Capítulo 4: Camada de Rede

(1)

4: Camada de Rede 4a-1

Capítulo 4: Camada de Rede

4. 1 Introdução

4.2 Redes de circuito Virtual e redes datagrama 4.3 O que tem dentro de um roteador;

4.4 IP: Protocolo Internet(IP)

Formato do Datagrama Endereçamento IPv4 a ICMP

IPv6

(2)

Camada de rede

Dinâmica:

Transporta segmento do SF

transmissor até o SF receptor; No lado do transmissor encapsula segmentos dentro de datagramas; No lado do receptor, entrega

segmentos para camada de transporte;

Observações:

O protocolo da camada de rede é implementada em todos os SF e roteadores;

Roteador examina campos do

cabeçalho de todo o datagrama IP;

application transport network data link physical application transport network data link physical network data link physical _network data link physical network data link physical network data link physical network data link physical network data link physical network data link physical network data link physical network data link physical network data link physical network data link physical

(3)

As duas Funções principais da camada de rede

Comutação: mover pacotes dentro do roteador da entrada à saída apropriada;

Com base em:Tabela de comutação e datagrama;

Roteamento: rota seguida por pacotes da origem ao destino. Algoritmos de roteamento;

Em algumas arquiteturas...

estabelecimento da chamada: algumas arquiteturas de rede requerem determinar o caminho antes de enviar os dados.

(4)

1

2 3 0111

Valor no cabeçalho do pacote que chega

routing algorithm local forwarding table header value output link

0100 0101 0111 1001 3 2 2 1

(5)

Serviços que poderiam ser

oferecido pela camada de rede

Ordem da transmissão? Integridade?

Transmissão com taxa mínima? Entrega?

Entrega em tempo máximo? Privacidade?

(6)

Modelo de serviço da rede

P: Qual é o modelo de serviço para o “canal” que transporta pacotes do remetente ao receptor?

Serviço individual por datagramas:

Entrega garantida;

Entrega garantida com limite de tempo( em menos que 40 msec de atraso).

Serviço para um fluxo de datagramas:

Entrega datagrama na-ordem de geração;

Garantia mínima de banda para o fluxo; Restrição na variação do atraso.

(7)

Instanciação: serviço já visto na CR

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

(8)

Capítulo 4: Camada de Rede

4. 1 Introdução

4.2 Redes de circuito Virtual e redes datagrama

4.3 O que tem dentro de um roteador; 4.4 IP: Protocolo Internet(IP)

(9)

Camada de Rede: Serviço orientado

e não-orientado a conexão

Similar ao serviço da camada de

transporte, mas:

serviço: sistema final-a-sistema final

sem escolha: a rede fornece um ou outro

implementação: no interior da rede

Rede de datagrama fornece serviço

não-orientado a conexão;

Rede de Circuito virtuais fornece serviço

orientado a conexão;

(10)

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

conexão da camada de transporte só envolve os 2 sistemas terminais

recursos de enlace, roteador (banda, buffers) podem ser alocados

ao CV

para permitir desempenho como de um circuito

“caminho da-origem-ao-destino se comporta como um circuito telefônico em termos de”

desempenho

(11)

Implementação de CV

Um CV consiste de:

1. Caminho da fonte para destino;

2. Número CV, um número para cada enlace ao longo

do caminho;

3. Entradas nas tabelas de comutação dos roteadores

ao longo do caminho.

Pacote que pertence a um CV leva o número

CV (ao invés do endereço destino)

Número CV pode mudar a cada enlace.

(12)

Tabela Comutação

12 22 32 1 ₂ 3 Número CV Número interface

Interface entrada # do CV entrada Interface saída # CV de saida

1 12 3 22 2 63 1 18 3 7 2 17 1 97 3 87 … … … … Tabela de comutação do roteador:

(13)

Circuitos virtuais:

protocolos de sinalização

usados para estabelecer, manter, remover 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 completa5. começa fluxo de dados

(14)

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 usando endereços de destino

pacotes entre o mesmo par origem-destino podem seguir caminhos diferentes aplicação transporte rede enlace física aplicação transporte rede enlace física

(15)

Tabela Comutação

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 4 bilhões de possíveis entradas

(16)

Casando o “prefixo mais longo”

Pref ix Match Link Interface

11001000 00010111 00010 0 11001000 00010111 00011000 1 11001000 00010111 00011 2 otherwise 3 DA: 11001000 00010111 00011000 10101010 Exemplos DA: 11001000 00010111 00010110 10100001 Qual interface? DA: 11101000 00010111 00011000 10101010

(17)

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

(18)

Capítulo 4: Camada de Rede

4. 1 Introdução

4.2 Redes de circuito Virtual e redes datagrama

4.3 O que tem dentro de um roteador;

IPv6

(19)

(20)

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

Camada f’ísica:

recepção de bits

Camada de enlace:

p.ex., Ethernet veja capítulo 5

(21)

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-fila (Head-of-the-Line - HOL):

datagrama na cabeça da fila impede outros na mesma fila de avançarem

retardo de enfileiramento e perdas devido ao transbordo do buffer de entrada!

(22)

(23)

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 deSaída Memória

Barramento do Sistema

Roteadores modernos:

processador da porta de entrada consulta tabela, copia para a memória

(24)

Comutação via

Barramento

Move 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

(25)

Comutação via uma Rede de

Interconexão

supera limitações de banda dos barramentos

2n Barramentos que conectam n portas de entrada e saída

O comutador fecha o cruzamento para transferir de uma porta de entrada para a porta de saída; Cisco 12000: comuta N Gbps pela rede de

(26)

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

(27)

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!

(28)

Capítulo 4: Camada de Rede

4. 1 Introdução

(29)

A Camada de Rede na Internet

Tabela de com.

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

(30)

Formato do datagrama IP

ver _comprimento 32 bits dados (comprimento variável, tipicamente um segmento TCP ou UDP) ident. 16-bits checksum Internet sobre-vida TTL

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 serviçotipo de

“tipo” dos dados (DS) _bits início do fragmento camada

superior

endereço IP de destino 32 bits

Opções (se tiver) p.ex. registrar rota seguida, especificar lista de roteadores a visitar. Qual o overhead com TCP? 20 bytes de TCP 20 bytes de IP = 40 bytes +

(31)

IP: Fragmentação & Remontagem

ID =x bit_frag₌₀ início₌₀ compr =4000 ID =x bit_frag=1 início=0 compr =1500 ID =x bit_frag=1 =1480início compr =1500 ID =x bit_frag=0 =2960início compr =1040

um datagrama grande vira vários datagramas menores

Exemplo

Datagrama com 4000 bytes

(32)

Capítulo 4: Camada de Rede

4. 1 Introdução

Formato do Datagrama

Endereçamento IPv4

ICMP IPv6

(33)

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

(34)

Endereçamento IP

endereço IP:

parte de rede (bits de mais alta ordem)

parte de estação (bits de mais baixa ordem)

O que é uma rede 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 (para endereços IP começando com 223, os primeiros 24 bits são a

parte de rede)

(35)

Endereçamento IP

Como achar as redes?

Desacoplar cada interface do seu

roteador, ou estação; criar “ilhas” de redes isoladas; 223.1.1.1 223.1.1.3 223.1.1.4 223.1.2.2 223.1.2.1 223.1.2.6 223.1.3.2 223.1.3.1 223.1.3.27 223.1.7.0 223.1.7.1 223.1.8.0 223.1.8.1 223.1.9.1 223.1.9.2 Sistema interligado consistindo de ??? redes

(36)

Endereços IP

0rede estação 10 rede estação 110 rede estação A B C classe 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 32 bits

dada a noção de “rede”, vamos reexaminar endereços IP:

(37)

parte de estação

Endereçamento IP

: CIDR

Endereçamento baseado em classes:

uso ineficiente e esgotamento do espaço de endereços

p.ex., rede da classe B aloca endereços para 65K estações, mesmo se houver apenas 2K 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 no. de bits na parte de rede do endereço

11001000 00010111 00010000 00000000

parte de rede

(38)

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 fragmentação: entrada: um datagrama grande saída: 3 datagramas menores remontagem

(39)

Endereços IP: como conseguir um?

DHCP: Dynamic Host Configuration Protocol: obtém endereço dinamicamente: “plug-and-play”

estação difunde mensagem “DHCP discover” servidor DHCP responde com “DHCP offer” estação solicita endereço IP: “DHCP request” servidor DHCP envia endereço: “DHCP ack”

(40)

DHCP: cenário cliente-servidor

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 A B E servidor DHCP Cliente DHCP

que chega necessita de um endereço

(41)

DHCP: implementa DORA

Servidor DHCP : 223.1.2.5 Cliente que chega

temp o DHCP discover src : 0.0.0.0, 68 dest.: 255.255.255.255,67 yiaddr: 0.0.0.0 transaction ID: 654 DHCP offer src: 223.1.2.5, 67 dest: 255.255.255.255, 68 yiaddrr: 223.1.2.4 transaction ID: 654 Lifetime: 3600 secs DHCP request src: 0.0.0.0, 68 dest:: 255.255.255.255, 67 yiaddrr: 223.1.2.4 transaction ID: 655 Lifetime: 3600 secs DHCP ACK src: 223.1.2.5, 67 dest: 255.255.255.255, 68 yiaddrr: 223.1.2.4 transaction ID: 655 Lifetime: 3600 secs

(42)

Servidores DHCP: Porque eles

podem tornar a sua rede inviável

Pesquise sobre esse tema e traga uma

explicação de 1 página, manuscrita.

Aqueles que tiverem a sua resposta aceita

receberão um ponto na última prova.

(43)

Endereços IP: como conseguir um?

Rede (parte de rede):

conseguir alocação a partir do espaço de

endereços do seu provedor IP

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

(44)

Endereçamento IP: a última palavra...

P:

Como um provedor IP consegue um bloco de

endereços?

R:

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 Registro nacional, e comandado pelo Comitê Gestor Internet BR)

(45)

Enviando um datagrama da origem ao destino

datagrama IP: 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 A B E campos

misc end. IPorigem end. IP dest dados

datagrama permanece

inalterado, enquanto passa da origem ao destino

campos de endereços de interesse aqui

rede dest. próx. rot. Nenlaces 223.1.1 1

223.1.2 223.1.1.4 2 223.1.3 223.1.1.4 2

(46)

Enviando um datagrama da origem ao destino

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 A B E Supondo um datagrama IP originado em A, e endereçado a B:

procura endereço de rede de B descobre que B é da mesma rede que A

camada de enlace remeterá datagrama diretamente para B num quadro da camada de

enlace

B e A estão diretamente ligados

223.1.2 223.1.1.4 2 223.1.3 223.1.1.4 2

campos

(47)

Enviando um datagrama da origem ao destino

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 A B E

223.1.2 223.1.1.4 2 223.1.3 223.1.1.4 2

OrigemA, destino E:

procura endereço de rede de E É em uma rede diferente

A, E não ligados diretamente 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 quadro da camada de enlace datagrama chega a 223.1.1.4 continua…

campos

(48)

Enviando um datagrama da origem ao destino

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 A B E 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 estão

diretamente ligados

camada de enlace envia

datagrama p/ 223.1.2.2 dentro de quadro de camada de enlace via interface 223.1.2.9

datagrama chega a 223.1.2.2!!!

campos

div. 223.1.1.1 223.1.2.2 dados dest. rot. Nenl. 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

(49)

Qual o tamanho da Internet?

Endereçáveis: 4.294.967.296,00

Com a divisão por classe:

A: 2.113.928.964,00 B: 1.073.709.056,00 C: 534.773.760,00

(50)

(51)

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.g., home network) 10.0.0/24

Restante da rede

Datagramas com origem ou

destino nesta rede tem endereço 10.0.0/24 para fonte, e de

destino o usual

Todos os datagramas saindo da rede local tem o mesmo endereço NAT IP: 138.76.29.7, diferentes números de portas fontes

(52)

NAT: Network Address Translation

Motivação: rede local usa apenas um endereço IP:

Não há necessidade de alocar faixas de endereços de um ISP

 apenas um endereço IP é usado para todos os

dispositivos

Permite mudar o endereço dos dispositivos internos sem necessitar notificar o mundo externo;

Permite a mudança de ISPs sem necessitar mudar os endereços dos dispositivos internos da rede local

Dispositivos internos a rede, não são visíveis nem endereçaveis pelo mundo externo (melhora

(53)

NAT: Network Address Translation

Implementação: roteador NAT deve;

Datagramas que saem: trocar (endereço IP fonte,

porta #) de cada datagrama de saída para (endereço NAT IP, nova porta #)

. . . clientes/servidores remotos irão responder usando (endereço NAT IP, nova porta #) como endereço destino.

guardar (na tabela de tradução de endereços NAT):

os pares de tradução de endereços (endereço IP

fonte, porta #) para (endereços NAT IP, nova porta #)

Datagramas que chegam: trocar (endereço NAT IP, nova porta #) no campo de destino de cada datagrama que chega com o correspondente (endereço IP fonte, porta #) armazenado na tabela NAT

(54)

NAT: Network Address Translation

10.0.0.1 10.0.0.2 10.0.0.3 S: 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 para 128.119.40.186, 80

Tabela de tradução NAT WAN addr LAN addr

138.76.29.7, 5001 10.0.0.1, 3345 …… …… S: 128.119.40.186, 80 D: 10.0.0.1, 3345 4 S: 138.76.29.7, 5001 D: 128.119.40.186, 80 2 2: roteador NAT muda o endereço de origem 10.0.0.1, 3345 de 10.0.0.1, 3345 para 138.76.29.7, 5001, e atualiza a tabela S: 128.119.40.186, 80 D: 138.76.29.7, 5001 3

3: resposta chega no endereço de destino:

138.76.29.7, 5001

4: roteador NAT muda o endereço de destino de

(55)

NAT: Network Address Translation

Campo de porta de 16-bit :

60,000 conexões simultâneas com um único endereço de rede;

NAT é controverso:

Roteadores devem fazer processamentos até no máximo a camada 3;

Viola o “conceito fim-a-fim”

• A possibilidade de suporte a NAT deve ser levado em consideração pelos desenvolvedores de aplicações;

O problema de diminuição do número de endereços deveria ser tratada por IPv6;

(56)

Passando pelo NAT

cliente quer se conectar ao servidor que tem endereço 10.0.0.1

O endereço do

servidor(10.0.0.1) é válido na LAN (cliente Não pode usar como endereço de destino) Somente o endereço NATted é visível: 138.76.29.7

Solução 1: configurar

estaticamente o NAT para repassar requisições de

conexão de uma dada porta para o servidor

e.g., (123.76.29.7, port 2500) sempre repassa para 10.0.0.1

10.0.0.1 10.0.0.4 NAT router 138.76.29.7 Cliente

?

(57)

Passando pelo NAT

solução 2: Protocolo Universal Plug and Play (UPnP) Internet Gateway Device (IGD). Permite SF NATted:

 Encontrar um endereço IP

público (138.76.29.7)

 Adcionar/remover

mapeamento de porta (com lease times)

i.e., automatiza a solução

estática de mapeamento de porta 10.0.0.1 10.0.0.4 NAT router 138.76.29.7 IGD

(58)

Passando pelo NAT

solução 3: relaying (usado pelo Skype)

Cliente NATed estabelece uma conexão com o relay Cliente externo conecta-se com o relay

Relay conecta pacotes entre as conexões

138.76.29.7 Cliente 10.0.0.1 NAT router 1. conexão para o relay iniciada pelo SF NATted 2. conexão para o relay iniciada pelo cliente 3. relaying estabelecido

(59)

Capítulo 4: Camada de Rede

4. 1 Introdução

Formato do Datagrama Endereçamento IPv4 a

ICMP

IPv6

(60)

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, o cabeçalho e os primeiros 8 bytes do datagrama IP que

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

(61)

Traceroute e ICMP

Fonte envia uma serie de segmentos UDP para dest

Prim. tem TTL =1

Segundo tem TTL=2, etc. Num. Porta improvável

Qdo nth datagrama chega ao nth roteador:

Roteador descarta datagr. E envia para a fonte uma mensagem ICMP (tipo 11, código 0)

Mensagem inclui nome do roteador & endereço IP

Quando a mensagem ICMP chega, a fonte calcula RTT Traceroute faz 3x a operação Critério de parada Segmento UDP eventualmente chega no SF destino

Destino retorna uma msg ICMP “host unreachable” packet (tipo 3, cod. 3) Quando a fonte recebe essa Msg ICMP, para.

(62)

(63)

(64)

IPv6

Motivação Inicial:

Espaço de endereçametno

de

32 bits estava para ser alocado por

completo.

Motivação adcional:

Formato do cabeçalho ajuda na velocidade de processamento/Comutação

Cabeçalho mudou para facilitar QoS

Formato do datagrama IPv6:

• Cabeçalho de tamanho fixo 40 bytes • Não permite fragmentação

(65)

Cabeçalho do Ipv6(Cont.)

Pri identifica prioridade entre datagramas no fluxo

Flow Label: identica datagramas em um “fluxo.”

(conceito de“fluxo” não claramente definido).

(66)

Outras mudanças em relação

ao IPv4

Checksum

:

removido para reduzir tempo de

processamento em cada salto

Options:

possível, mas fora do cabeçalho,

indicado pelo campo “Next Header”

ICMPv6:

nova versão do ICMP

Tipos novos de mensagens, e.g. “Packet Too Big” Funções para gerenciamento de transmissão em grupo

(67)

Transição do IPv4 para IPv6

Nem todos os roteadores podem ser

atualizados simultaneamente

Sem a possibilidade de “flag days”

Como a rede poderia operar com um mix de roteadores IPv4 e IPv6?

Tunneling:

IPv6 transportado com carga nos

datagrama IPv4 ao longo de uma rota

(68)

Tunneling

A B E F

IPv6 IPv6 IPv6 IPv6

tunel

Ideia:

Implementado A B E F

(69)

Tunneling

A B E F

IPv6 IPv6 IPv6 IPv6

tunel

Ideia:

Implementado: A B E F

IPv6 IPv6 IPv6 IPv6

C D IPv4 IPv4 Flow: X Src: A Dest: F data Flow: X Src: A Dest: F data Flow: X Src: A Dest: F data Src:B Dest: E Flow: X Src: A Dest: F data Src:B Dest: E A-para-B:

IPv6 _{IPv6 dentro}B-para-C: E-para-F:IPv6 IPv4

B-para-C: IPv6 dentro

(70)

Capitulo 4: Camada Rede

4. 1 Introdução 4.2 Redes circuito Virtual e datagrama 4.3 O que tem em um roteador 4.4 IP: Protocolo Internet Formato do Datagram Endereçamento IPv4 ICMP IPv6 4.5 Algoritmos de roteamento Estado do Enlace Vetor Distancia Roteamento Hierárquico 4.6 Roteamento na Internet RIP OSPF BGP 4.7 roteamento Broadcast e multicast

(71)

4: Camada de Rede 4a-71 1 2 3 0111 Valor no cab. do pacote que chega

Algo. de Roteamento Tab. De repasse Valor Head Link Saida

0100 0101 0111 1001 3 2 2 1

A interação entre roteamento e

comutação

(72)

u y x w v z 2 2 1 3 1 1 2 5 3 5 Grafo: G = (N,E) N = conjunto 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) }

A malha de roteadores como

um Grafo

(73)

Grafo: 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’)} - e.g., c(w,z) = 5

• custo poder ser sempre 1, ou inversamente relacionado à banda, ou relacionado ao

congestionamento

Custo de um caminho (x₁, x₂, x₃,…, x_p) = c(x₁,x₂) + c(x₂,x₃) + … + c(x_p-1,x_p)

Questão: Qual é o caminho de Menor custo entre u e z ?

Algoritmo de Roteamento: algoritmo que encontra o caminho De menor custo.

(74)

Capitulo 4: Camada Rede

4. 1 Introdução 4.2 Redes circuito Virtual e datagrama 4.3 O que tem em um roteador 4.4 IP: Protocolo Internet Formato do Datagram Endereçamento IPv4 ICMP IPv6 4.5 Algoritmos de roteamento Estado do Enlace Vetor Distancia Roteamento Hierárquico 4.6 Roteamento na Internet RIP OSPF BGP 4.7 roteamento Broadcast e multicast

(75)

Classificação para algoritmo de

Roteamento

Usa informação Global ou decentralizada?

Global:

Todos os roteadores têm topologia completa, info de custo do custo do enlace

Algoritmos “estado do enlace”

Decentralizado:

Roteadores sabem sobre os vizinhos conectados

fisicamente, custo do enlace para os vizinhos

Processo iterativo de

computação, troca de info entre os vizinhos

Algoritmos “vetor distância”

Estático e dinâmico?

Estático:

Rotas mudam lentamente com o tempo

Dinâmico:

Rotas mudam mais rapidamente Atualização periódicas Em resposta a mudanças no custo do enlace

(76)

Algoritmo roteamento baseado em

estado do enlace

Algoritmo de Dijkstra

Conhece topologia da rede, custo do enlaçe de todos os nós

Obtido via “broadcast do estado do enlace”

Todos os vértices tem a mesma info

Computa os caminhos de menor custo de um vértice (fonte) a todos os demais vértices

entrada tabela de

comutação para o vértice iterações: após k iterações, descobre o caminho de menor custo para k destinos

Notação:

c(x,y): custo do enlace do

vértice x para y; = ∞ se não forem vizinhos diretos

D(v): valor atual do custo

do caminho do vertice fonte até o vértice v

p(v): vértice predecessor

do vértice v no caminho

N': conjunto de vértices cujo o menor custo já se sabe em definitivo

(77)

Algoritmo de Dijkstra

1 Inicialização: 2 N' = {u} 3 para todos nós v 4 se v adjacente a u 5 então D(v) = c(u,v) 6 Senão D(v) = ∞ 7 8 Faça

9 encontre w fora de N' tal que D(w) seja mínimo 10 adcione w em N'

11 atualize D(v) para todo v adjacente a w e fora de N' : 12 D(v) = min( D(v), D(w) + c(w,v) )

13 /* */

(78)

Algoritmo de Dijkstra: exemplo

Passo 0 1 2 3 4 5 N' D(v),p(v) D(w),p(w) D(x),p(x) D(y),p(y) D(z),p(z) u y x w v z 2 2 1 3 1 1 2 5 3 5

(79)

Algoritmo de Dijkstra: exemplo

Passo 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

(80)

Algoritmo de Dijkstra: exemplo

(2)

u y x w v z

Arvore menor caminho a partir de u:

v x y w z (u,v) (u,x) (u,x) (u,x) (u,x) Destino _enlace

(81)

Algoritmo de Dijkstra, discursão

Complexidade do Algoritmo: n vértices

Cada iteração: precisa verificar todos vértices, w, que não estão em N

n(n+1)/2 comparações: O(n2)

(82)

Algoritmo de Dijkstra, discursão

Possíveis oscilações:

e.g., custo do enlace =

quantidade de tráfego

transferido

_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

initialização … recomputa_rotas … recomputa … recomputa

A D C B 0 ₀ 0 0 e 1 ₁ 0 0

(83)

Capitulo 4: Camada Rede

4. 1 Introdução 4.2 Redes circuito Virtual e datagrama 4.3 O que tem em um roteador 4.4 IP: Protocolo Internet Formato do Datagram Endereçamento IPv4 ICMP IPv6 4.5 Algoritmos de roteamento Estado do Enlace Vetor Distância Roteamento Hierárquico 4.6 Roteamento na Internet RIP OSPF BGP 4.7 roteamento Broadcast e multicast

(84)

Algoritmo vetor distância

Equação de Bellman-Ford

d

_x

(y) := caminho de menor custo de x para y

então

d

_x

(y) = min {c(x,v) + d

_v

(y) }

onde min é tomado entre todos os vizinhos v

de x

(85)

Exemplo do 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 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

Vértice que atinge o mínimo é o próximo

Salto no caminho mais curto ➜ tabela de comutação

(86)

Algoritmo Vetor distância

D

_x

(y) = estima o menor custo de x para y

Vértice x conhece o custo de cada vizinho

v: c(x,v)

Vértice x mantém o vetor distância

D

_x

=

[D

_x

(y): y є N ]

Vértice x também mantém o vetor distância

dos seus vizinhos

Para cada vizinho v, x mantém

(87)

Algoritmo Vetor distância (4)

Idéia básica:

De tempo-em-tempo, cada vértice envia seu próprio vetor distância para os vizinhos

Assincrona

Quando um vértice x recebe um novo DV estimado de um vizinho, ele atualiza o seu próprio DV usando equação de B-F:

D_x(y) ← min_v{c(x,v) + D_v(y)} para cada vértice y ∊ N

Em condição mínimas, e normais, D_x(y) converge para o menor custo de fato d_x(y)

(88)

Algoritmo Vetor distância(5)

Iterativo, assincrono:

cada iteração local causada por:

Mudança no custo local do enlace

Mensagem de atualização do DV

Distribuído:

Cada vértice notifica os vizinho somente quando ocorre mudança no seu DV

Vizinhos então notificam seus vizinhos se

necessário

espera por (mudança no custo local ou msg do vizinho)

recomputa estima

se DV para qualquer dest mudou, notifica vizinhos

(89)

4: Camada de Rede 4a-89 x y z x y z 0 2 7 ∞ ∞ ∞ ∞ ∞ ∞ de Custo para de de x y z x y z de Custo para x y z x y z ∞ ∞ ∞ ∞ ∞ Custo para x y z x y z ∞ ∞ ∞_{7 1 0} Custo para ∞ 2 0 1 ∞ ∞ ∞ tempo x z 1 2 7 y Tabela nó x Tabela nó y Tabela nó z x y z x y z de Custo para x y z x y z de Custo para x y z x y z de Custo para x y z x y z de Custo para x y z x y z de Custo para

(90)

x y z x y z 0 2 7 ∞ ∞ ∞ ∞ ∞ ∞ de Custo para de de x y z x y z 0 de Custo para x y z x y z ∞ ∞ ∞ ∞ ∞ Custo para x y z x y z ∞ ∞ ∞_{7 1 0} Custo para ∞ 2 0 1 ∞ ∞ ∞ 2 0 1 7 1 0 tempo x z 1 2 7 y Tabela nó x Tabela nó y Tabela nó z

D_x(y) = min{c(x,y) + D_y(y), c(x,z) + D_z(y)} = min{2+0 , 7+1} = 2 D_x(z) = min{c(x,y) + D_y(z), c(x,z) + D_z(z)} = min{2+1 , 7+0} = 3 3 2

(91)

4: Camada de Rede 4a-91 x y z x y z 0 2 7 ∞ ∞ ∞ ∞ ∞ ∞ de Custo para de de x y z x y z 0 2 3 de Custo para x y z x y z 0 2 3 de Custo para x y z x y z ∞ ∞ ∞ ∞ ∞ Custo para x y z x y z 0 2 7 de Custo para x y z x y z 0 2 3 de Custo para x y z x y z 0 2 3 de Custo para x y z x y z 0 2 7 de 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 time x z 1 2 7 y Tabela nó x Tabela nó y Tabela nó z

D_x(y) = min{c(x,y) + D_y(y), c(x,z) + D_z(y)} = min{2+0 , 7+1} = 2

D_x(z) = min{c(x,y) + D_y(z), c(x,z) + D_z(z)} = min{2+1 , 7+0} = 3

(92)

Vetor distância: Mudanças no custo do

enlace

Mudança no custo do enlace:

Nó detecta mudança no custo do enlace local

Atualiza info de roteamento, recalcula o vetor distância

se mudança em DV, notifica vizinhos

“noticia boa viaja rápido” x z 1 4 50 y 1

No tempo t₀, y detecta mudança no custo do enlace, atualiza o DV, e informa seus vizinhos.

No tempo t₁, z recebe a atualização de y e atualiza sua tabela.

Ele computa um novo menor custo de x e envia-o para seus vizinhos DV. No tempo t₂, y recebe atualizações de z e atualiza sua tabela.

O menor custo de y não mudam e assim y não envia nem uma mensagem para z.

(93)

Vetor distância: Mudanças no custo do

enlace

x _z 1 4 50 y 60

(94)

Vetor distância: Mudanças no custo do

enlace

Mudança no custo do enlace:

Boas notícias chegam rápido Notícias ruins vão mais devagar – problema da “contagem

infinita”!

44 iterações antes do algoritmo se estabilizar

Envenenamento reverso:

Se Z está na rota de Y para X :

Z informa a Y que sua (Z) distância para X é infinita

(assim Y não irá rotear para X via Z) O problema será completamente resolvido? x _z 1 4 50 y 60

(95)

Comparação entre DV e LS

Complexidade Mensagens

LS: cada n vértices, E enlaces, O(nE) msgs são enviadas

DV: troca somente entre vizinhos

Convergência em tempo varia

Velocidade de convergência

LS: Algoritmo O(n2) requer

O(nE) msgs

Por haver as ocilações

DV: Convergência varia no tempo Roteamento pode entrar em loop

Problema da contagem infinita

Robustez: O que acontece

se o roteador passa a Não funcionar?

LS:

Vértice pode publicar

custo do enlace incorreto Cada vértice computa

apenas a sua tabela

DV:

Vértice DV pode publicar custo incorreto do

caminho

Cada tabela no vértice é usada por outros

(96)

Capitulo 4: Camada Rede

(97)

Roteamento Hierárquico

escala: com 200 milhões

destinos:

Não há como armazenar todos os destinos nas tabelas de roteamento! A troca de Tabela de roteamento pode

sobrecarregar os enlaçes!

Autonomia administrativas

Internet = rede de redes Cada administrador pode querer controlar o

roteamento de sua rede

Os estudos sobre roteamento até então -idealização

Todos os roteadores são identicos Rede é “plana”

(98)

Roteamento Hierárquico

Agrega roteadores em uma região, “sistemas autonomos” (AS) Roteadores em um mesmo AS rodam o mesmo procotolo de roteamento Roteamento “intra-AS” Roteamento em diferentes AS podem rodar diferentes protocolos de roteamento intra-AS Roteador Gateway

Enlace direto para

(99)

4: Camada de Rede 4a-99 3b 1d 3a 1c 2a AS3 AS1 AS2 1a 2c 2b 1b Intra-AS Algoritmo Roteamento Inter-AS Algoritmo Roteamento Repasse Tabela 3c

ASes Interconectados

Tabelas de comutação atualizadas por ambos os algoritmos de roteamento: intra- e inter-AS

Conjuntos de entradas intra-AS para destinos internos

Conjuntos de entradas inter-AS & intra-As para destinos externos

(100)

3b 1d 3a 1c 2a AS3 AS1 AS2 1a 2c 2b 1b 3c

Tarefas Inter-AS

Suponha Roteador em AS1 receba datagrama destinado para um

ponto fora de AS1: Roteador deve repassar pacotes para o roteador borda, mais qual deles?

AS1 deve:

1. Aprender quais

destinos são

alcançáveis através do AS2, e quais são

através do AS3 2. Propagar a info de alcançabilidade para todos os roteadores em AS1 Traballho do roteamento inter-AS!

(101)

Exemplo: configuração da tabela de repasse no

roteador 1d

Suponha AS1 aprende (via protocolo inter-AS) que a subrede x é alcançável via AS3 (borda 1c) mas não via AS2.

Protocolo inter-AS propaga a info de alcançabilidade para todos os roteadores internos.

Roteador 1d determina da informação de roteamento do intra-AS que sua interface I está no caminho de menor custo para 1c.

Insere a entrada (x,I) na tabela de roteamento

3b 1d 3a 1c 2a AS3 AS1 AS2 1a 2c 2b 1b 3c x

…

(102)

Exemplo: Escolhendo entre múltiplos ASes

Agora suponha AS1 saiba atravês do protocolo

inter-AS que a subrede x é alcançável a partir de AS3 e de AS2.

Para configurar tabela de repasse, roteador 1d deve determinar através de que roteador de borda ele deve repassar o pacotes para o destino x.

Essa também é a tarefa do procotolo de roteamento inter-AS! 3b 1d 3a 1c 2a AS3 AS1 AS2 1a 2c 2b 1b 3c

…

x

…

(103)

4: Camada de Rede 4a-103 Aprende pelo protocolo Inter-AS que a Subrede x é alcançável Via múltiplos roteadores

Usa info roteamento do procotocolo intra-AS para determinar custos dos caminhos

de menor custo para cada roteador

Roteamento Hot potato:

Escolhe o roteador de borda que tem o

menor entre os menos custos

Determine da tabela de Comutação a interface I que leva O gateway de menor custo

Entre com (x,I) na Tabela de comutação

Exemplo: Escolhendo entre múltiplos ASes

Roteamento hot potato: envia pacotes através do

(104)

Capitulo 4: Camada Rede

(105)

Roteamento Intra-AS

Também conhecido como Interior Gateway Protocols (IGP)

Os procotocolos mais comuns para roteamento Intra-AS:

RIP: Routing Information Protocol OSPF: Open Shortest Path First

IGRP: Interior Gateway Routing Protocol (Proprietário da Cisco)

(106)

Roteamento Intra-AS

Também conhecido como Interior Gateway Protocols (IGP)

Os procotocolos mais comuns para roteamento Intra-AS:

RIP: Routing Information Protocol OSPF: Open Shortest Path First

IGRP: Interior Gateway Routing Protocol (Proprietário da Cisco)

(107)

Capitulo 4: Camada Rede

(108)

RIP ( Routing Information Protocol)

Algoritmo vetor distância

Incluído na distribuição BSD-UNIX em 1982 Métrica distância: # de saltos(max = 15 saltos)

D C B A u v w x y z Destino saltos u 1 v 2 w 2 x 3 y 3 z 2

(109)

Propaganda RIP

Vetores distância:

trocas entre vizinhos a

cada 30 seg via Response Message (também

chamado propaganda)

Cada propaganda: lista até 25 destino de

subredes dentro do AS

(110)

RIP: Exemplo

Rede destino Prox. Roteador Nro. saltos p/ dest.

w A 2 y B 2 z B 7 x -- 1 …. …. .... w _x _y z A C D _B Tabela roteamento/comutação em D

(111)

RIP: Exemplo

Rede destino Prox roteador Nro de saltos dest.

w A 2 y B 2 z B A 7 5 x -- 1 …. …. .... Tabela Roteamento/comutação em D w _x _y z A C D _B

Dest prox saltos

w - 1 x - 1 z C 4 …. … ... Propaganda de A para D

(112)

RIP: Falha/Recuperação em Enlace

Se não se escuta propaganda por 180 seg --> vizinho/enlace é declarado morto

Rota via vizinho é invalidada

Nova propaganda enviada para vizinhos

Vizinhos a seu tempo enviam novas propagandas (se tabela mudar)

Info de Falha enlace é propagado rapidamente(?) para toda a rede

Envenenamento reverso usando para evitar loops

(113)

Processando Tabela RIP

Tabelas de roteamento do RIP gerida por um

processo da camada de aplicação route-d (daemon) Propaganda enviada em pacotes UDP, repetido

periodicamente física enlace Rede comutação (IP) tabela Transprt (UDP) routed física enlace rede (IP) Transprt (UDP) routed comutação tabela

(114)

Capitulo 4: Camada Rede

(115)

(116)

OSPF (Open Shortest Path First)

“aberto”: disponível publicamente (RFC 2328) Usa algoritmo Estado Enlace

Disseminação pacotes Estado Enlace Mapa topologia em cada nó

Computação rotas usando algoritmo Dijkstra

(117)

Formato Geral de uma mensagem

OSPF

(118)

(119)

(120)

(121)

Características “avançadas” OSPF

segurança: todas mensagens OSPF autenticada (para

previnir intrusão)

múltiplos caminhos como mesmo-custo são permitidos

Para cada enlaçe, múltiplas métricas de custo para diferentes TOS (e.g., enlace satelite define “baixo” para melhor esforço; alto para tempo real)

(122)

OSPF Hierárquico

Hierarquica em duas-camadas: area local, backbone.

Propaganda do estado do enlace somente na area Cada nó tem a topologia detalhada da area; conheçe somente direção (menor caminho) para redes em

outras areas.

Roteadores de borda da area: “resume” distância para

redes em sua própria area, faz propaganda para outros roteadores de borda de area.

Roteadores backbone: executa roteamento OSPF

limitado ao backbone.

(123)

(124)

Capitulo 4: Camada Rede

(125)

Roteamento inter-AS na Internet:

BGP

BGP (Border Gateway Protocol):

padrão de

fato

BGP prover a cada AS uma maneira de:

1. Obter informação de alcançabilidade de uma

subrede a partir de ASs vizinhos.

2. Propaga informação de alcançabilidade para

todos os roteadores internos a um AS.

3. Determina rotas “boas” para subredes baseado

na informação de alcançabilidade e a política do AS.

Permite subrede anunciar sua existência

para o restante da Internet:

“Estou aqui”

(126)

O Básicão do BGP

Pares de roteadores (pares BGP) trocam info de roteamento em conexões TCP semi-permanentes:

sessão BGP

Sessões BGP não precisam corresponder a conexões físicas.

Quando AS2 anuncia um pré-fixo para AS1:

AS2 compromete-se a repassar datagramas para

aquele pré-fixo.

AS2 pode agregar prefixos em sua propaganda

• Exemplo!!! 3b 1d 3a 1c 2a AS3 AS1 AS2 1a 2c 2b 1b

(127)

Distribuindo info alcançabilidade

Usando sessão eBGP entre 3a e 1c, AS3 envia pré-fixo como info de alcançabilidade para AS1.

1c pode então usar iBGP para distribuir nova info de pré-fixo para todos os roteadores no AS1

1b pode então anunciar novamente nova info de alcançabilidade para AS2 sobre sessão eBGP 1b-para-2a

Quando roteador aprende sobre o novo pré-fixo, ele cria uma entrada para o pré-fixo em sua tabela de comutação. 3b 1d 3a 1c 2a AS3 AS1 AS2 1a 2c 2b 1b

(128)

Atributos de caminhos & rotas

BGP

Pré-fixo anunciado inclue atributos BGP.

pré-fixo + atributos = “rota”

Dois atributos importantes:

AS-PATH: contém ASs por onde o anuncio do

pré-fixo passou: ex, AS 67, AS 17

NEXT-HOP: indica roteador específico interno ao

AS para próximo salto no AS. (pode ser multíplos enlaces do AS corrente para próximo hop-AS)

Quando roteador de borda recebe um anuncio

de rota, usa política importa para

(129)

Seleção rota BGP

Roteadores podem aprender sobre mais de

uma rota para o mesmo pré-fixo. Roteador

deve selecionar rota.

Regras para eliminação:

1. Atributo valor local de preferência. 2. O menor AS-PATH

3. Roteador NEXT-HOP mais próximo:

roteamento hot potato

(130)

Mensagens BGP

Troca d Mensagens BGP usando TCP. Mensagens BGP:

OPEN: abre uma conexão TCP para o par e

autêntica transmissor

UPDATE: anuncia novo caminho(ou remove antigo)

KEEPALIVE conexão mantiva ativa mesmo na

ausencia de UPDATES; também quer ACKs OPEN

NOTIFICATION: reporta erros em mensagen

(131)

Politica de roteamento BGP

A,B,C são redes provedoras

X,W,Y são clientes (das redes provedoras)

X é dual-homed: conectado para duas redes

X não deseja rotear de B para C

.. assim X não irá anunciar para B uma rota para C

A B C W X Y legenda: cliente rede: provedor rede

(132)

Politica roteamento BGP (2)

A anuncia caminho AW para B B anuncia caminho BAW para X

B deve anunciar caminho BAW para C?

Não! B não tem ganho para roteamento CBAW uma vez que nem W nem C são clientes de B

B quer forçar C rotear para w via A

B quer rotear somente de/para seus clientes!

A B C W X Y legenda: cliente rede: provedora rede

(133)

Porque o roteamento Intra- e Inter-AS é

diferente?

Politica:

Inter-AS: adminstrador deseja controlar como o seu tráfego é roteado, que rotas este deve seguir na

rede.

Intra-AS: único administrador, assim não precisa de politicas

Escala:

Roteamento hierárquico economiza tamanho da tabela, reduz tráfego de atualização

Performance:

Intra-AS: foca na performance