDP Camada de rede Prot. de roteamento Escolha de caminhos RIP, OSPF, BGP Tabela de rotas Protocolo IP Endereçamento Formato dos datagramas Tratamento de pacotes Protocolo ICMP Aviso de erros Sinalização de rotas Camada de enlace (datalink) Camada física 30 Prof. Dr. Adriano Mauro Cansian 15

Endereçamento IP 31 Endereçamento IP (1) Um endereço IP consiste de 32 bits, divididos em dois campos: Número de rede (network number). Número do host (host number). Ou três campos... (subneting ou sub-redes) Número de rede (network number). Número de sub-rede (subnet number). Número de host (host number). 32 Prof. Dr. Adriano Mauro Cansian 16

Endereçamento IP (2) Os endereços IP são escritos em notação decimal: xxx. yyy. zzz. kkk 223. 1. 1. 1 11011111 00000001 00000001 00000001 Grupo decimal (entre os pontos decimais) é conhecido como um octeto é o decimal equivalente aos 8 bits do endereço binário. Endereço de 4 Octetos (4 quatro grupos de 8 bits). Exemplos: 68.18.1.36 o número decimal 68 representa o campo de rede do endereço. 137.4.80.1 o número decimal 137.4 representa o campo de rede do endereço. (alguns endereços são reservados. Serão tratados mais adiante). 33 Endereço IP notação decimal 2 7 2 6 2 5 2 4 2 3 2 2 2 1 2 0 2 7 2 6 2 5 2 4 2 3 2 2 2 1 2 0 2 7 2 6 2 5 2 4 2 3 2 2 2 1 2 0 2 7 2 6 2 5 2 4 2 3 2 2 2 1 2 0 10000000 00001010 00000010 00011110 notação binária 2 7 =128 2 3 +2 1 =10 2 1 =2 2 4 +2 3 +2 2 +2 1 =30 128.10.2.30 notação decimal pontuada 34 Prof. Dr. Adriano Mauro Cansian 17

Endereços de host e de rede Endereço IP de 32 bits Identificador da rede Identificador do host host REDE REDE internet hosts com identificadores de rede distintos. REDE REDE hosts com o mesmo identificador de rede. 35 Endereçamento IP (3) Endereço IP: identificador de 32-bits para interface de estação ou roteador. Interface: conexão entre estação, roteador e enlace físico. Roteador típico tem múltiplas interfaces. Estação pode ter múltiplas interfaces. Endereço IP é associado à interface, e não à estação ou roteador. 223.1.1.1 223.1.2.1 223.1.1.2 223.1.1.4 223.1.2.9 223.1.1.3 223.1.3.1 223.1.3.27 223.1.2.2 223.1.3.2 223.1.1.1 = 11011111 00000001 00000001 00000001 223 1 1 1 36 Prof. Dr. Adriano Mauro Cansian 18

Endereçamento IP (4) Endereço IP: Uma parte de rede (bits de mais alta ordem). Uma parte de estação (bits de mais baixa ordem). O quê é uma rede IP? Interfaces de dispositivos com a mesma parte de rede nos seus endereços IP. Podem alcançar um ao outro sem passar por um roteador. 223.1.1.1 223.1.2.1 223.1.1.2 223.1.1.4 223.1.2.9 223.1.1.3 223.1.3.1 223.1.3.27 LAN 223.1.2.2 223.1.3.2 Esta rede consiste de 3 redes IP (para endereços IP começando com 223, os primeiros 24 bits são a parte de rede). 37 Endereçamento IP (5) Como achar as redes? Dissociar cada interface do seu roteador ou estação. Criar ilhas de redes isoladas. 223.1.1.1 223.1.1.2 223.1.1.3 223.1.1.4 223.1.9.2 223.1.7.0 Sistema interligado consistindo de seis redes 223.1.9.1 223.1.8.1 223.1.2.6 223.1.2.1 223.1.2.2 223.1.7.1 223.1.8.0 223.1.3.27 223.1.3.1 223.1.3.2 38 Prof. Dr. Adriano Mauro Cansian 19

Classes de redes (1) Dada a noção de rede, vamos examinar endereços IP: Endereçamento baseado em classes : denominação antiga (em desuso) aqui só por motivos didáticos / históricos. classe A 0 rede estação B 10 rede estação C 110 rede estação D 1110 endereço multiponto 1.0.0.0 to 127.255.255.255 128.0.0.0 to 191.255.255.255 192.0.0.0 to 223.255.255.255 224.0.0.0 to 239.255.255.255 32 bits 39 Classes de redes (2) 32 Bits Class A 0 Network Host Range of host addresses 1.0.0.0 to 127.255.255.255 B C D E 10 Network Host 110 Network Host 1110 Multicast address 11110 Reserved for future use 128.0.0.0 to 191.255.255.255 192.0.0.0 to 223.255.255.255 224.0.0.0 to 239.255.255.255 240.0.0.0 to 247.255.255.255 Para um endereço classe A o primeiro bit é sempre 0 2 8-1 redes Para um endereço classe B os dois primeiros bits são 10 2 16-2 redes Para um endereço classe C os três primeiros bits são 110 2 24-3 redes Endereçamento baseado em classes : denominação antiga (em desuso). Consta aqui só por motivos didáticos / históricos. 40 Prof. Dr. Adriano Mauro Cansian 20

Classes de redes (3) Endereços Classe A ( /8 ) Atribui 8 bits para o campo de rede e um total de 24 bits para o restante do endereço. Esta classe pode endereçar quase 17 milhões de diferentes nós em uma rede. Um endereço classe A é usado para redes muito grandes. Endereços Classe B ( /16 ) Um endereço classe B atribui 16 bits para o campo de rede e um total de 16 bits para o restante do endereço. Isto permite endereçar cerca de 65.000 diferentes nós em uma rede. Endereços Classe C ( /24 ) Um endereço classe C atribui 24 bits para o campo de rede e 8 bits para o resto do endereço. Isto permite endereçar 254 diferentes nós na rede. Endereçamento baseado em classes : denominação antiga (em desuso). Consta aqui só por motivos didáticos / históricos. 41 Endereçamento IP: CIDR Endereçamento baseado em classes: Uso ineficiente e esgotamento do espaço de endereços. Exemplo: rede da classe B aloca endereços para 65.000 estações, mesmo se houver apenas 2.000 estações nessa rede. CIDR: Classless InterDomain Routing Parte de rede do endereço de comprimento arbitrário Formato de endereço: a.b.c.d/x, onde x é número de bits na parte de rede do endereço. parte de rede parte de estação 11001000 00010111 00010000 00000000 200.23.16.0/23 42 Prof. Dr. Adriano Mauro Cansian 21

Endereços reservados de REDE e BROADCAST (1) Endereços de REDE: Para se referir a uma rede os bits do campo de host são colocado como 0. O endereço /16 identificado como 137.4.0.0 refere-se à rede 137.4. *.* O endereço /24 identificado como 200.17.28.0 refere-se à rede 200.17.28.* 43 Endereços reservados de REDE e BROADCAST (2) Endereços de broadcast Um endereço que se refere a todos os hosts em uma rede é um endereço de broadcast. Exemplos: Para se referir a todos os nós de uma rede em particular, os bits de host são ajustados para 1. O endereço 15.255.255.255 refere-se a todos os nós da rede 15. /8. O endereço 200.17.28.255 refere-se a todos os nós da rede 200.17.28 / 24 44 Prof. Dr. Adriano Mauro Cansian 22

Subneting e subnetmask (1) Máscaras de sub-rede (subnetmasking): Máscara de sub-rede diz para um roteador ou software específico o comprimento dos campos de rede e de host. Os administradores podem definir o campo de subnetmask de modo a dividir uma rede em sub-redes menores, de acordo com a conveniência necessária. O / indica a máscara aplicada. 45 Subneting e subnetmask (2) 46 Prof. Dr. Adriano Mauro Cansian 23

Subneting e subnetmask (3) Funcionamento e obtenção da máscara: A parte do endereço IP correspondente à identificação do host (ou seja, o hostid) é dividida: Um bit ligado (1) indicará que aquele bit deverá ser interpretado como parte do número de sub-rede. Um bit desligado (0) indicará que aquele bit deverá ser interpretado como parte do número de identificação de hostid. Em seguida cada grupo de 8 bits é convertido para seu decimal equivalente, indicando a subnetmask. 47 Subneting e subnetmask (4) 48 Prof. Dr. Adriano Mauro Cansian 24

Subneting e subnetmask (5) 200.17.28.66/26 IP Address subnetmask Hostid Binário End. Sub-rede Interpretação 200.17.28.66 255.255.255.192 66 = 01000010 (1 ª rede, host 2) 200.17.28.135 255.255.255.192 135 = 10000111 (2 ª rede, host 7) 200.17.28.64 (01000000) 200.17.28.128 (10000000) Host 2 (000010) na subrede 200.17.28.64 Host 7 (000111) na subrede 200.17.28.128 200.17.28.135/26 49 Subneting e subnetmask (6) 50 Prof. Dr. Adriano Mauro Cansian 25

Subnetmask: tabelinha 51 Endereços reservados Ou endereços privados (categoria 1) 1 REDE /8: 10.0.0.0 a 10.255.255.255 16 REDES /16: 172.16.0.0 a 172.31.255.255 256 REDES /24: 192.168.0.0 a 192.168.255.255 52 Prof. Dr. Adriano Mauro Cansian 26

Endereços reservados Não podem ser atribuídos a nenhuma estação: 127.0.0.1: Endereço de Loopack nnn.nnn.nnn.255: BroadCast : todos os bits de host ajustados para 1. n.n.n.255 Ex: BroadCast para rede /24 n.n.255.255 Ex: BroadCast para rede /16 n.255.255.255 Ex: BroadCast para rede /8 nnn.nnn.nnn.000: Network: todos os bits de host ajustados para 0. n.n.n.0 Ex: End. Rede para rede /24 n.n.0.0 Ex: End. Rede para rede /16 n.0.0.0 Ex: End. Rede para rede /8 0.0.0.0: Endereço de Inicialização (DHCP) 53 Divisão de endereços IP: Como subdividir uma rede (parte do endereço de rede): Alocação a partir do espaço de endereços do provedor IP. Provedor pode subdividir sua alocação: digamos que ele tem um /20, então pode entregar /23 aos seus clientes: Bloco do 11001000 00010111 00010000 00000000 200.23.16.0/20 provedor Organização 0 11001000 00010111 00010000 00000000 200.23.16.0/23 Organização 1 11001000 00010111 00010010 00000000 200.23.18.0/23 Organização 2 11001000 00010111 00010100 00000000 200.23.20.0/23....... Organização 7 11001000 00010111 00011110 00000000 200.23.30.0/23 54 Prof. Dr. Adriano Mauro Cansian 27

Endereçamento hierárquico: agregação de rotas Endereçamento hierárquico permite anunciar eficientemente informação sobre rotas: Organização 0 200.23.16.0/23 Organização N1 200.23.18.0/23 Organização N2 200.23.20.0/23 Organização N7. 200.23.30.0/23. Provedor A Mande-me qualquer coisa com endereços que começam com 200.23.16.0/20 Internet Mega-empresa A 199.31.. /16 Provedor B Mande-me qualquer coisa com endereços que começam com 199.31.0.0/16 55 Endereçamento hierárquico: rotas mais específicas Organização 1 precisou mudar de provedor ou emoresa, mas precisa levar os Ips: Provedor B agora anuncia uma nova rota mais específica para a Organização 1. Organização 0 200.23.16.0/23 Organização 2 200.23.20.0/23 Organização 7. 200.23.30.0/23. Provedor A mande-me qq coisa com endereços que começam com 200.23.16.0/20 Internet Organização 1 200.23.18.0/23 Mega-empresa A 199.31.. /16 Provedor B mande-me qq coisa com endereços que começam com 199.31.0.0/16 ou 200.23.18.0/23 56 Prof. Dr. Adriano Mauro Cansian 28

Endereçamento hierárquico: rotas mais específicas Organização 0 200.23.16.0/23 Organização 2 200.23.20.0/23 Organização 7. 200.23.30.0/23 Organização 1 200.23.18.0/23 Mega-empresa A 199.31.. /16 Quando outros roteadores virem o anúncio dos blocos de endereço 200.23.16.0/20 e 200.23.18.0/23 e quiserem rotear para um endereço no bloco 200.23.18.0/23 eles vão usar a regra de ajuste ao prefixo mais longo e rotear em direção endereço de rede maior (mais específico) que casa com o endereço de destino.. Provedor A mande-me qq coisa com endereços que começam com 200.23.16.0/20 Internet Provedor B mande-me qq coisa com endereços que começam com 199.31.0.0/16 ou 200.23.18.0/23 57 Endereçamento IP - Governança Como um provedor IP consegue um bloco de endereços? ICANN: Internet Corporation for Assigned Names and Numbers (http://www.icann.org) Aloca endereços. Gerencia DNS. Aloca nomes de domínio e resolve disputas. No Brasil, estas funções foram delegadas ao Registro Nacional (http://registro.br), sediado na FAPESP (SP), e comandado pelo Comitê Gestor Internet BR (CG-Br) 58 Prof. Dr. Adriano Mauro Cansian 29

Encaminhamento de datagramas 59 Envio de datagramas Para transferir um datagrama o emissor: 1. Encapsula o datagrama num quadro da camada de enlace, 2. Mapeia o endereço IP de destino em um endereço físico e, 3. Para entrega-lo, usa o hardware da rede local. Camada Datalink (MAC). 60 Prof. Dr. Adriano Mauro Cansian 30

Encaminhamento direto Emissor: (1.) extrai a parte da rede do endereço IP de destino, e (2.) compara à parte de rede de seu próprio endereço. Se houver correspondência, significa que o datagrama pode ser enviado diretamente. Encaminhamento direto é sempre o passo final de qualquer transmissão de datagrama. Sempre o roteador final se conectará diretamente à mesma rede física do destino. Chamado de último passo da rota (last hop). 61 Encaminhamento indireto Quando um host deseja enviar algo para outro host encapsula o datagrama, e o envia ao roteador mais próximo (gateway de saída). O datagrama passa de roteador a roteador, até chegar a um que possa entrega-lo diretamente. Quando um frame chega no roteador o software do roteador extrai o datagrama encapsulado, e seleciona o próximo roteador ao longo do caminho em direção ao destino. 62 Prof. Dr. Adriano Mauro Cansian 31

Enviando um datagrama da origem ao destino (1) datagrama IP: Campos misc end. IP origem end. IP dest dados tabela de rotas em A rede dest. próx. rot. N enlaces 223.1.1 1 223.1.2 223.1.1.4 2 223.1.3 223.1.1.4 2 Datagrama permanece inalterado, enquanto passa da origem ao destino. A B 223.1.1.1 223.1.2.1 223.1.1.2 223.1.1.4 223.1.2.9 223.1.1.3 223.1.3.27 223.1.3.1 223.1.2.2 E 223.1.3.2 63 Enviando um datagrama da origem ao destino (2) campos misc 223.1.1.1 223.1.1.3 dados Seja um datagrama IP originando em A, e endereçado a B: A procura endereço de rede de B. A descobre que B é da mesma rede que A (usando o prefixo do endereço). Camada de enlace de A envia o datagrama diretamente para B num frame da rede local. B e A são chamados de diretamente conectados. A B rede dest. próx. rot. 223.1.1 1 223.1.2 223.1.1.4 2 223.1.3 223.1.1.4 2 223.1.1.1 223.1.2.1 223.1.1.2 223.1.1.4 223.1.2.9 223.1.1.3 223.1.3.1 223.1.3.27 N enlaces 223.1.2.2 E 223.1.3.2 64 Prof. Dr. Adriano Mauro Cansian 32

Enviando um datagrama da origem ao destino (3) campos misc 223.1.1.1 223.1.2.2 dados Seja origem A, destino E: Procura endereço de rede de E. E está numa rede diferente A e E não diretamente conectados. Tabela de rotas: próximo roteador na rota para E é 223.1.1.4. Camada de enlace envia datagrama ao roteador 223.1.1.4 num frame da camada de enlace. Datagrama chega a 223.1.1.4 e então segue A B rede dest. próx. rot. 223.1.1 1 223.1.2 223.1.1.4 2 223.1.3 223.1.1.4 2 223.1.1.1 223.1.2.1 223.1.1.2 223.1.1.4 223.1.2.9 223.1.1.3 223.1.3.1 223.1.3.27 N enlaces 223.1.2.2 E 223.1.3.2 65 Enviando um datagrama da origem ao destino (4) Campos misc 223.1.1.1 223.1.2.2 dados Chegando a 223.1.1.4, destinado a 223.1.2.2 Procura endereço de rede de E. E fica na mesma rede que a interface 223.1.2.9 do roteador. Roteador e E estão diretamente conectados. Camada de enlace envia datagrama para 223.1.2.2 dentro de frame de camada de enlace via interface 223.1.2.9 Datagrama chega a 223.1.2.2 rede próx. dest. rot. N enl. interface 223.1.1-1 223.1.1.4 223.1.2-1 223.1.2.9 223.1.3-1 223.1.3.27 A B 223.1.1.1 223.1.2.1 223.1.1.2 223.1.1.4 223.1.2.9 223.1.1.3 223.1.3.1 223.1.3.27 223.1.2.2 E 223.1.3.2 66 Prof. Dr. Adriano Mauro Cansian 33

Datagrama IP Especificações do Protocolo 67 Formato do datagrama IP (1) 32 Bits Version IHL Type of service Total length Time to live Identification Protocol D F Source address M F Destination address Fragment offset Header checksum Options (0 or more words) 68 Prof. Dr. Adriano Mauro Cansian 34

Formato do datagrama IP (2) número da versão do protocolo IP comprimento do cabeçalho em palavras de 32 bits tipo dos dados (TOS) TTL - Time to Live. número máximo de enlaces restantes (decrementado a cada roteador) protocolo da camada superior ao qual entregar os dados ver comp. tipo de cab serviço ident. 16-bits sobrevida 32 bits camada superior comprimento início do bits fragmento checksum Internet endereço IP de origem 32 bits endereço IP de destino 32 bits Opções (se houver) dados (comprimento variável, tipicamente um segmento TCP ou UDP) comprimento total do datagrama (em bytes) para fragmentação e remontagem p.ex. temporizador, registrar rota seguida, especificar lista de roteadores a visitar. 69 Adaptação a redes diferentes SLIP : 256 Ethernet : 1500 Internet PPP : 1500 ADSL: 512 70 Prof. Dr. Adriano Mauro Cansian 35

MTU e Fragmentação Host A Rede 1 MTU = 1.500?? Router 1 Router 2?? Rede 2 MTU=620 Rede 3 MTU=1.500 Host B Um datagrama pode trafegar em muitos tipos de redes físicas à medida que se move dentro da interligação das redes até alcançar seu destino final Como escolher um tamanho de datagrama que se encaixe no frame? 71 Formato do datagrama IP (1) 32 Bits Version IHL Type of service Total length Time to live Identification Protocol D F Source address M F Destination address Fragment offset Header checksum Options (0 or more words) 72 Prof. Dr. Adriano Mauro Cansian 36

IP: Fragmentação & Remontagem (1) Cada enlace de rede tem uma MTU (Maximum Transmission Unit) - maior tamanho possível de quadro neste enlace. Tipos diferentes de enlace têm MTUs diferentes. Datagrama IP muito grande é dividido ( fragmentado ) dentro da rede. Um datagrama se transforma em vários datagramas. São remontados apenas no destino final. Bits do cabeçalho IP são usados para identificar, ordenar fragmentos relacionados. remontagem Fragmentação: entrada: um datagrama grande saída: 3 datagramas menores 73 IP: Fragmentação & Remontagem (2) O IP representa o deslocamento de dados em múltiplo de 8 bytes Portanto, o tamanho do fragmento precisa ser um maior múltiplo de 8 possível para aquela rede. Roteadores precisam aceitar datagramas até o máximo de MTUs das redes às quais se conectam. Hosts e roteadores devem aceitar e remontar, se necessário, datagramas de no mínimo 576 octetos. 74 Prof. Dr. Adriano Mauro Cansian 37

IP: Fragmentação & Remontagem (3) Cabeçalho do datagrama Dados 1 600 octetos Dados 2 600 octetos Dados 3 200 octetos (a) Cabeçalho do fragemento 1 Dados 1 Fragmento 1 (offset 0) Cabeçalho do fragmento 2 Dados 2 Fragmento 2 (offset 600) Cabeçalho do fragmento 3 Dados 3 Fragmento 3 (offset 1.200) (b) Fragmentos e offset : (a) Um datagrama original, levando 1.400 octetos de dados. (b) Os três fragmentos para a MTU de rede 620. Os cabeçalhos 1 e 2 possuem o conjunto de bits de mais fragmentos ajustados para um. Os deslocamentos (offset) mostrados são octetos decimais; devem ser divididos por 8 para atingir o valor armazenado nos cabeçalhos do fragmento 75 IP: Fragmentação & Remontagem (4) compr =4000 ID =x bit_frag =0 início =0 um datagrama grande vira vários datagramas menores compr =1500 ID =x bit_frag =1 início =0 compr =1500 compr =1040 ID =x ID =x bit_frag =1 início =1480 bit_frag início =0 =2960 76 Prof. Dr. Adriano Mauro Cansian 38

Controle IP Fragmentação Identifica o datagrama Indicando que existe mais fragmentos Indica a posição do fragmento em relação ao datagrama 77 Controle IP Fragmentação Indicando que não há mais fragmentos, deste datagrama e a sua posição no datagrama final 78 Prof. Dr. Adriano Mauro Cansian 39

Controle IP Fragmentação Indica Identificação se existe do mais datagrama fragmentos 0x749b indica para o mesmo o datagrama Indica datagrama a posição 0x749b do fragmento no datagrama 0x749b 79 NAT: Network Address Translation (1) restante da Internet 138.76.29.7 NAT 10.0.0.4 rede local (ex.: rede doméstica) 10.0.0/24 10.0.0.1 10.0.0.2 10.0.0.3 todos os datagramas que saem da rede local possuem o mesmo e único endereço IP do NAT de origem: 138.76.29.7, números diferentes de portas de origem. datagramas com origem ou destino nesta rede possuem endereço 10.0.0/24 para origem, destino (usualmente) Prof. Dr. Adriano Mauro Cansian 40

NAT: Network Address Translation (2) Motivação: redes locais podem utilizar apenas um endereço IP: Não é preciso alocar uma gama de endereços do ISP: apenas um endereço IP é usado para todos os dispositivo Podem-se alterar os endereços dos dispositivos na rede local sem precisar notificar o mundo exterior. Pode-se mudar de ISP sem alterar os endereços dos dispositivos na rede local. Dispositivos da rede local não são explicitamente endereçáveis ou visíveis pelo mundo exterior (um adicional de segurança?). NAT: Network Address Translation (3) Implementação: o roteador NAT deve: Datagramas que saem: Substituir (endereço IP de origem interno, porta #) para (endereço IP válido do NAT, nova porta #).... Hosts remotos respondem usando (endereço IP do NAT, nova porta #) como endereço de destino. Armazena na tabela de tradução do NAT: cada (endereço IP de origem interno, porta #) com o par de tradução (endereço IP do NAT, nova porta #). Datagramas que chegam: substituir (endereço IP do NAT, nova porta #) nos campos de destino de cada datagrama pelos correspondentes (endereço IP de origem, porta #) armazenados da tabela NAT. Prof. Dr. Adriano Mauro Cansian 41

NAT: Network Address Translation (4) 2: roteador NAT substitui end. origem do datagram de 10.0.0.1, 3345 para 138.76.29.7, 5001, atualiza a tabela 1: hospedeiro 10.0.0.1 envia datagrama para 128.119.40, 80 3: resposta chega endereço de destino: 138.76.29.7, 5001 4: roteador NAT substitui o endereço de destino do datagrama de 138.76.29.7, 5001 para 10.0.0.1, 3345 NAT: Network Address Translation (5) Campo número de porta com 16 bits: 60.000 conexões simultâneas com um único endereço de LAN. NAT é controverso: Roteador: deveria processar só até a layer 3. Violação do argumento fim-a-fim (P2P). A escassez de endereços deveria ser para IPv6. Violação do esquema cálculo do checksum do IP. Algumas aplicações não funcionam com NAT Prof. Dr. Adriano Mauro Cansian 42

ICMP Internet Control Message Protocol Parte da camada IP. Mecanismo de baixo nível para influenciar o comportamento do TCP e do UDP. Diversas mensagens de controle, tais como: Informar hosts sobre melhor rota ao destino; Informar problemas com uma rota; Finalizar uma sessão devido a problemas na rede; Relatar erros: estação, rede, porta, protocolo inatingíveis; Pedido e resposta de eco e testes. Usado em ferramentas vitais de administração e monitoramento ping e traceroute. ICMP IP header (20 byte) ICMP message IP datagram 8-bit type 8-bit code 16-bit checksum Carga /conteúdo: depende do tipo e código Prof. Dr. Adriano Mauro Cansian 43

Formato da Mensagem ICMP 0 7 8 15 16 31 tipo código checksum parâmetros... informação 87 ICMP Message Types type Description 0 Echo Reply Echo Query 3 Destination Unreachable Error 4 Source Quench Error 5 Redirect Error 8 Echo Request Echo Query 9 Router Advertisement Query 10 Router Solicitation Query 11 Time Exceeded Error 12 Parameter Problem Query 13 Timestamp Request Query 14 Timestamp Reply Query 17 Address Mask Request Query 18 Address Mask Reply Reply code Description 0 Network Unreachable 1 Host Unreachable 2 Protocol Unreachable 3 Port Unreachable 4 Fragmentation Needed and DF set 5 Source Route Failed 6 Destination Network Unknown 7 Destination Host Unknown 8 Source Host Isolated 9 Network Administratively Prohibited 10 Destination Host Administratively Prohibited 11 Network Unreachable For TOS 12 Host Unreachable For TOS 13 Communication Administratively Prohibited 14 Host Precedence Violation 15 Precedence Cutoff in Effect Prof. Dr. Adriano Mauro Cansian 44

Exemplo: ICMP Echo Request and Reply ICMP echo mensagem para enviar e receber pacotes específicos de echo entre 2 hosts Type(0 or 8) Code(0) identifier Echo data (variable length) checksum sequence number Traceroute e ICMP O transmissor envia uma série de segmentos UDP para o destino. O 1 o possui TTL = 1 O 2 o possui TTL = 2 etc... Usa N o de porta de destino improvável (exemplo 30000) Quando o datagrama n chega ao roteador n: O roteador descarta o datagrama. E envia à origem uma mensagem ICMP (type 11, code 0) A mensagem inclui o nome do roteador e o endereço IP Quando a mensagem ICMP volta, a origem calcula o RTT. O traceroute faz isso três vezes. Critério de interrupção: O segmento UDP finalmente chega ao hospedeiro de destino O destino retorna o pacote ICMP port unreachable (type 3, code 3) A origem interrompe quando recebe essa mensagem ICMP. Prof. Dr. Adriano Mauro Cansian 45

Traceroute e ICMP O transmissor envia uma série de segmentos UDP para o destino. O 1 o possui TTL = 1 O 2 o possui TTL = 2 etc... Usa N o de porta de destino improvável (exemplo 30000) Quando o datagrama n chega ao roteador n: O roteador descarta o datagrama. E envia à origem uma mensagem ICMP (type 11, code 0) A mensagem inclui o nome do roteador e o endereço IP Quando a mensagem ICMP volta, a origem calcula o RTT. O traceroute faz isso três vezes. Critério de interrupção: O segmento UDP finalmente chega ao hospedeiro de destino O destino retorna o pacote ICMP port unreachable (type 3, code 3) A origem interrompe quando recebe essa mensagem ICMP. Interconexão de redes e roteamento 92 Prof. Dr. Adriano Mauro Cansian 46

O problema de inter-redes (1) Internet = INTERNETworking Interconexão de redes. Comunicação fim-a-fim sobre redes: Em escala arbitrariamente grande. Deve ser possível escalar. Heterogêneas. Diversos protocolos de enlace. Organizadas como federação domínios. Cada instituição é dona de uma parte da rede. 93 O problema de inter-redes (2) Serviços incompatíveis Há muita variação entre os serviços de recuperação de erros, relatórios de status, gerência de conexões, etc... Configurações incompatíveis Exemplo: um domínio (A) limite pacotes a 1KB, enquanto (B) permite 64 KB. Um pacote de (B) não consegue atravessar (A) inteiro. Temporização, fluxo de controle, roteamento, políticas, segurança, etc... Arquiteturas incompatíveis Exemplo: SNA e DNA, IP e X.25 Não sempre óbvio quais camadas devem ser interligadas e como. Mudanças rápidas em custo e desempenho Custo de interconexão > banda. Custo de complexidade >> equipamentos > banda. 94 Prof. Dr. Adriano Mauro Cansian 47

Elementos de Interconexão em várias camadas: Repetidores na camada física (layer1). Hubs (*), pontes (bridges) e switches na camada de acesso ao meio (layer2). Roteadores na camada de rede (layer3). Gateways de aplicação ( layer 7 ). (*) Atenção: hub é um termo muito genérico... atenção à observação do professor... 95 Roteamento protocolo de roteamento Meta: determinar melhor caminho (seqüência de roteadores) pela rede, desde a origem ao destino. Abstração de grafo para algoritmos de roteamento: Nós do grafo são roteadores. Arestas do grafo são os enlaces físicos. Custos do enlace: retardo, financeiro, risco, ou congestionamento. A 1 2 5 B D 2 3 1 3 C E 1 5 2 F Caminho melhor : Tipicamente significa caminho de menor custo. Outras definições são possíveis. 96 Prof. Dr. Adriano Mauro Cansian 48

Abstração em grafo Grafo: G = (N,E) N = conjunto de roteadores = { u, v, w, x, y, z } E = conjunto de links ={ (u,v), (u,x), (v,x), (v,w), (x,w), (x,y), (w,y), (w,z), (y,z), (u,w) } A abstração de grafo é útil em outros contextos de rede. Exemplo: P2P, em que N é o conjunto de peers e E é o conjunto de conexões TCP Abstração do gráfico: custo c(x,x ) = custo do link (x,x ) Ex: c(w, z) = 5 Exemplo de custo: pode ser sempre o mesmo, relativo à distância, ou então inversamente relacionado à largura de banda ou ao congestionamento. Custo do caminho (x 1, x 2, x 3,, x p ) = c(x 1,x 2 ) + c(x 2,x 3 ) + + c(x p-1,x p ) Questão: Qual é o caminho de menor custo entre u e z? Algoritmo de roteamento: é algoritmo que encontra o caminho de menor custo, ou melhor caminho possível. Prof. Dr. Adriano Mauro Cansian 49

Uma introdução aos algoritmos de roteamento 99 Tipos de algoritmos de roteamento Duas classificações principais. Quanto ao tipo da informação. Quanto à mudança das rotas. Veremos em seguida... 100 Prof. Dr. Adriano Mauro Cansian 50

Classificação de Algoritmos de Roteamento (1) Global: Classificação 1: Informação global ou descentralizada? Todos roteadores têm informações completas de topologia, distância e custos dos enlaces. Algoritmos de estado de enlaces (link state - LS). Descentralizada: Roteador conhece vizinhos diretos, e custos até eles. Processo iterativo de cálculo, e troca de informações com vizinhos. Algoritmos de vetor de distâncias (distance vector - DV). 101 Classificação de Algoritmos de Roteamento (2) Classificação 2: Estático ou dinâmico? Estático: Usado quando as rotas mudam lentamente ou raramente. Tipicamente para sistemas de borda (edge routers) ou que possuem um ou poucos links de entrada/saída. Dinâmico: Usado quando as rotas mudam mais rapidamente. Tipicamente para sistemas de núcleo (core routers), com vários links e várias conexões. Atualização periódica automática. em resposta a mudanças nos custos, ou disponibilidade ou estado (link down ou up) dos enlaces. 102 Prof. Dr. Adriano Mauro Cansian 51

Algoritmos de roteamento Introdução aos algoritmos mais usados 103 Algoritmos de roteamento Veremos dois algoritmos principais: Link State e Distance Vector. Link state: Informação Global. Algoritmo de Dijskstra Distance vector: Informação Descentralizada Equação de Bellman-Ford. 104 Prof. Dr. Adriano Mauro Cansian 52

Roteamento Link-state Usa o Algoritmo de Dijkstra para calcular melhor caminho. Premissa: Topologia da rede e custo de todos os enlaces são conhecidos por todos os nós. Implementado via link state broadcast. Todos os nós têm a mesma informação. Todos os nós têm uma visão igual e completa da rede. Calcula caminhos de menor custo de uma origem para todos os outros nós destinos. Fornece uma tabela de roteamento para aquele nó (origem). Convergência: após k iterações, conhece o caminho de menor custo para todos os k nós de destino. 105 Notação do algoritmo de Dijkstra C(i,j): custo do enlace do nó i até o nó j. Custo é infinito se não houver ligação entre i e j. D(v): menor custo atual entre a origem e o destino V, até a presente iteração do algoritmo. p(v): Predecessor de v nó anterior (vizinho) a v ao longo do caminho de menor custo atual da origem até o destno v. Exemplo: p(a) Lê-se: predecessor de A ou passando por. N : subconjunto de nós vai formando o conj. de menor custo. v pertence a N se o caminho de menor custo entre a fonte e v for inequivocamente conhecido. 106 Prof. Dr. Adriano Mauro Cansian 53

Algoritmo de Dijsktra em palavras: Para um determinado nó: Iniciar só com o custo dos valores dos vizinhos diretos. Ir anexando, um a um, cada nó do conjunto. Cada vez que anexar um novo nó ao conjunto, calcular os menores caminhos conhecidos para o nó sob análise, até cada destino. Ou seja, cada vez que eu adiciono um nó w ao conjunto, devo obter D(v) para cada v vizinho de w, desta forma: D(v) = min{ D(v), D(w) + c(w,v) } novo custo para v é ou o velho custo para v, ou o menor custo de caminho conhecido para w (antecessor de v) mais o custo de w a v. 107 Algoritmo de Dijsktra s 1 Inicialização: 2 N = {u} 3 para todos os nós v 4 se v for um vizinho de u 5 então D(v) = c(u,v) 6 senão D(v) = infinito 7 8 Loop para cada nó 9 Ache w não pertencente a N, tal que D(w) é um mínimo. 10 Adicione w a N. 11 Atualize D(v) para cada v vizinho de w, e ainda não pertencente a N : 12 D(v) = min{ D(v), D(w) + c(w,v) } 13 13 /* novo custo para v é: ou o velho custo para v, ou o menor 14 custo de caminho conhecido para w, mais o custo de w a v */ 15 até que todos os nós estejam em N. 108 Prof. Dr. Adriano Mauro Cansian 54

Exemplo: Rodando o Algoritmo de Dijkstra s para o nó A: Passo 0 1 2 3 4 5 início N A AD ADE ADEB ADEBC ADEBCF D(B),p(B) 2,A 2,A 2,A D(C),p(C) 5,A 4,D 3,E 3,E D(D),p(D) 1,A D(E),p(E) infinito 2,D D(F),p(F) infinito infinito 4,E 4,E 4,E Calculando os caminhos de menor custo de A até todos os destinos possíveis. Lembrando: p(x) predecessor de x ao longo do caminho de menor custo atual. Cada linha da tabela fornece os valores das variáveis do algoritmo ao final da iteração. A 1 2 5 B 2 D 3 1 3 C E 1 5 2 109 F Exemplo: Algoritmo de Dijkstra s Passo 0 1 2 3 4 5 início N A AD ADE ADEB ADEBC ADEBCF D(B),p(B) 2,A 2,A 2,A D(C),p(C) 5,A 4,D 3,E 3,E D(D),p(D) 1,A D(E),p(E) infinito 2,D D(F),p(F) infinito infinito 4,E 4,E 4,E 5 E isso continua A 1 2 B D 2 3 1 3 C E 1 5 2 F (aqui está apenas para o menor custo de A até cada destino) 110 Prof. Dr. Adriano Mauro Cansian 55

Exemplo: Algoritmo de Dijkstra s Passo 0 1 2 3 4 5 início N A AD ADE ADEB ADEBC ADEBCF D(B),p(B) 2,A 2,A 2,A D(C),p(C) 5,A 4,D 3,E 3,E D(D),p(D) 1,A D(E),p(E) infinito 2,D D(F),p(F) infinito infinito 4,E 4,E 4,E 5 Menor custo de A A 1 2 B D 2 3 1 3 C E 1 5 2 F até C é 3 e passa por E. Depois sabe-se qual o menor custo de A até E e por onde ele passa... etc... 111 Resultado da tabela de repasse em A: A 1 2 B D 1 C E 1 2 F Destino: B C D E F Link: (A,B) (A,D) (A,D) (A,D) (A,D) Caminhos de menor custo resultantes, e a tabela de repasse para o nó A. Exercício: obter as tabelas para todos os nós 112 Prof. Dr. Adriano Mauro Cansian 56

Discussão do Algoritmo de Dijkstra Complexidade do Algoritmo: N nós Cada iteração: precisa verificar todos os nós w, que não estão em N. N*(N+1)/2 comparações Ordem de (N**2): Oscilações possíveis: Total de tráfego transportado in/out (diferentes). Para este curso vamos assumir que os custos são os mesmos em ambos os sentidos (são simétricos). 2+e A 0 D B 0 1+e 1 e C Custos assimétricos tornam o problema bem mais complicado não serão considerados aqui. 113 Roteamento Distance Vector (1) Enquanto o LS usa informação global, o DV é iterativo, assíncrono e distribuído. Iterativo: Continua até que os nós não troquem mais informações. Self-terminating não há sinal de parada. Assíncrono: Os nós não precisam trocar informações simultaneamente! Distribuído: Cada nó se comunica apenas com os seus vizinhos, diretamente conectados. 114 Prof. Dr. Adriano Mauro Cansian 57

Roteamento Distance Vector (2) Equação de Bellman-Ford (B-F) define: d x (y) menor custo do caminho de x até y Então: d x (y) = min v {c(x,v) + d v (y) } Onde min é calculado sobre todos os vizinhos v de x. Roteamento Distance Vector (3) Vemos que: d v (z) = 5 d x (z) = 3 d w (z) = 3 Calculando o menor caminho de u até z com a equação B-F diz que: d u (z) = min { c(u,v) + d v (z), c(u,x) + d x (z), c(u,w) + d w (z) } = min { 2 + 5, 1 + 3, 5 + 3 } = 4 O nó que atinge o mínimo é o próximo salto no caminho mais curto da origem até o destino até resulta na tabela de roteamento. Prof. Dr. Adriano Mauro Cansian 58

O que é o Vetor de Distâncias D x = [ D x (y): y em N ] Vetor de distâncias do nó x é um conjunto. É um conjunto contendo todas as estimativas de custos de x até todos os outros nós y em N. 117 O que cada nó mantém: Cada nó x mantém os seguintes dados de roteamento: 1. O custo c(x,v) até cada vizinho v, diretamente conectado. 2. O vetor de distâncias dele (nó x), contendo a estimativa dos custos de x até todos os destinos y em N. 3. Os vetores de distâncias de seus vizinhos para cada vizinho v de x: D v = [ D v (y): y em N ]. 118 Prof. Dr. Adriano Mauro Cansian 59

Algoritmo Distance Vector Ideia básica: Cada nó envia periodicamente o seu de vetor de distância aos seus vizinhos. Ou seja, quais os custos ele tem até os destinos para os quais ele conhece. Quando o nó x recebe nova estimativa do vizinho, ele atualiza sua tabela usando a equação B-F: D x (y) = min v {c(x,v) + D v (y)} N. para cada nó y Em condições normais, a estimativa D x (y) converge para o menor custo atua. Roteamento Vetor-Distância: Resumo Iterativo, assíncrono: cada iteração local é causada por: Mudança de custo dos enlaces locais. Mensagem do vizinho: seu caminho de menor custo para o destino mudou. Cada nó: espera por mudança no custo dos enlaces locais, ou mensagem do vizinho. Distribuído: Cada nó notifica seus vizinhos apenas quando seu menor custo para algum destino mudar: Vizinhos notificam seus vizinhos, e assim por diante recalcula tabela de distâncias. se o caminho de menor custo para algum destino mudou, notifica vizinhos. 120 Prof. Dr. Adriano Mauro Cansian 60

121 Exemplo: algoritmo vetor-distância (1/3) 2 X Y 7 1 Z fórmula D A (B,C)=C(A,C) + min w {D C (B,w)} D X (Z,Y)=C(X,Y) + min w {D Y (Z,w)} = 2 + min {D Y (Z,X)} = 2 + inf {D Y (Z,Y)} = 2 + loop {D Y (Z,Z)} = 2 + 1 = 2 + min {inf, loop,1} = 3 Atualizando custo de X até Z passando por Y 122 Prof. Dr. Adriano Mauro Cansian 61

Exemplo: algoritmo vetor-distância (2/3) 2 X Y 7 1 Z X D (Y,Z) Z = c(x,z) + min {D (Y,w)} w = 7+1 = 8 Atualizando custo de X até Y passando por Z 123 Exemplo: algoritmo vetor-distância(3/3) 2 X Y 7 1 Z Custo para Y não mudou. Custo para Z Mudou. Avisa! 124 Prof. Dr. Adriano Mauro Cansian 62

Exemplo de Tabela de Distância A 1 7 E D (C,D) E D (A,D) E D (A,B) B E 8 1 2 C D 2 D c(e,d) + min {D (C,w)} w = = 2+2 = 4 D = c(e,d) + min {D (A,w)} w = 2+3 = 5 B = c(e,b) + min {D (A,w)} w = 8+6 = 14 D X (Y,Z) = c(x,z) + min w { D Z (Y,w) } Custo de E até A dado que o primeiro passo ao longo do caminho é D: é o custo de ir de E até D, mais qualquer que seja o custo mínimo de ir de D até A. Note que o caminho menor de D até A é 3 e esta rota passa novamente por E! Por que não é 15?? 125 Exemplo de Tabela de Distância A 1 7 E D (C,D) E D (A,D) E D (A,B) B E 8 1 2 C D D = c(e,d) + min {D (C,w)} w = 2+2 = 4 D = c(e,d) + min {D (A,w)} w = 2+3 = 5 B = c(e,b) + min {D (A,w)} w = 8+6 = 14 2 destino E D () A B C D custo via nó vizinho A B 1 14 7 8 6 9 4 11 D 5 5 4 2 126 Prof. Dr. Adriano Mauro Cansian 63

A tabela de distâncias gera a tabela de roteamento E D () A custo através de B D Enlace de saída, custo A 1 14 5 A A,1 destino B C 7 6 8 9 5 4 destino B C D,5 D,4 D 4 11 2 D D,2 Tabela de distância Tabela de Roteamento 127 A tabela de distâncias gera a tabela de roteamento Tabela de roteamento de E Enlace de saída,custo A A,1 Melhor rota de E para A é através de A, com custo 1 destino B C D,5 D,4 Melhor rota de E para B é através de D, com custo 5 Melhor rota de E para C é através de D, com custo 4 D D,2 Melhor rota de E para D é através de D, com custo 4 Tabela de distância Tabela de Roteamento 128 Prof. Dr. Adriano Mauro Cansian 64

Boas notícias viajam depressa: mudança nos custos do enlace. Mudanças no custo do enlace: c(x,y) muda de 4 para 1. Nó y detecta mudança no custo do enlace local. Atualiza informações de roteamento, e recalcula o vetor de distância. Menor custo mudou avisa vizinhos. Boas notícias viajam depressa No tempo t 0 y detecta a mudança no custo do enlace, atualiza seu DV e informa seus vizinhos. No tempo t 1 z recebe a atualização de y e atualiza sua tabela. Custo c(z,x) mudou de 5 para 2. Avisa seu novo vetor aos vizinhos, com seu menor custo. No tempo t 2 y recebe a atualização de z e atualiza sua tabela de distância. O menor custo de y não muda. Então y não envia nenhuma mensagem para z. Só 2 iterações necessárias para o DV alcançar o estado de inatividade boas notícias viajam depressa. 130 Prof. Dr. Adriano Mauro Cansian 65

Más notícias viajam devagar: mudança nos custos do enlace. Mudanças no custo do enlace: c(x,y) muda de 4 para 60. Nó y detecta mudança no custo do enlace local. Atualiza informações de roteamento, e recalcula o vetor de distância. D y (x) = min { c(y,x) + D x (x), c(y,z) + D z (x) } = min { 60 + 0, 1 + 5} = 6 Custo até z até x em y ainda está errado! Porque o erro: Únicas informações que y possui: Que seu custo direto até x agora é 60. E z disse a y que pode chegar a x com custo 5. Em seguida no instante t 1 temos um looping de roteamento. 132 Prof. Dr. Adriano Mauro Cansian 66

Más notícias viajam devagar Assim que y tenha calculado um novo custo mínimo até x: y informa z este novo vetor de distâncias. Algum tempo depois de t 1 ocorre que z recebe o novo vetor de y. Indica que o custo mínimo de y até x é 6. z sabe que pode chegar até y com custo 1. D z (x) = min { c(z,x) + D x (x), c(z,y) + D y (x) } = min { 50 + 0, 1 + 6} = 7 Este processo continua... Até estabilizar. 133 Problema de Contagem ao Infinito Mudanças no custo do enlace: Neste exemplo: 44 iterações antes de o algoritmo estabilizar. O que aconteceria se c(y,x) tivesse mudado para 10.000 e o custo c(z,x) fosse 9.999? Más notícias viajam devagar: problema da contagem ao infinito. Prof. Dr. Adriano Mauro Cansian 67

Poisoned reverse Solução para o problema de contagem ao infinito: reverso envenenado. Se a rota de Z a X passa por Y Z anuncia a Y que seu custo de rota para X é infinito. No exemplo: Z anuncia para Y que D z (X) =, mesmo que Z saiba que, no momento, D z (x)=5. Z mente para Y enquanto sua rota para X estiver passando por Y. Enquanto Y acreditar que Z não tem rota até X, o nó Y nunca vai tentar usar uma rota para X através de Z. Pergunta: isso resolve todos os problemas de contagem ao infinito? 135 Roteamento hierárquico Autonomous Systems 136 Prof. Dr. Adriano Mauro Cansian 68

Roteamento Hierárquico Problemas do mundo real: Roteadores não são todos idênticos. Na prática redes não são planas. Escala: 50 milhões de destinos. Não é possível armazenar todos os destinos numa única tabela de rotas. As mudanças na tabela de rotas poderiam congestionar os enlaces. Autonomia Administrativa Internet = rede de redes. Cada administração de rede pode querer controlar o roteamento na sua própria rede. 137 Roteamento Hierárquico Agrega roteadores em regiões: Sistemas autônomos ou Autonomous System (AS). Roteadores dentro do mesmo AS rodam o mesmo protocolo de roteamento: Protocolo de roteamento Intra-AS. Roteadores em diferentes AS podem rodar protocolos de roteamento diferentes. Roteadores de borda Fronteira de um AS. Rodam protocolos de roteamento Intra-AS com os outros roteadores do AS. Também responsáveis por enviar mensagens para fora do AS. Rodam protocolo de roteamento inter-as com outros roteadores. 138 Prof. Dr. Adriano Mauro Cansian 69

Roteamento Intra-AS e Inter-AS Organização C a C b d A a b c a B c b Organização B Organização A 139 Roteamento Intra-AS e Inter-AS C.b b a C AS C d A A.a a b A.c c B.a a c b B AS B AS A Roteadores de Borda: Realizam roteamento inter-as entre instituições diferentes. Realizam roteamento intra-as com outros roteadores dentro do mesmo AS. 140 Prof. Dr. Adriano Mauro Cansian 70

Roteamento Intra-AS e Inter-AS a C.b b C d A A.a a b A.c c B.a a B c b Roteamento inter-as e intra-as no roteador A.c Camada de rede Camada de enlace Camada fisica 141 Roteamento Intra-AS e Inter-AS a Host h1 C C.b b d A A.a a b A.c Roteamento Intra-AS: dentro do AS A (interior gateways) Roteamento Inter-AS entre os AS s A e B (exterior gateways) c B.a a B c b Host h2 Roteamento Intra-AS, dentro do AS B Nós voltaremos a discutir protocolos de roteamento Inter-AS e Intra-AS mais adiante 142 Prof. Dr. Adriano Mauro Cansian 71

Roteamento Intra-AS Interior Gateway Protocols (IGP) 143 Roteamento Intra-AS Também conhecido como: Interior Gateway Protocols (IGP). ou protocolos de roteamento interno. Os IGPs mais comuns são: RIP: Routing Information Protocol OSPF: Open Shortest Path First IGRP: Interior Gateway Routing Protocol (proprietário da Cisco) 144 Prof. Dr. Adriano Mauro Cansian 72

RIP (Routing Information Protocol) (1) Algoritmo vetor de distâncias (distance vector). Incluído na distribuição de BSD-UNIX desde1982. Métrica de distância: número de enlaces Máximo = 15 enlaces. Vetores de distâncias: mensagem a cada 30 segundos. Também chamada de anúncio. Cada anúncio: pode definir rotas para até 25 redes destino. 145 RIP (Routing Information Protocol) (2) Periodicamente cada roteador envia uma cópia de sua tabela de roteamento para qualquer outro roteador que ele consiga acessar diretamente (outro roteador que está no extremo de alguma interface sua). Anúncio Roteador Roteador J Roteador K Roteador 146 Prof. Dr. Adriano Mauro Cansian 73

RIP (Routing Information Protocol) (3) Quando um anúncio chega ao roteador K vindo do roteador J, então K examina os destinos conhecidos, e a distância até cada um destes destinos. Algumas situações podem ocorrer: Se J souber de um caminho mais curto para chegar ao destino, ou Se J listar um destino que não conste da tabela de K, ou Se K estiver no momento roteando para um destino através de J e a distância de J até aquele destino mudar,..então K substitui a sua entrada na tabela. Anúncio Roteador Roteador J Roteador K Roteador 147 RIP (Routing Information Protocol) (4) Tabela de K Atualização de J Destino Distância Rota Destino Distância Rede 1 0 Direta Rede 1 2 Rede 2 0 Direta! Rede 4 3 Rede 4 8 Roteador L Rede 17 6 Rede 17 5 Roteador M! Rede 21 4 Rede 24 6 Roteador J Rede 24 5 Rede 30 2 Roteador Q Rede 30 10 Rede 42 2 Roteador J! Rede 42 3 À esquerda: uma tabela de roteamento existente num roteador K. À direita: uma mensagem de atualização recebida de J. As entradas marcadas com serão usadas para atualizar as entradas existentes, ou acrescentar novas entradas, na tabela de K. Note que se J informar uma distância N, então uma entrada atualizada em K terá uma distância N+1 a distância para acessar o destino a partir de J, mais a distância para acessar J. 148 Prof. Dr. Adriano Mauro Cansian 74

RIP: Recuperação de falhas Se não for recebido anúncio novo durante 180 seg vizinho/enlace são declarados mortos. Rotas via vizinho são invalidadas. Novos anúncios são enviados aos vizinhos. Na sua vez, os vizinhos publicam novos anúncios, se foram alteradas as suas tabelas. Informação sobre falha do enlace rapidamente propaga para a rede inteira. 149 RIP: Recuperação de falhas - Exercício Exercício: já vimos uma técnica para evitar rotas cíclicas (looping) e contagem ao infinito com algoritmos Distance Vector, chamada de poisoned reverse. Pesquise e estude as seguintes técnicas de recuperação ou mitigação de rotas cíclicas: Envenenamento de rotas (Route Poisoning). Estreitamento de horizontes (Split Horizon). Tempo de Espera (Holddown Timers). Atualizações Imediatas (Triggered Updates). 150 Prof. Dr. Adriano Mauro Cansian 75

OSPF (Open Shortest Path First) Open (aberto) publicamente disponível Usa algoritmo do Estado de Enlaces - EE (Link State) Disseminação de pacotes de EE. Mapa da topologia presente em cada nó. Cálculo de rotas usando o algoritmo de Dijkstra. Anúncio de OSPF inclui uma entrada por roteador vizinho. Anúncios disseminados para AS inteiro Via inundação flooding. 151 OSPF: características avançadas (não presentes em RIP) Segurança: todas mensagens OSPF são autenticadas para (tentar) impedir intrusão maliciosa. Usa conexões TCP. Caminhos Múltiplos com custos iguais permitidos. (o RIP permite e aceita apenas uma rota quando custos iguais). Para cada enlace, múltiplas métricas de custo para TOS diferentes Exemplo: custo de enlace de satélite definido como baixo para melhor esforço, e alto para aplicação de tempo real. OSPF pode ser hierárquico em domínios grandes. 152 Prof. Dr. Adriano Mauro Cansian 76

OSPF Hierárquico 153 IGRP (Interior Gateway Routing Protocol) Proprietário da CISCO. Sucessor do RIP (final dos anos 80). Usa Vetor de Distâncias assim como RIP. Diversas métricas de custo: Atraso, largura de banda, confiabilidade, carga, etc... Usa TCP para trocar mudanças de rotas. Roteamento via Distributed Updating Algorithm (DUAL) baseado em computação difusa. 154 Prof. Dr. Adriano Mauro Cansian 77

Roteamento Inter-AS Exterior Gateway Protocols (EGP) 155 Roteamento Inter-AS 156 Prof. Dr. Adriano Mauro Cansian 78

Roteamento inter-sa na Internet: BGP BGP (Border Gateway Protocol) o padrão de fato Protocolo Vetor de Caminhos: Semelhante ao protocolo de Vetor de Distâncias (DV). Cada Border Gateway (roteador de fronteira) difunde aos vizinhos (pares) o caminho inteiro (isto é, seqüência de ASs) ao destino. Por exemplo: roteador de fronteira X pode enviar seu caminho ao destino Z: Path (X,Z) = X,Y1,Y2,Y3,,Z 157 Roteamento inter-sa na Internet: BGP Suposição: roteador X envia seu caminho para roteador para W. W pode ou não selecionar o caminho oferecido por X razões de custo, políticas (não rotear via o AS de um concorrente), evitar looping, dentre ouros motivos. Se W seleciona caminho até Z anunciado por X, então: Caminho (W,Z) = W, Caminho (X,Z) Note que X pode controlar o tráfego de chegada através do controle dos seus anúncios de rotas aos seus pares. Por exemplo: se não quero receber tráfego para Z: Não anuncia rotas para Z. 158 Prof. Dr. Adriano Mauro Cansian 79

Por que há diferenças entre roteamento Intra e Inter-AS? Políticas: Inter-AS administração quer controle sobre como tráfego roteado, quem transita através da sua rede. Intra-AS administração é única, portanto são desnecessárias decisões políticas. Escalabilidade: Roteamento hierárquico economiza tamanho de tabela de rotas, reduz tráfego de atualização Desempenho: Intra-AS: pode focar em desempenho. Inter-AS: políticas podem ser mais importantes do que desempenho. 159 Final da Camada de Rede Vimos neste capítulo: Serviços da camada de rede. Roteamento e Roteador. Endereços IP. Fragmentação e MTU. Sub-redes e máscaras. Princípio de roteamento: seleção de caminhos. Algoritmos de roteamento. Link state e distance vector. Roteamento hierárquico. Sistemas Autônomos. Protocolos de roteamento da Internet. 160 Prof. Dr. Adriano Mauro Cansian 80