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Ingeniería en Redes y Comunicaciones

Diseño de Redes - Capítulo 4 1

INTERNETWORKING

- PROTOCOLOS CON EL MEJOR ESFUERZO

- SISTEMA DE DIRECCIONAMIENTO GLOBAL


Diseño de Redes - Capítulo 3 2Ingeniería en Redes y Comunicaciones


TERMINOLOGÍA

INTERNETWORK, INTERNET: UNA COLECCIÓN DE REDES FÍSICAS INTERCONECTADAS PARA PROVEER CAPACIDADPARA DESPACHO DE PAQUETES DE UN HOST A OTRO HOST.

REDES FÍSICAS ( POR EJEMPLO: FDDI, ATM, PPP, .. ) CONECTADAS ENTRE SÍ, FORMAN UNA RED LÓGICA ( INTERNET ).

INTERNET: AMPLIAMENTE USADA, INTERNETWORK GLOBAL A LA CUAL UN GRAN PORCENTAJE DE REDE ESTAN CONECTADAS.



RED DE “REDES DE TECNOLOGÍA SIMPLE”

R2

R1

H4

H5

H3H2H1

Network 2 (Ethernet)


H6

Network 4(point-to-point)

H7 R3 H8

Network 3 (FDDI)

INTERNET PROTOCOL , IP: PROTOCOLO UTILIZADO PARA CONSTRUIR INTERNETWORKS ESCALABLES Y HETEROGÉNEAS

RED 1, RED 2 : ETHERNETSRED 3: FDDIRED 4: ENLACE PUNTO A PUNTOR1, R2, R3: ROUTERS PARALA INTERCONEXIÓN



INTERNETWORKS

R1 R2 R3

H1 H8

ETH FDDI

IP

ETH

TCP

FDDI PPP PPP ETH

IP

ETH

TCP

IP IP IP

CONEXIÓN LÓGICA ENTRE H1 Y H8 CON LOS PROTOCOLOS INVOLUCRADOS EN CADA NODO



MODELO DE SERVICIO

• NO ORIENTADO A CONEXIÓN ( BASADO EN DATAGRAMAS ).

• DESPACHO CON EL MEJOR ESFUERZO ( SERVICIO NO CONFIABLE - CONFIABILIDAD GARANTIZADA POR CAPAS SUPERIORES ) - LOS PAQUETES SE PUEDEN PERDER. - LOS PAQUETES PUEDEN SER ENTREGADOS FUERA DE ORDEN. - PUEDEN SER ENTREGADOS PAQUETES DUPLICADOS. - LOS PAQUETES SE PUEDEN DEMORAR POR TIEMPO INDEFINIDO.



MODELO DE SERVICIO

Version HLen TOS Length

Ident Flags Offset

TTL Protocol Checksum

SourceAddr

DestinationAddr

Options (variable) Pad(variable)

0 4 8 16 19 31

Data

Formato de Datagrama (20 a 24 bytes) VersionHLen: longitud del encabezado en palabras de

32-bitsTOS, tipo de servicio, permite tratamieno

diferencial dependiendo de la aplicaciónLength: bytes del datagrama, incluyendo el

encabezado, máx. 65.535Indent, Offset , Flag: para la fragmentaciónTTL, tiempo de vida: descarta paquetes en

lazos; 64 is el valor por defectoProtocol: protocolo de nivel superior (TCP = 6,

UDP =17, …)Checksum: determinado para el encabezado

IP, como secuencia de palabras de 16 bitsSourceAddr, DestinationAddr: IP define su

propio esquema de direccionamiento global independiente de rede físicas

Options, Pad: relleno



FRAGMENTACIÓN Y RE-ENSAMBLADO CADA RED FÍSICA TIENE UNA UNIDAD MÁXIMA DE TRANSMISIÓN ( MTU ) POR EJEMPLO: LOS PAQUETES EHTERNET TIENEN MÁX. 1.500 BYTES LOS PAQUETES FDDI SON DE MÁX. 4.500 BYTES

DECISIÓNES DE DISEÑO:- TRATAR DE EVITAR LA FRAGMENTACIÓN EN LA FUENTE.- LA FUENTE DETERMINA EL TAMAÑO DEL PAQUETE IP QUE DEBERÁ SER IGUAL O MENOR AL MTU DE LA RED FÍSICA A LA CUAL ESTÁ CONECTADO- SI EL TAMAÑO DEL PAQUETE IP ES SUPERIOR AL MTU LOCAL, LA FUENTE DEBE FRAGMENTAR EL PAQUETE- SI EN LA RUTA HACIA EL DESTINO SE ENCUENTRA UN MTU CON CAPACIDAD INFERIOR AL PAQUETE IP, LA FUENTE PUEDE FRAGMENTAR EL PAQUETE



FRAGMENTACIÓN Y RE-ENSAMBLADO

• LA RE-FRAGMENTACIÓN, ES POSIBLE UN ROUTER AL ENVIAR UN DATAGRAMA A UNA RED CON MTU MENOR AL TAMAÑO DEL DATAGRAMA, DEBE FRAGMENTARLO

• LOS FRAGMENTOS A SU VEZ SON DATAGRAMAS INDEPENDIENTES

• EL RE-ENSAMBLADO OCURRE EN EL HOST DESTINO - LOS FRAGMENTOS COMUNES, TIENEN LA MISMA IDENTIFICACIÓN Ident - EL Ident ES SELECCIONADO POR LA FUENTE

• SI SE PIERDEN ALGUNOS FRAGMENTOS DEL DATAGRAMA ORIGINAL, EL DATAGRAMA Y LOS FRAGMENTOS RESTANTES, SON DESCARTADOS



EJEMPLO

R2

R1

H4

H5

H3H2H1



H6


H7 R3 H8

Network 3 (FDDI)

H1 R1 R2 R3 H8

ETH FDDI

PPP IP (376)

PPP IP (512)

PPP IP (512) (512)

ETH IP

ETH IP

(512)ETH IP

(376)

IP (1400) IP (1400)

R1 R2 R3

4500 MTU1500 MTU

532 MTU

1420-byte datagram (20-byte IP header plus 1400 bytes of data)



EJEMPLO - FRAGMENTACIÓN

(a)

Ident = x

Start of header

Rest of header

1400 data bytes

Offset = 00

(b)

Ident = x

Start of header

Rest of header

512 data bytes

Offset = 01

Ident = x

Rest of header

512 data bytes

Offset = 641

Start of header

Ident = x

Start of header

Rest of header

376 data bytes

Offset = 1280

Primer fragmento•M bit 1 en el campo flags ( siguen más fragmentos)•Offset 0 (el fragmento contiene la primera parte del datagrama original)

Segundo fragmento• comienzacon el byte 513•Campo Offet 64, que es 512/8•La fragmentación en límites de 8-bytes•Campo Offet consiste en grupos de 8 bytes

Tercer fragmento•Contiene últimos 376 bytes•offset (2 x 512)/ 8 = 128•Bit M 0



DIRECCIONAMIENTO GLOBAL

• AÚN SIENDO ÚNICOS GLOBALMENTE, LAS DIRECCIONES MAC NO TIENEN ESTRUCTURA PARA COOPERAR CON PROTOCOLOS DE ENRUTAMIENTO

• LAS DIRECCIONES IP: - ÚNICAS GLOBALMENTE ( 4,294,967,29 COMBINACIONES ) - POSEEN ESTRUCTURA JERÁRQUICA: RED + HOST

Ejemplo:

10.3.2.4 128.96.33.81 192.12.69.77

Network Host

7 24

0(a)

Network Host

14 16

1 0(b)

Network Host

21 8

1 1 0(c)



DIRECCIONAMIENTO IP

LA IDEA ORIGINAL PARA INTERNET CONSISTÍA EN UN PEQUEÑONÚMERO DE REDES WAN ( UTILIZANDO DIRECCIONES TIPO A ), 126

UN NÚMERO MODESTO DE REDES MEDIANAS – CAMPUS ( CON DIRECCIONES TIPO B ) – 65.534 HOSTS / RED

UN GRAN NÚMERO DE REDES PEQUEÑAS LAN ( CON DIRECCIONES TIPO C ) 254 HOSTS / LAN

255 reservado para broadcast0 no valído como dirección de host



DESPACHO DE DATAGRAMASEstrategia

- Cada datagrama contiene una dirección de destino- Si está conectado a la red destino, despacha hacia el host- Si no está directamente conectado, entonces envía el dagrama a otro router - Una tabla de despacho relaciona número de red con el siguiente salto- Cada host tiene un router por defecto- Cada router mantiene una tabla de despacho

Ejemplo (R2) Número de Red Siguiente Salto 1 R3 2 R1 3 interfaz 1 4 interfaz 0

R2

R1

H4

H5

H3H2H1



H6


H7 R3 H8

Network 3 (FDDI)



TRADUCCIÓN DE DIRECCIONES

UN PAQUETE ALCANZA A UNA NUEVA RED FÍSICA:

- RELACIONA LA DIRECCIÓN IP CON UNA DIRECCIÓN FÍSICA Determina la dirección física del host destino

O

Determina la dirección física del siguiente salto

- ENCAPSULA EL DATAGRAMA IP DENTRO DE UNA TRAMA QUE CONTIENE LAS DIRECCIÓNES A NIVEL DE ENLACE DE DATOS



PROTOCOLO PARA RESOLUCIÓN DE DIRECCIÓN ( ARP )

• ARP permite a cada host en una red física, dinamicamente construir una tabla que relaciona direcciones IP con direcciones a nivel de enlace de datos

• Accionamiento de ARP - Un host “fuente” decide enviar un datagrama a un host ( o router ) en la misma red fisica. Si el destino no se encuentra en la tabla ARP, es invocado el protocolo ARP



EJECUCIÓN DE ARP

1- EL HOST ORIGEN ENVÍA UNA PETICIÓN ARP EN BROADCAST CON “DIRECCIÓN IP DESTINO” Y { DIRECCIÓN IP; DIRECCIÓN ENLACE DE DATOS } DEL HOST ORIGEN

2- SI UN HOST EN LA RED YA TIENE ESTA DIRECCIÓN DEL HOST ORIGEN, LA RESTABLECE ( INICIA A CERO EL TEMPORIZADOR DE DESCARTE )

3- EL HOST DESTINO AGREGA LA INFORMACIÓN DEL HOST ORIGEN EN SU TABLA Y ENVÍA DE VUELTA UN MENSAJE QUE CONTIENE SU PROPIA DIRECCIÓN DE ESTADO-DE- ENLACE

4- EL HOST ORIGEN RECIBE EL MENSAJE DE VUELTA Y AGREGA LA DIRECCIÓN A SU TABLA ARP

5- LOS DEMÁS HOSTS NO AGREGAN ESTA INFORMACIÓN



NOTAS SOBRE ARP

LAS TABLAS ARP VARÍAN CON EL TIEMPO

LOS DATOS EN LAS TABLAS EXPIRAN PERIODICAMENTEY SON DESCARTADAS AL NO SER REINICIALIZADAS ( EN APROXIMADAMENTE 10 MINUTOS )



FORMATO DEL PAQUETE ARP

- HARDWARE TYPE: TIPO DE RED FÍSICA ( EJ. ETHERNET )

- PROTOCOL TYPE: TIPO DE PROTOCOLO DE NIVEL SUPERIOR ( EJ. IP )

- HLEN & PLEN: LONGITUD DE LAS DIRECCIONES

- OPERATION: REQUISICIÓN DE RESPUESTA

- SOURCE/TARGE: DIRECCIONES FÍSICAS/PROTOCOLO

TargetHardwareAddr (bytes 2 5)

TargetProtocolAddr (bytes 0 3)

SourceProtocolAddr (bytes 2 3)

Hardware type = 1 ProtocolType = 0x0800

SourceHardwareAddr (bytes 4 5)

TargetHardwareAddr (bytes 01)

SourceProtocolAddr (bytes 0 1)

HLen = 48 PLen = 32 Operation

SourceHardwareAddr (bytes 0― 3)

0 8 16 31

―

―

― ―

―

―

Mapping IP into Ethernet Addresses

FORMATO DEL PAQUETE ARP

• PROTOCLO COMPAÑERO DE IP

• DEFINE UNA COLECCIÓN DE MENSAJES DE ERROR QUE SON ENVIADOS DE VUELTA A UN HOST ORIGEN SIEMPRE QUE UN ROUTER O HOST NO PUEDEN PROCESAR SATISFACTORIAMENTE UN PAQUETE

PROTOCOLO PARA CONTROL DE MENSAJES INTERNET ( ICMP )

MENSAJES DE ERROR ICMP

• DESTINO INALCANZABLE

• EXCEDIDO EL TIEMPO DE VIDA TTL

• FALLÓ LA SUMA DE VERIFICACIÓN CHECKSUM

• FALLÓ EL RE-ENSAMBLAJE

• NO PUDO FRAGMENTAR

• ECHO ( PING )

• REDIRECCIÓN – EXISTE UNA MEJOR RUTA HACIA EL DESTINO



REDES PRIVADAS VIRTUALES

Corporation X private network

Corporation Y private network

Physical links

Physical links

Virtual circuits

(a)

(b)

C

A B

K L

M

K L

M

C

A B

Dos corporaciones mantienen redesPrivadas entre sus oficinas para garantizar la privacidad de sus datos.Utilizan líneas alquiladas privadas lascuales son costosas.

Estas corporaciones pueden compartirUn mismo enlace físico pero manteniendoLa privacidad mediante redes privadasVirtuales.



IMPLEMENTACIÓN DE UNA VPN

IP header,Destination = 2.x

IP payload

IP header,Destination = 10.0.0.1


IP payload


IP payload

10.0.0.1

R1 R2InternetworkNetwork 1 Network 2

El encapsulado de paquetes desde R1hasta R2 en paquetes IP dirigidos a R2 junto con el encriptamiento de Los datos crea un ”tunel” de paquetes,un modo efectivo para implementarVPNs.

ENRUTAMIENTO

ENRUTAMIENTO

4

3

6

21

9

1

1D

A

FE

B

C

• DESPACHO Y ENRUTAMIENTO - DESPACHO: SELECCIONA UN PUERTO DE SALIDA BASADO EN LA DIRECCIÓN DESTINO Y LA TABLA DE ENRUTAMIENTO - ENRUTAMIENTO: PROCESO POR EL CUAL ES DESARROLLADA UNA TABLA DE ENRUTAMIENTO

• LA RED COMO UN DIAGRAMA - UNA SOLA ADMINISTRACIÓN - FORMADA POR NODOS, ROUTERS Y ENLACES - CADA ENLACE TIENE UN COSTO

• OBJETIVO DE ENRUTAMIENO: DETERMINAR LA RUTA CON EL MÍNIMO COSTO ENTRE DOS NODOS

ASPECTOS RELACIONADOS A LOS PROTOCOLOS DE ENRUTAMIENTO

• PUEDE SER SENCILLO DETERMINAR LA RUTA CON EL MENOR COSTO EN UNA RED ESTÁTICA, SIN EMBARGO EN LAS REDES: - LOS ENLACES Y LOS ROUTERS FALLAN

- SON AGREGADOS NUEVOS ENLACES Y NUEVOS ROUTERS

- EL TRÁFICO PUEDE SOBRECARGAR LOS ENLACES

- ¿COMO CALCULAR EL COSTO DE LOS ENLACES?

- LOS ALGORITMOS DEBEN SER ESCALABLES

ENRUTAMIENTO POR VECTOR - DISTANCIA• CADA NODO MANTIENE LAS RELACIONES ( DESTINO, COSTO, SIGUIENTE SALTO ) PARA DESPACHO SE UTILIZA ( DESTINO, SIGUIENTE SALTO )

• LOS VECINOS DIRECTAMENTE CONECTADOS INTERCAMBIAN INFORMACIÓN - PERIODICAMENTE ( CADA X SEGUNDOS; DENOMINADA ACTUALIZACIÓN PERIÓDICA ) - SIEMPRE QUE CAMBIE EL CONTENIDO DE LA TABLA ( DENOMINADA ACTUALIZACIÓN ACTIVADA )

• CADA ACTUALIZACIÓN CONTIENE LOS PARES ( DESTINO, COSTO )

• UN ROUTER MODIFICA SU TABLA DE ENRUTAMIENTO SI RECIBE UNA NUEVA RUTA CON MENOR COSTO

• LAS RUTAS EN LA TABLA EXPIRAN DESPUÉS DE UN CIERTO TIEMPO, TIENEN QUE SER REINICIALIZADOS LOS CONTADORES DE EXPIRACIÓN

EJEMPLO DE TABLA VECTOR - DISTANCIA

D

G

A

F

E

B

C

Destino Costo Sig.-salto A 1 A C 1 C D 2 C E 2 A F 2 A G 3 A

Nodo

Distancia al nodo

A B C D E F G

A 0 1 1 oo 1 1 oo

B 1 0 1 oo oo oo oo

C 1 1 0 1 oo oo oo

D oo oo 1 0 oo oo 1

E 1 oo oo oo 0 oo oo

F 1 oo oo oo oo 0 1

G oo oo oo 1 oo 1 0

Visión global

Visión del nodo B



EL PROBLEMA DE LA CUENTA AL INFINITO

D

G

A

F

E

B

C

El enlace A-E falla. Se lanza una actualización, A publica que su distancia hasta E es infinito. Al mismoTiempo B y C se comunican que puedenAlcanzar a E en dos saltos. B conoce que no puede alcanzar a E a través de Apero si a través de C con tres saltos yse lo notifica a A. Ahora A cree que puede alcanzar a E con cuatro saltos através de B. A le indica de esta ruta aC….. Esto continúa indefinidamente.

Las tablas no convergen.



SOLUCIÓN A LOS LAZOS CON DOS NODOS

CUENTA AL INFINITO: Establece infinito a un número máximode saltos para el paquete que le permitan llegar de un extremoa otro extremo de la red.

REDUCCIÓN AL TIEMPO DE CONVERGENCIA: HORIZONTE-DIVIDIDO. Cuando un nodo publica información sobre sus rutasa sus vecinos, no publica una ruta de vuelta al vecino del cualaprendió dicha ruta.

REDUCCIÓN AL TIEMPO DE CONVERGENCIA: HORIZONTE-DIVIDIDO CON ENVENENAMIENTO DE REGRESO. Publicala ruta aprendida de vuelta al nodo de origen pero con informaciónNegativa sobre la ruta ( infinito ).

ENRUTAMIENTO POR ESTADO DE ENLACE

• ESTRATEGIA - CADA NODO ENVÍA A TODOS LOS OTROS NODOS LA INFORMACIÓN SOBRE ENLACES DIRECTAMENTE CONECTADOS Link State Packet ( LSP )

• PAQUETE DE ESTADO DE ENLACE ( LSP ) contiene - id DEL NODO QUE CREÓ AL LSP - COSTO DEL ENLACE A CADA VECINO - NÚMERO DE SECUENCIA ( SEQNO ) - TIEMPO DE VIDA DEL PAQUETE ( TTL )

ENRUTAMIENTO POR ESTADO DE ENLACE - INUNDACIÓN

• AL INICIO, LOS SEQNO DE TODOS LOS LSPs SON INCIADOS CON CERO

• LOS LSPs SE GENERAN PERIODICAMENTE - CON CADA NUEVO LSP SE INCREMENTA EL SEQNO - LOS ROUTERS GUARDAN EL LSPs MÁS RECIENTE

• LOS LSPs ENTRANTES SE RE-ENVÍAN POR TODOS LOS PUERTOS MENOS POR EL QUE LLEGÓ EL LSP

• EL TTL DEL LSP ES DECREMENADO ANTES DE SER RE-ENVIADO A LOS OTROS ROUTERS - SON DESCARTADOS CUANDO EL TTL = 0



MECANISMO DE ENRUTAMIENTO DEL ESTADO DE ENLACE

(a)

X A

C B D

(b)

X A

C B D

(c)

X A

C B D

(d)

X A

C B D

-PUBLICACIÓN DE LA INFORMACIÓN MEDIANTE - INUNDACIÓN.

- CÁLCULO DE LAS RUTAS MÁS CORTAS MEDIANTE LA INFORMACIÓN ACUMULADA DE TODA LA RED.

PAQUETES DE ESTADO DEL ENLACE - LSP -

CreatorID: Identificación del creador del paquete.

NeighborList: Lista de vecinos del creador y costohacia ellos.

SequenceNumber: El número de secuencia de unpaquete con referencia a los demás paquetes enviadospor un creador.

TTL: Tiempo de vida en número de saltos.



DESPACHO DE PAQUETES DE ESTADO DEL ENLACE - LSP -

UN LSP ES DESPACHADO CUANDO:

- EXPIRA EL CORRESPONDIENTE TEMPORIZADOR.

- OCURRE UN CAMBIO EN LA TOPOLOGÍA DE LA RED.

El despacho de LSPs, es “overhead” sobrecarga, esdeseable mantener los despachos en un mínimo.

CÁLCULO DE LA RUTA MÁS CORTA. ALGORITMO DE DIJKSTRA

Se asume: Un nodo construye un gráfico que representa a la red basado enlos LSPs que ha recibido.N: |V|, cantidad de nodos.l(i,j): Valor no negativo del extremo (i,j).M: grupo de nodos incorporados para algún nodo s.C(n): costo de la ruta desde el nodo s al nodo n.

Algoritmo para un nodo s:M = {s}Para algún n en N-{s} ejecute : C(n)=l(s,n)mientras (N no es igual a M)

M=M U{w} tal que C(w)=min{para todos los w en (N-M)}para cada n en (N-M) ejecute: C(n)=min{C(n), C(w)+l(w,n)}

RESUMEN DEL PROTOCOLO DE ESTADO DE ENLACE

• UNO DE LOS PRIMEROS ALGORITMOS DE ENRUTAMIENTO

• DETERMINA EL CAMINO MÁS CORTO - REQUIERE QUE CADA NODO TENGA INFORMACIÓN COMPLETA SOBRE LA RED - LOS NODOS INTERCAMBIAN INFORMACIÓN CON LOS DEMÁS NODOS EN LA RED - CONVERGE RAPIDAMENTE - NO GENERA MUCHO TRÁFICO EN LA RED

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