REDES DE COMPUTADORES Camada de Rede. Alexandre Augusto Giron

(1)

REDES DE COMPUTADORES

Camada de Rede

(2)

ROTEIRO

• Introdução: camada de rede

• Redes de circuitos virtuais

• Redes de datagramas

• Estrutura de roteadores

• Protocolo IP

• DHCP, NAT, ICMP

• Algoritmos de roteamento

• Resumo

(3)

Introdução

• Camada de rede:

– Recebe segmentos da camada de transporte

– Encapsula em datagramas

– Envia para o próximo roteador até o seu destino final

(4)

(5)

Relembrando

• Camada de Transporte

– Comunicação lógica de processos – Sistemas Finais

• Camada de Rede

– Comunicação lógica de hospedeiros – Núcleo da rede

(6)

Relembrando

• Camada de transporte utiliza

serviços da camada de rede

– Serviços de transporte implementados sobre o serviço de entrega

• Ex protocolo IP: entrega não-confiável

– O envio era responsabilidade da camada de rede

(7)

Fundamentos

• Repasse:

– Transferência de um datagrama de um

enlace de entrada para um enlace de saída – Ocorre entre interfaces de um roteador

• Interface: acesso ao enlace de entrada/saída

• Roteamento:

– Determina o caminho a ser seguido por um datagrama, desde o nó de origem até o de destino

– Envolve todos os roteadores de uma rede

(8)

Fundamentos

• Cada roteador determina o repasse

– Examina o cabeçalho do datagrama

– Determina para qual interface deve realizar o repasse

– Realiza o repasse

• Envia o datagrama para o enlace de saída

• Tabelas de repasse

– Mantidas em cada roteador

– Indica a interface para a qual o datagrama deve ser repassado

(9)

(10)

Exercício

1. Determine a sequência de

roteadores que o datagrama A irá

percorrer até o destino (Server)

– Cabeçalho = 0110

(11)

(12)

Fundamentos

• Interação entre repasse e

roteamento

– Quem determina os valores da tabela de repasse?

(13)

Fundamentos

• Estratégias

– Roteamento centralizado:

• Executa em um ponto central e distribui as informações entre os roteadores

– Roteamento descentralizado

• Executa de forma distribuída em cada roteador

(14)

Fundamentos

• Existem diversas arquiteturas de

camada de rede

– ATM, Frame-relay

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Alguns Serviços

• Rede

poderia

prover:

– Entrega garantida

– Entrega garantida com atraso limitado – Entrega ordenada

– Largura de banda mínima garantida – Jitter máximo garantido

• Quantidade de tempo entre dois pacotes

transmitidos seja igual ao tempo de recebimento dos dois pacotes

– “Espaçamento” não mude mais do que um valor máximo

(16)

Internet

• O modelo de serviço da internet é

único

– Serviço de melhor esforço

– Não há garantia de entrega, de ordem, nem de temporização entre os pacotes – Modelo minimalista: responsabilidades

passadas às outras camadas

(17)

Internet

• O modelo de serviço da internet é único

– Serviço de melhor esforço

– Não há garantia de entrega, de ordem, nem de temporização entre os pacotes – Modelo minimalista: responsabilidades

passadas às outras camadas

• Por que?

– Exigência mínima sobre a rede

– Facilita a interconexão de redes com tecnologias de enlace muito diferentes

– Facilidade de desenvolvimento de novas aplicações: centradas nos sistemas finais

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Exemplos

Arquite-tura de Rede Modelo de Serviço Garantia de largura de banda Garantia contra perda Ordem

Tempo-rização Conges-tioname nto

Internet Melhor

esforço Nenhuma Nenhuma Qualquer Não garante Nenhuma ATM CBR Taxa

constante Sim Sim Mantida Não haverá ATM ABR Mínima Nenhuma Sim Não

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Exemplos

• Modelo CBR (Constant Bit Rate)

– Taxa constante de bits transmitidos – Estabelecimento de conexão

– Túnel virtual que simula um enlace dedicado: garante taxa mínima

– Garante Jitter máximo: acertado entre o remetente e a rede ATM durante a

(20)

Exemplos

• Modelo ABR (Available Bit Rate)

– Mais “próximo” do modelo da Internet – Pode haver perdas

– Garante uma taxa mínima de transmissão

• Minimum Cell transmission Rate - MCR

– Recursos livres: taxa superior à MCR – Esse modelo também utiliza controle de

congestionamento assistido pela rede

• Bit de congestionamento • Taxa de envio explícita

(21)

Redes de Circuitos Virtuais e

de Datagramas

• Redes orientadas a conexão:

– Redes de Circuitos Virtuais (CVs)

• Redes não orientadas a conexão:

– Redes de Datagramas

• Não confundir:

– Protocolos com formação de conexão na camada de transporte (TCP)

– Redes orientadas a conexão (Redes de CVs)

(22)

(23)

Redes de Circuitos Virtuais

• Por definição, utilizam conexão na

camada de rede

• ATM (Asynchronous Transfer Mode) e

Frame relay

• Cada conexão é denominada

(24)

Redes de CVs

• Um CV consiste de:

– Um caminho virtual entre hospedeiros (origem e destino)

– Números (IDs) de CVs

– Registros na tabela de repasse em cada roteador ao longo do caminho

• Um pacote carrega um ID de CV

• Cada roteador pode substituir o ID

dos pacotes

(25)

Fases do CV

1. Estabelecimento de CV

– Através da solicitação de um hospedeiro, a camada de rede determina um caminho

entre ele até o destino (um ID CV para cada enlace)

2. Transferência de dados

– Dados fluem pelo circuito

3. Encerramento do CV

– Um dos lados informa que o CV deve ser desativado, e a rede atualiza suas tabelas de repasse

(26)

Estabelecimento e

Transferência

(27)

Redes de CVs

• Rede no controle de conexão

• Cada roteador mantem a

informação de estado para a

conexão

• Recursos alocados por CV

• Mensagens de sinalização:

– Definidas por protocolos

– Determinam o estabelecimento, finalização e atualização de CV

(28)

Exemplo

• ID CV: 12

• Caminho

A – R1 –

R2 – B

Interface

de Entrada ID de CV de entrada Interface de Saída ID de CV de saída

1 12 2 22

2 63 1 18

3 7 2 17

1 97 3 87

(29)

Redes de CVs

• Sempre que um novo circuito é

estabelecido

– Um novo registro na tabela deve ser adicionado

– Para cada tabela do circuito

• Se a conexão é finalizada, o registro

é eliminado

(30)

Redes de Datagramas

• Não há conexão

• Datagrama contém o endereço do

sistema final

• Não possuem informações de estado

– Não há formação de CV -> não há conexão!

(31)

Redes de Datagramas

• Como é feito o repasse?

• Cada roteador possui sua tabela de

repasse

– Baseada em endereços e interfaces de saída

• Quando um datagrama chega, o

endereço é usado para procurar a

interface de saída apropriada

(32)

Redes de Datagramas

• Os caminhos são definidos pelos

algoritmos

– Podem variar ao longo do tempo

• Redes de CV o caminho (circuito) é o

mesmo

• Redes de Datagrama

– Caminho é independente

– Repasse apenas examina o endereço de destino do pacote

(33)

(34)

Exemplo

• Suponha que os endereços possuem

32 bits

– Mesmo tamanho de um endereço IPv4

• Mapear cada endereço possível é

inviável

– 232 endereços (4.294.967.296)

• Assim, uma abordagem é fatiar o

endereço

(35)

Exemplo

Faixa de Endereços Interface de saída 11001000 00010111 00010000 00000000 até 11001000 00010111 00010111 11111111 0 11001000 00010111 00011000 00000000 até 11001000 00010111 00011000 11111111 1 11001000 00010111 00011001 00000000 até 11001000 00010111 00011111 11111111 2 senão 3

(36)

Exemplo - Prefixo

• Roteador compara o prefixo do

endereço

Prefixo de Endereços Interface de saída 11001000 00010111 00010 0

11001000 00010111 00011000 1 11001000 00010111 00011 2

(37)

Exemplo - Simplificando

• Exemplo:

32 bits 24 bits 16 bits 8 bits

11001000 00010111 00010110 10100001

11001000 00010111 00011000 1 11001000 00010111 00011 2

(38)

Exemplo - Simplificando

• Exemplo:

11001000 00010111 00010110 10100001

11001000 00010111 00011000 1 11001000 00010111 00011 2

(39)

Exemplo 2 - Simplificando

• Exemplo: Qual a interface?

11001000 00010111 00011000 10101010

11001000 00010111 00011000 1 11001000 00010111 00011 2

(40)

Exemplo 2 - Simplificando

• Exemplo: Qual a interface?

11001000 00010111 00011000 10101010

11001000 00010111 00011000 1

11001000 00010111 00011 2

(41)

Exemplo 2 - Simplificando

• Concordância pelo prefixo mais

longo

11001000 00010111 00011000 10101010

11001000 00010111 00011000 1 11001000 00010111 00011 2

(42)

Redes de Datagramas

• Essa abordagem é usada

– Veremos que os endereços IP seguem distribuição hierárquica

– Cada interface é destinada à uma faixa de IPs

(43)

Estrutura de Roteadores

• Organização

– Componentes

• Arquitetura (alto-nível) do hardware

• Formação de fila

(44)

Estrutura de Roteadores

• Papel dos roteadores

– Efetuar o repasse: recebe em um enlace de entrada e envia para o enlace de

saída

– Repasse é “configurado” pelos algoritmos de roteamento

(45)

Estrutura de Roteadores

• Visão da arquitetura de um roteador:

– Porta de entrada

– Elemento de comutação – Portas de saída

(46)

(47)

Estrutura de Roteadores

• Portas de Entrada

– Realiza funções da camada física: termina o link físico de entrada

– Processamento de enlace: Interoperar com a interface do outro dispositivo conectado (Ex: Ethernet)

– Exame e repasse:

• Pacotes de controle são encaminhados ao processador de roteamento

• Datagramas passarão pelo comutador e deverão surgir na porta de saída apropriada

– Cada roteador pode ter várias portas de entrada

(48)

Estrutura de Roteadores

(49)

Estrutura de Roteadores

• Portas de Entrada

– Pode ocorrer a formação de filas de pacotes

– Buffer armazena os pacotes bloqueados

(50)

Estrutura de Roteadores

• Portas de Entrada

– Módulo Exame e Repasse é fundamental para o roteador

– Em muitos roteadores, a escolha de

repasse ocorre na porta de entrada

• Determina qual a porta de saída é apropriada

• Escolha com base na cópia da tabela de repasse – repasse descentralizado

(51)

Estrutura de Roteadores

• Portas de Entrada

– Em outros tipos de roteadores, o repasse é centralizado

• Porta de entrada apenas encaminha o pacote ao processador de roteamento

• Processador, neste caso, examina a tabela e determina a porta de saída

• Abordagem usada também quando sistemas finais atuam como roteadores

(52)

Estrutura de Roteadores

• Portas de Entrada

– Examinar a cópia da tabela deve ser rápido

• Roteadores de backbone rodam milhões de consultas por segundo

• Porta de entrada deve operar à velocidade da

linha física

– Busca não pode ser linear

• Árvores binárias com os prefixos dos endereços • Caches: registros na tabela recentemente

(53)

Estrutura de Roteadores

• Elemento de Comutação

– Conecta as portas de entrada com as portas de saída

– Considerado como o “coração” do roteador

– Responsável pelo repasse (comutação) efetivo

(54)

Elemento de Comutação:

formas

• Comutação por

memória

:

– Primeiros e mais simples

– Controle através de uma CPU

• Portas entrada e saída como dispositivos de E/S tradicionais

• Processador extrai o cabeçalho, consultava a tabela e enviava o pacote à porta de saída apropriada

(55)

Elemento de Comutação:

formas

(56)

Elemento de Comutação:

formas

• Comutação por

memória

:

– Porém, alguns roteadores modernos também comutam por memória

– Usam conceitos de memória compartilhada

• Multiprocessadores comutam os pacotes por meio de uma memória compartilhada

(57)

Elemento de Comutação:

formas

• Comutação por

barramento

– Portas de entrada transferem um pacote diretamente por um barramento

compartilhado

– Processador de roteamento não é envolvido diretamente

– Porém, somente um pacote por vez pode atravessar o barramento

(58)

Elemento de Comutação:

formas

(59)

Elemento de Comutação:

formas

• Comutação por

barramento

– Vantagem:

• Na comutação por memória, o pacote também deve utilizar um barramento • Dessa forma, na comutação apenas por

barramento não há acréscimo de tempo do processador

– Porém o barramento é compartilhado

• Largura de banda de comutação fica limitada à velocidade do barramento

(60)

Elemento de Comutação:

formas

• Comutação por

Cross-bar

– Ou rede de interconexão

– Consiste em 2n barramentos

– Conectam n portas de entrada a n portas de saída

(61)

Elemento de Comutação:

formas

• Comutação por

(62)

Elemento de Comutação:

formas

• Comutação por

Cross-bar

– Supera a limitação da largura de banda de um único barramento compartilhado – Mas também pode formar filas

(63)

Estrutura de Roteadores

• Portas de saída

– Armazena pacotes que foram repassados

– Transmite os pacotes até o enlace de saída

– Consiste em:

• Fila de saída

• Processamento de Enlace • Terminação de linha

(64)

Estrutura de Roteadores

(65)

Estrutura de Roteadores

• Portas de saída

– Fila: Armazena os pacotes para serem enviados para o enlace de saída

– Processamento de enlace: análogo à porta de entrada, realiza a

interoperação com o outro lado da camada de enlace

(66)

Estrutura de Roteadores

• Processador de roteamento

– Executa o algoritmo de roteamento

– Mantém e atualiza a tabela de repasse

• Também mantém informações de roteamento específicas ao protocolo

– Processador pode também executar funções de gerenciamento de rede dentro do roteador

(67)

Estrutura de Roteadores

• Mesmo após a consulta à tabela de

repasse, um pacote pode ficar

bloqueado

– Pacotes de outras portas usando o elemento de comutação

• Assim, forma-se filas nas portas de

entrada

(68)

Formação de filas em

Roteadores

• Onde são formadas filas em

roteadores?

– Portas de entrada e de saída

– Perdas de pacote: buffers cheios

• Formação de fila depende de

1. Carga de tráfego

2. Velocidade do elemento de comutação

3. Taxa da linha (nas portas de entrada e de saída)

• Taxa de transferência do enlace para a porta

(69)

Formação de filas em

Roteadores

• Considere que

– As taxas de linha sejam idênticas que haja n portas de entrada e n de saída – Taxa do elemento de comutação: T

– Se T for no mínimo n vezes a taxa da linha de entrada,

• Não haverá formação de fila nas portas de entrada!

(70)

Formação de filas em

Roteadores –

Porta de saída

• Por outro lado, na porta de saída há

um problema

– Se o comutador for n vezes mais rápido – Haverá formação de filas na saída

– No pior caso

• Todos os pacotes chegam nas portas de entrada deverão ser destinados para a mesma porta de saída

(71)

Formação de filas em

Roteadores –

Porta de saída

• Pior

caso

Resultará

em descarte

de pacotes

(72)

Formação de filas em

Roteadores –

Porta de saída

• Formação de fila na porta de saída

exige um escalonador de pacotes

– FCFS (First-Came-First-Served)

• Escolha na ordem da fila

– WFQ (Weighted Fair Queuing)

• Escolha ponderada sobre a fila

• Forma mais sofisticada, tenta distribuir o envio entre pacotes de diferentes conexões

(73)

Formação de filas em

Roteadores –

Porta de saída

• Gerenciamento Ativo de Fila

– São conhecidos como políticas de descarte de pacotes

1. Descarte do final da fila

2. Random Early Detection (RED)

• Se o comprimento médio da fila for menor que um valor mínimo, o pacote pode entrar na fila • Se o comprimento médio for maior que um

valor máximo, o pacote é descartado ou marcado

• Se o pacote encontrar um valor de

comprimento dentro do intervalo, ele será marcado ou descartado por meio

(74)

Formação de filas em

Roteadores –

Porta de entrada

• Ocorre quando o elemento de

comutação não é suficientemente

veloz

– Pacotes aguardam na porta de entrada para serem repassados

(75)

Formação de filas em

Roteadores –

Porta de entrada

• Situação é particularmente ruim

quando ocorre o bloqueio HOL

(Head-of-the-Line)

(76)

Formação de filas em

(77)

Formação de filas em

(78)

Exemplos de roteadores

• Roteadores Cisco 12016/12416

– Arquitetura em Cross bar

(79)

Exemplos de roteadores

• Roteadores Cisco 2600

– Comutação por memória compartilhada – Configurações LAN e WAN

(80)

Exemplos de roteadores

• Roteadores Cisco 4400 Series

– 2 Gbps a 10 Gbps – Multicore CPU

(81)

PROTOCOLO IP:

(82)

Protocolo IP

• Internet Protocol

– Conceitos – Estrutura – Endereçamento IPv4 – IPv6

(83)

(84)

Protocolo IP

• Define o formato das mensagens e

endereçamento na Internet

• Objetivo principal: permitir o

roteamento de pacotes em redes de

datagramas

(85)

(86)

Datagrama IP - Campos

• Número de versão

– IPv4 ou IPv6

• Comprimento do cabeçalho

– IHL – Internet Header Length – Valor típico: 20 bytes

• Tipo de serviço:

– Permite distinguir tráfego, por exemplo de tempo real (telefonia IP)

• Comprimento do Datagrama

– Cabeçalho+Dados

– Dificilmente um datagrama ultrapassa 1500 bytes, mas o valor máximo permitido é 64 KB

• Identificador, flags, deslocamento

(87)

Datagrama IP – Campos - 2

• Tempo de vida (TTL)

– Determina se um datagrama deve ser descartado de acordo com o tempo na rede

• Protocolo

– Determina o protocolo de transporte usado – Realiza a “ligação” entre as camadas!

• Soma de Verificação de 16 bits

– Sobre o cabeçalho IP

• Endereços IP

– Fonte e destino - 32 bits no IPv4

• Opções (apenas IPv4) • Campo para os dados

– Carga útil

– Pode conter o segmento (UDP, TCP), mensagens ICMP, entre outros

(88)

Endereçamento IPv4

• Endereço IP associado a cada

interface

– Roteador: múltiplas interfaces

– Hospedeiros: podem ter múltiplas interfaces

• Endereço IPv4: Número de 32 bits

– Notação decimal separada por pontos

• 192.168.0.50

(89)

Endereçamento IPv4

• Endereço IP 193.32.216.9

– Em notação binária:

11000001 . 00100000 . 11011000 . 00001001

• Cada interface tem um endereço

exclusivo

– Exceto redes mapeadas com NAT

(90)

Endereçamento IPv4

• Conceito de Sub-rede

– Interfaces que possuem uma mesma parte de endereço

• “Para determinar as sub-redes

– Destaque cada interface do hospedeiro/roteador

– Fechando as terminações

– Cria-se assim redes isoladas – Cada rede isolada é uma

(91)

(92)

Endereçamento IPv4 –

Sub-redes

(93)

Endereçamento IPv4 –

Sub-redes

• Máscara de rede

– 223.1.1.0/24

– 24 bits mais à esquerda do endereço

definem a sub-rede

– Nesse exemplo

• Todo Host da rede deverá ter um endereço do tipo 223.1.1.xyz

– Endereço de rede:

• 223.1.1.0

– Endereço de broadcast (último)

• 223.1.1.255

(94)

Endereçamento IPv4 –

Sub-redes

• Primeiramente, os endereços da

Internet eram divididos em Classes

IP cheias

– “Roteamento Classfull”

• Posteriormente foi definido o

Roteamento Interdomínio sem

Classes (CIDR)

(95)

Roteamento Classfull

• Classes IP

– Classe A: N.H.H.H

• Utiliza o primeiro byte para rede

– Classe B: N.N.H.H

• Utiliza os dois primeiros bytes para rede

– Classe C: N.N.N.H

• Utiliza os três primeiros bytes para rede

– N: Endereço de rede – H: endereço de host

(96)

Roteamento Classfull

• Classes IP

– Classe A: N.0.0.0/8 (255.0.0.0)

• 27 redes com 224 endereços

– Classe B: N.N.0.0/16 (255.255.0.0)

– Classe C: N.N.N.0/24 (255.255.255.0)

– Classe D: multicast – Classe E: reservado

• Testes, novas implementações de protocolos TCP/IP

(97)

Roteamento Classfull

• Classes IP

– Classe A • Range decimal: 1.0.0.0 para 126.0.0.0 – Classe B: • Range: 128.0.0.0 para 191.254.0.0 – Classe C: • Range: 192.0.0.0 até 223.255.254.0

– Rede 0 não é usada

– Rede 127 é para localhost (loopback)

(98)

Roteamento Classfull

• ICANN (Internet Corporation for

Assigned Names and Number)

– Autoridade global

– Distribui endereços IP a ISPs e organizações

(99)

Roteamento Classfull

(100)

Roteamento Classfull

• Endereçamento tem tamanho fixo de

acordo com a classe

• Uso ineficiente do espaço de

endereçamento

– Ex: rede classe B aloca 65 mil endereços para hosts

– Independentemente de quantos estejam na rede

(101)

Notação CIDR

• Porção de endereço de rede tem

tamanho arbitrário

– a.b.c.d/x

– x tem tamanho arbitrário (classless)

• Como calcular

(102)

Notação CIDR

• Para determinar o endereço da rede

– AND bit a bit entre endereço e máscara

(103)

Notação CIDR

• Para determinar o endereço da rede

– AND bit a bit entre endereço e máscara

• Ex: 10.1.0.5, máscara /24

(104)

Notação CIDR

• Para determinar o endereço de

broadcast

– OR bit a bit do endereço com o complemento de 1 da máscara

(105)

Notação CIDR

• Endereço de broadcast

– OR bit a bit do endereço com o complemento de 1 da máscara

• Ex: 10.1.0.5, máscara /24

(106)

Notação CIDR

• Quantos hosts?

10.1.0.5/20

(107)

Notação CIDR

• Quantos hosts?

10.1.0.5/20

0000 1010 . 0000 0001 . 0000 0000 . 0000 0101 1111 1111 . 1111 1111 . 1111 0000 . 0000 0000

12 bits para hosts!

Q_hosts = 2(32-x)_{-2 = 2}12_{– 2 = 4094}

(108)

Exercícios em sala

1. Obtenha os endereços de rede a partir dos endereços IPv4 e suas respectivas

máscaras de rede:

a. 10.1.0.5, 255.0.0.0 (ou /8)

b. 10.1.0.5, 255.255.0.0 (ou /16)

c. 192.168.1.13, 255.255.255.248 (ou /29) 2. Qual o valor de broadcast da rede do ex.

1.c?

3. Quantos hosts podem ser alocados na rede do ex 1.c?

a. Qual o primeiro valor de IP possível? b. Qual o último (exceto broadcast)?

(109)

Obtenção de bloco de

endereços

• Endereços IP são hierárquicos

– Notação CIDR permite modificar prefixos de rede

• Prefixo de rede: x bits mais significativos do endereço IP, ou o número da rede

– Resto do mundo não precisa saber qual sub-rede pertence um host

– Organização (ISP) então pode receber um bloco contíguo de endereços

• Sub-redes

(110)

Obtenção de bloco de

endereços

• Para a Internet, só existe a rede

150.1.0.0

– Sub-redes só existem para o roteador R1

(111)

Obtenção de bloco de

endereços

• Agregação de Endereços (Resumo

de rotas)

– Capacidade de usar um único prefixo de rede para anunciar várias redes

(112)

Obtenção de bloco de

endereços

(113)

Obtenção de bloco de

endereços

• Exemplo: Dado endereço classe C

192.168.0.0/24

Queremos segmentá-lo em 32

sub-redes

(114)

Obtenção de bloco de

endereços

• Dado endereço classe C

192.168.0.0/24

Queremos segmentá-lo em 32 sub-redes Máscara: 24 bits: 255.255.255.0

Q_redes = 2n

32 = 2n_{-> n = 5}

Dessa forma, basta adicionar 5 bits à máscara 192.168.0.0/29

(115)

Obtenção de bloco de

endereços

• Quais as sub-redes?

• 192.168.0.0/29

– Máscara: 29 bits 255.255.255.248 1111 1111. 1111 1111. 1111 1111 .1111 1000 Q_hosts = 2(32-29)_{- 2 = 6} – Sub-rede 1: 192.168.0.0

– Sub-rede 2: Sub1 + Q_hosts + 2 S2: 192.168.0.8

(116)

Obtenção de bloco de

endereços

• Assim, teremos

# Rede Broadcast 1 192.168.0.0 192.168.0.7 2 192.168.0.8 192.168.0.15 3 192.168.0.16 192.168.0.23 4 192.168.0.24 192.168.0.31 ... ... ... 32 192.168.0.248 192.168.0.47

(117)

Obtenção de Endereço para

Host

• Duas formas

– Forma manual: administrador de rede configura o IP

– Protocolo de Configuração Dinâmica de Hospedeiros (DHCP)

(118)

Fragmentação IP

• Diferentes tecnologias de enlace

– Diferentes tamanhos de quadros – Ex: Ethernet <= 1500 bytes

• MTU: Maximum Transmission Unit

• Solução IPv4

(119)

Fragmentação IP

• Fluxo:

– Datagrama chega no roteador – Após determinar o repasse:

• Verifica o MTU do enlace

• Caso o tamanho seja maior que MTU:

Fragmentação

• Pedaços do datagrama são denominados Fragmentos IP – colocados em novos

(120)

Fragmentação IP

• Exemplo:

– Datagrama A: 4000 bytes

– Dados úteis: 3980 + 20 cabeçalho – MTU Enlace: 1500 bytes

(121)

(122)

Fragmentação IP - Exemplo

# Bytes (de carga

útil) ID Deslocamento (para reconstrução) Flag 1 1480 bytes 777 0 1 (há mais) 2 1480 bytes 777 185 (Pois 185*8 bytes = 1480) 1 (há mais) 3 1020 bytes (3980 – 2*1480) 777 370 (Pois 370 * 8 = 2960) 0 (último)

(123)

Fragmentação IP

• Problemas

– É possível que um fragmento “se perca” na rede (IP não é confiável)

– Reconstrução dos fragmentos nos sistemas finais

(124)

Exercício em sala:

Fragmentação

• Considere o Datagrama B na Figura,

de 3600 bytes

• Carga útil:

3580 bytes

Monte uma tabela com as informações dos fragmentos:

Carga útil, ID, Deslocamento (porções de 4 bytes) e Flag

(125)

IPv6

• No começo da década de 1990,

iniciou-se o desenvolvimento de um

sucessor do IPv4

• Estimou-se que os endereços IPs

estavam acabando

– Consequência: nenhuma outra sub-rede poderia se conectar à Internet

(126)

IPv6

• Sucessor do IPv4

– IPv5 foi descartado

• Principal modificação

– Aumento na quantidade de bits para endereçamento: 128 bits

– Cabeçalho de 40 bytes

(127)

(128)

IPv6 - Modificações

• Capacidade de endereçamento Expandida – IP de 128 bits

– “O mundo não ficará sem endereços IP” (Kurose,2010)

• Cabeçalho

– Tamanho fixo de 40 bytes

– Vários campos IPv4 foram descartados ou ficaram como opcionais

• Rotulação do Fluxo

– Permite atribuir prioridade a certos tipos de tráfego dentro de um fluxo

(129)

IPv6 - Modificações

• Sem fragmentação e remontagem

– No IPv6, essas operações realizadas apenas na fonte/destino

• Roteador pode devolver: “Erro: pacote muito grande”

– Melhora o desempenho do repasse nos roteadores

• Sem Soma de verificação

– Processo era calculado em cada roteador (IPv4)

– Melhor desempenho nos roteadores; responsabilidade repassada às

(130)

Transição IPv4 – IPv6

• Inviável trocar “da noite para o dia”

• Mudança gradual

– Longo prazo

• Duas abordagens de compatibilidade

– Pilha Dupla – Tunelamento

(131)

Transição IPv4 – IPv6

(132)

Transição IPv4 – IPv6

• Pilha Dupla

– Um datagrama IPv6 é mapeado para um IPv4

• Cabeçalho – IPv6 -> Cabeçalho IPv4 • Dados IPv6 -> Dados IPv4

– Um datagrama IPv4 deverá ser usado – É possível que dois nós IPv6 acabem

usando IPv4

– Dados específicos podem ser perdidos

(133)

Transição IPv4 – IPv6

• Tunelamento

– Túnel: conjunto de roteadores IPv4 intervenientes a dois roteadores IPv6 – Resolve o problema dos campos de

cabeçalho perdidos

– Datagrama IPv6 é encapsulado no campo de dados do IPv4

(134)

(135)

PROTOCOLOS: DHCP, NAT

E ICMP

(136)

Protocolo DHCP

• Dynamic Host Configuration Protocol

• Criado para que um host consiga um

endereço IP automaticamente

• Protocolo útil em diversas situações

– IPs temporários permitem utilização de um conjunto menor de endereços

• Organização de 2 mil clientes mas com, no máximo, 400 clientes conectados ao mesmo tempo

(137)

Protocolo DHCP

• Características

– Cliente-Servidor

– 4 etapas para alocação de novo endereço

(138)

Protocolo DHCP

• Etapas

1. Descoberta DHCP

• Mensagem DHCP DISCOVER é enviada pelo cliente para a rede, com endereço IP de destino:

255.255.255.255 (Broadcast)

2. Oferta DHCP

• Servidor responde com um DHCP OFFER com IP de destino Broadcast e com os IPs disponíveis para o cliente

3. Requisição DHCP

• Cliente requisita um IP da lista de disponíveis

4. DHCP ACK

• Servidor responde a requisição com uma confirmação (ACK)

(139)

(140)

Protocolo NAT

• Network Address Translation

• Protocolo que traduz endereços de

rede

– Rede Interna e Rede Externa

• Permite a expansão de endereços

IPv4

• Permite a utilização de endereços de

forma exclusiva

(141)

Protocolo NAT

• Utiliza uma tabela de tradução no

roteador

– Uma máquina dentro da rede se “passa” pelo roteador

– O roteador sabe mapear requisições de diferentes clientes na sub-rede

(142)

(143)

Protocolo NAT - Classificações

• NAT estático

– “Um-para-um”

– Cada endereço IP é mapeado para outro de forma fixa

• NAT dinâmico

– Endereços IP internos mapeados para uma faixa de valores

– Dinâmico: útil quando os IPs são temporários • NAT simétrico

– Todo endereço IP é mapeado para um único endereço IP

– Cada host é identificado por um valor de porta (Figura anterior)

(144)

Protocolo ICMP

• Protocolo de Mensagens de Controle

da Internet

– Internet Control Message Protocol

• Utilização mais comum para

comunicação de erros

– E de testes na rede: ping ...

• Mensagens ICMP carregadas em

datagramas IP

(145)

Protocolo ICMP

• Alguns tipos de mensagens

Tipo de

Mensagem Código Descrição

0 0 Echo reply (ping)

3 0 Rede de destino inalcançável 3 3 Porta de destino inalcançável

... ... ...

8 0 Echo request (ping)

(146)

ALGORITMOS DE

ROTEAMENTO

(147)

Algoritmos de Roteamento

• Algoritmos de Estado de Enlace

• Algoritmos de Vetor de Distâncias

• Protocolos

– RIP – OSPF – BGP

(148)

Algoritmos de Roteamento

• Finalidade simples

– Dado um conjunto de roteadores, um algoritmo descobre um “bom” caminho entre eles

• Problemas de roteamento formulados

com grafos

• Grafo G = (N,E)

– N nós

– E arestas, onde cada aresta é um par de nós do conjunto N

(149)

Algoritmos de Roteamento

N = {u,v,x,w,y,z} E ={(u,v), (u,x), (u,w),(v,x), (v,w),(x,w), (x,y), (w,y), (w,z), (y,z)} A cada link é associado um custo

(150)

Algoritmos de Roteamento

• Custo entre u e v

– C(u,v)

• Custo de um caminho igual à soma

dos custos de cada link

(151)

Algoritmos de roteamento -

Classificação

• Abordagem Centralizada

– Algoritmo contem informação “global” da rede

• Cada nó tem o mapa completo da rede

– Todos os custos devem ser conhecidos – Algoritmos de Estado de Enlace

• Abordagem Distribuída

– Nenhum nó tem informação completa de todos os custos

– Executa de forma iterativa e distribuída

– Algoritmos de Vetor de

(152)

Algoritmos de Estado de

Enlace

• Algoritmo de Dijkstra

• Calcula o caminho de menor custo entre um nó fonte (u) e todos os outros nós

• D(v):

– custo do caminho de menor custo da fonte até v (até a v-ésima iteração)

• P(v):

– nó anterior ao longo do caminho de menor custo desde a fonte até v

• N’:

– subconjunto de nós, onde v pertence a N’ se o caminho de menor custo for

(153)

Algoritmo de Estado de Enlace

1 Inicialização: 2 N’ = {u}

3 para todos os nos v

4 se v e adjacente a u

5 entao D(v) = c(u,v) 6 senao D(v) = ∞

7

8 Loop

9 ache w não em N’ tal que D(w) é um mínimo 10 acrescente w a N’

10 atualize D(v) para todo v adjacente a w e não em N’:

11 D(v) = min( D(v), D(w) + c(w,v) ) 12 até N’ = N

(154)

Algoritmo de Estado de Enlace

1 Inicialização: 2 N’ = {u}

3 para todos os nos v

4 se v e adjacente a u

5 entao D(v) = c(u,v) 6 senao D(v) = ∞

7

8 Loop

9 ache w não em N’ tal que D(w) é um mínimo 10 acrescente w a N’

10 atualize D(v) para todo v adjacente a w e não em N’:

11 D(v) = min( D(v), D(w) + c(w,v) ) 12 até N’ = N

/* novo custo para v é o custo anterior para v

ou o menor custo de caminho conhecido para w mais o custo de w a v */

(155)

Exemplo

Etapa N’ D(v), p(v) D(w), p(w) D(x), p(x) D(y), p(y) D(z), p(z) 0 u 2, u 5, u 1, u ∞ ∞

(156)

Exemplo

Etapa N’ D(v), p(v) D(w), p(w) D(x), p(x) D(y), p(y) D(z), p(z) 0 u 2, u 5, u 1, u ∞ ∞ 1 ux 2, u 4, x 2, x ∞

(157)

Exemplo

Etapa N’ D(v), p(v) D(w), p(w) D(x), p(x) D(y), p(y) D(z), p(z) 0 u 2, u 5, u 1, u ∞ ∞ 1 ux 2, u 4, x 2, x ∞ 2 uxy 2, u 3, y 4, y

(158)

Exemplo

Etapa N’ D(v), p(v) D(w), p(w) D(x), p(x) D(y), p(y) D(z), p(z) 0 u 2, u 5, u 1, u ∞ ∞ 1 ux 2, u 4, x 2, x ∞ 2 uxy 2, u 3, y 4, y 3 uxyv 3, y 4, y

(159)

Exemplo

Etapa N’ D(v), p(v) D(w), p(w) D(x), p(x) D(y), p(y) D(z), p(z) 0 u 2, u 5, u 1, u ∞ ∞ 1 ux 2, u 4, x 2, x ∞ 2 uxy 2, u 3, y 4, y 3 uxyv 3, y 4, y 4 uxyv w 4, y

(160)

Exemplo

Etapa N’ D(v), p(v) D(w), p(w) D(x), p(x) D(y), p(y) D(z), p(z) 0 u 2, u 5, u 1, u ∞ ∞ 1 ux 2, u 4, x 2, x ∞ 2 uxy 2, u 3, y 4, y 3 uxyv 3, y 4, y 4 uxyv w 4, y 5 N’=N

(161)

Algoritmo de Estado de Enlace

• Nem sempre o custo é o mesmo

– Entre u,v e v,u

• Alguns tipos de custos reais

– Inversamente relacionado à largura de banda – Inversamente relacionado ao congestionamento

• Algoritmos atuais não relacionam o custo explicitamente ao congestionamento

– Diretamente relacionado à distância – Associar um custo monetário

• Como informar os custos?

– Transmissão broadcast de estado de

enlace: Todos os nós têm a visão da rede

(162)

Algoritmo de Vetor de

Distâncias

• Não utiliza informação global

• Calcula de forma distribuída, iterativa e

assíncrona

– Não requer que os nós executem

• Algoritmos de Estado de Enlace:

– Cada nó deve ter informação global da rede

• Algoritmos de Vetor de Distâncias

– Custos dos vizinhos diretamente ligados são conhecidos

(163)

Algoritmo de Vetor de

Distâncias

• Definições

– Custo c(x,v): custo do vizinho (v) diretamente ligado à x

– Vetor de distâncias D_x contendo estimativa dos custos de x para qualquer y em N

– Vetor de distância dos vizinhos Dv para cada vizinho

(164)

Algoritmo de Vetor de

Distâncias

• Equação de Bellman-Ford

D_x(y) = min_v {c(x,v) + D_v(y)} para cada y em N

• Min é calculado sobre cada v (vizinho

de x)

– Quando um nó recebe um novo vetor D_v do vizinho, atualiza seu próprio D_x

(165)

Algoritmo de Vetor de

Distâncias

1 Inicialização: para cada nó x 2 para todo y em N

3 D_x(y) = c(x,y) /* se não é vizinho = ∞ */ 4 para cada vizinho w

5 Para cada destino y: D_w(y) = ? 6 para cada vizinho w

7 Envia um vetor D_x para w

8 Loop

9 Aguarda; /* até que ocorra alguma mudança */

10 para cada y em N

11 D_x(y) = min_v [c(x,y) + D_v(y)] /*Bellman*/

12 Se D_x(y) mudou para algum y

13 Envia um vetor D_x para todos os w

(166)

Exemplo

i: 1

X X Y Z X 0 2 7 Y ∞ ∞ ∞ Z ∞ ∞ ∞ Y X Y Z X ∞ ∞ ∞ Y 2 0 1 Z ∞ ∞ ∞ Z X Y Z X ∞ ∞ ∞ Y ∞ ∞ ∞ Z 7 1 0

Após a 1ª iteração, cada nó informa seus custos aos demais

(167)

Exemplo

i:

2

X X Y Z X 0 2 7 Y ∞ ∞ ∞ Z ∞ ∞ ∞ Y X Y Z X ∞ ∞ ∞ Y 2 0 1 Z ∞ ∞ ∞ Z X Y Z X ∞ ∞ ∞ Y ∞ ∞ ∞ Z 7 1 0 X X Y Z X Y 2 0 1 Z 7 1 0 Y X Y Z X 0 2 7 Y Z 7 1 0 Z X Y Z X 0 2 7 Y 2 0 1 Z Em x, novo cálculo é realizado (linhas 10-11) Em y e z também deve ser calculado novamente

(168)

Exemplo

i:

2

X X Y Z X 0 2 7 Y ∞ ∞ ∞ Z ∞ ∞ ∞ Y X Y Z X ∞ ∞ ∞ Y 2 0 1 Z ∞ ∞ ∞ Z X Y Z X ∞ ∞ ∞ Y ∞ ∞ ∞ Z 7 1 0 X X Y Z X Y 2 0 1 Z 7 1 0 Y X Y Z X 0 2 7 Y Z 7 1 0 Z X Y Z X 0 2 7 Y 2 0 1 Z

Dx(y) = min [ c(x,y)+Dx(x) , c(x,z) + Dz(y) ] = min [2+0,7+1] = 2

Dx(z) = min [ c(x,z)+Dz(z) , c(x,y) + Dy(z) ] = min [7+0,2+1] = 3

(169)

Exemplo

i:

2

X X Y Z X 0 2 7 Y ∞ ∞ ∞ Z ∞ ∞ ∞ Y X Y Z X ∞ ∞ ∞ Y 2 0 1 Z ∞ ∞ ∞ Z X Y Z X ∞ ∞ ∞ Y ∞ ∞ ∞ Z 7 1 0 X X Y Z X 0 2 3 Y 2 0 1 Z 7 1 0 Y X Y Z X 0 2 7 Y Z 7 1 0 Z X Y Z X 0 2 7 Y 2 0 1 Z

Dx(y) = min [ c(x,y)+Dx(x) , c(x,z) + Dz(y) ] = min [2+0,7+1] = 2

Dx(z) = min [ c(x,z)+Dz(z) , c(x,y) + Dy(z) ] = min [7+0,2+1] = 3

Mudou o valor! Informa os demais (linhas 12-13)

(170)

Exemplo

i:

2

X X Y Z X 0 2 7 Y ∞ ∞ ∞ Z ∞ ∞ ∞ Y X Y Z X ∞ ∞ ∞ Y 2 0 1 Z ∞ ∞ ∞ Z X Y Z X ∞ ∞ ∞ Y ∞ ∞ ∞ Z 7 1 0 X X Y Z X 0 2 3 Y 2 0 1 Z 7 1 0 Y X Y Z X 0 2 7 Y 2 0 1 Z 7 1 0 Z X Y Z X 0 2 7 Y 2 0 1 Z 3 1 0

(171)

Exemplo

i:

3

X X Y Z X 0 2 7 Y ∞ ∞ ∞ Z ∞ ∞ ∞ Y X Y Z X ∞ ∞ ∞ Y 2 0 1 Z ∞ ∞ ∞ Z X Y Z X ∞ ∞ ∞ Y ∞ ∞ ∞ Z 7 1 0 X X Y Z X 0 2 3 Y 2 0 1 Z 7 1 0 Y X Y Z X 0 2 7 Y 2 0 1 Z 7 1 0 Z X Y Z X 0 2 7 Y 2 0 1 Z 3 1 0 X X Y Z X 0 2 3 Y 2 0 1 Z 3 1 0 Y X Y Z X 0 2 3 Y 2 0 1 Z 3 1 0 Z X Y Z X 0 2 3 Y 2 0 1 Z 3 1 0

(172)

Algoritmo de Vetor de

Distâncias

• Problemas

– Mudança no custo do enlace pode causar um loop de roteamento

(173)

Algoritmo de Vetor de

Distâncias

1. Y diz a Z que o custo mudou para 60 2. Z não faz nada, pois ele “tem” um

caminho com custo 5 (4+1):

• É menor que 60 3. Assim Y desejará enviar a X por meio de Z • Novo Dy(Z) = 6 – Loop! • Se destino = X

(174)

Algoritmo de Vetor de

Distâncias

– Solução: Adição de reversão

envenenada

• Se a rota de z até x passa por y, então z diz (mente) a y que sua rota até x é infinita

• Evita que y e z causem um loop

– Y envia por (x,y)

• Avisa Z – Z percebe que (z,x) é melhor • Avisa Y – Y muda o roteamento para (y,z)+(z,x)

(175)

Roteamento Hierárquico

• Na prática, os roteadores não são homogêneos

– Impossível manter apenas um algoritmo com um n° gigantesco de roteadores

• Solução: Grupos

– Sistemas Autônomos (Autonomous Systems – AS)

– Todos os roteadores de um AS rodam o mesmo algoritmo

• Protocolo Intra-AS

– Roteadores que repassam para fora do AS

• Roteadores de Borda (Gateway Routers)

(176)

Roteamento Hierárquico

• Cada AS é um conjunto de

roteadores sob o mesmo controle

administrativo

(177)

Protocolos de Roteamento

na Internet

• Intra-AS

– RIP (Routing Information Protocol) – OSPF (Open Shortest Path First)

• Inter-AS

(178)

RIP

• Algoritmo do tipo Vetor de Distâncias

• Um dos primeiros protocolos

– Ainda é usado em redes pequenas – RIPv2: 1994

• Utiliza contagem de saltos

– Cada enlace tem custo 1 – Salto

• Número de sub-redes que têm de ser atravessadas (incluindo a de destino)

(179)

(180)

RIP

• Anúncios de rede

– A cada 30 segundos

– Para atualizar a tabela de repasse – 180 segundos se passaram

(181)

RIP – Tabela para D

Sub-rede de

Destino Roteador Seguinte N° de saltos até o destino w A 2 y B 2 z B 7 x - 1 ... ... ...

(182)

RIP – Tabela para D

Sub-rede de

Destino Roteador Seguinte N° de saltos até o destino w A 2 y B 2 z B 7 x - 1 ... ... ...

(183)

RIP

Sub-rede de

Destino Roteador Seguinte N° de saltos até o destino w A 2 y B 2 z B 7 x - 1 ... ... ... A faz um anúncio:

Rede Destino Roteador Seg. Saltos z C 4 ... ... ...

(184)

RIP – Nova Tabela para D

Sub-rede de

Destino Roteador Seguinte N° de saltos até o destino w A 2 y B 2 z C 4 x - 1 ... ... ...

(185)

OSPF

• Concebido como o sucessor do RIP

• Protocolo de Estado de Enlace

– Algoritmo de menor custo (Dijkstra) – Broadcasting de informação de enlace

• OSPF permite

– Um roteador construir um mapa de todo o AS

• Custos dos enlaces

– Configurados pelo administrador de rede

• Também pode definir como o n° de saltos

(186)

OSPF

• Características

– Transmite o estado do enlace a cada 30 min.

• Independente de mudança

– Mensagem HELLO

• Inspeção de funcionamento aos vizinhos

(187)

OSPF

• Avanços do OSPF

– Segurança:

• Troca de mensagens pode requerer autenticação

– Simples ou MD5 com chaves pré-configuradas

• Impede alterações maliciosas em tabelas de roteamento

– Caminhos múltiplos de igual custo

– Suporte integrado para roteamento unicast e multicast

– Suporte para hierarquia dentro de um AS

• Recomendado para grandes instituições

(188)

BGP

• Inter-AS

• O protocolo padrão para roteamento

entre ASs atual

• BGP permite

– Obter informações de alcance de sub-rede de AS vizinho

– Propagar informações de alcance para dentro do AS

– Determinar rotas para as sub-redes

(189)

BGP

• Em essência, o BGP agrega tudo

– Permite sub-redes se conectarem com o restante da Internet

• Pares de roteadores estabelecem uma

sessão BGP

– Sessão Externa (eBGP): entre AS

– Sessão Interna (iBGP): no mesmo AS

• No BGP

– Destinos não são hospedeiros

– Destinos são prefixos na notação CIDR (classless)

(190)

(191)

BGP

• Cada AS tem um identificador

– ASN (AS Number)

• Em uma sessão BGP

– Roteador anuncia um prefixo de endereço

– Inclui atributos BGP

• AS-PATH: contém cada AS que o anuncio já percorreu (evita um possível loop)

• NEXT-HOP: interface do roteador que inicia o AS-PATH

(192)

BGP

• Assim, por meio de eBGP ou iBGP

– Roteador distribui rotas aos internos no AS

• Seleção de rota (mesmo prefixo)

– Rota recebe um valor de preferência local

• Política do administrador

– Se mesma política, verifica o AS-PATH

• Mais curto é selecionado

– Novo empate?

• NEXT-HOP mais próximo • Identificadores extras

(193)

Roteamento Unicast e

Multicast

• Definições

– Unicast: única origem e único caminho – Broadcast: um nó origem para todos

os nós de destino (de uma rede)

– Multicast: um nó origem emitindo para um grupo (subconjunto) de nós na rede

(194)

Roteamento Broadcast

• Unicast de N caminhos

• Inundação Não controlada

• Inundação Controlada

(195)

Roteamento Broadcast

Unicast de N caminhos

• Abordagem mais simples

• Dados N nós de destino, o nó fonte

– Faz N cópias do datagrama

– Endereça cada cópia a um destino diferente

– Transmite as N cópias usando roteamento unicast

(196)

Roteamento Broadcast

Unicast de N caminhos

• Várias desvantagens

– Ineficiência para calcular rotas broadcast

• Enlace único: N datagramas pelo mesmo enlace ao invés de transmitir apenas 1 e criar cópias no nó seguinte

– Sobrecarga no nó origem

– Necessário conhecer os destinatários (e seus endereços)

(197)

Roteamento Broadcast

Inundação Não Controlada

• Um nó fonte envia cópias de um

datagrama para todos os vizinhos

– Quando R_i recebe um datagrama D broadcast, duplica para todos os

vizinhos