Tema 2 El Nivel de Red: Generalidades

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Tema 2El Nivel de Red Generalidades
2
Sumario

• Aspectos generales del nivel de red
• Algoritmos de routing
• Control de congestión

3
La Capa de Red
4
El nivel de Red

• Es la capa por antonomasia, la más importante, la
  única que ve el conjunto de caminos (la red).
• Se constituye con dos tipos de nodos
• Nodos terminales (Hosts)
• Nodos de tránsito (Routers o Conmutadores)
• Normalmente los routers tienen varias interfaces
  y los hosts una (pero puede haber hosts con más
  de una interfaz o multihomed).
• Los routers y las líneas que los unen constituyen
  la subred, gestionada por el proveedor u
  operador.
• En una comunicación LAN-LAN el nivel de red es
  casi inexistente (no hay nodos de tránsito,
  todas las comunicaciones son directas).

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Puente vs router
El puente actúa a nivel de enlace
Los dos son útiles, cada uno en su papel
Trans.
Trans.
El router actúa a nivel de red
Red
Red
Red
LLC
LLC
LLC
LLC
MAC
MAC
MAC
MAC
Física
Física
Física
Física
6
Funciones del nivel de Red

• Elegir la ruta óptima de los paquetes
• Servicio CONS sólo en el momento de establecer
  el VC(Virtual Circuit o Virtual Channel)
• Servicio CLNS para cada datagrama
  independientemente
• Controlar y evitar la congestión
• Controlar que el usuario no abuse del servicio
• Resolver (mapear) las direcciones de nivel de
  red con las de nivel de enlace (p. ej. en LANs la
  dir. IP con la dir. MAC).

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CONS vs CLNS
B
1.1
1.2
1.3
VC 1
A
1.1
1.3
1.2
VC 2
2.3
2.2
2.1
2.3
2.2
Red CONS
2.1
C
Cada paquete lleva el número del circuito
virtual al que pertenece
Todos los paquete que van por un mismo VC usan la
misma ruta
El orden se respeta siempre
B
B.1
B.2
B.3
A
B.1
B.3
B.2
Red CLNS
C.2
C.1
C.1
C.3
C.2
C.3
C
La ruta se elige de forma independiente para cada
datagrama
El orden no siempre se respeta
Cada datagrama lleva la dirección de destino
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CONS vs CLNS (II)
9
Sumario

• Aspectos generales del nivel de red
• Algoritmos de routing
• Control de congestión

10
Principio de optimalidad

• Si Valencia está en la ruta óptima de Murcia a
  Barcelona, entonces el camino óptimo de Valencia
  a Barcelona está incluido en la ruta óptima de
  Murcia a Barcelona
• Corolario Todas las rutas óptimas para llegar a
  Barcelona desde cualquier sitio forman un árbol
  sin bucles (spanning tree) con raíz en Barcelona.

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Principio de optimalidad (II)
La Coruña
Bilbao
Valladolid
Zaragoza
Barcelona
Madrid
Valencia
Badajoz
Murcia
Sevilla
La red de autopistas españolas
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Concepto de ruta óptima en carreteras

• Para elegir la ruta óptima se pueden aplicar
  diversos criterios, por ejemplo
• La que minimice la distancia
• La que minimice el tiempo
• La que minimice el consumo de gasolina
• La que minimice el costo (p. ej. evitar peajes)
• La que minimice el cansancio (preferible
  autopistas, pocas curvas, pocos cambios de
  carretera, etc.)
• Una determinada combinación de todos los
  anteriores con diversos pesos según los gustos
  del usuario
• La ruta óptima puede variar en función del
  criterio elegido (ver por ejemplo
  www.michelin.com)

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Concepto de ruta óptima en telemática

• Los criterios que se aplican suelen ser
• Minimizar el número de routers (saltos) por lo
  que se pasa
• Maximizar el caudal (ancho de banda) de los
  enlaces por los que se pasa
• Minimizar el nivel de ocupación o saturación de
  los enlaces que se atraviesan
• Minimizar el retardo de los enlaces
• Maximizar la fiabilidad de los enlaces (minimizar
  la tasa de errores)
• Una determinada combinación de todos los
  anteriores con diversos pesos según los gustos
  del usuario

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Algoritmos de routing

• Los algoritmos de routing pueden ser
• Estáticos las decisiones se toman en base a
  información recopilada con anterioridad.
  Normalmente el proceso de optimización es costoso
  y se realiza de forma centralizada. Por eso una
  vez fijada la ruta casi nunca se cambia.
• Dinámicos deciden la ruta óptima en base a
  información obtenida en tiempo real. Requieren un
  protocolo de routing para recoger la información.
  La ruta óptima puede cambiar a menudo.
• Salvo en redes muy simples o en zonas periféricas
  se suele utilizar routing dinámico.

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Routing estático basado en el flujo

• Consiste en optimizar las rutas de acuerdo con la
  capacidad y el nivel de ocupación de cada enlace,
  calculado a partir del tráfico medio previsto
  entre nodos.
• Es preciso disponer de información que permita
  estimar el tráfico medio entre cada par de nodos
  (matriz de tráfico).
• Interesante para decidir la topología cuando se
  diseña una red de enlaces punto a punto o con
  circuitos virtuales permanentes o PVCs (Frame
  Relay o ATM)
• Se plantean varias topologías posibles (en
  principio todas) se comparan y se elige la más
  adecuada.
• No permite responder con rapidez a cambios en el
  comportamiento del tráfico (por ejemplo
  congestión repentina en un enlace)

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Tiempo de servicio
El Tiempo de servicio es el tiempo medio que
tarda en enviarse un paquete en la interfaz de
salida (tiempo de transmisión tiempo de espera
en la cola) Por teoría de colas T p / (v
- c) donde p tamaño del paquete (en
bits) v velocidad de la línea (en
bits/s) c caudal medio de la línea (en
bits/s) El tiempo de servicio puede ser (y
normalmente es) diferente para cada sentido de la
comunicación en una misma línea
Paquetes encolados en la interfaz de salida
17
Tiempo de servicio para paquetes de 500 bytes
Si no hay nada de tráfico el paquete no espera.
En ese caso el tiempo de servicio es igual al
tiempo de transmisión, es decir lo que tarda el
paquete en salir por el hilo
Las líneas de baja velocidad sufren mas problemas
de retrasos cuando se produce congestión
18
Ejemplo de routing estático basado en el flujo
Matriz de tráfico (Kb/s)
64 Kb/s
Destino
A
B
512 Kb/s
512 Kb/s
Origen
512 Kb/s
C
D
Matriz de rutas con A-B directo
Matriz de rutas con A-B indirecto
Destino
Destino
Origen
Origen
19
64 Kb/s
A
B
Routing estático basado en el flujo
512 Kb/s
512 Kb/s
512 Kb/s
C
D
Matriz de tiempos de servicio
Topología directa
Valor promedio 28,18 ms
Topología indirecta
Matriz de tiempos de servicio
Valor promedio 23,10 ms
20
Routing estático basado en el flujo Cálculo del
tiempo de servicio medio ponderado
Matriz de tráfico (Kb/s)
Matriz de tráfico normalizada
Destino
Destino
Origen
Origen
Tráfico total 900 Kb/s
Topología directa 18,74 ms Topología indirecta
18,70 ms
Tiempo de servicio medio ponderado
Conclusión La topología indirecta es mejor que
la directa.
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Encaminamiento por inundación

• Enviar cada paquete por todas las interfaces,
  excepto por la que ha llegado.
• Utilizado en
• Puentes transparentes (tramas broadcast/multicast)
  
• Algunos algoritmos de routing (estado del enlace)
• Algunos algoritmos de routing multicast.
• Si hay bucles se envían duplicados, el tráfico se
  multiplica y la red se bloquea. Soluciones
• Bloquear interfaces (spanning tree)
• Incorporar contador de saltos y descartar cuando
  sea cero
• Mantener lista de enviados y descartar duplicados

22
Encaminamiento por inundación (II)
Primer salto 3 paquetes
Segundo salto 5 paquetes
Tercer salto 8 paquetes
23
Encaminamiento dinámico

• Requiere recabar información en tiempo real sobre
  el estado de los enlaces
• Permite responder a situaciones cambiantes, p.
  ej. fallo o saturación de un enlace. Pero solo
  si hay ruta alternativa.
• Dos algoritmos
• Vector distancia o Bellman-Ford
• Estado del enlace, Dijkstra o Shortest Path First
• En ambos casos el cálculo de rutas óptimas se
  realiza de forma distribuida entre todos los
  routers de la red.

24
Algoritmo del vector distancia o de Bellman-Ford

• Cada router conoce
• Su identificador
• Sus interfaces
• La distancia hasta el siguiente router de cada
  interfaz
• Cada router construye su base de datos de
  destinos, que le indica por que interfaz enviar
  los paquetes para cada destino.
• Para ello intercambia con sus vecinos vectores
  distancia, que indican la distancia a cada destino

25
Ejemplo del algoritmo de vector distancia
1
Distancia 2
Distancia 3
9
m
j
4
Distancia 7
Distancia 2
n
3
k
10
Destino
Recibido de j (3)
Recibido de k (2)
Recibido de m (2)
Recibido de n (7)
Vector calculado
2
6
5
0
12
8
6
19
3
2
9
Tabla de rutas
k
m
j
m
0
k
j
n
j
k
n
26
El problema de la cuenta a infinito
Dist. 1
C
A
B
0 ?
?
0 1
?
0 1
2
- 3
2
- 3
4
- 5
4
- 5
6
- 7
6
- 7
8
- 9
8
. .
.
. .
.
. .
.
- ?
?
27
El problema de la cuenta a infinito (II)

• Las noticias buenas viajan deprisa, las malas
  despacio.
• Hay diversos trucos para evitar el problema de
  la cuenta a infinito, pero ninguno infalible.
• El vector distancia se utiliza actualmente en
  diversos protocolos de routing
• Internet RIP, BGP, IGRP, EIGRP
• También en Appletalk y versiones antiguas de
  DECNET e IPX

28
Algoritmo del estado del enlace

• Cada router contacta con sus vecinos y mide su
  distancia a ellos.
• Construye un paquete LSP (Link State Packet) que
  dice
• Quién es él
• La lista de sus vecinos y sus distancias a ellos
• Envía su LSP por inundación a todos los routers
  de la red
• Recaba los LSPs de todos los demás nodos
• Calcula las rutas óptimas por el algoritmo de
  Dijkstra
• Se pone él mismo como raíz del árbol, y coloca a
  sus vecinos
• Mira los LSP de sus vecinos y despliega el árbol
  cuando aparece más de un camino hacia un nodo
  toma el más corto y descarta los demás.
• Las ramas son en principio provisionales. Una
  rama se confirma cuando es más corta que todas
  los demás provisionales.

29
Algoritmo del estado del enlace (Dijkstra)
2
6
5
2
1
2
1
2
4
Link State Packets
30
Algoritmo de Dijkstra
31
Árbol de rutas óptimas desde C para la red ejemplo
32
Algoritmo de estado del enlace

• Los LSP se transmiten por inundación.
• Sólo se envían cuando hay cambios
• Los LSP se numeran secuencialmente. Además tienen
  un tiempo de vida limitado.
• Para evitar bucles solo se reenvían los LSP con
  número superior a los ya recibidos y que no están
  expirados.
• Cada LSP pasa una vez o a lo sumo dos veces (pero
  no mas de dos) por el mismo enlace

33
Reparto de LSPs de C por inundación
34
Distribución de los LSPs en el router C
6
2
A
B
C
5
LSPs
A
B
D
E
G
G
F
2
1
2
1
2
4
F
D
E
Flags envío ACK
Flags envío LSP
Base de datos de LSPs en C
35
Routing por estado del enlace

• Con routing por el estado del enlace cada nodo
  conoce la topología de toda la red (no era así
  con vector distancia).
• La información sobre la red no se usa para
  optimizar la distribución de LSPs (el algoritmo
  fallaría)
• Generalmente se considera que los algoritmos del
  estado del enlace son mas fiables y eficientes
  que los del vector distancia.
• Se utiliza en diversos protocolos de routing
• Internet OSPF, IS-IS
• ATM PNNI
• DECNET
• IPX NLSP

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Routing jerárquico

• Problema los algoritmos de routing no son
  escalables. La cantidad de información
  intercambiada aumenta de forma no lineal con el
  tamaño de la red. Lo mismo ocurre con la
  complejidad de los cálculos (requerimientos de
  CPU y memoria).
• Solución crear regiones (niveles jerárquicos).
  Solo algunos routers de cada región comunican con
  el exterior. Las rutas son menos óptimas, pero se
  reduce la información de routing.
• Parecido a la forma como se organizan las rutas
  en la red de carreteras (internacionales,
  nacionales, regionales).

37
Routing jerárquico
Tabla de vectores para 1A
Jerárquica
No jerárquica
Región 2
Región 1
Región 3
Región 5
Región 4
38
Sumario

• Aspectos generales del nivel de red
• Algoritmos de routing
• Control de congestión

39
Control de congestión

• Los tiempos de servicio aumentan de forma
  dramática cuando una línea o un router se
  aproxima a la saturación.
• No es posible ocupar una línea (o un router) al
  100 (tiempo de servicio infinito).
• Los buffers grandes permiten no descartar
  paquetes, pero aumentan el retardo. Esto puede
  causar retransmisiones y generar aún más tráfico.
• Cuando hay congestión severa el rendimiento
  global disminuye.

40
Efectos de la congestión en el tiempo de servicio
y el rendimiento
41
Medicina (preventiva) anti-congestión
42
Control de Admisión
Usuario Quiero enviar tráfico de este tipo y
quiero esta QoS
Red puedo soportar esto de forma fiable sin
perjudicar otros contratos?
Solicitud de QoS garantizada
No, o sí y pactar un contrato de tráfico
Host
Red
Si se supera el Control de Admisión (es decir si
se admite la petición) la red y el usuario pactan
un contrato de tráfico
43
Como detectar la congestión

• A nivel de red
• Porcentaje de paquetes descartados
• Longitud media de las colas en las interfaces de
  los routers
• A nivel de transporte
• Retardo medio de los paquetes
• Desviación media del retardo (jitter)
• Porcentaje de paquetes perdidos (suponiendo que
  no se debe a errores)

44
Mecanismos para notificar situaciones de
congestión
() RED Random Early Discard
45
Mecanismos de control de congestión
Implícitos
Descarte de paquetes, retardo
Explícitos
Binario, Credit Rate
Policing
Backpressure
Paquetes de alerta
46
Medidas a adoptar ante una situación de congestión

• Reducir o congelar el envío de paquetes de los
  hosts hasta que no haya congestión.
• En algún caso los routers intermedios pueden
  ayudar reteniendo parte de los paquetes en sus
  buffers.
• Descartar paquetes. A veces estos llevan alguna
  indicación de su importancia para el descarte
  (paquetes de 1ª y 2ª clase).
• Se puede descartar inteligentemente, por ej. si
  se descarta un fragmento de un paquete descartar
  también los demás.

47
Problemas del control de congestión

• Se pueden dar situaciones oscilantes que impidan
  un aprovechamiento eficiente de los recursos
  (todos los hosts bajan y suben el ritmo a la
  vez). Para evitarlo se utiliza la técnica
  denominada RED (Random Early Discard)
• El uso de notificación explícita ad hoc puede
  agravar aún más las cosas (generar tráfico extra
  cuando más problema hay)
• Algunos creen que la lucha contra la congestión
  por mecanismos sofisticados (explícitos) es una
  batalla perdida (los remedios llegarán demasiado
  tarde para ser útiles).

48
Redes oscilantes
LAN B
LAN A
Enlaces WAN
Una respuesta excesivamente rápida a la
congestión puede causar situaciones oscilantes
49
Como evitar la oscilación

• Normalmente los parámetros se monitorizan con
  fórmulas del tipo
• un a un-1 (1-a) f
• Donde
• f valor instantáneo del parámetro medido
• un valor medio en la n-ésima iteración
• a constante para regular la inercia a los
  cambios
• El valor de a regula la inercia suelen ser
  típicos valores de 3/4 y 7/8

50
Aplicación de la fórmula un a un-1 (1-a) f
51
Gráfico de la fórmula un a un-1 (1-a) f
52
Perfil de tráfico y vigilancia

• Perfil de tráfico o conformado de tráfico
  (traffic shaping) condiciones máximas de uso de
  la red que el usuario se compromete a cumplir con
  el proveedor del servicio.
• Vigilancia de tráfico (traffic policing) labor
  de monitorización que el proveedor realiza para
  asegurarse que el usuario cumple su palabra.
• Si el usuario incumple el proveedor puede
• Descartar el tráfico no conforme
• Marcarlo como de segunda clase y pasarlo a la
  red, o
• Pasarlo a la red sin mas (no es habitual)

53
Traffic Shaping y Traffic Policing
Host
Switch
Shaper
Datos reales
Datos Conformados
Conformado de Tráfico Cumplir el contrato
Vigilancia de Tráfico Vigilar y obligar su
cumplimiento

• El tráfico recibido cumple el contrato?
• Si no cumple el policía puede
• Marcar como 2ª clase (bit CLP) las celdas
  excedentes, o
• Descartar las celdas excedentes

• Algoritmo del pozal agujereado
• Limitar pico y tamaño de ráfagas

54
Pozal agujereado (leaky bucket)

• El pozal agujereado se utiliza para
• Suavizar las ráfagas que el usuario produce
  (conformado de tráfico o traffic shaping)
• Asegurar que el tráfico introducido se
  corresponde con lo acordado (vigilancia de
  tráfico o traffic policing)
• Se define con dos parámetros
• ? caudal constante máximo que se puede inyectar
  en la red (el agujero del pozal). Se expresa en
  Mb/s
• C buffer (la capacidad del pozal) que absorberá
  las ráfagas que produzca. Se expresa en Mb
• Si el buffer se llena el tráfico excedente se
  considera no conforme. Normalmente se descarta o
  se pasa como tráfico de segunda clase
  (candidato a descartar).

55
C (Mb)
? (Mb/s)
56
Ejemplo de funcionamiento de un pozal agujereado

• Parámetros ? 20 Mb/s, C 10 Mbits
• Ráfaga de 10 Mbits recibida en 50 ms (equivalente
  a 200 Mb/s)

Máximo
57
Ejercicios
58
Ejercicio 2

• EL pozal agujereado solo permite superar el
  caudal medio durante breves momentos, ya que si
  el pozal se llena el tráfico excedente se
  desborda. Entonces como puede un PVC Frame Relay
  transmitir durante horas por encima del CIR?

• Respuesta
• En FR existe un segundo pozal que recoge el
  excedente del primero, saliendo con caudal igual
  al EIR. Las tramas que salen por este llevan a 1
  el bit DE por lo que pueden ser descartadas más
  fácilmente.

59
Ejercicio 4
128 Kb/s
B
A
Paquetes de 164 bytes (1312 bits) Audioconferencia
1 paquete cada 40 ms, 25 paquetes/s Calcular
caudal máximo para que el retardo no supere 80 ms
60
Ejercicio 4
Aproximamos retardo a Tiempo de servicio, T. Por
teoría de colas T 1 / (?c - ?), donde ? 1
/ tamaño-paquete c velocidad del enlace
(bits/s) ?c capacidad del enlace
(paquetes/s) ? Caudal medio (paquetes/s) En
este caso ? 1 /1312 0,000762
paquetes/bit c 128.000 bits/s ?c 97,56
paquetes/s T ? 0,08 seg
61
Ejercicio 4
El caudal máximo tolerable será el que dé T
0,08 seg. Cuando hay una audioconferencia en
marcha 0,08 1 / (97,56 x 25) 25 paquetes
producidos por la audioconferencia (32,8 Kb/s) x
paquetes producidos por otras aplicaciones
Despejando x 60,06 pps ? 78,8 Kb/s ? 61,6
ocupac. (49 Kb/s libres)
Para línea de 2048 Kb/s 0,08 1 / (1560,98 x
25) x 1523 pps ? 1998,8 Kb/s ? 97,6 ocupac.
(49 Kb/s libres)
62
Ejercicio 4
100
75
61,6
50
Caudal ?
25
11
16
0
0
6
24
18
12
Hora del día ?