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Fondamenti di Internet e Reti

Fondamenti di Internet e RetiStrato di rete

Francesco MusumeciDipartimento di Elettronica, Informazione e Bioingegneria (DEIB) – Politecnico di Milano


5e – Algoritmi di instradamento

• Generalità• Distance vector• Link state

Sommario

3F. Musumeci – FIR: Strato di rete


Sommario


• Gli algoritmi di instradamento (o di routing) definiscono i criteri di scelta del cammino nella rete per i pacchetti che viaggiano tra un nodo di ingresso ed uno di uscita– Servono a costruire le tabelle di routing che vengono consultate dai

nodi per effettuare l’inoltro (forwarding) dei pacchettio In alcuni casi l’inoltro (anche indiretto) può essere svolto anche senza

ricorrere a tabelle di routing (instradamento random, flooding,…v. dopo)• Il tipo di rete (datagram, circuito virtuale) determina il criterio di adottare

nella scelta dei cammini, quindi l’algoritmo di instradamento opportuno

Algoritmi di instradamento


• Protocollo: scambio fra i router delle informazioni di raggiungibilità (info sulla topologia di rete, sul traffico etc.)

• Algoritmo: costruzione delle tabelle di routing (scelta del percorso "migliore”) sulla base delle informazioni scambiate

• Formalmente il protocollo è solo la parte che descrive lo scambio di messaggi tra i router

• In realtà questo scambio è poi strettamente legato al modo con cui sono calcolate le tabelle di routing

Routing: Algoritmi e Protocolli




IP1

Rete BRete C

Rete D

Rete ERete F

Rete A

IP2

IP3

Tabella di routing R1

Destinazione Next-hop

Rete A IP1

Rete B IP1

Rete C IP2

Rete D IP2

Rete E IP3

Rete F IP3

R2

R3

R4R6

R5

• Info di routing scambiate tra i router tramite un protocollodi routing– Ad es R5 annuncia C e D

• Tramite queste info, ciascun router decide come compilare la propria tabella– usando un algoritmo di

routing

"Da qui si raggiunge Rete C

e Rete D"

R1



IP1

Rete BRete C

Rete D

Rete ERete F

Rete A

IP2

IP3

Tabella di routing R1R1

R2

R3

R4R6

R5

• Dal punto di vista di R1, raggiungere le varie reti equivale a raggiungere il router che può fare inoltro diretto su quelle reti

Negli alg. di routing si usano i GRAFI (solo router e link, no reti)

Destinazione Next-hop

Rete A R2 IP1

Rete B R2 IP1

Rete C R5 IP2

Rete D R5 IP2

Rete E R6 IP3

Rete F R4 IP3

• digrafo (grafo diretto) G(N,A)– N: insieme dei nodi– A={(i,j), i∈N, j∈N}: insieme degli archi (coppia ordinata di nodi)– Se i link sono bidirezionali si parla di "grafo non diretto"

• percorso: (n1, n2, …, nl) insieme di nodi con (ni, ni+1)∈A• cammino: percorso senza nodi ripetuti• ciclo: percorso con n1= nl

• digrafo connesso: per ogni coppia i, j esiste almeno un cammino da i a j

• digrafo pesato: dij peso associato all’arco (i,j)∈A• costo (lunghezza) di un cammino (n1, n2, …, nl):

dn1, n2+ dn2,n3+…+dn(l-1), nl

Richiami sui grafi


• Requisiti di un algoritmo di instradamento– Semplicità– Robustezza– Stabilità– Ottimalità

• Quali pacchetti necessitano di instradamento?– Pacchetti di segnalazione in servizi circuito virtuale– Pacchetti dati in servizi datagram

• Chi decide qual è la migliore soluzione di instradamento?– Algoritmi centralizzati: un unico centro di controllo prende tutte le

decisioni– Algoritmi distribuiti: tutti i nodi cooperano per determinare il migliore

instradamento in ogni nodo– Algoritmi isolati: il nodo sorgente prende le proprie decisioni in modo

autonomo, eventualmente anche in base a informazioni richieste ad altri nodi

Algoritmi di instradamento


Tassonomia

11

Instradamentocon tabella

Instradamentosenza tabella

Instradamentogerarchico

Algoritmi diinstradamento

Source routingRandom FissoDinamicoFlooding

Link stateDistance vector

Routing isolato

Routing non isolato (controllo distribuito o centralizzato)

F. Musumeci – FIR: Strato di rete

• Il link uscente è scelto casualmente– Alta variabilità dei tempi di ritardo dei vari pacchetti a destinazione– Molto robusto

• Per avere equa ripartizione del traffico in rete:– Link in uscita scelto in base alla capacità disponibile sui link

– Probabilità di selezionare link i:

• Variazione: Selective random– Instradamento deterministico solo se destinazione è adiacente– Richiede disponibilità di “tabella delle adiacenze” (non più completamente

isolato)

Algoritmi di instradamento senza tabellaRandom

12

∑=

= H

jj

ii

C

Cp

1


• Il pacchetto è replicato su tutti i link uscenti ad eccezione di quello di ingresso– Aumento del traffico "interno" alla rete– Limitazione del traffico garantita se ogni nodo

o Scarta i pacchetti già transitati, oppureo Scarta i pacchetti il cui massimo numero di salti si è esaurito

– Necessario un contatore nel pacchetto (ad es. TTL)– Se si usa l’info sul “diametro” della rete (distanza massima

tra nodi) si riduce ulteriormente il traffico in rete– Robustissimo (adottato in applicazioni militari)

• Esempio (sorgente A, destinazione C)

Algoritmi di instradamento senza tabellaFlooding


• Il pacchetto è replicato su tutti i link uscenti ad eccezione di quello di ingresso– Aumento del traffico "interno" alla rete– Limitazione del traffico garantita se ogni nodo

o Scarta i pacchetti già transitati, oppureo Scarta i pacchetti il cui massimo numero di salti si è esaurito

– Necessario un contatore nel pacchetto (ad es. TTL)– Se si usa l’info sul “diametro” della rete (distanza massima

tra nodi) si riduce ulteriormente il traffico in rete– Robustissimo (adottato in applicazioni militari)

• Esempio (sorgente A, destinazione C)• Variazione: Selective flooding

– Instradamento solo su un gruppo dilinee uscenti (uso di una “tabella” ridotta ccon link diretti verso la destinazione)

Algoritmi di instradamento senza tabellaFlooding


• Il nodo sorgente Hs predetermina la strada verso la destinazione Hdscrivendola direttamente nel pacchetto IP (campo options)– Sequenza di interfacce da attraversare: Hs,N1,N2,...,NL,Hd (Ni

identifica l’indirizzo dell’interfaccia al nodo i)– Come apprendere il percorso al nodo sorgente?

1. Fornita da un path server (soluzione centralizzata, semplice ma inaffidabile)

2. Fornita da una procedura di path discovery (soluzione isolata)– Path discovery

o Il nodo sorgente invia in flooding un pacchetto alla destinazioneo Ogni nodo attraversato riempie il primo campo Ni ancora vuotoo Il nodo destinazione sceglie tra i pacchetti arrivati quello che identifica la via

migliore (primo arrivato o quello con il minore numero di nodi attraversati)o Il nodo destinazione comunica al nodo sorgente il percorso migliore

– Problema critico: necessario aggiornare i percorsi periodicamenteo Bisogna tener conto dei cambiamenti di stato della rete

Algoritmi di instradamento senza tabellaSource routing


• Grande numero di nodi implica– grande occupazione di memoria per le tabelle di

instradamento– sovraccarico di rete per scambio tabelle di

instradamento in algoritmi distribuiti• Strutturazione dei nodi in regioni

– Instradamento basatosu tabelle semplificate

• Sub-ottimo

Instradamento gerarchico

16

Dest. RouteFull. Hier.

A.1 A.2 A.2A.2 A.2 A.2A.3 A.3 A.3A.4 - -A.5 A.5 A.5A.6 A.3 A.3B.1 B.1

B.1B.2 B.1B.3 B.1B.4 B.1B.5 B.1C.1 A.5

A.5

C.2 A:5C.3 B.1C.4 B.1C.5 A,5C.6 A.5

A.4 routing table

Dettaglio

AggregazioneF. Musumeci – FIR: Strato di rete

• Strutturazione gerarchica dei nodi su L livelli– Nodi suddivisi in M1 regioni (primo livello)– Regioni divise in M2 aree (secondo livello)– Aree divise in M3 zone (terzo livello)– ecc.

Instradamento gerarchico

17

A.1.a

A.1.b A.1.c

A.1.e

A.1.d

A.1.f

B.1

B.5

B.4

B.2

B.3

A.2.a

A.2.b A.2.c

A.2.eA.2.d

A.2.fA.3.a

A.3.b A.3.c

A.3.f

A.3.d

A.3.e

C.1

C6C.5

C.2C.3

C.4

AA.1

A.2

A.3C

B

Rotuing non ottimale

Rotta gerarchica

Percorso più breve


• Basati su instradamento a distanza minima (o costo minimo)

• Richiede la definizione di una metrica di costo. Ad esempio:– Numero di salti (hop)– Capacità dei link– Ritardo dei link– Numero medio di pacchetti in coda sull’intero percorso– ecc.

• Le tabelle di instradamento indicano per ogni destinazione di rete il nodo successivo verso cui instradare il pacchetto

• Versione “primordiale”: instradamento statico

Algoritmi di instradamento con tabella


• Forma più semplice di routing IP• Non richiede segnalazione tra router• Tabelle di routing compilate manualmente dall’amministratore di

rete– Fase di design

o Per ciascun router viene selezionata una rotta per ciascunapossibile altra sottorete

– Fase di configurazioneo Le tabelle di routing sono configurate tramite opportune istruzioni

• Quando è opportuno utilizzarlo?– Periferia della rete– Sistemi (ad es. ISP) con bassa connettività (poche righe da

compilare manualmente)– Necessità di fare load-balancing

Routing statico


• I protocolli di routing usati in Internet sono dinamici• Le entry delle tabelle di routing cambiano nel tempo, in base a:

– Guasti nei link (failures)o Quando un link si interrompe è necessario aggirarlo

– Cambiamenti nella topologia di reteo Quando viene aggiunto un nuovo router backbone, considera il suo utilizzo

– Carico di rete e congestioneo Quando un link è poco usato, conviene sfruttarlo

Routing dinamico (adattativo)

20

1. path iniziale

4. nuovo path

2. failure

Aggiornamento delle tabelle di routing possibile SOLOcon protocolli dinamici

3.Scambio messaggi del protocollo di routing


• Generalità– Algoritmi sui grafi

• Distance vector• Link state

Sommario


• La politica di routing utilizzata sin dall’introduzione delle reti TCP/IP è basata sul calcolo dei cammini minimi

• Il calcolo è effettuato sul grafo che rappresenta la rete– ad ogni arco è associato un "peso" opportunamente scelto

(metrica di costo)• Perché?

– i cammini minimi verso una destinazione formano sul grafo l’albero dei cammini minimi, o Minimum Spanning Tree(MST)

– esistono degli algoritmi di calcolo dei MST che possono essere eseguiti in modo distribuito dai router

Routing a cammini minimi


• Il problema è di complessità polinomiale– Al crescere del nr di nodi N, il numero di operazioni necessarie per

ottenere i cammini minimi cresce come un polinomio in N

Problema del cammino minimo

Dato un digrafo G(N,A) e due nodi i e j, vogliamo trovare il cammino di costo minimo tra tutti quelli che consentono di andare i a j

Proprietà: Se il nodo k è attraversato dal cammino a costo minimo da i a j, il

sotto-cammino fino a k è anch’esso a costo minimo


• Qual è il percorso a costo minimo tra u e z?• L’algoritmo di routing deve trovare tale percorso

Esempio

u

yx

wv

z2

21

1

4

1

2

53

5G = (N,E)

N = insieme di router = { u, v, w, x, y, z }

E = insieme di link = { (u,v), (u,x), (v,x), (v,w), (x,w), (x,y), (w,y), (w,z), (y,z) }

c(x,x’) = costo del link (x,x’)ad esempio, c(w,z) = 5

F. Musumeci – FIR: Strato di rete 24


Sommario


• Sfrutta l’istradamento a distanza minima– in ogni nodo la tabella di routing specifica la minima distanza da

ogni altro nodo e quale nodo deve essere utilizzato come next hop• Forma centralizzata

– Applicazione dell’algoritmo di Bellman-Ford per il calcolo centralizzato dell’albero dei cammini minimi

• Forma distribuita– Ciascun nodo riceve solo dai suoi vicini la stima delle distanze

(vettore delle distanze), somma la sua distanza dal vicino e scopre la distanza minima verso ogni altro nodo

– Corrisponde ad applicare in ogni nodo l’algoritmo di Bellman-Ford

Algoritmo distance vector


• Data la topologia di rete, costruisce l’albero dei cammini minimi (Minimum Spanning Tree – MST) dal nodo sorgente (s)

• Algoritmo iterativo che considera numero di salti (h) crescente

Distance vectorForma centralizzata: algoritmo di Bellman-Ford

{ }

stoptogoelse

hhthensjDDIf

sjDdDDhh

sjdDh

hjsD

djid

max

hj

hj

hjij

hii

hj

sjhj

hj

ijij

2 1

3

,min1+=2

11salti max con a da costo minimo a viadella Costo

diretto)link senza ( a dalink del costo

1

11

−=

≠∀=

≠∀+=

≠∀=

=

=

∞==

−

−−


In un grafo diretto, funziona anche con link di costo negativo, a patto che nella rete non esistano cicli di costo totale negativo

Algoritmo di Bellman-FordEsempio – Nodo A

Dest. h=1 h=2 h=3 h=4Cost Route Cost Route Cost Route Cost Route

A - - - -B 1 B 1 B 1 B 1 BC ∝ 4 B 4 B 4 BD ∝ 9 F 6 F 5 BE ∝ 5 F 4 B 4 BF 3 F 2 B 2 B 2 B

Tabella di instradamento del nodo A


• Il DV è inviato ai soli nodi adiacenti• Il DV è inviato periodicamente o a seguito di un cambiamento nella topologia di rete

– Ogni nodo esegue il ricalcolo del proprio DV se cade/nasce una linea attiva a cui è connesso

Appena riceve un DV da un vicino, il nodo…1. Aggiunge a ciascuna destinazione inclusa nel DV il costo del link verso il vicino2. Per ognuna di queste destinazioni:

– se la destinazione non era già inclusa nella tabella di routingo aggiunge la destinazione/distanza

– altrimentio se il next hop nella tabella di routing corrisponde al mittente del DV

– sostituisce l’informazione della tabella di routing con quella nuova (anche se peggiorativa)

o altrimenti– se la distanza indicata nel DV è minore di quella attualmente scritta nella tabella di

routing» Sostituisci l’informazione della tabella di routing con quella nuova

Distance vectorForma distribuita: scambio dei DV tra router adiacenti


Dest. Costo N.H.

30

Distance vectorEsempio: aggiornamento della tabella di routing


CR

DV CR

costo = 1

Tabelladi routing in R

• Calcolo della tabella di instradamentonel nodo A– Aggiornamento ogni T s– In [0,T] A vede solo i suoi vicini– Primo vettore ricevuto in A

da B e F a t = T+εo Nuova tabella in A

disponibile a t = 2T– Secondo vettore …

• t = 2T : B riceve DV da F

1

3

15

3

2

2

1

6

F E

A D

B C

Distance vectorEsempio in una rete (1/2)


• t = T+ε : rottura link D-E– t = 2T: E invia il nuovo DV a F

• t = 2T+ε : variazione costo F-E 2 3• t = 3T: F cambia la propria

tabella (aggiorn. su D e E)– Nuova tabella in A a t = 4T

• Le info negative arrivano a B • F le aveva già ricevute…• Nuova tabella in A a t = 5T

Distance vectorEsempio in una rete (2/2)


1

3

15

3

2

2

1

6

F E

A D

B C

x 3

• Diversa efficacia all’occorrenza di eventi di cambiamenti di topologia– Aggiunta di nodi (“notizie positive”): propagazione veloce

dell’aggiornamento– Rimozione di nodi (“notizie negative”): può dare luogo a problemi

• Esempio (notizie positive)– Hp: costi unitari

– Nuovo nodo D raggiungibile in rete

Algoritmo distance vectorNuovo nodo in rete

33

A B C D

Node A Node B Node C EventsStep Dest. Cost Next hop Cost Next hop Cost Next hopInit

1- D 1 D C-D = 11 D 2 C 1 D C → B2 D 3 B 2 C 1 D B → A3 D 3 B 2 C 1 D

A B C


• Esempio (notizie negative)– Hp: costi unitari– Il nodo D diventa irraggiungibile

Algoritmo distance vectorProblema: Nodo irraggiungibile - Count to infinity

34

A B C D

Node A Node B Node C EventsStep Dest. Cost Next hop Cost Next hop Cost Next hopInit D 3 B 2 C 1 D

1- D 3 B 2 C ∝ C-D = ∝1 D 3 B 4 A ∝ C → B, A → B2 D 5 B 4 A 5 B B → A, B → C3 D 5 B 6 A 5 B A → B4 D 7 B 6 A 7 B B → A, B → C5 D 7 B 8 A 7 B A → B6 D 9 B 8 A 9 B B → A, B → C7 D 9 B 10 A 9 B A → B

... D ∝ ∝ ∝

A B C D


• Se il nodo A manda a D i pacchetti destinati al nodo X, non ha senso che A annunci a D la raggiungibilità di X nel suo Distance Vector

• Split-Horizon– Il nodo A non annuncia a D con quale costo raggiunge X

Count to infinity: rimedio

A DX


• Rimedio al count-to-infinity– Split horizon: stima di distanza verso una destinazione non viene trasferita sul

collegamento utilizzato per raggiungere quella destinazione– Split horizon with poisonous reverse: stima di distanza inviata a tutti i vicini, ma

la distanza è posta a infinito se il collegamento è utilizzato per raggiungere la destinazione

• Esempio– Costi unitari– Il nodo D diventa irraggiungibile in rete

– Split horizono A Bo B C

Algoritmo distance vectorSoluzione: Split horizon

36

A B C D


1- D 3 B 2 C ∝ C-D = ∝1 D 3 B ∝ ∝ C → B2 D ∝ ∝ ∝ B → A

A B C D


1- D 3 B 2 C ∝ C-D = ∝

//


• Split horizon potrebbe non funzionare con certe topologie– Dipende dalla successione dei vettori inviati

• Esempio– Initial split horizon

o A Co B C

Problemi con split horizon

37

A B C D

Node A Node B Node C EventsStep Dest. Cost Next hop Cost Next hop Cost Next hopInit D 2 C 2 C 1 D

1- D 2 C 2 C ∝ C-D = ∝1 D 2 C ∝ ∝ C → B2 D 2 C 3 A ∝ A → B3 D 2 C 3 A 4 B B → C4 D 5 C 3 A 4 B C → A5 D 5 C 6 A 4 B A → B6 D 5 C 6 A 7 B B → C7 D 8 C 6 A 7 B C → A

... D ∝ ∝ ∝

Node A Node B Node C EventsStep Dest. Cost Next hop Cost Next hop Cost Next hopInit D 2 C 2 C 1 D

1- D 2 C 2 C ∝ C-D = ∝

//

(∞)(2)(3)(4)(5)(6)(7)



Sommario


• Ogni nodo misura il costo dei collegamenti (ad esempio secondo la metrica “distanza” o “ritardo”) verso tutti i suoi vicini– Invia un vettore di “link state”– Link state funziona solo con costi di segno positivo

• Questa distanza è comunicata a tutti gli altri nodi con tecnica flooding

• Ogni nodo ha visibilità completa della rete e può così costruire i percorsi a minima distanza verso ciascun altro nodo

• I costi dei link possono variare serve inviare nuovi link state all’occorrenza

• Anche se non ci sono aggiornamenti i link state vengono comunque inviati periodicamente

Algoritmo link state


• Algoritmo di Dijkstra:– si applica al generico nodo sorgente (s)

Instradamento a minima distanza Link state


Algoritmo di DijkstraEsempio

41


Dest. M={A} M={A,B} M={A,B,F} M={A,B,E,F} M={A,B,C,E,F} M={A,B,C,D,E,F}Cost Route Cost Route Cost Route Cost Route Cost Route Cost Route

A - - - - - -B 1 B 1 B 1 B 1 B 1 B 1 BC ∝ 4 B 4 B 4 B 4 B 4 BD ∝ ∝ 8 B 5 B 5 B 5 BE ∝ 6 B 4 B 4 B 4 B 4 BF 3 F 2 B 2 B 2 B 2 B 2 B

1

3

15

3

2

2

1

6

B C

F E

A D



42




1

3

15

3

2

2

1

6

B C

F E

A D



43




1

3

15

3

2

2

1

6

B C

F E

A D



44




1

3

15

3

2

2

1

6

B C

F E

A D



45




1

3

15

3

2

2

1

6

B C

F E

A D



46




1

3

15

3

2

2

1

6

B C

F E

A D


• Algoritmi distance vector e link state convergono alla stessa soluzione in condizioni statiche

• Algoritmo distance-vector– Ha convergenza più lenta in condizioni dinamiche– Semplice da implementare

o Ogni nodo deve conoscere solo ciò che vedono i suoi vicini (i distance vector sono inviati solo ai nodi vicini)

• Algoritmo link state– Alta velocità di convergenza– Difficile da implementare

o Nella forma distribuita, ogni nodo deve “vedere” l’intera rete (i vettori di link state devono essere inviati a tutti i nodi della rete)

o Elevata quantità di informazioni scambiate in flooding

Instradamento a minima distanzaOsservazioni



5f – Instradamento in IPRIP, OSPF

• Non possiamo pensare di applicare DV/LS direttamentea tutta Internet– Scalabilità: Internet è formata da milioni di nodi

o LS genera troppa informazione (flooding), DV convergerebbemolto lentamente

– Sicurezza: ISP non vogliono rivelare la struttura dellapropria rete (es., con un LS) oppure vogliono evitaredi attraversare alcuni domini

Routing in Internet: Distance Vector o Link State?


Backbone

ASAS

AutonomousSystem (AS)

ExteriorGateway

InteriorGateway

• Internet è suddivisa in Autonomous Systems (AS)– Porzione di rete gestita dalla stessa autorità– Un router interno a un AS si chiama Interior Gateway– Un router al bordo di un AS si chiama Exterior Gateway

Architettura di routing di Internet


ASAS

ExteriorGateway

InteriorGateway

• All’interno di ciascun AS il routing è indipendente dagli altri AS– Gli Interior Gateway si scambiano informazioni di routing

"intra-AS" usando un Interior Gatweay Protocol (IGP)– Condivisione completa delle informazioni topologiche


IGP

51


Backbone


ASAS

ExteriorGateway

InteriorGateway

• Il routing tra AS è gestito in modo differente– Gli Exterior Gateway si scambiano informazioni di routing

usando un Exterior Gateway Protocol (EGP)– Utilizza un approccio diverso da quello DV/LS

IGP EGP

52


Backbone



• Diretto– Il NETID degli host sorgente e destinazione coincidono– Il forwarding è effettuato mediante la rete di livello 2 (associazione tra HOSTID indirizzi MAC)

• Indiretto– Il NETID degli host sorgente e destinazione sono diversi ma appartengono allo stesso AS– Il forwarding avviene mediante Interior Gateways usando IGP

• Indiretto gerarchico– Sorgente e destinazione sono in AS diversi– Nell’AS sorgente il

pacchetto è instradato con IGP fino all’ExteriorGateway

– Usando EGP e ExteriorGateways si arriva all’AS destinazione

– Nell’AS destinazione il pacchetto è instradato con IGP fino all’hostdestinazione

• L’EGP annuncia all’interno le destinazioni esterne raggiungibili• Gli Exterior Gateway si scambiano informazioni sintetiche di raggiungibilità

La strada per la destinazione …

53

Diretto

Indiretto

Indirettogerarchico


ExteriorGateway

• In un AS possono essere configurati più IGP– Devono essere gestiti in modo da garantire la consistenza del routing– Il caso più frequente è tuttavia un unico IGP in tutto l’AS

• Il dominio di routing (Routing Domain, RD) è una porzione di AS in cui è implementato un unico protocollo IGP

• Alcuni router appartengono a più RD e implementano più protocolli di routing sulle diverse interfacce

Interior Gateway Protocols (IGP)

54

AS

RD

RD

RD


RD RD

Prot. AProt. B

• I router su più domini possono “ridistribuire” le informazioni di un dominio nell’altro e viceversa

• La traduzione delle informazioni dal Prot. A al Prot. B dipende dall’implementazione e dalle caratteristiche dei due protocolli A e B

• I due protocolli possono anche essere un IGP e un EGP

Ridistribuzione


• IGP– RIP (Routing Information Protocol), versione 1 e 2– IGRP (Interior Gateway Routing Protocol)

proprietario CISCO– IS-IS (Intermediate System Intermediate System)– OSPF (Open Shortest Path First)

• EGP– BGP (Border Gateway Protocol)

I Protocolli di Routing più usati

Link State

DistanceVector

Path Vector


• RIP• OSPF• BGP

Sommario


• Routing Information Protocol (RIP): RFC 1058 (1988)– Si affida ad UDP come protocollo di trasporto utilizzando la

“well known port” #520– Basato su Distance Vector

o DV scambiati tra nodi adiacentio Ogni router usa Bellman-Ford per il calcolo dei cammini minimi

– Metrica di costo: hop count– Massima distanza: 15 hop

o costo = 16 corrisponde a rete irraggiungibile– Info di aggiornamento (DV) inviate tipicamente ogni 30 s

• Pro– Facile implementazione

• Contro– Elevata complessità (sinonimo di algoritmo lento): ~O(N3)

o N: numero di nodi della rete– Possono verificarsi loop– Possibile count-to-infinity

Routing Information Protocol (RIP)Concetti base


RIPFormato dei messaggi

IP header UDP header RIP message

IP datagramUDP datagram


• Messaggi RIP trasportati da datagrammi UDP, a loro voltaincapsulati in pacchetti IP:– Header RIP: 4 byte– Header UDP: 8 byte– Payload RIP: fino a 25 record, ciascuno da 20 byte

o tot: 500 byte (=25*20 byte)– Un datagramma UDP usato per trasportare messaggi RIP ha

al max 512 byte (PL+OH) in genere è necessario più di un datagramma UDP per annunciare intere tabelle di routing (costituite da ben più di 25 rotte)

• RIP versione 1– Command (8 bit): tipo di messaggio (ad es., request (1), response (2))– Version (8 bit): assume valore 1 o 2– Address Family (16 bit): stack protocollare usato (2 per TCP/IP)– IP Address (16 byte): indirizzo della rete di destinazione (4 byte per IPv4)– Metric o Distance (32 bit): hop count dal router che fa l’annuncio fino alla rete di

destinazione indicata nel campo Addresso Valori ammessi: da 1 a 15 (16= rete irraggiungibile)

0 7 8 15 16 31

0IP address

Command (1-6) Version (1) 0Address family (2)

20bytes

00Metric

Si possono inserire fino a 24 rotte in più con lo stesso formato


Quale altra informazionesarebbe opportuno inserire?

RIPFormato dei messaggi

un router che annuncia una rete ad esso adiacente la

considera a distanza 0

• Appena avviato RIP, i router inviano speciali richieste suciascuna interfaccia, specificando alcuni campi del messaggio come segue– command = 1 (indica che si tratta di una request)– address family = 0 (invece di 2)– metric = 16

• Ciò serve a richiedere a ciascuno dei router vicini l’invio dell’intera tabella di routing in loro possesso– Consente di scoprire l’identità e le distanze dei router

vicini


RIPInizializzazione

• Request– Usato per ottenere info di routing su specifici indirizzi di rete che

vengono indicati nel messaggio di richiesta• Response

– Restituisce la lista di indirizzi di rete ed il relativo costo– Se il router interpellato non ha informazioni sulla destinazione (rete IP)

richiesta, restituisce costo 16 per quella rete• Regular update (ogni 30 s)

– I router inviano tutta la tabella di routing (o parte di essa) ai router vicini– Ciascun router elimina una entry della tabella (cioè setta il relativo

costo a 16) se l’informazione di routing non è aggiornata da più di 6 cicli (180s)o La reale cancellazione della entry avviene dopo ulteriori 60s per assicurarsi della

effettiva irraggiungibilità della rete• Triggered update

– Inviati non appena si verifica un cambiamento del costo di una rotta (sitrasmette solo l’informazione relativa alle reti che hanno subito un aggiornamento)

RIPOperazioni successive all’inizializzazione


• Le Request sono inviate da un router che– si è appena connesso, oppure– ha alcune entry in scadenza

• Con le Request si possono richiedere ai propri vicini– entry specifiche, oppure– tutte le entry in loro possesso

RIPRequest message

63

Source: Forouzan, 2004


• Le Response possono essere– Solicited (regular update), cioè inviate in risposta ad una Request,

oppure– Unsolicited (triggered update), inviate periodicamente (ogni 30 s)


RIPResponse message

• Triggered update– Appena cambia il costo di una rotta, la nuova tabella di routing è

inviata immediatamente, senza aspettare lo scadere del periodo di agiornamento base di 30 s

• Split horizon

• Poison reverse

RIPAltre caratteristiche

65



• Hop count è una metrica di costo fin troppo semplice– Bellman-Ford non richiede necessariamente di usare hop count!– Quindi RIP potrebbe essere facilmente esteso considerando diverse

metriche di costo…il cuore dell’algoritmo sarebbe invariatoo Lunghezza della coda (~occupazione buffer) nella linea d’uscitao Ritardoo Probabilità di perdita (ad esempio misurata in precedenza)o etc…

• RIP converge lentamente– Router a distanza N hanno bisogno di N passi dell’algoritmo (=30*N

secondi) per arrivare a conoscere l’effettiva distanza che li separa• Limitato a reti di piccole dimensioni

– Poichè costo=16 equivale a rete irraggiungibile, due nodi non possono trovarsi a distanza maggiore di 15 hop

RIPLimiti


• Versione 2– Sfrutta meglio tutti i campi lasciati vuoti in RIPv1– Pensato per mantenere compatibilità con router RIPv1

• Nuovi campi introdotti– Route tag (16 bit): indica un numero (ID) dell’Autonomous System

o Consente di distinguere le rotte in base all’origine dell’informazione (rotte scoperte con RIP, con altro IGP o con EGP)

– Subnet mask (4 byte): quindi è supportato anche CIDR (finalmente!)– Next hop IP address (4 byte): indica esplicitamente l’indirizzo IP dell’

interfaccia verso cui instradare i pacchetti diretti alla specifica sottorete

RIPv2Formato dei messaggi

67

0 7 8 15 16 31

Route tagIP address

Command (1-6) Version (2) 0Address family (2)

20bytes

Subnet maskNext hop IP addressMetric




Sommario


• Algoritmo di routing link state– Si adotta routing shortest path (Dijkstra)– Ogni router ha cognizione dell’intera rete del dominio di

routing e può calcolare il MST– Si inviano aggiornamenti al seguito di eventi di modifica dei

costi dei link (event update)– Ciascun router non invia grandi tabelle di routing come in DV

o Invia solo lo stato dei link direttamente connessi• Ogni router deve

– “Scoprire” i suoi vicini– Misurare il costo per raggiungere ciascun vicino– Costruire un pacchetto Link State Packet (LSP) che

contenga le informazioni su tutti i link connessi– Inviare il pacchetto a tutti gli altri router (non solo ai vicini),

tipicamente con tecnica flooding

Protocollo Open Shortest Path First (OSPF)Concetti base


70

Protocollo Open Shortest Path First (OSPF)Caratteristiche

• Metrica di costo generica: una qualunque combinazione di ritardo, costo, bit-rate, etc.– Configurata dall’amministratore di rete– Il costo di attraversamento di ciascun link/rete è visto

indipendentemente dai router adiacentio Costo definito sulla “outgoing interface”o In linea teorica ai due lati di un link i due router possono definire due costi diversi

(ad es. per decidere localmente il load balancing)

• Load balancing dinamico– ottenuto specificando rotte multiple– da utilizzare quando più rotte hanno lo stesso costo

• Supporta routing gerarchico


Messaggi OSPF


• Header dei messaggi (commune a tutti i tipi di messaggio)

• Tipi di messaggi– Hello Testa la raggiungibilità dei vicini– Database description (LSDB) Annuncia quali update possiede il sender– Link state request (LSR) Richiede informazioni su uno specifico link– Link state update (LSU) Fornisce il costo dei link vicini al sender– Link state ack (LSA) Riscontra un LSU

Messaggi OSPF

72

Bit31160

1

2

3

4

5

Source router IP address

Message lengthVersion

Area ID

Authentication typeChecksum

Authentication (octets 0-3)

8

Type

Authentication (octets 4-7) 6


OSPF topology discoveryEsempio - 1

73

Router A

Pacchetti ricevuti Network discovery

BA 4C 2F 6

A

B C

F

42

6

CB 2D 3E 1

A

B C

E FD

42

63

1

DC 3F 7

2

A

B C

E FD

4 63

1

7


Router A

FB 6D 7E 8

Conferma

EA 5C 1F 8

A

B C

E FD

42

63

1

75

8

OSPF topology discoveryEsempio - 2

74

Pacchetti ricevuti Network discovery

DC 3F 7

2

A

B C

E FD

4 63

1

7


Load balancingShortest path multipli

Singolo shortest path

Più shortest path

12

4

11

3

3 2

costo del link

1

path cost = 6

path cost = 6

12

4

11

3

3 21


Load balancingAspetti negativi

Consegna pacchetti fuori sequenza!

50%

50%3 2 145

1

2

3

4

5

4 1 235

equal cost paths


OSPF e inoltro gerarchicoClassificazione dei router


• Tipologie di router in un AS– Internal routers: tutte le interfacce appartengono alla stessa area– Area border routers: hanno interfacce su aree diverse– AS boundary routers: connessi ad almeno un router esterno all’AS

Autonomous System (AS)

Rete reale

Source: TCP/IP Protocol Suite, B. Forouzan

Rappresentazioneusata da OSPF


OSPFRappresentazione della topologia

• Gli area border router diffondono in ciascuna area un "riassunto" delle informazioni relative alle altre aree– indicano solo le destinazioni raggiungibili, non i router

attraversati– "contaminazione" con approccio distance vector– Inoltro indiretto gerarchico

OSPFRidistribuzione delle info di routing

Visto nell’Area 2

Area 2

Area 1

Area 3



Sommario


• Border Gateway Protocol version 4 (BGP-4): RFC 4271– Consente a router di diversi AS di scambiarsi

informazioni di routing (è un protocollo di tipo EGP)– Algoritmo di tipo path vector

o I gestori di AS decidono il routing in base a delle propriepolitiche, conoscendo i percorsi usati per raggiungere altri AS

– Indipendente dai protocolli IGP adottati dentro gli AS – Esistono due “tipologie” di BGP

o eBGP (external BGP): usato da diversi AS border routers per scambiare tra loro informazioni di routing

o iBGP (internal BGP): usato da un AS border router per propagare l’informazione di routing dentro l’AS

Boarder Gateway Protocol (BGP)Concetti base


• BGP (path vector) è simile al distance vector, ma nelle info scambiate tra i nodi non è indicata una “distanza dalla destinazione”, ma l’intero percorso verso la destinazione (sequenza degli AS da attraversare)

BGPPath vector (1)

Rete Router successivo

Percorso

N01 R01 AS2,AS5,AS7,AS12N02 R07 AS4,AS13,AS6,AS9N03 R09 AS11,AS12,AS8,AS6… … …


• In realtà un messaggio di path vector che si scambiano due router EG vicini non contiene un percorso ma una sequenza di “attributi”

• Si distinguono attributi obbligatori, che devono essere interpretati da tutte le implementazioni di BGP, e attributi facoltativi

• Tra gli attributi obbligatori:– ORIGIN: protocollo IGP da cui proviene l’informazione (ad es.

OSPF, RIP, IGRP)– AS_PATH: sequenza di AS attraversati– NEXT_HOP: prossimo router


BGPPath vector (2)

• Ogni router BGP invia il proprio path vector ai router BGP vicini (peers)• L’informazione del path vector è trasmessa su connessioni TCP

– La connessione TCP è aperta dal trasmittente verso il router vicino – BGP usa la well-known port #179

• Tipi di messaggio:– OPEN: apre la connessione TCP e gestisce l’autenticazione

reciproca dei router– UPDATE: annuncia una nuova rotta (o ne annulla una vecchia)– KEEPALIVE: mantiene attiva la connessione in caso di assenza di

UPDATE (usato anche come ACK ai messaggi OPEN)– NOTIFICATION: notifica errori in messaggi precedenti (usato anche

per chiudere la connessione)


BGPScambio dei messaggi

• Messaggi eBGP iniziali inviati tramite connessioni TCP– R2 R3: N1, N2, R2, AS1

– R3 R2: N3, N4, N5, N6, R3, AS2

– R6 R7: N3, N4, N5, N6, R6, AS2

– R7 R6: N7, N8, R7, AS3

• Messaggi iBGP scambiati internamente agli AS ed altri messaggi eBGP– R3 R2: N7, N8, R3, AS2 AS3

– …

BGPEsempio

85

AS2

N6

N5

N4

AS1 AS3

N7N8

R1

R2 R3

R4

R5

R6

R7N2

N3

N1


• BGP consente di distribuire informazioni su un percorso verso una destinazione

• ... ma in realtà l’amministratore dell’AS è libero di– scegliere come fare l’instradamento – decidere se propagare l’informazione ad altri ASPolicy based routing


BGPPolicy based routing

• Un router BGP che riceve un path vector da un peer può decidere di effettuare o meno quanto segue:– Aggiungere alla propria tabella di routing la destinazione

specificata dal path vector– Inoltrare il path vector ai suoi vicini

• In base alla politica di routing implementata localmente• Agli AS è assegnato un Autonomous System Number

(ASN) globale da IANA (come per indirizzi IP)

Policy based routing


• B non modifica la propria tabella di routing e non inoltra il path vector ricevuto da A perché è contro alla politica di routing locale

Policy based routing: esempio 1

A B

D

C

N01, RD, D

N01, RA, A-D


Percorso

N01 RD D


AutonomousSystem

• D non modifica la propria tabella di routing e non inoltra il path vector ricevuto da B perché nel percorso specificato è indicato anche l’AS di cui fa parte.


A B

D


Percorso

N01 RD D

N01, RD, D


Percorso

N01 RA A-D

N1, RB, B-A-D

N01, RA, A-D


• D non vuole inoltrare traffico tra A e B, dunque non inoltra il path vector ricevuto da B ad A, e viceversa.


A B

D


Percorso

N01 RA A-X-Y

N01, RA, A-X-Y


Percorso

N02 RB B-W-H

N02, RB, B-W-H


fondamenti di internet e reti€¦ · • gli algoritmi di instradamento (o di routing) definiscono...

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