La Capa de Red
Dr. Ivan Olmos
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La Capa de Red
Orientada a llevar los paquetes desde el origen hasta el destino Aquí, se debe conocer perfectamente el esquema de la subred para escoger la mejor ruta Además, se debe considerar el tráfico, para que en el caso de que sea necesario, cambiar la ruta de los datagramas
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1
La Capa de Red
Esta capa se debe de encargar de manejar las diferencias que pudieran existir entre la red de origen y la de destino La capa de red debe ofrecer una interfaz bien definida a la capa de transporte, en la cual, los servicios proporcionados deben ser:
Independientes de la tecnología de la subred La capa de transporte debe estar aislada de la cantidad, tipo y topologías de las subredes presentes Las direcciones de la capa de transporte debe tener un orden uniforme
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La Capa de Red
La capa de red se puede diseñar:
Orientada a la conexión Sin conexión
Los partidarios del servicio sin conexión involucra a la comunidad de Internet Por otro lado, los partidarios del servicio con conexión son las compañías telefónicas
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2
El enfoque sin conexión
Se plantea que la única tarea de la capa de red es encaminar bits de un DTE a otro DTE Se toma de antemano que la subred es inherentemente inestable, sin importar su diseño Por lo anterior, se enfocan a que los DTE realicen el control de errores y el control de flujo Además, cada paquete debe llevar la dirección de destino completa, con el fin de que estos se pueden encaminar por vías distintas, si es necesario
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El enfoque sin conexión
La propuesta de la comunidad de Internet se sustenta en el hecho de que los sistemas de cómputo son más poderosos y económicos, con lo cual el costo de un diseño de una subred no sería muy elevado (no se incluyen las tareas que las computadoras tienen que realizar)
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3
El enfoque con conexión
Por otro lado, las empresas telefónicas sostienen lo siguiente:
Antes de enviar datos, se debe establecer una conexión entre el emisor y el receptor Al establecerse la conexión, se puede determinar la calidad de la conexión, así como el costo del servicio La comunicación es en ambas direcciones y los paquetes se entregan en secuencia Se proporciona control de flujo
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Comentarios
La mayor complejidad en el diseño y la implementación en el esquema orientado a conexión está en la capa de red (subred) La mayor complejidad en el diseño y la implementación en el esquema sin conexión está en la capa de transporte (en cada computadora)
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Conexión vs. Sin Conexión
Ambos enfoques actualmente tienen su representante operativo:
Internet: sin conexión ATM: con conexión
Internet se ha propagado debido a la gran flexibilidad que ofrece ATM actualmente es el esquema de alta velocidad dominante, aunque de alto costo
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Conexión vs. Sin conexión
En el esquema orientado a la conexión, se establecen circuitos virtuales (los paquetes siguen la misma ruta marcada por el primero de ellos) En el esquema sin conexión, los paquetes enviados se conocen como datagramas (no se determinan rutas por adelantado, esto es, dos datagramas pueden seguir rutas distintas a su destino)
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Conexión vs. Sin conexión
Generalmente las subredes de datagramas son más robustas y se adaptan mejor a fallas y congestionamiento
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Subredes orientadas a Conexión
Aquí, los enrutadores debe mantener una tabla con todos los circuitos virtuales que estén manejando (se asocia a cada circuito un número) Cada paquete que viaje, tiene que contener un campo para un número de circuito virtual, además de los números de secuencia, sumas de comprobación...
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6
Subredes orientadas a Conexión
Cuando un enrutador recibe un paquete, conoce la línea por la cual llegó así como el correspondiente número de circuito virtual Cada computadora, al establecer una conexión de red, hace uso de una dirección libre de circuito virtual Dichos números de dirección son independientes de un sistema a otro
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Subredes orientadas a Conexión
Como cada sistema es capaz de establecer una conexión, se pueden presentar inconvenientes cuando se establecen conexiones al mismo tiempo en los dos extremos que se desean comunicar Cada proceso debe indicar cuando ha terminado de usar un circuito virtual, de modo que la dirección pueda purgarse de la tabla de los enrutadores
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Subredes basadas en Datagramas
En este esquema, los enrutadores tienen una tabla que indica la línea de salida a usar para cada enrutador de destino posible Los datagramas contienen la dirección de destino completa En redes grandes, las direcciones pueden ser de varios bytes
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Ventajas y Desventajas
Por una parte, el tamaño de las direcciones en cada paquete significa una carga extra de información, que puede llegar a ser muy significativa (datagramas) Por otro lado, en los circuitos virtuales se hace uso de espacios de tabla en los enrutadores ⇒ Espacio de memoria del enrutador desperdicio del ancho de banda Dr. Ivan Olmos
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Ventajas y Desventajas
Otro balance es el tiempo que se requiere para establecer un circuito al inicio de la comunicación; más sin embargo, posteriormente los paquetes saben exactamente por donde encaminarse, por lo que no se pierde tiempo En la subred de datagramas, se requiere un proceso más complejo para decidir por donde se encaminará el paquete
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Ventajas y Desventajas
Los circuitos virtuales permiten manejar el problema del congestionamiento en la subred En una subred de datagramas, es más complicado manejar dicho problema Los circuitos virtuales son vulnerables, ya que si se cae un enrutador, todos los circuitos virtuales de su tabla dejaran de funcionar Por el contrario, si se cae un enrutador de datagrama, solo se perderán los paquetes que en ese momento se encontraban en el enrutador Dr. Ivan Olmos
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9
Algoritmos de Enrutamiento
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Algoritmos de Enrutamiento
Es aquella parte del software (de la capa de red) que se encarga de decidir la línea de salida por la que se transmitirá un paquete de entrada En una subred de datagramas, ésta decisión se realiza en cada enrutador para cada paquete de entrada En una subred de circuitos virtuales, la decisión se toma al momento de establecer el camino del circuito (enrutamiento de sesión)
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Algoritmos de Enrutamiento
Deben ofrecer propiedades como:
Corrección Sencillez Robustez Estabilidad Equitatividad Optimalidad
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Algoritmos de Enrutamiento
Los algoritmos deben planearse para soportar los cambios de la topología de la subred así como el tráfico sin requerir la paralización de actividades También se busca minimizar el retardo medio de los paquete así como aumentar al máximo el rendimiento de la red (normalmente se busca minimizar el número de escalas, ya que esta variable influye en un mejor rendimiento y un menor retardo)
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Algoritmos de Enrutamiento
Se clasifican en dos grupos:
Algoritmos no adaptables: se calcula las rutas de flujo desde un principio, las cuales se cargan en los enrutadores Algoritmos adaptables: modifican las rutas de acuerdo a la topología presente en un instante de tiempo dado, así como consideran el tráfico. Dichos algoritmos varían de acuerdo a la forma de obtención de su información así como la métrica en la cual se basen (distancia, número de escalas, tiempo de tránsito..) Dr. Ivan Olmos
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Algoritmos de Enrutamiento
Para encontrar las rutas más “optimas”, los algoritmos de enrutamiento hacen uso del principio de optimación, que dice: Si un enrutador K se encuentra en la ruta óptima del enrutador I al enrutador J, entonces la trayectoria óptima de K a J se encuentra en la misma ruta
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Algoritmos de Enrutamiento
A partir del principio de optimación, se puede deducir que todas las rutas óptimas a un destino común forman un árbol con raíz en el destino, conocido como árbol de ascenso Dichos árboles no necesariamente son únicos Los árboles tienen una gran propiedad: no contienen ciclos
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Enrutamiento por Trayectoria Corta
Al manejarse el término “enrutamiento por trayectoria más corta”, se debe de definir la métrica bajo la cual se trabaja:
Métrica basada en escalas Métrica basada en distancia Métrica basada en el retado de encolamiento Métrica basada en el tráfico medio Métrica basada en el ancho de banda Métrica basada en el costo de comunicación...
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Algoritmo de Dijkstra
Uno de los algoritmos más populares para encontrar las trayectorias más cortas (en base a cierta métrica), es el algoritmo de Dijkstra El algoritmo es el siguiente:
Suponga que se desea encontrar la ruta más corta entre el nodo A y el nodo Z de un grafo Sea T el conjunto de vértices en el grafo, L[x] la longitud asociada desde A hasta el nodo x, C[x] el camino asociado desde A hasta el nodo x, W(v,x) peso asociado del vértice v al vértice x Dr. Ivan Olmos
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Algoritmo de Dijkstra Para todo x ∈ T | x ≠ A hacer:
1. •
L[x] = ∞, C[x] = ∅
L[A] = 0, C[A] = A Sea v = A, T = T – {A} Si v = Z, finalizar (camino mínimo de A a Z: C[v] con longitud L[v]) Para cada vértice x adyacente a v | x ∈ T hacer:
2. 3. 4.
5. • •
L[x] = min {L[x], L[v] + W(v,x)} Si L[v] + W(v, x) < L[x] hacer:
C[x] = C[v] ∪ {x}
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Algoritmo de Dijkstra Hacer:
6. • •
7.
v = min {L[x] | x ∈ T} T = T – {v}
Regresar a paso 4
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Dr. Ivan Olmos
Algoritmo de Dijkstra
Por ejemplo, sea el siguiente grafo, obtener el camino mínimo de A a D B 2
C
7 2 E
A 1
6
2
F
3
2
D 2
2
4
G
H Dr. Ivan Olmos
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15
Algoritmo de Dijkstra T 1
2
3
4
5
6
7
8
A
B
C
D
E
F
G
L
0
∞
∞
∞
∞
∞
∞
H ∞
C
A
∅
∅
∅
∅
∅
∅
∅
L
0
2
∞
∞
∞
∞
6
∞
C
A
AB
∅
∅
∅
∅
AG
∅
L
0
2
9
∞
4
∞
6
∞
C
A
AB
ABC
∅
ABE
∅
AG
∅
L
0
2
9
∞
4
6
5
∞
C
A
AB
ABC
∅
ABE
ABEF
ABEG
∅
L
0
2
9
∞
4
6
5
9
C
A
AB
ABC
∅
ABE
ABEF
ABEG
ABEGH
L
0
2
9
∞
4
6
5
8
C
A
AB
ABC
∅
ABE
ABEF
ABEG
ABEFH
L
0
2
9
10
4
6
5
8
C
A
AB
ABC
ABEFHD
ABE
ABEF
ABEG
ABEFH
L
0
2
9
10
4
6
5
8
C
A
AB
ABC
ABEFHD
ABE
ABEF
ABEG
ABEFH
Camino más corto por Inundación
Cada paquete de entrada se envía por todas las salidas disponibles, excepto la de entrada Problema: generación de un gran flujo de datos Solución:
Limitar el número de saltos de un paquete, incluyendo una variable que lleve el conteo Control de cada enrutador sobre los paquetes que a enviado. Para evitar que la lista crezca demasiado, con una variable se puede establecer hasta que paquete ya se procesó
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Camino más corto por Inundación
Una forma más efectiva es la inundación selectiva, en la cual el paquete solo es enviado por las direcciones más cercanas al destino En general, la inundación no es eficiente, pero sí muy robusta En este esquema, siempre se es posible encontrar la ruta más corta, debido a que se prueban todas las rutas posibles en paralelo
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Comentario
Tanto el algoritmo de Dijkstra, como el de inundación, consideran exclusivamente la topología y no la carga Un algoritmo de enrutamiento que considera ambas variables es el enrutamiento basado en el flujo
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Enrutamiento basado en el Flujo
Basado en los siguientes conceptos:
En algunas redes, la tasa media de flujo para cada par de nodos es estable y predecible Si se conoce la capacidad y el flujo promedio, es posible calcular el retardo promedio por medio de la teoría de colas De los retardos promedio de todas las líneas, se obtiene el retardo medio para un paquete de la subred completa ponderado por el flujo
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Enrutamiento basado en el Flujo
Para usar la técnica, se debe conocer:
La topología de la subred La matriz de trafico Fij (de un enrutador i a un enrutador j cualquiera) La matriz de capacidad Cij de cada enlace Un algoritmo de enrutamiento
El algoritmo de enrutamiento a usar sirve para determinar las rutas que se usarán para cada enlace
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18
Enrutamiento basado en el Flujo
Por ejemplo, suponga el siguiente grafo, del cual obtenemos la matriz de flujo ilustrada A
B
C
D
E
F
-
9 AB
4 ABC
1 ABFD
7 AE
4 AEF
B
9 BA
-
8 BC
3 BFD
2 BFE
4 BF
C
4 CBA
8 CB
-
3 CD
3 CE
2 CEF
D
1 DF BA
3 DFB
3 DC
-
3 DCE
4 DF
7 EA
2 EFB
3 EC
3 ECD
-
5 EF
4 FEA
4 FB
2 FEC
4 FD
5 FE
-
A B
C
20
20 A
10 20
20 E
D
20 50
10 F
E F
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Enrutamiento basado en el Flujo
En la matriz anterior, los pesos de cada arco representan la capacidad del enlace (en kbps) Cada entrada de la matriz consta de dos elementos:
El número de paquetes promedio que circula por el enlace y, El camino a seguir desde el origen hasta el destino Dr. Ivan Olmos
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19
Enrutamiento basado en el Flujo
En base a la información anterior, se puede obtener el flujo total λ que circula por cada enlace Además, si suponemos un tamaño medio de paquete µ = 800 bits, se puede obtener el número medio de paquetes, µC, para cada enlace
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Enrutamiento basado en el Flujo
De esta información, se puede derivar el retardo medio por línea, haciendo uso de la teoría de colas: T = 1 / (µC - λ) Con toda la información anterior, se puede obtener el retardo promedio considerando toda la subred Para el ejemplo anterior, se tiene la siguiente tabla (el peso representa la relación entre los paquetes que circulan por un enlacen entre el total de los paquetes que circulan por la subred)
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20
Enrutamiento basado en el Flujo i
Línea
λi (paq / seg)
Ci (kbps)
µCi (paq / seg)
Ti (mseg)
Peso
1
AB
14
20
25
91
0.171
2
BC
12
20
25
77
0.146
3
CD
6
10
12.5
154
0.073
4
AE
11
20
25
71
0.134
5
EF
13
50
62.5
20
0.159
6
FD
8
10
12.5
222
0.098
7
BF
10
20
25
67
0.122
8
EC
8
20
25
59
0.098
Dr. Ivan Olmos
41
Enrutamiento Dinámico
Dr. Ivan Olmos
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21
Enrutamiento Dinámico
En la práctica, los enrutamientos dinámicos son los usados actualmente Existen dos algoritmos muy empleados
Enrutamiento por vector de distancia Enrutamiento por estado de enlace
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Enrutamiento por Vector de Distancia
Cada enrutador mantendrá una tabla en la cual se da la mejor distancia conocida a cada destino, así como la línea a usar para llegar ahí Los enrutadores intercambian sus tablas con sus vecinos inmediatos, con lo cual mantienen actualizadas sus tablas Las entradas en la tabla comprenden la línea de salida al destino así como la estimación del tiempo o distancia a ese destino (la métrica puede variar)
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22
Enrutamiento por Vector de Distancia
Por ejemplo, suponga el siguiente grafo, en el cual, a partir del nodo J se desea definir la mejor ruta para llegar al destino G Para ello, el enrutador J debe recibir las tablas de sus vecinos, cada una con las mejores rutas hacia los diversos destinos Además, el enrutador J debe ser capaz de calcular el retardo presente en ese instante a cada uno de sus vecinos 45
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Enrutamiento por Vector de Distancia A
B
A
F
C
G
E
I
J
K
D
H
L
A B C D E F G H I J K L
Retardo del nodo J al nodo x:
Nuevo retardo estimado
A
I
H
K
0
24
20
21
8
A
12
36
31
28
20
A
25
18
19
36
28
I
40
27
8
24
20
H I
Línea
14
7
30
22
17
23
20
19
40
30
I
18
31
6
31
18
H
17
20
0
19
12
H
21
0
14
22
10
I
9
11
7
10
0
-
24
22
22
0
6
K
29
33
9
9
15
K
8
10
12
6
Nuevo tabla de enrutamiento
23
Enrutamiento por Vector de Distancia
Notemos que los vecinos, de antemano, deben conocer las distancias a todos los nodos Por tanto, se debe tener un proceso previo que calcule dichas distancias Además, se tiene un problema grave, conocido como conteo a infinito
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Enrutamiento por Vector de Distancia A CASO CUANDO SE DA DE ALTA EL NODO A
A CASO CUANDO SE DA DE BAJA EL NODO A
B
C
D
E
∞ 1 1 1 1
∞ ∞ 2 2 2
∞ ∞ ∞ 3 3
∞ ∞ ∞ ∞ 4
B
C
D
E
v
v
v
v
v
1 3 3 5 5 M
v
2 2 4 4 6 M
v
3 3 3 5 5 M
Dr. Ivan Olmos
v
4 4 4 4 6 M
Inicialmente Tras 1 intercambio Tras 2 intercambios Tras 3 intercambios Tras 4 intercambios
Inicialmente Tras 1 intercambio Tras 2 intercambios Tras 3 intercambios Tras 4 intercambios M 48
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Enrutamiento por Vector de Distancia
Para tratar de resolver el problema, se han propuesto algoritmos como el horizonte dividido Sin embargo, dichas mejoras no funcionan del todo bien, por lo que éste algoritmo se abandono, dando paso a uno totalmente nuevo, conocido como enrutamiento por estado de enlace
Dr. Ivan Olmos
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Enrutamiento por Estado de Enlace
Basado en los siguientes conceptos:
Descubrir a sus vecinos y conocer sus direcciones de red Medir el retardo o costo para cada uno de sus vecinos Construir un paquete que indique lo que acaba de aprender Enviar el paquete a todos los demás enrutadores Calcular la trayectoria más corta a todos los demás enrutadores Dr. Ivan Olmos
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Enrutamiento por Estado de Enlace
Para conocer quienes son sus vecinos de un nodo X, se envía un paquete por cada línea punto a punto que tenga acceso El enrutador vecino, al recibir dicho mensaje, genera una respuesta indicando quién es Un problema que se puede presentar es cuando dos o más enrutadores están conectados por medio de una LAN y no por medio de un enlace punto a punto
Dr. Ivan Olmos
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Enrutamiento por Estado de Enalce
Cada enrutador debe conocer el costo asociado a cada enlace Si no es así, el enrutador X puede enviar un paquete de eco, el cual, al ser recibido por el enrutador del otro extremo, debe regresarlo lo más pronto posible Con ello, el enrutador X puede calcular el retardo dividiendo entre dos el tiempo tomado por el paquete de eco
Dr. Ivan Olmos
52
26
Enrutamiento por Estado de Enlace
El tiempo de retardo puede o no considerar la carga de cada enlace Si se desea considerar, el temporizador del paquete debe iniciarse desde el momento en el cual se forma en la cola para ser enviado En caso contrario, dicho temporizador solo se debe activar al momento que el paquete de eco se encuentre al frente de dicha cola
Dr. Ivan Olmos
53
Enrutamiento por Estado de Enlace
Incluir la carga de cada enlace favorece a escoger la línea menos saturada, y por ende, facilitar el flujo de los paquetes Sin embargo, puede provocar que varios enrutadores seleccionen casi al mismo tiempo la línea menos saturada, con lo cual, se convertirá en la más suturada, induciendo nuevamente al problema de líneas saturadas
Dr. Ivan Olmos
54
27
Enrutamiento por Estado de Enlace
Una vez recabada la información anterior, se construyen los paquetes a enviar a los vecinos, conteniendo:
Identidad del transmisor Número de secuencia Edad Lista de vecinos, citando los retardos asociados
55
Dr. Ivan Olmos
Enrutamiento por Estado de Enlace
B
A
B
C
D
E
F
Sec.
Sec.
Sec.
Sec.
Sec.
Sec.
Edad
Edad
Edad
Edad
Edad
Edad
B
4
A
4
B
2
C
3
A
5
B
6
E
5
C
2
D
3
F
7
C
1
D
7
F
6
E
1
F
8
E
8
C
2
4
3 D
A 1
5 E
6 8
7 F
Dr. Ivan Olmos
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28
Enrutamiento por Estado de Enlace
Una vez que cada enrutador tenga sus paquetes construidos, falta distribuirlos La distribución es un proceso delicado, ya que puede inducir a inconsistencias, máquinas inalcanzables, ciclos, etc. En primera instancia, se puede usar inundación
Dr. Ivan Olmos
57
Enrutamiento por Estado de Enlace
Para mantener controlada la inundación, cada paquete mantiene un número de secuencia, el cual se incrementa en uno al enviarse por un enrutador Los enrutadores llevan la secuencia de cada par (enrutador origen, secuencia), para evitar reenviar aquellos que ya han sido procesados
Dr. Ivan Olmos
58
29
Enrutamiento por Estado de Enlace
Para evitar que se agote el número se secuencia (se llegue a su máximo), se suelen emplear números grandes (por ejemplo, 232) Además, existen problemas como:
Un enrutador deje de funcionar, con lo cual, se reiniciará su número de secuencia Se puede corromper el número de secuencia al momento de ser enviado
Dr. Ivan Olmos
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Enrutamiento por Estado de Enlace
La solución a dichos problemas es incluir una “edad” a cada paquete; así, después de determinado tiempo, la información proveniente del enrutador será descartada (conteo de forma descendiente) Lo anterior es posible debido a que la generación de paquetes se puede establecer cada 10 minutos, por ejemplo
Dr. Ivan Olmos
60
30
Enrutamiento por Estado de Enlace
Algunas mejoras se pueden hacer a este algoritmo:
Por ejemplo, se puede implementar que, cuando un enrutador reciba un nuevo paquete, no lo envíe inmediatamente; en cambio, se programa para esperar determinado tiempo; si en ese tiempo recibe un nuevo paquete del mismo enrutador origen, compara la secuencia de los paquetes: si son iguales, se descarta el duplicado; en caso contrario, se desecha el paquete más viejo Dr. Ivan Olmos
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Enrutamiento por Estado de Enlace
Una vez que un enrutador tiene todos los paquetes completos de todos los enrutadores, puede construir el grafo de la subred Con la información anterior, puede ejecutar el algoritmo de Dijkstra para localizar las rutas más óptimas
Dr. Ivan Olmos
62
31
Enrutamiento Jerárquico
Las subredes generalmente son grandes, por lo que mantener tablas en un enrutador correspondientes al resto de los mismos puede llegar a ser inapropiado Para evitar este problema, se ha optado por el enrutamiento jerárquico, en el cual, los enrutadores solo conocen la forma de enrutar paquetes dentro de cierta región (de enrutadores), pero no conocen como hacerlo fuera de ella
63
Dr. Ivan Olmos
Enrutamiento Jerárquico TABLA COMPLETA PARA 1A
1B
1B
1B
1
1C
1C
1
2A
1B
2
2B
1B
3
1A
-
-
2C
1B
3
1B
1B
1
2D
1B
4
1C
1C
1
3A
1C
3
2
1B
2
3B
1C
2
3
1C
2
4A
1C
3
4
1C
3
5C
4B
1C
4
5
1C
4
5D
4C
1C
4
5A
1C
4
5B
1C
5
5C
1B
5
5D
1C
6
5E
1C
5
2A 2B
1A
2C
1C
2D
3A
4A 3B
5A
4B 4C
DESTINOS
5B
5E
TABLA JERARQUICA PARA 1A
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Enrutamiento para Máquinas Móviles
En la actualidad, con el advenimiento de los sistemas portátiles, surge la necesidad de mantenerlos comunicados Básicamente, podemos identificar dos tipos de usuarios móviles:
Usuarios migratorios, los cuales se mueven de un lugar a otro, haciendo uso de la red solo cuando se conectan a una red local Usuarios errantes, los cuales hacen su cómputo en movimiento, manteniendo la conexión en todo momento
Dr. Ivan Olmos
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Enrutamiento para Máquinas Móviles
En el enrutamiento para máquinas móviles, se presupone que tienen una localidad base Una de las formas de enrutar paquetes a usuarios móviles es enviar los paquetes a su localidad base y ésta, se encargue de enviar la información al host móvil, en donde quiera que se encuentre
Dr. Ivan Olmos
66
33
Enrutamiento para Máquinas Móviles
Las localidades mantendrán dos tipos de centinelas:
Agentes foráneos, que llevan el registro de todos los usuarios que visitan el área Agentes de base, que llevan el registro de todos los usuarios móviles cuya base está en el área, pero que actualmente están visitando otra área
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Enrutamiento para Máquinas Móviles
Normalmente, cuando un sistema visita una localidad, se realiza un proceso de registro como el siguiente:
Los agentes foráneos regularmente verifican si ha ingresado un visitante por medio de un mensaje; si no es así, el visitante puede difundir un paquete con el objetivo de hacer notar su presencia
Dr. Ivan Olmos
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Enrutamiento para Máquinas Móviles
El host móvil se registra con el agente foráneo, dando su dirección base y su dirección de enlace de datos actual, así como cierta información de seguridad El agente foráneo localiza al agente base del host móvil, mandando la dirección de red del agente foráneo, así como la información de seguridad (autenticación)
Dr. Ivan Olmos
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Enrutamiento para Máquinas Móviles
El agente de base del host móvil verifica la autenticidad del mensaje con respecto al usuario móvil Si supera la condición anterior, el agente foráneo recibe el reconocimiento del agente de base. Acto seguido, el agente foráneo registra al usuario móvil y le hace de su conocimiento el hecho
Dr. Ivan Olmos
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Enrutamiento para Máquinas Móviles
Con lo anterior, si se generan paquetes para el usuario móvil, el agente de base intercepta dichos paquetes, enviándolos a la nueva localidad (temporal) del usuario móvil El agente foráneo donde se encuentra el usuario móvil recibirá dichos paquetes, retirará la información añadida por el agente de base y, por medio de un marco de enlace de datos, se lo enviará al usuario móvil
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Enrutamiento para Máquinas Móviles
Además, el agente de base le indicará al transmisor que envíe el resto de los paquetes encapsulándolos para el agente foráneo donde se encuentra el usuario móvil
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Enrutamiento por Difusión
Cuando se desea enviar información a un conjunto de host, será necesario implementar alguna técnica de difusión Hasta el momento, dos técnicas saltan para implementarse:
Envío simultáneo de un paquete a todos los destinos (difusión) Inundación
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Enrutamiento por Difusión
Otra forma de difusión es el enrutamiento multidesino A cada paquete, se le incluye un grupo de destinos Cada enrutador, al recibir el paquete, hace una copia del mismo a los destinos indicados (tipo multicast) Además, en las nuevas copias solo se indican los destinos asociados a cada ruta Dr. Ivan Olmos
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Enrutamiento por Árbol de Extensión
En los árboles de extensión, se conectan de manera lógica los enrutadores de una red, sin contener ciclos Si cada enrutador conoce de manera precisa las ramas del árbol, se pueden hacer copias de paquetes por las mismas, aprovechando muy bien el ancho de banda (no se generan copias innecesarias)
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Reenvío por Trayectoria Invertida
En esta técnica, se busca simular el comportamiento de un árbol de extensión, a pesar de no conocerlo explícitamente Para ello, cuando un enrutador recibe un paquete de difusión, verifica si este llegó por la línea preferida. Si es así, significa que el paquete tiene una alta probabilidad de que haya seguido una buena ruta desde el origen
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Reenvío por Trayectoria Invertida
En tal caso, el enrutador debe colocar una copia en todas las salidas disponibles, excepto por la que llegó En caso de no recibirse por la ruta habitual, dicho paquete debe ser descartado Con ello, se está controlando al mismo tiempo el exceso de flujo innecesario en segmentos de la red
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Enrutamiento por Multitransmisión
Otra técnica en la cuál se puede enviar información a un grupo de host Aquí es necesario que los host se reúnan en grupos (numerados), acción que deben conocer perfectamente los enrutadores De esta forma, cada enrutador conocerá los grupos a los cuales puede acceder
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Enrutamiento por Multitransmisión
En base a los grupos asociados a cada enrutador, se forman árboles de extensión que cubran cada enrutador de la subred Con ello, cuando se realice una multitransmisión a un grupo o grupos determinados, se seguirán los árboles de extensión para llegar a los destinos
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Enrutamiento por Multitransmisión
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Algoritmos de Control de Congestionamiento
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Control de Congestionamiento
El congestionamiento se presenta cuando existen demasiados paquetes en la subred Estos se pueden originar por varias causas:
Si varios paquetes de varias líneas de entrada de un enrutador desean salir por una sola línea La velocidad de las CPU’s de los enrutadores Líneas con poco ancho de banda (modernización de solo un segmento de la subred)
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Control de Congestionamiento
Cuando un enrutador, por una causa o por otra, no se puede deshacer de los paquetes con la misma rapidez con que los recibe, tenderá a perder paquetes (la memoria es limitada) El congestionamiento tiende a alimentarse a si mismo y empeorar
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Control de Congestionamiento
Las técnicas de control de congestionamiento suelen confundirse con el control de flujo
En el control de flujo, se implementan algoritmos para evitar que un emisor rápido sature a un emisor lento En contraparte, el control de congestionamiento busca que la subred sea capaz de transportar el tráfico ofrecido
La confusión se origina debido a que algunos algoritmos de congestionamiento mandan mensajes pidiendo bajar la velocidad de trans.
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Control de Congestionamiento
De manera conceptual, los algoritmos de control de congestionamiento se dividen en dos grupos:
Los de ciclo abierto, los cuales tratan de evitar el problema con un buen diseño Los de ciclo cerrado, los cuales tratan de resolver el problema una vez que se ha dado
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Control de Congestionamiento
Un punto a decidir es cuando se genera un congestionamiento. Para ello, se toman aspectos como:
Porcentaje de paquetes descartados Longitud promedio de las colas Cantidad de paquetes descartados por el temporizador Retardo promedio de los paquetes
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Control de Congestionamiento
Una vez que se ha detectado un congestionamiento, los algoritmos de ciclo cerrado tienen que informar del hecho a los vecinos
Se puede informar con paquetes o, Se puede notificar por medio de algún bit en cada uno de los paquetes de salida
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Control de Congestionamiento
De entrada, cuando se piensa en congestionamiento, dos soluciones son las más obvias:
Aumentar los recursos de la subred Disminuir la carga de trabajo
Sin embargo, dichas soluciones, en ocasiones no son viables
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Métodos de Ciclo Abierto
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Prevención
Éstos métodos tratan de alcanzar su meta implementando ciertas políticas Por ejemplo, en la capa de enlace de datos se busca implementar temporizadores que eviten hasta cierto grado precipitar el inicio de una retransmisión También, se busca que los acuses de recibo no generen una carga extra a la red
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Prevención
En la capa de red, se busca encontrar, por ejemplo, tamaños de colas de espera para los enrutadores, tanto para las líneas de salida como las de entrada Lo anterior debe tener en cuenta un tamaño que no induzca a que los paquetes en espera finalicen sus temporizadores
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Conformación de Tráfico
La naturaleza del flujo en una red no es constante, generalmente se presenta por ráfagas Si fuera constante, sería fácilmente predecible y, por ende, se evitarían los congestionamientos Una forma de atacar el problema es obligar a la transmisión de los paquetes a una tasa predecible, como en las redes ATM A dicha forma de trabajo se conoce como conformación de tráfico
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Conformación de Tráfico
La conformación de tráfico se puede aplicar de manera natural a las subredes de circuitos, aunque también se puede adaptar a las subredes de datagramas Normalmente se verifica que se cumpla con la tasa promedio prometida Para ello, se deben analizar los alcances de los elementos de interconexión que se usen en la subred (p.e., la velocidad de los ruteadores)
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Algoritmo de Cubeta con Goteo
Es un esquema conceptual en el cual, a los ruteadores de les ve como a una cubeta:
La cubeta tiene cierto agujero en el fondo, por la cual sale de forma constante cierta cantidad de agua, mientras la misma tenga agua Si la velocidad con la que se introduce agua es mayor a la velocidad del goteo, eventualmente se llenará la cubeta, empezando a derramar agua
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Algoritmo de Cubeta con Goteo
A los enrutadores se les ve de manera similar:
Cada enrutador tiene una capacidad para almacenar marcos Estos marcos son despachados con cierta velocidad de salida Si la velocidad de entrada de marcos es mayor que la salida, eventualmente se saturará la memoria del enrutador, provocando que pierda marcos Dr. Ivan Olmos
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Algoritmo de Cubeta con Goteo
Con estas consideraciones, se puede planificar la velocidad de envío de un emisor sin que se produzcan pérdidas en los enrutadores Otra variante de éste esquema es la cubeta con fichas, la cual permite acelerar el goteo si existen ráfagas de flujo, así como la reservación de transmisión para emisores Una variante interesante en la cubeta con fichas, es que está solo pierde fichas, no paquetes
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Métodos de Ciclo Cerrado
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Control de Congestionamiento en Redes de Circuito Virtual
Una vez que se ha detectado un congestionamiento en una subred de circuito virtual, se debe actuar para evitar que empeore Una forma es restringir la apertura de nuevos circuitos, técnica conocida como control de admisión
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Control de Admisión
La idea es simple: si se ha detectado un congestionamiento, no se establecen circuitos virtuales nuevos hasta que haya desaparecido el problema También se puede optar por establecer cuidadosamente nuevos circuitos, pero por rutas no congestionadas
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Control de Admisión
Otra forma alternativa, dentro de los circuitos virtuales, es negociar un acuerdo sobre el volumen y tráfico para cada circuito, con lo cual se reservarán recursos por donde pase el circuito Sin embargo, esta última técnica tiende a desperdiciar recursos
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Paquetes de Estrangulamiento
Otra forma de manejar los congestionamientos es por medio de paquetes de estrangulamiento (aplicable tanto a subredes de circuito virtual como de datagramas) La idea consiste en verificar, por medio de una variable, el flujo en un enlace
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Paquetes de Estrangulamiento
Esta variable oscila en el rango de 0 a 1 Cuando se acerca a 1, indica que el flujo para un enlace de salida se está volviendo muy alto. Por tanto, el enrutador debe realizar lo siguiente:
Genera un paquete de estrangulamiento al origen, indicándole que baje el ritmo de transmisión Por otro lado, marca un bit en el paquete de salida, para evitar que más adelante se generen paquetes de estrangulamiento Dr. Ivan Olmos
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Paquetes de Estrangulamiento
El host de origen, al recibir el paquete de estrangulamiento, debe reducir su velocidad en un determinado porcentaje El host, una vez que haya reducido su velocidad, esperará un tiempo aleatorio (durante el cual hará caso omiso de nuevos paquetes de estrangulamiento), para posteriormente verificar si hay más paquetes de estrangulamiento Si los hay, reduce aún más su velocidad. Si no los hay, vuelve a la velocidad normal Dr. Ivan Olmos
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Paquetes de Estrangulamiento
Notemos que este enfoque no se bloquea totalmente a un emisor, simplemente se le obliga a reducir la velocidad de transferencia Sin embargo, se corre el riesgo que algunos emisores hagan caso omiso de dicho mensaje
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Encolamiento Justo
Para evitar este problema, se puede optar por simular una cola para cada origen. Así, cuando la línea de salida se encuentre desocupada, se manda el paquete almacenado en la cola correspondiente Sin embargo, notemos que los paquetes pueden diferir en tamaño, por lo que los host con paquetes más grandes obtendrán un ancho de banda mayor que los host con paquetes de menor tamaño
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Encolamiento Justo Ponderado
Para resolver este problema, se ha propuesto que el enrutador, en vez de mandar paquete por paquete de cada cola, envíe byte a byte De esta manera, el tamaño de los paquetes será independiente 1
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Paquetes de Estrangulamiento por Escala
Un problema que tienen los paquetes de estrangulamiento es el hecho de que solo van a surtir efecto hasta que hayan llegado al host origen Notemos que mientras se propaga dicho paquete, continuará generándose la misma cantidad de flujo
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Paquetes de Estrangulamiento por Escala
Una forma alternativa es que, cada vez que el paquete de estrangulamiento visite un nodo, este reduzca su velocidad de manera inmediata Este enfoque obliga a destinar más memoria al flujo (ya que del lado del emisor se sigue manteniendo la velocidad de transferencia); sin embargo, del lado del receptor, se disminuye de manera más rápida la carga
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Desprendimiento de Carga
Si a pesar de recurrir a todas las artimañas disponibles, no se puede controlar el congestionamiento, los enrutadores pueden recurrir al “desprendimiento de carga” Esta técnica consiste en tirar o eliminar aquellos paquetes que los enrutadores ya no pueden manejar
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Interredes
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Interredes
Debido a que se tienen diversas tecnologías de red, surge el problema de cómo comunicar estas tecnologías Cuando se unen dos o más redes, forman una interred Se pueden usar diversos dispositivos de interconexión, los cuales trabajan a diversos niveles (de enlace de datos, de red, ...)
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Interredes
Ejemplos de elementos de interconexión son:
Repetidores, los cuales se encargan de amplificar una señal de entrada (a nivel físico) Los puentes, los cuales reciben, almacenan y reenvían marcos al nivel de la capa de enlace de datos. Además, tiene la capacidad de hacer cambios menores a los marcos
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Interredes
Los enrutadores multiprotocolo, son dispositivos que trabajan en la capa de red (conceptualmente son similares a los puentes). Éstos toman un paquete de entrada y lo colocan por alguna línea de salida. Las líneas de salida pueden pertenecer a redes diferentes y usar protocolos distintos Existen otros dispositivos, como las pasarelas de transporte y las de aplicación
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Interredes
El manejo de la interconexión de dos redes distintas es complejo Dentro de las combinaciones, existe el caso cuando, tanto el host origen como el destino, están en la misma clase de red Una problemática al realizarse el traslado del origen al destino, es que el paquete cruce por distintas clases de red
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Proceso de Túnel
Por ejemplo, si deseamos enviar un paquete IP de una red Ethernet a otra, se coloca primero el paquete IP en un marco Ethernet; después, al llegar dicho paquete a un enrutador multiprotocolo, éste retira el paquete IP y lo coloca en el campo de carga útil del paquete de red WAN De esta manera, puede viajar a través de toda la subred y, al llegar a la red destino, simplemente desempaquetarlo y entregarlo
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Fragmentación
Una complicación adicional surge al trabajar con interredes, ya que estas suelen manejar tamaños de paquetes distintos Para atacar este problema, se pueden llevar a cabo dos esquemas de fragmentación:
Transparente No transparente
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Fragmentación Transparente
En este esquema, cuando un paquete es demasiado grande para enviarse, se fragmenta, pero es reensamblado inmediatamente del otro lado de la línea De esta manera, se hace transparente el paso de un paquete a través de la red Sin embargo, tiene el inconveniente de que cada elemento de interconexión (pasarelas) debe tener la capacidad de desensamblar y reensamblar paquetes, y no los host Dr. Ivan Olmos
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Fragmentación no transparente
Por el contrario, este esquema, desde un inicio, fragmenta al paquete para ser enviados a través de la red, y éste, solo es reensamblado en el destino Al igual que en el caso anterior, se tienen diversos inconvenientes. Por ejemplo, se aumenta la carga extra, cada host debe tener la capacidad de desensamblar y reensamblar paquetes Sin embargo, tiene la ventaja que se se pueden enviar los paquetes por vías alternas y no por una sola vía Dr. Ivan Olmos
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INTERRED
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