O que existe dentro de um roteador

4: Camada de Rede 4a-1
Chapter 4
Network Layer
Computer Networking:
A Top Down Approach
Featuring the Internet,
2nd edition.
Jim Kurose, Keith Ross
Addison-Wesley, July
2002.
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All material copyright 1996-2002
J.F Kurose and K.W. Ross, All Rights Reserved

Capítulo 4: Camada de Rede
Metas do capítulo:
entender os princípios em que se
fundamentam os serviços de rede:
roteamento (seleção de caminhos)
escalabilidade
como funciona um roteador
tópicos avançados: IPv6, mobilidade
instanciação e implementação na
Internet

(Estrutura do Capítulo na 3ª edição)
 4. 1 Introdução
 4.2 Redes baseadas em
circuitos virtuais e
datagramas
 4.3 O que existe
dentro de um roteador
 4.4 IP: Internet
Protocol
 Formato do datagrama
 Endereçamento IPv4
 ICMP
 IPv6
 4.5 Algoritmos de
roteamento
 Estado de enlaces
 Vetor de distâncias
 Roteamento hierárquico
 4.6 Roteando na
Internet
 RIP
 OSPF
 BGP
 4.7 Roteamentos
broadcast e multicast

(Diferenças em relação à 1ª edição)
datagramas
[antiga 4.6]
Protocol
 ICMP
 IPv6 [antiga 4.7]
roteamento [antigas
4.2 e 4.3]
 4.6 Roteando na
Internet [antiga 4.5]
 RIP
 OSPF
 BGP
 4.7 Roteamentos
[antiga 4.8]

datagramas
Protocol
 ICMP
 IPv6
roteamento
 4.6 Roteando na
Internet
 RIP
 OSPF
 BGP
 4.7 Roteamentos

Camada de rede
 transporta segmentos da
estação remetente à receptora
 no lado remetente, encapsula
segmentos dentro de
datagramas
 no lado receptor, entrega os
segmentos para a camada de
transporte
 protocolos da camada de rede
em todos os sistemas finais e
roteadores
 roteadores examinam campos de
cabeçalho de todos os
datagramas IP que passam por
eles
rede
enlace
física
rede
enlace
física
rede
enlace
física
rede
enlace
física
rede
enlace
física
rede
enlace
física
rede
enlace
física
rede
enlace
física
aplicação
transporte
rede
enlace
física
aplicação
transporte
rede
enlace
física

Funções principais da camada de
rede
 encaminhamento: move
pacotes de uma
entrada do roteador
para a saída
apropriada
 roteamento:
determina a rota a ser
seguida pelos pacotes
da fonte até o destino
 Algoritmos de
roteamento
analogia:
 roteamento: processo
de planejar uma
viagem da origem até
o destino
 encaminhamento:
processo de
atravessar uma
encruzilhada durante
a viagem

1
2
3
0111
valor no cabeçalho
do pacote que está
chegando
Algoritmo de
roteamento
tabela encaminhamento local
valor cabeçalho link saída
0100
0101
0111
1001
3
2
2
1
Relacionamento entre roteamento e
encaminhamento

Estabelecimento de conexão
 3ª função importante em algumas
arquiteturas de rede:
 ATM, frame relay, X.25
 Antes dos datagramas fluírem, dois hosts e
roteadores intermediários estabelecem
uma conexão virtual
 Roteadores são envolvidos
 Serviço de conexão das camadas de
transporte e de rede:
 Rede: entre dois hosts
 Transporte: entre dois processos

Modelo de serviço de rede
Q: Qual é o modelo de serviço para o “canal” que
transporta pacotes do remetente ao receptor?
Exemplos de serviços
para datagramas
individuais:
 Entrega garantida
 Entrega garantida com
atraso menor que 40
mseg
Exemplos de serviços
para fluxos de
datagramas:
 Entrega ordenada
 Banda mínima
garantida para o fluxo
 Restrições quanto a
alterações no
espaçamento entre os
pacotes

Modelos de serviço da camada de rede:
Arquitetura
de Rede
Internet
ATM
ATM
ATM
ATM
Modelo de
serviço
melhor
esforço
CBR
VBR
ABR
UBR
Banda
nenhuma
taxa
constante
taxa
garantida
mínima
garantida
nenhuma
Perdas
não
sim
sim
não
não
Ordem
não
sim
sim
sim
sim
Tempo
não
sim
sim
não
não
Informa s/
congestion.?
não (inferido
via perdas)
sem
congestion.
sem
congestion.
sim
não
Garantias ?

datagramas
Protocol
 ICMP
 IPv6
roteamento
 4.6 Roteando na
Internet
 RIP
 OSPF
 BGP
 4.7 Roteamentos

Serviços da camada de rede
com e sem conexão
 Rede datagrama provê um serviço de
camada de rede não orientado a conexões
 Rede CV provê um serviço de camada de
rede orientado a conexões
 Análogos aos serviços da camada de
transporte, mas:
 Serviço: host-a-host
 Sem escolha: rede provê ou um ou o outro
 Implementação: no núcleo da rede

Circuitos virtuais
 estabelecimento de cada chamada antes do envio dos
dados
 cada pacote tem ident. de CV (e não endereços
origem/dest)
 cada roteador no caminho da-origem-ao-destino
mantém “estado” para cada conexão que o atravessa
 recursos de enlace, roteador (banda, buffers) podem
ser alocados ao CV
“caminho da-origem-ao-destino se comporta como um
circuito telefônico”
 em termos de desempenho
 em ações da rede ao longo do caminho da-origem-ao-destino

Implementação de CV
Um CV consiste de:
1. Caminho da origem para o destino
2. Números (identificadores) de CV, um número
para cada enlace ao longo do caminho
3. Entradas nas tabelas de encaminhamento dos
roteadores ao longo do caminho
 Pacote que pertence a um CV carrega o
número do CV
 Número do CV deve ser trocado a cada
enlace
 Novo número do CV vem da tabela de
encaminhamento

Tabela de encaminhamento
12 22 32
1
2
3
Número do CV
número da
interface
Interface de entrada # CV de entrada Interface de saída # CV de saída
1 12 3 22
2 63 1 18
3 7 2 17
1 97 3 87
… … … …
Tabela de encaminhamento
no roteador noroeste:
Roteadores mantêm informação sobre o estado da
conexão!

Circuitos virtuais:
protocolos de sinalização
 usados para estabelecer, manter, destruir CV
 usados em ATM, frame-relay, X.25
 não usados na Internet de hoje
aplicação
transporte
rede
enlace
física
aplicação
transporte
rede
enlace
física
1. inicia chamada 2. chegada de chamada
3. chamada aceita
4. conexão completa
5. começa fluxo de dados 6. dados recebidos

Rede de datagramas: o modelo da
Internet
 não requer estabelecimento de chamada na camada de rede
 roteadores: não guardam estado sobre conexões fim a fim
 não existe o conceito de “conexão” na camada de rede
 pacotes são roteados tipicamente usando endereços de destino
 2 pacotes entre o mesmo par origem-destino podem seguir
caminhos diferentes
aplicação
transporte
rede
enlace
física
aplicação
transporte
rede
enlace
física
1. envia dados 2. recebe dados

Tabela de
encaminhamento
Faixa de Endereços de Destino Interface de Saída
11001000 00010111 00010000 00000000
a 0
11001000 00010111 00010111 11111111
11001000 00010111 00011000 00000000
a 1
11001000 00010111 00011000 11111111
11001000 00010111 00011001 00000000
a 2
11001000 00010111 00011111 11111111
caso contrário 3
4 bilhões de
entradas possíveis

Casamento com o prefixo mais
longo
Casamento com o prefixo Interface de Saída
11001000 00010111 00010 0
11001000 00010111 00011000 1
11001000 00010111 00011 2
caso contrário 3
ED: 11001000 00010111 00011000 10101010
Exemplos
ED: 11001000 00010111 00010110 10100001 Qual interface?
Qual interface?

Rede de datagramas ou CVs: por quê?
Internet
 troca de dados entre
computadores
 serviço “elástico”, sem
reqs. temporais estritos
 sistemas terminais
“inteligentes” (computadores)
 podem se adaptar, exercer
controle, recuperar de
erros
 núcleo da rede simples,
complexidade na “borda”
 muitos tipos de enlaces
 características diferentes
 serviço uniforme difícil
ATM
 evoluiu da telefonia
 conversação humana:
 temporização estrita,
requisitos de
confiabilidade
 requer serviço
garantido
 sistemas terminais “burros”
 telefones
 complexidade dentro da
rede

datagramas
Protocol
 ICMP
 IPv6
roteamento
 4.6 Roteando na
Internet
 RIP
 OSPF
 BGP
 4.7 Roteamentos

Sumário de Arquitetura de Roteadores
Duas funções chave de roteadores:
 usam algoritmos/protocolos de roteamento
(RIP, OSPF, BGP)
 comutam datagramas do enlace de entrada para a saída

Funções da Porta de Entrada
Comutação descentralizada:
 dado o dest. do datagrama, procura porta
de saída usando tab. de rotas na memória
da porta de entrada
 meta: completar processamento da porta
de entrada na ‘velocidade da linha’
 filas: se datagramas chegam mais rápido
que taxa de re-envio para matriz de
comutação
Camada física:
recepção de bits
Camada de enlace:
p.ex., Ethernet
veja capítulo 5

Três tipos de matriz de comutação

Comutação via Memória
Roteadores da primeira geração:
 pacote copiado pelo processador (único) do sistema
 velocidade limitada pela largura de banda da
memória (2 travessias do barramento por datagrama)
Porta de
Entrada
Porta de
Saída
Memória
Barramento do Sistema
Roteadores modernos:
 processador da porta de entrada consulta tabela,
copia para a memória
 Cisco Catalyst 8500

Comutação via
Barramento
 datagrama 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 Gbps, Cisco 1900:
velocidade suficiente para
roteadores de acesso e corporativos
(mas não regionais ou de backbone)

Comutação via uma Rede de
Interconexão
 supera limitações de banda dos barramentos
 Redes Banyan, outras redes de interconexão
desenvolvidas inicialmente para interligar
processadores num multiprocessador
 Projeto avançado: fragmentar datagrama em
células de tamanho fixo, comutar células através
da matriz de comutação.
 Cisco 12000: comuta N Gbps pela rede de
interconexão.

Porta de Saída
 Buffers necessários quando datagramas chegam da
matriz de comutação mais rapidamente que a taxa de
transmissão
 Disciplina de escalonamento escolhe um dos
datagramas enfileirados para transmissão

Filas na Porta de Saída
 usa buffers quando taxa de chegada através do
comutador excede taxa de transmissão de saída
 enfileiramento (retardo), e perdas devidas ao
transbordo do buffer da porta de saída!

Filas na Porta de Entrada
 Se matriz de comutação for mais lenta do que a soma
das portas de entrada juntas -> pode haver filas nas
portas de entrada
 Bloqueio cabeça-de-linha : datagrama na cabeça da
fila impede outros na mesma fila de avançarem
 retardo de enfileiramento e perdas devido ao
transbordo do buffer de entrada!

datagramas
Protocol
 ICMP
 IPv6
roteamento
 4.6 Roteando na
Internet
 RIP
 OSPF
 BGP
 4.7 Roteamentos

A Camada de Rede na Internet
Tabela de
encam.
Funções da camada de rede em estações, roteadores:
Protocolos de rot.
•seleção de rotas
•RIP, OSPF, BGP
protocolo IP
•convenções de endereços
•formato do datagrama
•convenções de manuseio do pct
protocolo ICMP
•relata erros
•“sinalização” de roteadores
Camada de transporte: TCP, UDP
Camada de enlace
Camada física
Camada
de rede

datagramas
Protocol
 ICMP
 IPv6
roteamento
 4.6 Roteando na
Internet
 RIP
 OSPF
 BGP
 4.7 Roteamentos

Formato do datagrama IP
ver comprimento
32 bits
dados
(comprimento variável,
tipicamente um segmento
TCP ou UDP)
ident. 16-bits
checksum
Internet
sobre-
vida
endereço IP de origem 32 bits
número da versão
do protocolo IP
comprimento do
cabeçalho (bytes)
número máximo
de enlaces restantes
(decrementado a
cada roteador)
para
fragmentação/
remontagem
comprimento total
do datagrama
(bytes)
protocolo da camada
superior ao qual
entregar os dados
comp.
cab
tipo de
serviço
“tipo” dos dados (DS)
bits
início do
fragmento
camada
superior
endereço IP de destino 32 bits
Opções (se tiver) p.ex. marca de
tempo,
registrar rota
seguida, especificar
lista de roteadores
a visitar.
Quanto overhead
com o TCP?
 20 bytes do TCP
 20 bytes do IP
 = 40 bytes +
overhead cam. aplic.

IP: Fragmentação & Remontagem
 cada enlace de rede tem MTU
(max.transmission unit) -
maior tamanho possível de
quadro neste enlace.
 tipos diferentes de enlace
têm MTUs diferentes
 datagrama IP muito grande
dividido (“fragmentado”)
dentro da rede
 um datagrama vira vários
datagramas
 “remontado” apenas no
destino final
 bits do cabeçalho IP
usados para identificar,
ordenar fragmentos
relacionados
fragmentação:
entrada: um datagrama
grande
saída: 3 datagramas
menores
remontagem

IP: Fragmentação & Remontagem
ID
=x
início
=0
bit_frag
=0
compr
=4000
ID
=x
início
=0
bit_frag
=1
compr
=1500
ID
=x
início
=185
bit_frag
=1
compr
=1500
ID
=x
início
=370
bit_frag
=0
compr
=1040
um datagrama grande vira
vários datagramas menores
Exemplo
 Datagrama de
4000 bytes
 MTU = 1500 bytes
1480 bytes de
dados
início =
1480/8

datagramas
Protocol
 ICMP
 IPv6
roteamento
 4.6 Roteando na
Internet
 RIP
 OSPF
 BGP
 4.7 Roteamentos

Endereçamento IP: introdução
 endereço IP: ident.
de 32-bits para
interface de estação,
roteador
 interface: conexão
entre estação,
roteador e enlace
físico
 roteador típico tem
múltiplas interfaces
 estação pode ter
múltiplas interfaces
 endereço IP associado
à interface, não à
estação ou roteador
223.1.1.1
223.1.1.2
223.1.1.3
223.1.1.4 223.1.2.9
223.1.2.2
223.1.2.1
223.1.3.2
223.1.3.1
223.1.3.27
223.1.1.1 = 11011111 00000001 00000001 00000001
223 1 1
1

Sub-redes
 endereço IP:
 parte de rede (bits de
mais alta ordem)
 parte de estação (bits
de mais baixa ordem)
 O que é uma subrede
IP? (da perspectiva do
endereço 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
223.1.1.2
223.1.1.3
223.1.1.4 223.1.2.9
223.1.2.2
223.1.2.1
223.1.3.2
223.1.3.1
223.1.3.27
Esta rede consiste de 3 redes IP
LAN

Sub-redes 223.1.1.0/24
223.1.2.0/24
223.1.3.0/24
Máscara da
sub-rede: /24
Receita
 desassociar cada
interface do seu
roteador, estação
 criar “ilhas” de redes
isoladas
 cada rede isolada é
uma sub-rede

Sub-redes
Quantas sub-redes? 223.1.1.1
223.1.1.3
223.1.1.4
223.1.2.2
223.1.2.1
223.1.2.6
223.1.3.2
223.1.3.1
223.1.3.27
223.1.1.2
223.1.7.1
223.1.7.2
223.1.8.2
223.1.8.1
223.1.9.1
223.1.9.2

parte de
estação
Endereçamento IP: CIDR
CIDR: Classless InterDomain Routing
 parte de rede do endereço de comprimento
arbitrário
 formato de endereço: a.b.c.d/x, onde x é no. de
bits na parte de rede do endereço
11001000 00010111 00010000 00000000
parte
de rede
200.23.16.0/23

Endereços IP: como conseguir um?
Q: Como o host obtém um endereço IP?
codificado pelo administrador num arquivo
Windows: Painel de controle->Rede-
>Configuração>tcp/ip->propriedades
UNIX: /etc/rc.config
DHCP: Dynamic Host Configuration Protocol:
obtém endereço dinamicamente de um servidor
“plug-and-play”
(mais no próximo capítulo)

Endereços IP: como conseguir um?
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
Q: Como a rede obtém a parte de rede do
endereço IP?
A: Recebe uma porção do espaço de endereços
do seu ISP

Endereçamento hierárquico:
agregação de rotas
“mande-me qq coisa
com endereços que
começam com
200.23.16.0/20”
200.23.16.0/23
200.23.18.0/23
200.23.30.0/23
Provedor A
Organização 0
Organização 7
Internet
Organização n 1
Provedor B
com endereços que
começam com
199.31.0.0/16”
200.23.20.0/23
Organização 2
.
.
.
.
.
.
Endereçamento hierárquico permite anunciar
eficientemente informação sobre rotas:

Endereçamento hierárquico: rotas
mais específicas
Provedor B tem uma rota mais específica para a Organização 1
com endereços que
começam com
200.23.16.0/20”
200.23.16.0/23
200.23.18.0/23
200.23.30.0/23
Provedor A
Organização 0
Organização 7
Internet
Organização 1
Provedor B
com endereços que
começam com 199.31.0.0/16
ou 200.23.18.0/23”
200.23.20.0/23
Organização 2
.
.
.
.
.
.

Endereçamento IP: a última palavra...
P: Como um provedor IP consegue um bloco de
endereços?
A: ICANN: Internet Corporation for Assigned
Names and Numbers
 aloca endereços
 gerencia DNS
 aloca nomes de domínio, resolve disputas
(no Brasil, estas funções foram delegadas ao
NIC.br pelo Comitê Gestor Internet BR –
www.cg.org.br)

NAT: Network Address Translation
10.0.0.1
10.0.0.2
10.0.0.3
10.0.0.4
138.76.29.7
rede local
(e.x., rede caseira)
10.0.0/24
resto da
Internet
Datagramas com origem ou
destino nesta rede usam
endereços 10.0.0/24 para
origem e destino (como usual)
Todos os datagramas deixando a
rede local têm o mesmo único
endereço IP NAT origem:
138.76.29.7, e diferentes
números de porta origem

 Motivação: a rede local usa apenas um endereço IP, no
que concerne ao mundo exterior:
 não há necessidade de alocar faixas de endereços do
ISP:
• apenas um endereço IP é usado para todos os dispositivos
 pode modificar endereços de dispositivos na rede
local sem notificar o mundo exterior
 pode trocar de ISP sem mudar os endereços dos
dispositivos na rede local
 dispositivos dentro da rede local não são
explicitamente endereçáveis, i.e., visíveis do mundo
exterior (um incremento de segurança)

Implementação: um roteador NAT deve:
 datagramas saindo: trocar (IP origem, # porta ) de
cada datagrama saindo para (IP NAT, novo # porta)
. . . clientes/servidores remotos vão responder
usando (IP NAT, novo # porta) como endereço destino.
 lembrar (na tabela de tradução NAT) cada par de
tradução (IP origem, # porta ) para (IP NAT, novo #
porta)
 datagramas entrando: trocar (IP NAT, novo # porta)
nos campos de destino de cada datagrama entrando
para o (IP origem, # porta) correspondente
armazenado na tabela NAT

10.0.0.1
10.0.0.2
10.0.0.3
O: 10.0.0.1, 3345
D: 128.119.40.186, 80
1
10.0.0.4
138.76.29.7
1: host 10.0.0.1
envia datagrama p/
128.119.40.186, 80
Tabela de tradução NAT
end. lado WAN end. lado LAN
138.76.29.7, 5001 10.0.0.1, 3345
…… ……
O: 128.119.40.186, 80
D: 10.0.0.1, 3345
4
O: 138.76.29.7, 5001
D: 128.119.40.186, 80
2
2: roteador NAT
muda end. origem
do datagrama de
10.0.0.1, 3345 p/
138.76.29.7, 5001,
e atualiza tabela
O: 128.119.40.186, 80
D: 138.76.29.7, 5001 3
3: Resposta chega
p/ end. destino:
138.76.29.7, 5001
4: roteador NAT
muda end. destino
do datagrama de
138.76.29.7, 5001 p/ 10.0.0.1, 3345

 campo do número de porta com 16-bits:
 60.000 conexões simultâneas com um único
endereço no lado WAN!
 NAT é controverso:
 roteadores deveriam processar somente até a
camada 3
 viola o argumento fim-a-fim
• possibilidade do uso de NAT deve ser levado em conta
pelos projetistas de aplicações (p.e., P2P)
 escassez de endereços, por outro lado, deveria
ser resolvida com o IPv6

datagramas
Protocol
 ICMP
 IPv6
roteamento
 4.6 Roteando na
Internet
 RIP
 OSPF
 BGP
 4.7 Roteamentos

ICMP: Internet Control Message Protocol
 usado por estações,
roteadores para comunicar
informação s/ camada de rede
 relatar erros: estação,
rede, porta, protocolo
inalcançáveis
 pedido/resposta de eco
(usado por ping)
 camada de rede “acima de” IP:
 msgs ICMP transportadas
em datagramas IP
 mensagem ICMP: tipo, código
mais primeiros 8 bytes do
datagrama IP causando erro
Tipo Código descrição
0 0 resposta de eco (ping)
3 0 rede dest. inalcançável
3 1 estação dest. inalcançável
3 2 protocolo dest. inalcançável
3 3 porta dest. inalcançável
3 6 rede dest. desconhecida
3 7 estação dest. desconhecida
4 0 abaixar fonte (controle de
congestionamento - ñ usado)
8 0 pedido eco (ping)
9 0 anúncio de rota
10 0 descobrir roteador
11 0 TTL (sobrevida) expirada
12 0 erro de cabeçalho IP

Traceroute e ICMP
 Origem envia uma série de
segmentos UDP para o
destino
 Primeiro tem TTL =1
 Segundo tem TTL=2, etc.
 Número de porta
improvável
 Quando n-ésimo datagrama
chega ao n-ésimo roteador:
 Roteador descarta
datagrama
 Envia p/ origem uma
mensagem ICMP (tipo 11,
código 0)
 Mensagem inclui nome e
endereço IP do roteador
 Quando a mensagem ICMP
chega, origem calcula RTT
 Traceroute faz isto 3
vezes
Critério de parada
 Segmento UDP
eventualmente chega à
estação destino
 Destino retorna pacote
ICMP “porta inalcançável”
(tipo 3, código 3)
 Quando origem recebe este
pacote ICMP, pára.

datagramas
Protocol
 ICMP
 IPv6
roteamento
 4.6 Roteando na
Internet
 RIP
 OSPF
 BGP
 4.7 Roteamentos

IPv6
 Motivação inicial: espaço de endereços de 32-
bits em breve completamente alocado.
 Motivação adicional:
 formato do cabeçalho facilita acelerar
processamento/re-encaminhamento
 mudanças no cabeçalho para facilitar QoS
 novo endereço “anycast”: rota para o “melhor” de
vários servidores replicados
 formato do datagrama IPv6:
 cabeçalho de tamanho fixo de 40 bytes
 não admite fragmentação

Cabeçalho IPv6
Prioridade: identifica prioridade entre datagramas no fluxo
Rótulo do Fluxo: identifica datagramas no mesmo “fluxo”
(conceito de “fluxo” mal definido).
Próximo cabeçalho: identifica protocolo da camada superior
para os dados

Outras mudanças em relação ao
IPv4
 Checksum: removido completamente para
reduzir tempo de processamento a cada
roteador
 Opções: permitidas, porém fora do
cabeçalho, indicadas pelo campo “Próximo
Cabeçalho”
 ICMPv6: versão nova de ICMP
 tipos adicionais de mensagens, p.ex. “Pacote
Muito Grande”
 funções de gerenciamento de grupo multiponto

Transição de IPv4 para IPv6
 Nem todos os roteadores podem ser
atualizados simultaneamente
 “dias de mudança geral” inviáveis
 Como a rede pode funcionar com uma mistura de
roteadores IPv4 e IPv6?
 Tunelamento: datagramas IPv6 carregados
em datagramas IPv4 entre roteadores IPv4

Tunelamento
IPv6 dentro de IPv4 quando necessário

datagramas
Protocol
 ICMP
 IPv6
roteamento
 4.6 Roteando na
Internet
 RIP
 OSPF
 BGP
 4.7 Roteamentos

1
2
3
0111
valor no cabeçalho
do pacote que está
chegando
Algoritmo de
roteamento
tabela encaminhamento local
valor cabeçalho link saída
0100
0101
0111
1001
3
2
2
1
Relacionamento entre roteamento e
encaminhamento

u
y
x
w
v
z
2
2
1
3
1
1
2
5
3
5
Grafo: G = (N,E)
N = conj. de roteadores = { u, v, w, x, y, z }
E = conj. de enlaces ={ (u,v), (u,x), (v,x), (v,w), (x,w), (x,y), (w,y), (w,z), (y,z) }
Abstraindo com grafos
Comentário: a abstração com grafos é útil em outros contextos da rede
Exemplo: P2P, onde N é o conj. dos pares e E é o conj. das conexões TCP

Abstraindo com grafos: custos
u
y
x
w
v
z
2
2
1
3
1
1
2
5
3
5 • c(x,x’) = custo do enlace (x,x’)
- p.e., c(w,z) = 5
• custo poderia também ser 1, ou
inversamente relacionado à banda,
ou inversamente relacionado ao
congestionamento
Custo do caminho (x1, x2, x3,…, xp) = c(x1,x2) + c(x2,x3) + … + c(xp-1,xp)
Q: Qual o caminho de menor custo entre u e z?
Algoritmo de roteamento: algoritmo que encontra o
caminho de menor custo

Classificação de Algoritmos de
Roteamento
Informação global ou
descentralizada?
Global:
 todos roteadores têm info.
completa de topologia, custos
dos enlaces
 algoritmos “estado de enlaces”
Decentralizada:
 roteador conhece vizinhos
diretos e custos até eles
 processo iterativo de cálculo,
troca de info. com vizinhos
 algoritmos “vetor de distâncias”
Estático ou dinâmico?
Estático:
 rotas mudam lentamente
com o tempo
Dinâmico:
 rotas mudam mais
rapidamente
 atualização periódica
 em resposta a
mudanças nos custos
dos enlaces

datagramas
Protocol
 ICMP
 IPv6
roteamento
 4.6 Roteando na
Internet
 RIP
 OSPF
 BGP
 4.7 Roteamentos

Um algoritmo de roteamento de
“estado de enlaces” (EE)
Algoritmo de Dijkstra
 topologia da rede, custos dos
enlaces conhecidos por todos os
nós
 realizado através de “difusão
do estado dos enlaces”
 todos os nós têm mesma info.
 calcula caminhos de menor custo
de um nó (“origem”) para todos os
demais
 gera tabela de rotas para
aquele nó
 iterativo: depois de k iterações,
sabemos menor custo p/ k
destinos
Notação:
 c(i,j): custo do enlace do nó
i ao nó j. custo é infinito se
não forem vizinhos diretos
 D(V): valor corrente do
custo do caminho da origem
ao destino V
 p(V): nó antecessor no
caminho da origem ao nó V,
imediatamente antes de V
 N’: conjunto de nós cujo
caminho de menor custo já
foi determinado

O algoritmo de Dijkstra
1 Inicialização:
2 N’ = {u}
3 para todos os nós v
4 se v for adjacente ao nó u
5 então D(v) = c(u,v)
6 senão D(v) = ∞
7
8 Repete
9 determina w não contido em N’ tal que D(w) é o mínimo
10 adiciona w ao conjunto N’
11 atualiza D(v) para todo v adjacente ao nó w e ainda não em N’:
12 D(v) = min( D(v), D(w) + c(w,v) )
13 /* novo custo ao nó v ou é o custo velho a v ou o custo do
14 menor caminho ao nó w, mais o custo de w a v */
15 até que todos nós estejam em N’

Algoritmo de Dijkstra: exemplo
Step
0
1
2
3
4
5
N'
u
ux
uxy
uxyv
uxyvw
uxyvwz
D(v),p(v)
2,u
2,u
2,u
D(w),p(w)
5,u
4,x
3,y
3,y
D(x),p(x)
1,u
D(y),p(y)
∞
2,x
D(z),p(z)
∞
∞
4,y
4,y
4,y
u
y
x
w
v
z
2
2
1
3
1
1
2
5
3
5

Algoritmo de Dijkstra: exemplo
u
y
x
w
v
z
Árvore de caminhos mínimos resultante originada em u:
v
x
y
w
z
(u,v)
(u,x)
(u,x)
(u,x)
(u,x)
destino enlace
Tabela de encaminhamento resultante em u:

Algoritmo de Dijkstra, discussão
Complexidade algoritmica: n nós
 a cada iteração: precisa checar todos nós, w, não em N’
 n*(n+1)/2 comparações => O(n2)
 implementações mais eficientes possíveis: O(nlogn)
Oscilações possíveis:
 p.ex., custo do enlace = carga do tráfego carregado
A
D
C
B
1 1+e
e
0
e
1 1
0 0
A
D
C
B
2+e 0
0
0
1+e 1
A
D
C
B
0 2+e
1+e
1
0 0
A
D
C
B
2+e 0
e
0
1+e 1
inicialmente
… recalcula
rotas
… recalcula … recalcula

datagramas
Protocol
 ICMP
 IPv6
roteamento
 4.6 Roteando na
Internet
 RIP
 OSPF
 BGP
 4.7 Roteamentos

Algoritmo Vetor de Distâncias
Equação de Bellman-Ford (programação
dinâmica)
Define
dx(y) := custo do caminho de menor custo entre x
e y
Então
dx(y) = min {c(x,v) + dv(y) }
onde min é tomado entre todos os vizinhos v de x
v

Exemplo com Bellman-Ford
u
y
x
w
v
z
2
2
1
3
1
1
2
5
3
5 Claramente, dv(z) = 5, dx(z) = 3, dw(z) = 3
du(z) = min { c(u,v) + dv(z),
c(u,x) + dx(z),
c(u,w) + dw(z) }
= min {2 + 5,
1 + 3,
5 + 3} = 4
O nó que leva ao custo mínimo é o próximo passo
ao longo do caminho mais curto➜ tab. de encaminhamento
A equação B-F diz:

Algoritmo Vetor de Distâncias
 Dx(y) = estimativa do menor custo entre x e y
 Vetor de distâncias: Dx = [Dx(y): y є N ]
 Nó x sabe o custo para cada vizinho v: c(x,v)
 Nó x mantém Dx = [Dx(y): y є N ]
 Nó x mantém ainda os vetores de distâncias
dos seus vizinhos
 Para cada vizinho v, x mantém
Dv = [Dv(y): y є N ]

Algoritmo Vetor de Distâncias (4)
Idéia básica:
 Cada nó envia periodicamente o seu próprio vetor
de distâncias estimado para os vizinhos
 Quando um nó x recebe um novo VD estimado de
um vizinho, ele atualiza o seu VD usando a eq. B-F:
Dx(y) ← minv{c(x,v) + Dv(y)} p/ cada nó y ∊ N
 Sob condições mínimas, naturais, a estimativa Dx(y)
converge para o menor custo real dx(y)

Algoritmo Vetor de Distâncias (5)
Iterativo, assíncrono: cada
iteração local causada por:
 mudança do custo do enlace
local
 mensagem do vizinho: mudança
de caminho de menor custo
para algum destino
Distribuído:
 cada nó avisa a seus vizinhos
apenas quando muda seu
caminho de menor custo para
qualquer destino
 os vizinhos então avisam a seus
vizinhos, se for necessário
espera (mudança no custo
de mensagem do vizinho)
recalcula tabela de
distâncias
se mudou o caminho de
menor custo para qq.
destino, avisa vizinhos
Cada nó:

x y z
x
y
z
0 2 7
∞ ∞ ∞
∞ ∞ ∞
origem
custo para
origem
origem
x y z
x
y
z
0 2 3
origem
custo para
x y z
x
y
z
0 2 3
origem
custo para
x y z
x
y
z
∞ ∞
∞ ∞ ∞
custo para
x y z
x
y
z
0 2 7
origem
custo para
x y z
x
y
z
0 2 3
origem
custo para
x y z
x
y
z
0 2 3
origem
custo para
x y z
x
y
z
0 2 7
origem
custo para
x y z
x
y
z
∞ ∞ ∞
7 1 0
custo para
∞
2 0 1
∞ ∞ ∞
2 0 1
7 1 0
2 0 1
7 1 0
2 0 1
3 1 0
2 0 1
3 1 0
2 0 1
3 1 0
2 0 1
3 1 0
tempo
x z
1
2
7
y
tabela nó x
tabela nó y
tabela nó z
Dx(y) = min{c(x,y) + Dy(y), c(x,z) + Dz(y)}
= min{2+0 , 7+1} = 2
Dx(z) = min{c(x,y) +
Dy(z), c(x,z) + Dz(z)}
= min{2+1 , 7+0} = 3

Vetor de Distâncias: mudança no custo
dos enlaces
Mudança no custo dos enlaces:
 nó detecta mudança no custo do enlace
local
 atualiza tabela de distâncias
 se mudou o VD, avisa aos vizinhos
X Z
1
4
50
Y
1
“boas
notícias
chegam
logo”
No tempo t0, y detecta a mudança no custo do enlace, atualiza o
seu VD e informa os vizinhos.
No tempo t1, z recebe a atualização de y e atualiza a sua tabela.
Computa o novo menor custo p/ x e envia o seu VD p/ os vizinhos.
No tempo t2, y recebe a atualização de z e atualiza a sua tabela.
Os custos mínimos de y não mudam e portanto y não envia
nenhuma mensagem para z.

Vetor de Distâncias: mudança no custo
dos enlaces
Mudança no custo dos enlaces:
 boas notícias chegam logo
 más notícias demoram para chegar -
problema da “contagem ao infinito”!
 44 iterações antes do algoritmo
estabilizar: veja texto
Reverso envenenado:
 Se z roteia via y p/ chegar a
x:
 z informa p/ y que sua distância p/
x é infinita (p/ que y não roteie p/ x
via z)
 será que isto resolve
completamente o problema da
contagem ao infinito?
x z
1
4
50
y
60

Comparação dos algoritmos EE e VD
Complexidade de mensagens
 EE: com n nós, E enlaces, O(nE)
mensagens enviadas
 VD: trocar mensagens apenas
entre vizinhos
 varia o tempo de
convergência
Rapidez de Convergência
 EE: algoritmo O(n2) requer
O(nE) mensagens
 podem ocorrer oscilações
 VD: varia tempo para convergir
 podem ocorrer rotas cíclicas
 problema de contagem ao
infinito
Robustez: o que acontece se
houver falha do roteador?
EE:
 nó pode anunciar valores
incorretos de custo de
enlace
 cada nó calcula sua própria
tabela
VD:
 um nó VD pode anunciar um
custo de caminho incorreto
 a tabela de cada nó é usada
pelos outros nós
• um erro propaga pela rede

datagramas
Protocol
 ICMP
 IPv6
roteamento
 4.6 Roteando na
Internet
 RIP
 OSPF
 BGP
 4.7 Roteamentos

Roteamento Hierárquico
escala: com 200 milhões
de destinos:
 impossível guardar todos
destinos na tabela de rotas!
 troca de tabelas de rotas
afogaria os enlaces!
autonomia administrativa
 internet = rede de redes
 cada admin de rede pode
querer controlar roteamento
em sua própria rede
Neste estudo de roteamento fizemos uma
idealização:
 todos os roteadores idênticos
 rede “não hierarquizada” (“flat”)
… não é verdade, na prática

Roteamento Hierárquico
 agregar roteadores em
regiões, “sistemas
autônomos” (SAs)
 roteadores no mesmo SA
usam o mesmo protocolo de
roteamento
 protocolo de roteamento
“intra-SA”
 roteadores em SAs
diferentes podem usar
diferentes protocolos de
roteamento intra-SA
Roteador de borda
 Enlace direto para
roteador em outro SA

SAs interconectados
3b
1d
3a
1c
2a
SA3
SA1
SA2
1a
2c
2b
1b
Algoritmo de
roteamento
intra-AS
Algoritmo de
roteamento
intra-AS
Tabela de
encaminhamento
3c
 Tab. de encaminhamento
é configurada pelos
algoritmos intra-SA e
inter-SA
 Intra-SA define entradas
p/ dest. internos
 Inter-SA e Intra-SA
define entradas p/ dest.
externos

3b
1d
3a
1c
2a
SA3
SA1
SA2
1a
2c
2b
1b
3c
Tarefas do roteamento inter-SA
 Suponha que um
roteador em SA1
recebe um datagrama
cujo destino está fora
de SA1
 Roteador deveria
encaminhar o pacote p/
um dos roteadores de
borda, mas qual?
SA1 precisa:
1. aprender quais destinos
são alcançáveis via SA2
e quais são alcançáveis
via SA3
2. propagar estas info. de
alcançabilidade para
todos os roteadores em
SA1
Tarefas do rot. inter-SA!

Exemplo: definindo a tabela de
encaminhamento no roteador 1d
 Suponha que SA1 aprende através do
protocolo inter-SA que a sub-rede x é
alcançável via SA3 (rot. de borda 1c) mas
não via SA2.
 Protocolo Inter-SA propaga info. de
alcançabilidade para todos os roteadores
internos.
 Roteador 1d determina através de info. de
roteamento intra-SA que sua interface I
está no caminho mínimo para 1c.
 Coloca par (x,I) na tab. de encaminhamento.

Aprende através do
protocolo inter-SA
que a sub-rede x é
alcançável via
múltiplos roteadores
de borda
Usa info. de
roteamento do
protocolo intra-SA
p/ determinar os
caminhos mínimos
p/ cada rot. de borda
Roteamento batata
quente: escolhe o
roteador de borda
que tem o caminho
de menor custo
Determina da tab. de
encaminhamento a
interface I que leva ao
rot. de borda de menor
custo. Insere (x,I) na
tab. de encaminhamento
Exemplo: escolhendo entre múltiplos
SAs
 Suponha agora que SA1 aprende através do protocolo inter-SA
que a sub-rede x é alcançável via SA3 e via SA2.
 Para configurar a tabela de encaminhamento, o roteador 1d
deve determinar para qual roteador de borda ele deve enviar
pacotes com destino x .
 Isto também é tarefa do protocolo de roteamento inter-SA!
 Roteamento batata quente (hot potato): envia pacote para o
roteador de borda mais próximo.

datagramas
Protocol
 ICMP
 IPv6
roteamento
 4.6 Roteando na
Internet
 RIP
 OSPF
 BGP
 4.7 Roteamentos

Roteamento Intra-SA
 Também conhecidos como Interior Gateway
Protocols (IGP)
 Os protocolos de roteamento Intra-SA mais
comuns são:
 RIP: Routing Information Protocol
 OSPF: Open Shortest Path First
 IGRP: Interior Gateway Routing Protocol
(proprietário da Cisco)

datagramas
Protocol
 ICMP
 IPv6
roteamento
 4.6 Roteando na
Internet
 RIP
 OSPF
 BGP
 4.7 Roteamentos

RIP (Routing Information Protocol)
 Algoritmo vetor de distâncias
 Incluído na distribuição do BSD-UNIX em 1982
 Métrica de distância: # de enlaces (máx = 15 enlaces)
D
C
B
A
u v
w
x
y
z
destino saltos
u 1
v 2
w 2
x 3
y 3
z 2
Do roteador A p/ sub-redes:

Anúncios RIP
 Vetores de distâncias: trocados a cada 30
seg via Mensagem de Resposta (também
chamada de anúncio)
 Cada anúncio: rotas para até 25 redes
destino dentro do SA

Exemplo RIP
Rede Destino Próximo Roteador No. de enlaces ao destino
w A 2
y B 2
z B 7
x -- 1
…. …. ....
w x y
z
A
C
D B
Tabela de rotas em D
...

Exemplo RIP
Rede Destino Próximo Roteador No. de enlaces ao destino
w A 2
y B 2
z B A 7 5
x -- 1
…. …. ....
w x y
z
A
C
D B
Tabela de rotas em D
...
Dest Prox Saltos
w - 1
x - 1
z C 4
…. … ...
Anúncios de
A para D

RIP: Falha e Recuperação de Enlaces
Se não for recebido anúncio novo durante 180 seg -->
vizinho/enlace declarados mortos
 rotas via vizinho invalidadas
 novos anúncios 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
 reverso envenenado usado para impedir rotas
cíclicas (ping-pong) (distância infinita = 16 enlaces)

RIP: Processamento de tabelas
 Tabelas de roteamento RIP gerenciadas por
processo de nível de aplicação chamado route-d
(routing daemon)
 anúncios enviados em pacotes UDP, repetidos
periodicamente

datagramas
Protocol
 ICMP
 IPv6
roteamento
 4.6 Roteando na
Internet
 RIP
 OSPF
 BGP
 4.7 Roteamentos

OSPF (Open Shortest Path First)
 “open” (aberto): publicamente disponível
 Usa algoritmo do Estado de Enlaces
 disseminação de pacotes EE
 mapa da topologia a cada nó
 cálculo de rotas usando o algoritmo de Dijkstra
 Anúncio de OSPF inclui uma entrada por roteador
vizinho
 Anúncios disseminados para SA inteiro (via inundação)
 Carregados em mensagens OSPF diretamente sobre IP (ao
invés de TCP ou UDP)

OSPF: características “avançadas”
(não existentes no RIP)
 Segurança: todas mensagens OSPF autenticadas (para
impedir intrusão maliciosa)
 Caminhos Múltiplos de custos iguais permitidos (o RIP
permite e usa apenas uma rota)
 Para cada enlace, múltiplas métricas de custo para
TOS diferentes (p.ex, custo de enlace de satélite
colocado como “baixo” para melhor esforço; “alto”
para tempo real)
 Suporte integrado para ponto a ponto e multiponto:
 OSPF multiponto (MOSPF) usa mesma base de
dados de topologia usado por OSPF
 OSPF hierárquico em domínios grandes.

OSPF Hierárquico

OSPF Hierárquico
 Hierarquia de dois níveis: área local, backbone.
 Anúncios de EE disseminados apenas na mesma área
 cada nó possui topologia detalhada da área; apenas
sabe a direção (caminho mais curto) para redes em
outras áreas.
 Roteador de fronteira de área: “sumariza”
distâncias às redes na sua própria área, anuncia a
outros roteadores de fronteira de área.
 Roteadores do backbone: realizam roteamento OSPF
limitado ao backbone.
 Roteadores de fronteira: ligam a outros SAs.

datagramas
Protocol
 ICMP
 IPv6
roteamento
 4.6 Roteando na
Internet
 RIP
 OSPF
 BGP
 4.7 Roteamentos

Roteamento inter-SA na Internet: BGP
 BGP (Border Gateway Protocol): o padrão de fato
 BGP provê para cada SA meios de:
1. Obter informação de alcançabilidade de sub-redes a
partir de SAs vizinhos.
2. Propagar informação de alcançabilidade para todos os
roteadores internos ao SA.
3. Determinar “boas” rotas para sub-redes a partir de
informação de alcançabilidade e políticas.
 Permite que uma sub-rede anuncie a sua existência
para o resto da Internet: “Estou aqui!”

Fundamentos do BGP
 Par de roteadores (pares BGP) trocam info. de roteamento
através de conexões TCP semi-permanentes TCP: sessões BGP
 Note que sessões BGP não correspondem a enlaces físicos.
 Quando um SA2 anuncia um prefixo para SA1, SA2 está
prometendo que vai enviar àquele prefixo quaisquer
datagramas destinados ao mesmo.
 SA2 pode agregar prefixos nos seus anúncios
3b
1d
3a
1c
2a
SA3
SA1
SA2
1a
2c
2b
1b
3c
eBGP session
iBGP session

Distribuindo informação de
alcançabilidade
 Com a sessão eBGP 3a-para-1c, SA3 envia informação de
alcançabilidade de prefixos para SA1.
 1c pode usar iBGP para distribuir esta nova informação de
alcance de prefixo para todos os roteadores em SA1.
 1b pode então re-anunciar a nova informação de alcance para
SA2 através da sessão eBGP 1b-para-2a.
 Quando um roteador aprende sobre um novo prefixo, ele cria
uma entrada para o prefixo na sua tabela de
encaminhamento.
3b
1d
3a
1c
2a
SA3
SA1
SA2
1a
2c
2b
1b
3c
eBGP session
iBGP session

Atributos de caminho & Rotas BGP
 Quando um prefixo é anunciado, o anúncio inclui
atributos BGP.
 prefixo + atributos = “rota”
 Dois atributos importantes:
 AS-PATH: contém os SAs pelos quais o anúncio para o
prefixo passou: AS 67 AS 17
 NEXT-HOP: indica o roteador específico, interno ao SA,
que leva ao SA do próximo salto. (Pode haver múltiplos
enlaces do SA atual para o SA do próximo salto)
 Quando um roteador de borda recebe um anúncio
de rota, usa a política de importação para
aceitar/declinar.

Seleção de rota do BGP
 Roteador pode aprender sobre mais de 1
rota para algum prefixo. Ele deve
selecionar a rota.
 Regras de eliminação:
1. Valor do atributo preferência local associado à
rota: decisão política
2. Menor AS-PATH
3. Roteador NEXT-HOP mais próximo:
roteamento batata quente
4. Critérios adicionais

Mensagens BGP
 Mensagens BGP trocadas usando TCP.
 Mensagens BGP:
 OPEN: abre conexão TCP ao roteador par e
autentica remetente
 UPDATE: anuncia caminho novo (ou retira velho)
 KEEPALIVE mantém conexão viva na ausência de
UPDATES; também reconhece pedido OPEN
 NOTIFICATION: reporta erros na mensagem
anterior; também usada para fechar conexão

Políticas de roteamento BGP
 A,B,C são redes de provedores
 X,W,Y são clientes (das redes de provedores)
 X com duas interfaces: conectadas a duas redes
 X não quer rotear de B para C
 .. então X não vai anunciar para B a rota para C
A
B
C
W
X
Y
legenda:
rede
cliente
rede
provedor

Políticas de roteamento BGP (2)
 A anuncia para B o caminho AW
 B anuncia para X o caminho BAW
 Deveria B anunciar para C o caminho BAW?
 Nem pensar! B não obtém “rendimento” pelo roteamento
CBAW, já que nem W ou C são clientes de B
 B quer forçar C a rotear para W via A
 B quer rotear apenas para/dos seus clientes!
A
B
C
W
X
Y
legenda:
rede
cliente
rede
provedor

Por quê há diferenças entre
roteamento Intra- e Inter-SA?
Políticas:
 Inter-SA: administração quer controle sobre como
tráfego roteado, quem transita através da sua rede.
 Intra-AS: administração única, logo 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

datagramas
Protocol
 ICMP
 IPv6
roteamento
 4.6 Roteando na
Internet
 RIP
 OSPF
 BGP
 4.7 Roteamentos

R1
R2
R3 R4
duplicação
na fonte
R1
R2
R3 R4
duplicação
dentro da rede
criação/transmissão
duplicada
duplicação
Roteamento Broadcast
 Envia pacotes de uma para todos os outros nós
 Duplicação na fonte é ineficiente:
 Duplicação na fonte: como a fonte determina
os endereços dos receptores
duplicação

Duplicação dentro da rede
 Inundação: quando nó recebe pacotes de
broadcast, envia cópia para todos os vizinhos
 Problemas: ciclos e tempestades de broadcast
 Inundação controlada: nó somente faz broadcast
com o pacote se já não tiver feito antes com o
mesmo pacote
 Nó mantém registro sobre ids dos pacotes para os quais
já fez broadcast
 Ou adota envio pelo caminho reverso (Reverse Path
Forwarding - RPF): só encaminha pacote se chegou pelo
caminho mínimo entre o nó e a fonte
 Árvores geradoras (spanning trees)
 Nenhum pacote redundante recebido por nenhum nó

A
B
G
D
E
c
F
A
B
G
D
E
c
F
(a) Broadcast iniciado em A (b) Broadcast iniciado em D
Árvore Geradora
 Primeiro construa uma árvore geradora
 Nós encaminham cópias somente ao longo
da árvore geradora

A
B
G
D
E
c
F
1
2
3
4
5
(a) Construção passo-a-
passo da árvore geradora
A
B
G
D
E
c
F
(b) Árvore geradora
construída
Árvore Geradora: criação
 Nó central
 Cada nó envia mensagem de junção ponto-a-ponto
(unicast) para o nó central
 Mensagem encaminhada até que chegue em um nó já
pertencente à árvore geradora

Roteamento Multicast: definição do
problema
 Meta: achar uma árvore (ou árvores) conectando todos
os roteadores com membros locais do grupo mcast
 árvore: nem todos os caminhos entre roteadores são usados
 baseada na origem: árvore distinta de cada fonte p/
receptores
 compartilhada: mesma árvore usada por todos os membros do
grupo
Árvore compartilhada Árvores baseadas na origem

Abordagens para a construção de
árvores mcast
 Abordagens:
 baseada na origem: uma árvore por fonte
 árvores de caminhos mínimos
 envio pelo caminho reverso
 compartilhada: grupo usa uma árvore única
 árvore de custo mínimo (Steiner)
 árvore baseada em um centro
…primeiro olharemos as abordagens básicas, e depois
protocolos específicos que adotam estas abordagens

Árvore de Caminhos Mínimos
 Árvore de encaminhamento mcast: árvore composta
pelos caminhos mínimos da fonte para todos os
receptores
 Algoritmo de Dijkstra
R1
R2
R3
R4
R5
R6 R7
2
1
6
3 4
5
i
roteador com membro do
grupo atrelado
roteador sem membro do
grupo atrelado
enlace usado p/ envio,
i indica a ordem de adição
do enlace pelo algoritmo
LEGENDA
S: fonte

Envio pelo Caminho Reverso
se (datagrama mcast recebido por um enlace de
entrada no caminho mínimo de volta para a fonte)
então inunda o datagrama por todos os enlaces de
saída
senão ignora o datagrama
 Baseia-se no conhecimento do roteador
sobre caminhos mínimos unicast dele para a
fonte
 cada roteador tem um comportamento de
envio simples:

Envio pelo Caminho Reverso: exemplo
• resultado é uma árvore de caminho mínimo reversa
específica para a fonte
- pode ser uma escolha ruim para enlaces
assimétricos
R1
R2
R3
R4
R5
R6 R7
datagrama vai ser
encaminhado
LEGENDA
S: fonte
datagrama não vai ser
encaminhado
grupo atrelado
grupo atrelado

Envio pelo Caminho Reverso: poda
 Árvore de encaminhamento contém sub-árvores sem
nenhum membro do grupo multicast
 não há necessidade de enviar datagramas pelas
sub-árvores
 mensagens de “poda” enviadas para trás pelo
roteador sem nenhum membro do grupo pra frente
R1
R2
R3
R4
R5
R6 R7
mensagem de poda
LEGENDA
S: fonte
enlace com envio mcast
P
P
P
grupo atrelado
grupo atrelado

Árvore de Steiner
 Árvore de Steiner: árvore de custo mínimo
conectando todos os roteadores com
membros locais do grupo mcast
 problema NP-completo
 existem excelentes heurísticas
 não é usada na prática:
 complexidade computacional
 necessita informações sobre a rede inteira
 monolítica: recalculada sempre que um roteador
precisa ser acrescentado/retirado

Árvores baseadas em centros
 árvore de envio única compartilhada por todos
 um roteador eleito como “centro” da árvore
 para juntar-se:
 roteador de fora envia msg-junção unicast
endereçada ao roteador central
 msg-junção é “processada” pelos roteadores
intermediários e encaminhada para o centro
 msg-junção ou chega a um ramo da árvore já
existente para este centro, ou chega ao centro
 caminho seguido por msg-junção se torna novo ramo
da árvore para este roteador

Árvores baseadas em centros:
exemplo
Suponha que R6 foi escolhido como centro:
R1
R2
R3
R4
R5
R6 R7
ordem em que as
mensagens de junção são
geradas
LEGENDA
2
1
3
1
grupo atrelado
grupo atrelado

Roteamento Multicast na Internet:
DVMRP
 DVMRP: distance vector multicast routing
protocol, RFC1075
 inundação e poda: envio pelo caminho reverso
(RPF), árvore baseada na fonte
 árvore RPF baseada em tabelas de roteamento
próprias do DVMRP, construídas por meio da
comunicação entre roteadores DVMRP
 nada assume sobre o roteamento unicast subjacente
 datagrama inicial para o grupo mcast é inundado por
todo lugar via RPF
 roteadores sem membros: mensagens de poda para
cima

DVMRP: continuando…
 estado soft : roteador DVMRP “esquece”
periodicamente (1 min.) que ramos estão podados:
 dados mcast novamente fluem pelos ramos não podados
 roteador de baixo: refaz a poda ou continua a receber
dados
 roteadores podem rapidamente se enxertar na
árvore
 seguindo junção IGMP na folha
 considerações finais
 comumente implementado em roteadores comerciais
 roteamento Mbone feito através do DVMRP

Tunelamento
Q: Como conectar “ilhas” de roteadores multicast em
um “oceano” de roteadores unicast?
 datagrama mcast encapsulado dentro de um datagrama
“normal” (sem endereço multicast)
 datagrama IP normal enviado através de um “túnel” via IP
unicast regular para o roteador mcast receptor
 roteador mcast receptor desencapsula para obter datagrama
mcast
Topologia física Topologia lógica

PIM: Protocol Independent Multicast
 não depende de nenhum algoritmo de roteamento
unicast subjacente (trabalha com todos)
 Dois cenários de distribuição multicast diferentes:
Denso:
 membros do grupo
densamente
empacotados, em
“estreita proximidade”
 maior disponibilidade
de banda
Esparso:
 # de redes com membros
do grupo pequeno em
relação ao # de redes
interconectadas
 membros do grupo
“amplamente dispersos”
 menor disponibilidade de
banda

Conseqüências da Dicotomia Esparso-Denso:
Denso
 participação dos
roteadores nos grupos
assumida até que os
roteadores se podem
explicitamente
 construção da árvore
mcast ditada pelos dados
(e.x., RPF)
 uso da banda e
processamento no
roteador não participante
do grupo perdulários
Esparso:
 sem participação até que
os roteadores se juntem
explicitamente
 construção da árvore
mcast ditada pelos
receptores (e.x., baseada
em centro)
 uso da banda e
processamento no
roteador não participante
do grupo criteriosos

PIM- Modo Denso
RPF com inundação e poda, similar ao
DVMRP mas
 Protocolo de roteamento unicast subjacente
provê as informações referentes ao datagrama
chegando, necessárias ao RPF
 inundação menos complicada (menos eficiente)
que a do DVMRP reduz a dependência em
relação ao algoritmo de roteamento subjacente
 possui mecanismo no protocolo para que o
roteador detecte que é um nó folha

PIM – Modo Esparso
 abordagem baseada em
centro
 Roteador envia msg. de
junção para o ponto de
encontro (rendezvous point -
RP)
 Roteadores intermediários
atualizam estado e
encaminham msg. de junção
 após se juntar via RP,
roteador pode mudar p/
árvore baseada na fonte
 performance melhorada:
menos concentração,
caminhos menores
R1
R2
R3
R4
R5
R6
R7
junção
junção
junção
multicast dos dados
a partir do ponto
de encontro (RP)
ponto de
encontro

PIM – Modo Esparso
fonte(s):
 dados via rot. unicast
para o RP, que os
distribui ao longo da
árvore com raiz no RP
 RP pode estender
árvore mcast para
cima até a fonte
 RP pode enviar msg.
pare p/ fonte se não
houver receptores
atrelados
 “ninguém está ouvindo!”
R1
R2
R3
R4
R5
R6
R7
junção
junção
junção
multicast dos dados
a partir do ponto
de encontro (RP)
ponto de
encontro

Camada de Rede: resumo
Próxima parada:
A camada de
Enlace de
Dados!
O que nós cobrimos:
 Serviços da camada de rede
 Princípios de roteamento: estado
dos enlaces e vetor de distâncias
 roteamento hierárquico
 IP
 protocolos de roteamento
Internet RIP, OSPF, BGP
 O que tem dentro de um
roteador?
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