ROTEAMENTO ANYCAST EM REDES TOLERANTES A ATRASOS E
DESCONEXÕES
Éderson R. da Silva, Paulo R. Guardieiro
Universidade Federal de Uberlândia, Faculdade de Engenharia Elétrica, Uberlândia – MG, ederson@eel.ufu.br, prguardieiro@ufu.br
Resumo - As Redes Tolerantes a Atrasos e Desconexões
(DTNs) adotam o conceito de redes intermitentes que podem sofrer freqüentes desconexões, com a possibilidade de nunca existir uma conectividade fim-a-fim entre a fonte e o destino em um dado intervalo de tempo. Com isso, o projeto de protocolos para essas redes se torna um desafio ímpar. Neste artigo, será tratado o roteamento para entrega anycast que se mostra útil em situações em redes onde um host, aplicações ou usuários desejam localizar um host que suporta um determinado serviço, mas, se vários servidores suportam o serviço, qualquer desses servidores pode ser utilizado. Para auxiliar o desenvolvimento do algoritmo de roteamento
anycast, a simulação de uma DTN com quatro algoritmos
de roteamento unicast foi realizada, e os resultados mostraram algumas alterações no comportamento desses algoritmos dependendo das condições utilizadas na simulação.
Palavras-Chave – Anycast, DTN, Protocolo de
roteamento, Redes Tolerantes a Atrasos e Desconexões.
ANYCAST ROUTING IN DELAY AND
DISRUPTION TOLERANT NETWORKS
Abstract - Delay and Disruption Tolerant Networks
(DTNs) adopt the concept of intermittent networks that may suffer frequent disconnections, with the possibility of never have a connectivity end-to-end between the source and destination in a given period of time. Therefore, the design of protocols for those networks becomes a unique challenge. In this article, will be treated the routing for delivery anycast that is useful in situations where a host, applications or users want to find a host that supports a particular service, but if many servers support the service, any of these servers can be used. To help the development of anycast routing, the simulation of a DTN with four unicast routing algorithms was done, and the results showed some changes in the behavior of these algorithms depending on the conditions used in the simulation.
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Keywords – Anycast, Delay and Disruption Tolerant
Networks, DTN, Routing protocol.
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I.INTRODUÇÃO
Observa-se um crescente esforço para viabilizar a comunicação em redes cujos cenários envolvem atrasos e desconexões imprevisíveis, requerendo desta forma uma arquitetura de redes tolerantes a atrasos e desconexões ou DTNs (Delay and Disruption-Tolerant Networks). Assim sendo, a utilização de protocolos tradicionais da Internet, como por exemplo, o modelo TCP/IP, fica inviabilizado por tais protocolos não terem sido projetados considerando redes com as características das DTNs, que apresentam freqüentes desconexões e atrasos variáveis ou longos. Essas e outras características das DTNs são ilustradas na Figura 1 [1].
Diante dessas condições, recentemente a IRTF (Internet
Research Task Force) criou um grupo de pesquisa para tratar
da área de DTN denominado DTNRG (Delay Tolerant
Networking Research Group). O DNTRG apresentou recentemente, através do RFC (Request For Comments) 4848 [2] a descrição de uma arquitetura DTN que utiliza uma sobrecamada (overlay) abaixo da camada de aplicação. Esta camada foi denominada de camada de agregação (bundle
layer) conforme ilustrado na Figura 2 [1]. No RFC 5050 [3] é
apresentada uma especificação do protocolo de agregação que implementa a comutação de mensagens.
Fig. 1: Características das DTNs
Quando uma mensagem precisa ser enviada, ela é armazenada e encaminhada (store-and-forward) nó a nó desde a origem até o destino. As mensagens são transformadas pela camada de agregação em unidades denominadas agregados (bundles).
Um dos principais desafios destas redes é o roteamento, pois é preciso determinar rotas sem o estabelecimento de um caminho fim-a-fim, uma vez que esse caminho pode não existir entre a fonte e o destino. Além disso, nós móveis são utilizados para encaminhar mensagens entre redes com conectividade intermitente, com esses nós móveis podendo ter restrições de armazenamento.
Devido suas características, existem várias aplicações para o anycast em DTNs, como a educação à distância (EAD), permitindo a entrega de mensagens para qualquer membro de um determinado grupo de alguma escola localizada, por exemplo, na zona rural, com veículos como ônibus e caminhões que executam percursos bem definidos podendo ter roteadores DTN acoplados para permitir o transporte das mensagens até tais localidades. Outra aplicação é em campos de batalhas na ocasião de um soldado querer transmitir a informação em torno de qualquer um dos centros de comando, ou um centro de comando pode querer entregar uma mensagem particular para qualquer soldado entre um grupo (pelotão). Anycast também pode ser aplicado em situações de catástrofe, nas quais pessoas podem querer encontrar um médico ou bombeiro sem conhecimento de seus identificadores ou localizações precisas.
Apesar do anycast ter sido estudado na Internet e MANETs (Mobile Ad Hoc Network), o anycast em DTN é completamente único e desafiador no sentido de possuir conectividade intermitente e atrasos fim-a-fim longos.
Na literatura são encontrados muitos trabalhos analisando o unicast em DTNs, entretanto, neste caso, o destinatário é determinado quando a mensagem é gerada, enquanto em
anycast, o destino pode ser qualquer um de um grupo de nós.
Assim durante o roteamento, tanto o caminho para um membro do grupo de destino e o destino da mensagem
anycast podem mudar dinamicamente de acordo com a
situação de movimento dos dispositivos móveis. Já para o
multicast o destinatário da mensagem é um conjunto de nós.
Neste artigo, o interesse está no estudo do serviço anycast nas redes DTNs. O serviço anycast possui um esquema de endereçamento e roteamento em redes de computadores que permite a um nó enviar uma mensagem a pelo menos um, e preferencialmente apenas um, dos membros de um grupo de nós de comunicação. Com essas características, o anycast se torna útil em situações em redes onde um host, aplicação ou usuários desejam localizar um host que suporta um determinado serviço, mas, quando vários servidores suportam tal serviço, qualquer desses servidores pode ser utilizado.
O restante do trabalho está organizado da seguinte forma: na Seção 2 listam-se alguns dos trabalhos relacionados ao roteamento em DTNs. Na Seção 3 realiza-se uma breve análise do anycast em DTNs. Em seguida, na Seção 4, apresenta-se um estudo baseado em modelagem e simulação, bem como a apresentação e análise de resultados obtidos. Por fim, considerações finais do estudo são apresentadas na Seção 5.
II.TRABALHOS RELACIONADOS
Em DTNs, normalmente são propostos esquemas unicast de roteamento de cópia única como em [4] (apenas uma cópia da mensagem é transferida para alcançar o destino) e múltiplas cópias como em [5] (são enviadas mais que uma cópia). Entretanto, nestes trabalhos utiliza-se um esquema de roteamento unicast, no qual o receptor da mensagem é especificado no instante que a mensagem é enviada, o que não é o caso do anycast.
A arquitetura DTN define o conceito de ponto de extremidade, que pode conter um ou mais nós. Quando o ponto de extremidade possui mais de um nó (formando um grupo) então a semântica da entrega pode ser anycast e
multicast.
Em [6], o autor analisa o multicast em DTNs, utilizando várias políticas de roteamento DTN, como Direct Delivery, roteamento Epidemic, Spray and Wait [7] e roteamento com adição de nós de núcleo. No serviço multicast de [6], nós móveis responsáveis por auxiliar na entrega das mensagens, armazena-as até que seja confirmado que todos os nós de destino as tenham recebido. Diferentemente, no caso do
anycast, nós móveis responsáveis por levar a mensagem até
um membro do grupo anycast precisam armazená-las até entregar para apenas um membro do grupo anycast de destino, o que leva a uma substancial economia de armazenamento dos dispositivos móveis que transportam uma mensagem até um grupo de destino.
No trabalho descrito em [8] é proposta uma aproximação de anycast adaptativa para nós móveis onde o enlace disponível é oportunístico. Também é proposto um novo esquema de repasse denominado RBF (Receiver Base
Forwarding). Neste esquema a fonte repassa o pacote para o
próximo hop baseado tanto no comprimento do caminho como também no número de receptores alcançáveis do próximo hop. O efeito do tamanho do grupo no anycast DTN é estudado pelo autor do trabalho anterior em [9]. O autor compara o RBF com o NF (Normal Forwarding). Neste trabalho quando pacotes são descartados por overflow em buffers de nós que realizam o transporte da mensagem, os autores utilizam a política FIFO (first-in-first-out).
Em [10] é analisada a semântica anycast para DTN e apresentada uma métrica denominada EMDDA (Expected
Multi-Destination Delay for Anycast). Os autores assumiram
que os nós na rede eram estacionários. A conectividade entre os nós era realizada por dispositivos móveis que agiam como transportadores para entregar mensagens para os nós. Os dispositivos móveis não geram mensagem própria, isto é, são responsáveis por transportar mensagens originadas de uma fonte não podendo gerar mensagens próprias. Também o padrão de movimento dos transportadores móveis pode ser obtido.
Apesar de [10] utilizar três modelos de semânticas anycast que permitem remetentes de mensagens especificarem explicitamente o receptor de destino de uma mensagem através dos modelos CM (Current Membership), TIM (Temporal Interval Membership) e TPM (Temporal Point
Membership), o tráfego da rede durante a seleção do
III.ROTEAMENTO ANYCAST
Um dos desafios no projeto de um protocolo de roteamento anycast é a manutenção do grupo de forma eficiente. Devido aos longos atrasos de entrega em DTNs, membros do grupo podem mudar durante a entrega de uma mensagem. Além disso, muitas vezes os nós móveis responsáveis por transportar as mensagens possuem capacidade de armazenamento limitada, implicando na necessidade de um roteamento anycast eficiente no sentido de não distribuir mensagens exageradamente na rede que poderia provocar overflow nos buffers desses nós.
A.Modelo da rede
Para melhor visualização da DTN, sua topologia pode ser representada através de grafos. Modelos de grafo evolutivo para redes ad hoc [11] podem servir de base para redes DTN.
No modelo visto no trabalho [12], um grafo evolutivo é composto por uma seqüência indexada de subgrafos, onde o subgrafo associado a um índice corresponde à topologia da rede durante o intervalo de tempo correspondente àquele índice. Pode-se representar um grafo evolutivo por um conjunto de vértices, e enlaces, como em um grafo normal, e adicionando-se aos enlaces etiquetas com os índices correspondentes aos intervalos de tempo em que o enlace é válido, como na Figura 3.
Fig. 3: Exemplo de grafo temporal
Na figura anterior, uma mensagem pode ser transmitida do nó A para o nó G usando os enlaces A-B, B-C, C-F e F-G. Esta jornada A-B-C-F-G pode ser realizada entre os intervalos de tempo 1 e 3, pois respeita os intervalos de existências dos enlaces envolvidos. Já o caminho A-B-D-G não constitui uma jornada, pois uma mensagem não pode ser enviada de B para D antes do intervalo de tempo 3; por outro lado, o enlace seguinte no caminho só existe durante os intervalos 1 e 2. Entretanto representações mais complexas podem ser utilizadas para proporcionar maior detalhamento da rede. Por exemplo, o autor de [10] utiliza o modelo de grafo apresentado na Figura 4.
Fig. 4: Vértice em um grafo DTN
Um vértice entre u e v indica que existem dispositivos móveis movendo entre o nó inicial u (fonte) e o nó terminal v (destino). Cada dispositivo móvel entre um nó inicial u, e nó terminal v, possui um atraso de movimento d(u,v), da fonte até o destino. w(u,v) é a função de distribuição de
probabilidade do tempo de espera até um dispositivo móvel deixar a origem até o destino. Como a capacidade de armazenamento em todos os nós e dispositivos móveis é limitada, c(u,v) representa a capacidade de armazenamento ou tamanho do buffer do dispositivo móvel.
A representação de [10] apresenta mais detalhes em relação ao grafo de [12]. Por isso, deve-se escolher uma representação eficiente, que podem divergir das anteriores, e que contenha as informações necessárias que deverão ser utilizadas pelo algoritmo de roteamento, visando aumentar a eficiência do mesmo. Uma representação adequada da rede pode auxiliar na análise do comportamento da rede.
B.Definição do Receptor da mensagem
Um dos desafios no projeto de um protocolo de roteamento anycast é a manutenção do grupo de forma eficiente. Por exemplo, se uma mensagem é pretendida para o grupo G com membros a, b, e c quando é enviada, quando chega, os membros do grupo G podem ter mudado para a, d, e e. O esquema de roteamento anycast tem que lidar com tais membros dinâmicos. O receptor de destino deverá ser bem definido para uma mensagem conforme membros do grupo mudam quando nós entram e deixam o grupo. A seguir são descritos dois modelos de semânticas anycast que permitem remetentes de mensagens especificarem explicitamente o receptor de destino de uma mensagem [10].
No modelo Current Membership (CM) Model uma mensagem deverá ser entregue para um nó que é um membro do grupo de destino quando a mensagem chega ao grupo.
No modelo Temporal Interval Membership (TIM), uma mensagem inclui um intervalo que especifica o período durante o qual os membros do grupo são definidos. Para uma mensagem destinada a um grupo anycast G com intervalo temporal [t1,t2], seu receptor de destino deve ser um membro do grupo G em qualquer instante durante o intervalo de tempo especificado.
O receptor da mensagem também pode ser definido como sendo membro do grupo de destino no momento que a mensagem é gerada. Assim, no instante que uma mensagem é gerada os receptores do grupo de destino anycast são definidos. Quando a mensagem chegar a um desses destinos, independente se os mesmos ainda fizerem parte do grupo inicial, os mesmos serão receptores válidos. Esse é um caso particular do modelo TIM, considerando o intervalo de tempo especificado como sendo o momento da geração da mensagem.
IV.MODELAGEM E SIMULAÇÃO
Nesta etapa inicial de desenvolvimento de um roteamento
anycast foi simulada uma rede utilizando algoritmos de
roteamento unicast com o intuito de analisar o comportamento desses algoritmos de roteamento sob diferentes condições de rede.
Para análise de 4 algoritmos de roteamento unicast, foi utilizado o ONE (Opportunistic Network Environment) [13] para simular a rede. Os algoritmos de roteamento testados foram: Direct Delivery, Epidemic, Spray and Wait, e
Prophet, utilizando diferentes tamanhos de buffers,
comparando a influência dos mesmos no desempenho de cada um. A seguir, descreve-se sucintamente cada um deles:
a) Direct Delivery: esse protocolo de roteamento, como o próprio nome diz, não transfere quaisquer mensagens para nós intermediários, realiza a entrega direta apenas para o contato que é o destinatário final da mensagem.
b) Epidemic: aqui os nós tentam repassar todas as mensagens que não são comuns entre nós que entram em contato. Nesse esquema há uma espécie de contaminação da rede, onde as mensagens são rapidamente espalhadas podendo sobrecarregar a rede.
c) Spray and Wait [7]: na fase spray um algoritmo determina um certo número de cópias a serem transferidas inicialmente para outros nós. Após essa fase inicial o protocolo pode realizar transmissão direta através dos nós que receberam cópia da mensagem na fase anterior, ou optar por reduzir por um o número de cópias deixadas a cada transferência (método utilizado na simulação), ou ainda, o número pode ser reduzido pela metade a cada transferência. Somente mensagens que possuem mais que uma cópia são repassadas para outros nós que não sejam o destino final.
d) Prophet: é um protocolo de roteamento probabilístico que estabelece o quão provável um nó irá ser capaz de entregar uma mensagem para o destino. Assim, o Prophet utiliza informação sobre contatos anteriores para predizer quão bom candidato um nó é para entregar a mensagem ao receptor. O Prophet é analisado e comparado com o
Epidemic em [5].
A.Ambiente de simulação
O ambiente de simulação contém 30 nós sobre uma área de 500 m x 500 m (Figura 5). Esses nós são divididos em três grupos distintos. O grupo 1 (IDentifier = p0 – p14) possui 15 nós cuja velocidade varia de 0.5 a 1 m/s com faixa de transmissão de 10m. Já o grupo 2 (ID = o15 – o19) contém 5 nós estáticos com faixa de transmissão de 50m com capacidade do buffer desses nós ajustada para 20MB. O grupo 3 (ID = c20 – c29) possui 10 nós com velocidades entre 8.3 e 13.8 m/s e uma faixa de transmissão de 30m. Visando analisar a influência do tamanho do buffer dos nós em cada algoritmo de roteamento, os membros dos grupos 1 e 3 utilizaram três diferentes capacidades de armazenamento: 4MB, 10MB e 40MB.
Fig. 5: Rede simulada
O modelo de mobilidade dos nós é o Random Waypoint [14] que inclui tempos de pausa entre mudanças de direção. Um nó móvel inicialmente fica em uma localidade por um certo intervalo de tempo (tempo de pausa). Uma vez que este
tempo expira, os nós móveis escolhem destinos aleatórios na área simulada e uma velocidade que é uniformemente distribuída entre a velocidade mínima e máxima definida para cada nó. Então, o nó móvel viaja através do destino escolhido na velocidade selecionada. Quando chega, o nó móvel pára por um período de tempo específico para então iniciar o processo novamente.
O tempo de simulação considerado foi de 43000 s (≈ 12 horas) para cada seed (diferentes algoritmos de roteamento e tamanhos de buffer), sendo geradas 1000 mensagens nesse período com tamanho variando entre 100KB e 1MB. As fontes e destinos são escolhidos aleatoriamente.
B.Apresentação e análise dos resultados
Foram coletadas três estatísticas para analisar o desempenho de cada algoritmo: probabilidade de entrega, taxa de overhead e atraso médio de entrega. As duas primeiras estatísticas são ilustradas na Figura 6.
0 0.1 0.2 0.3 0.4 0.5 0.6 0.7 0.8 0.9 1 D ire ctD eliv eryR oute r-B 4M D ire ctD eliv eryR oute r-B 10M D ire ctD eliv eryR oute r-B 40M E pid em icR oute r-B 4M E pid em icR oute r-B 10M E pid em icR oute r-B 40M Pro ph etR oute r-B 4M Pro ph etR oute r-B 10M Pro ph etR oute r-B 40M S pra yA ndW aitR oute r-B 4M S pra yA ndW aitR oute r-B 10M S pra yA ndW aitR oute r-B 40M delivery_prob overhead_ratio
Fig. 6: Histograma com probabilidade de entrega e taxa de
overhead
A probabilidade de entrega das mensagens é a proporção do número total de mensagens entregues ao receptor pelo número total de mensagens transmitidas pelos emissores. Essa estatística irá refletir a eficiência do algoritmo de roteamento. A taxa de overhead é definida como a taxa do número total de mensagens entregues aos destinatários pelo número total de mensagens geradas pelos nós, tanto pacotes de controle como agregados de dados. Esta taxa reflete a quantidade de redundância inserida pelo algoritmo para atingir determinada taxa de entrega. A taxa de atraso médio é a média do atraso de todos os agregados entregues ao destino.
O histograma da Figura 6 contém a probabilidade de entrega e a taxa de overhead de todos os algoritmos de roteamento com diferentes tamanhos de buffers. Os resultados para o Direct Delivery mostram que nesse algoritmo nenhum overhead é acrescentado. Assim, nesse esquema há uma utilização menor dos recursos da rede, o que fica evidente na pequena variação da probabilidade de entrega entre buffers de 10MB e 40MB.
Já o roteamento Epidemic é o que distribui o maior número de cópias de mensagens, provocando um alto
overhead. Para que esse algoritmo tenha um bom
capacidades de armazenamento, o que pode ser observado comparando que o roteamento Epidemic tem desempenho inferior ao Direct Delivery para buffers de 4MB e 10MB, superando apenas quando o tamanho do buffer é de 40MB. Esses resultados podem ser explicados pelas filas criadas pela inundação provocada pelo roteamento Epidemic.
Assim como mostrado em [5], o algoritmo de roteamento
Prophet tem desempenho bem similar ao do Epidemic em
cenários cujo modelo de mobilidade é o Random Waypoint. Por fim, o algoritmo que possui o melhor desempenho é o
Spray and Wait, que consegue com um buffer de 10 MB uma
probabilidade de entrega de 87.10%, e adicionando pouca redundância. Um dos motivos dessa superioridade é o algoritmo utilizado na fase inicial para definir o número de mensagens a serem espalhadas através da rede.
Nas Figuras 7.a, 7.b, 7.c e 7.d têm-se o atraso médio (segundos) em função da probabilidade de entrega. Nesses gráficos de atraso observa-se que os algoritmos de roteamento Epidemic e Prophet sofrem mais alterações quanto ao atraso quando se altera o tamanho do buffer (Figura 7.b e 7.c). É visto que o Direct Delivery, por realizar entrega direta possui o maior atraso (Figura 7.a) e não necessita de grandes capacidades de buffer, pois o atraso é praticamente o mesmo para buffers com 10MB e 40MB. Para o roteamento Epidemic à medida que se aumenta o tamanho dos buffers o atraso também aumenta, pela geração das filas nos buffers dos nós, entretanto a probabilidade de entrega aumenta substancialmente. 0 1000 2000 3000 4000 5000 6000 7000 0 0.1 0.2 0.3 0.4 0.5 0.6 0.7 0.8 A tr a s o ( s ) Probabilidade Acumulada Atraso Medio - DirectDelivery
Buffer 4MB Buffer 10MB Buffer 40MB
Fig. 7.a: Atraso Médio para roteamento Direct Delivery
0 500 1000 1500 2000 2500 3000 3500 4000 0 0.1 0.2 0.3 0.4 0.5 0.6 0.7 0.8 A tr a s o ( s ) Probabilidade Acumulada Atraso Medio - Epidemic
Buffer 4MB Buffer 10MB Buffer 40MB
Fig. 7.b: Atraso Médio para roteamento Epidemic
0 500 1000 1500 2000 2500 3000 0 0.1 0.2 0.3 0.4 0.5 0.6 0.7 0.8 A tr a s o ( s ) Probabilidade Acumulada Atraso Medio - Prophet
Buffer 4MB Buffer 10MB Buffer 40MB
Fig. 7.c: Atraso Médio para roteamento Prophet
0 500 1000 1500 2000 2500 0 0.1 0.2 0.3 0.4 0.5 0.6 0.7 0.8 0.9 1 A tr a s o ( s ) Probabilidade Acumulada Atraso Medio - SprayAndWait
Buffer 4MB Buffer 10MB Buffer 40MB
Fig. 7.d: Atraso Médio para roteamento Spray And Wait
Para o Prophet o atraso é menor para o buffer de 40MB e maior quando o buffer é de 4MB ou 10MB, quando comparado ao Epidemic. O Spray and Wait possui o menor atraso (Figura 7.d) justamente por controlar o número de mensagens a serem enviadas.
V.CONSIDERAÇÕES FINAIS E TRABALHOS FUTUROS
Neste artigo, foi mostrado o cenário geral do roteamento
anycast em redes tolerantes a atraso e desconexões. Modelos
de representação da rede foram apresentados e alguns modelos de semânticas de entregas anycast responsáveis por definir os receptores das mensagens foram mostrados.
Foi analisado o comportamento de 4 algoritmos de roteamento unicast em uma rede DTN. Foi visto que o desempenho dos algoritmos de roteamento unicast pode ser sensivelmente alterado em função da capacidade de armazenamento dos buffers.
Observou-se que o roteamento Epidemic e Prophet possuem um desempenho inferior ao Direct Delivery para buffers de 4MB e 10MB, superando-o apenas para uma capacidade de armazenamento de 40MB no cenário utilizado. Isso mostra que o tamanho do buffer dos dispositivos e o tráfego da rede influenciam extremamente o desempenho de determinados algoritmos de roteamento. E, como trabalho futuro, está exatamente a realização de um roteamento
anycast que leve em consideração o tráfego da rede e a
Além disso, foi visto que a rede deve adicionar redundância de maneira eficiente, como o Spray and Wait demonstrado aqui, que possui um desempenho superior aos demais no cenário utilizado, mesmo adicionando menos redundância que o Prophet e o Epidemic. No caso do
anycast, essa taxa de overhead poderá ser mais eficiente
ainda, uma vez que a intenção neste serviço é a entrega a um membro dentre um grupo anycast.
Por fim, o algoritmo de roteamento anycast possui algumas singularidades em relação ao unicast, uma vez que os membros dos grupos podem mudar dinamicamente, o roteamento anycast deve acompanhar essas mudanças, podendo ter diferentes performances dependendo da semântica para definição do receptor da mensagem. Outra característica desejável para o roteamento anycast devido à entrega para um, dentre um conjunto de receptores, é definir os caminhos considerando o tráfego e capacidade dos dispositivos da rede, podendo até destinar a mensagem para um membro que esteja mais longe, ou que a mensagem sofrerá um atraso maior, a fim de evitar possíveis pontos de sobrecarga na rede.
Um algoritmo de roteamento anycast que considera as características descritas acima pode ser um trabalho futuro, incorporando ao esquema anycast atributos ainda não analisados.
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