Informations- und Kommunikationssysteme

Transkript

1 Informations- und Kommunikationssysteme Kapitel.4 Netzwerkschicht cknowledgement: Folien angelehnt an J.F. Kurose and K.W. Ross Kapitel.4: Netzwerkschicht Unsere Ziele: Verständnis für Prinzipien der Dienste der Netzwerkschicht: Wie funktioniert ein Router? Wie arbeitet Routing (Pfadwahl)? Wie wird mit der Größe von Netzen umgegangen? (Skalierbarkeit) Immer anhand vom Beispiel Internet

2 Kapitel.4: Netzwerkschicht 4. Einführung 4. Virtual Circuit und Datagram Netze 4. IP: Internet Protocol Format der Datagramme dressierung in IPv4 4.4 Routing-lgorithmen Überblick Distanzvektor Link State Hierarchisches Routing Netzwerkschicht Transportiert Segmente vom Sender zum Empfänger uf Senderseite: Kapselung von Segmenten in Datagramme uf Empfangsseite: uslieferung von Segmenten an Transportschicht Protokolle der Netzwerkschicht laufen in jedem Host & Router Router werten Header aller weitergeleiteten IP-Pakete aus application transport network data link physical network data link physical network data link physical network data link physical network data link physical network data link physical network data link physical network data link physical network data link physical application transport network data link physical 4

3 Kernfunktionalität der Netzwerkschicht Forwarding: Weiterleitung von Paketen von Eingangs-Link zu korrektem usgangs-link Routing: Bestimmen des Weges auf dem Pakete von Quelle zum Ziel weitergeleitet werden nalogie:! Routing: Planen einer Wanderung! Forwarding: Richtiges bbiegen an einer Weggabelung Routing-lgorithmen Zusammenspiel zwischen Routing und Forwarding Routing-lgorithmus Lokale Forwardingtabelle header value output link Ziel im Paket- Header 0 6

4 Kapitel.4: Netzwerkschicht 4. Einführung 4. Virtual Circuit und Datagram Netze 4. IP: Internet Protocol Format der Datagramme dressierung in IPv4 4.4 Routing-lgorithmen Überblick Distanzvektor Link State Hierarchisches Routing 7 Netzwerkschicht: Verbindungslose und orientierte Dienste Datagramm-Netze stellen nur verbindungslose Dienste bereit VC Netze bieten Verbindungen auf Netzwerkschicht Ähnlich zu Diensten der Transportschicht, aber: Ebene des Dienstes: Nicht mehr Host-zu-Host Keine Wahlmöglichkeit: Netzwerk stellt nur eine Dienstart bereit Nicht notwendigerweise zuverlässig Implementierung: Im Kern des Netzes 8

5 Virtuelle Kanäle (VC Virtual Channel) Implementierung Ein VC besteht aus: Pfad von Quelle zum Ziel VC Nummern, eine Nummer für jeden Link entlang des Pfades Einträge in den Forwarding-Tabellen der Router entlang des Pfades Pakete, die zu einer Verbindung gehören, enthalten eine spezifische VC-Nummer. Die VC-Nummer muss auf jedem Link geändert werden. Die neue VC-Nummer wird aus der Forwarding-Tabelle entnommen 9 Forwarding Table VC Nummer Forwarding Table im Router (links oben): Interface Nummer Eingehendes Interface Eing. VC # usg. Interface usg.vc # Router müssen Verbindungsinformationen vorhalten! 0

6 Virtuelle Verbindungen: Signalisierungsprotokolle Benötigt für ufbau, Verwaltung und bbau einer VC z.b. verwendet für TM, Frame-Relay, X. Nicht verwendet im heutigen Internet application transport network data link physical. Datenfluss beginnt 6. Datenempfang 4. Verb. aufgebaut. nnahme. Verb.-aufbau. Eingehende Verb. application transport network data link physical Datagramm Netze Kein Verbindungsaufbau auf Netzwerkschicht Router: speichern keinen Zustand zu Ende-zu-Ende Verbindungen Es gibt auf Netzwerkschicht kein Verbindungskonzept Pakete werden anhand der dresse des Ziel-Hosts weitergeleitet Pakete zwischen zwei Hosts können bei Weiterleitung verschiedene Pfade durchlaufen application transport network data link physical. Datensenden. Datenempfang application transport network data link physical

7 Kapitel.4: Netzwerkschicht 4. Einführung 4. Virtual Circuit und Datagram Netze 4. IP: Internet Protocol Format der Datagramme dressierung in IPv4 4.4 Routing-lgorithmen Überblick Distanzvektor Link State Hierarchisches Routing Die Netzwerkschicht im Internet Host & Router Funktionen der Netzwerkschicht: Transportschicht: TCP, UDP Netzwerkschicht Routing Protokolle! Wegewahl! RIP, OSPF, BGP Forwarding Table IP Protokoll! dressierung! Datagramm-Format! Paketbehandlung ICMP Protokoll! Fehlerbehandlung! Router- Signale Datensicherungsschicht Bitübertragungsschicht 4

8 IP Paketformat (I) Versionsnummer Headerlänge (4-Byteblöcke) Datenklasse Max. nzahl verbleibender Weiterleitungsschritte (in jedem Router dekrementiert) Protokoll der Transportschicht Wie viel Overhead entsteht in TCP?! 0 Byte TCP! 0 Byte IP = 40 Bytes + Steuerungsverkehr ver IHL 6-bit Identifier time to live type of service Proto. Bits flgs Größe Bit Quelladresse Bit Zieladresse Prüfsumme Optionen (falls vorh.) Fragment Offset Daten (Variable Länge, z.b. TCP oder UDP Segment) Gesamtlänge (Bytes) Für Fragmentierung z.b. Timestamp, Record Route Source Route IP Paketformat (II) Version: die Versionsnummer des IP (z.zt. 4, irgendwann 6) IHL: IP Header Länge in -Bit Blöcken Type of Service: Informationen zur Priorität (selten genutzt) Total Length: Gesamtlänge des Datagramms in Bytes (mit Header) Identification: Beim ufteilen von IP-Paketen erhalten alle Teile die gleiche Nummer um sie korrekt zusammenzusetzen Flags: DF: Don t Fragment MF: More Fragments; Paket ist Teil eines größeren fragmentierten und weitere Teile folgen Fragment Offset: Position des Fragmentes im Originalpaket (Zähler in 8 Byte-Schritten) Time to Live: hop count, Heruntergezählt bei jeder Weiterleitung; Paket wird verworfen wenn 0 erreicht wird 6

9 IP Paketformat (III) Protocol: gibt an welches Transportprotokoll verwendet wird (meistens entweder TCP oder UDP) Header Checksum: Prüfsumme über den IP-Header (nicht über die Daten, s complement sum) Quell- und Zieladressen: identifizieren Sender und Empfänger Options: bis zu 40 Bytes Länge; genutzt um IP zu erweitern (Beispiele: Source Routing, Record Route) IPv4-dressen: Bits lang (4 Bytes) Der Wert jedes Bytes wird dezimal in MSB Ordnung angegeben, durch Punkte separiert (Beispiel: ) (kleinste) bis... (höchste) 7 IP Fragmentierung & Zusammensetzen Netzwerk Links besitzen unterschiedliche MTU (Max. Transfer Size) durch Datensicherungsschicht bestimmte max. Paketgröße Je nach Link unterschiedlich Große IP Datagramme werden im Netz geteilt u.u. auch mehrfach Reassembly erst im Zielsystem IP Header genutzt um Pakete zu ordnen und zusammenzusetzen Zusammensetzen Fragmentierung: ein: großes Datagramm aus: kleinere 8

10 Kapitel.4: Netzwerkschicht 4. Einführung 4. Virtual Circuit und Datagram Netze 4. IP: Internet Protocol Format der Datagramme dressierung in IPv4 4.4 Routing-lgorithmen Überblick Distanzvektor Link State Hierarchisches Routing 9 Internet Namen und dressen Beispiel Organisation MC-dressen IP-dressen 08:00:0:7:9:8... flach, statisch topologisch (meist) Hostnamen hierarchisch Hostname DNS n-zu-n IP dresse RP -zu- MC dresse 0

11 IP-dressklassen (I) Klasse bits 0 Netz Type of Serv. Host B 0 Netz Host C 0 Netz Host D 0 Multicast dresse E 0 Reserviert IP-dressklassen (II) Klasse : für sehr große Organisationen; bis 6 Mio. Hosts Klasse B: für große Organisationen; bis 64 Hosts Klasse C: für kleine Organisationen; 4 Hosts Klasse D: Multicast dressen; Keine Netzwerk/Host Hierarchie Klasse E: Reserviert Loopback: 7.xx.yy.zz (7.irgendwas) reserviert für Loopback Tests; Pakete werden nicht versendet; werden lokal als eingehen Pakete behandelt; sinnvoll für Komm. auf gleichem Host Broadcast:... dresshierarchie: Jede dresse hat zwei Teile einen Host- und einen Netzteil Klasse, Klasse B und Klasse C dressen unterstützen eigentlich nur Hierarchiestufen Subnetze erlauben jedoch ein weiteres ufteilen durch den dressbesitzer

12 dressierung in IP IP-dresse: Identifiziert Host oder ein Router Interface Interface: Verbindung zwischen Host/Router und physischem Link Router haben typischerweise mehrere Interfaces u.u. können auch Hosts mehrere Interfaces besitzen IP-dressen jeweils für ein Interface = Subnetze IP-dresse: Subnetzteil (höhere Bits) Hostanteil (niedrige Bits) Was ist ein Subnetz? Interfaces von Geräten mit gleichem Subnetzanteil in der IP-dresse Können einander erreichen ohne einen Router zu verwenden Bestimmung Durch Router separierte Netze einzeln betrachten LN Netzwerk besteht aus Subnetzen 4

13 Subnetze... F: Wie viele Subnetze werden eingerichtet? Mehr über IP-dressen (I) Nach dem wir wissen was ein Subnetz ist, ein weiterer Blick auf IP-dressen: Klassen-behaftete dressierung: Klasse 0 Subnetz Host B 0 Subnetz Host C 0 Subnetz Host bis bis bis... D 0 Multicast dresse Bits bis

14 Mehr über IP-dressen (II) dressierung mit Klassen: Ineffiziente Nutzung des dressraums, schnelle Erschöpfung Bsp. Klasse B Netz bietet Raum für 6.4 Hosts, auch wenn nur 000 Hosts im Netz sind CIDR: Classless InterDomain Routing Erlaubt Netzwerkanteile der dressen beliebiger Längen dressformat: a.b.c.d/x, wobei x # Bits des Subnetzanteils Subnetzanteil Hostanteil / 7 CIDR: Classless Interdomain Routing Klassengrenzen werden aufgeweicht Supernetting (Zusammenfassen von Subnetzen) ISPs können mehre zusammenhängende Klasse C Blöcke vergeben Longest match routing bei den dressen Es werden immer die am Besten passenden Einträge für das Routing verwendet; Bsp.: dresse/maske Link / / /7 Beispiel: Viele Netze in Europa haben ein gleiches Präfix Nur ein Eintrag in vielen U.S. Routern 8

15 Kapitel.4: Netzwerkschicht 4. Einführung 4. Virtual Circuit und Datagram Netze 4. IP: Internet Protocol Format der Datagramme dressierung in IPv4 4.4 Routing-lgorithmen Überblick Distanzvektor Link State Hierarchisches Routing 9 Erinnerung: Zusammenhang Routing und Weiterleiten Routing lgorithmus local forwarding table header value output link Ziel im eingehenden Paket 0 0

16 Überblick über Routing-lgorithmen (I) Router verwenden Routing-lgorithmen um zu bestimmen auf welche usgabe-links Pakete gegeben werden: In verbindungsorientierten Netzen, werden Routing lgorithmen nur während des Verbindungsaufbaus benötigt In verbindungslosen Netzen, werden Routing-lgorithmen ausgeführt wenn ein Paket ankommt (reaktiv) oder periodisch (proaktiv, Resultate aktualisieren Forwarding Table) I.d.R. werden sog. Metriken bei der Wegwahl berücksichtigt: Metriken stellen die Kosten für die Nutzung von Links dar Erlaubt die Berechnung von Kosten eines Gesamtpfades durch ein Netzwerk Metriken können Parameter wie nzahl der Hops, monetäre Kosten des Links, Latenz, Füllstand der Warteschlage etc. berücksichtigen Der billigste Pfad in Bezug auf eine Metrik wird als kürzester Pfad (shortest path) bezeichnet, auch wenn er geographisch oder in Bezug auf Hops nicht kurz ist Überblick über Routing-lgorithmen (II) Unterschiedliche Routing-lgorithmen: Nicht-adaptive Routing-lgorithmen: Routing-Entscheidungen basieren nicht auf Ziel des Paketes und Zustand des Netzes (Beispiel: Fluten) daptive Routing-lgorithmen: Nutzen aktuellen Zustand des Netzes beim Treffen von Routing-Entscheidungen (Beispiele: Distanzvektor-Verfahren, Link-State-Routing) Hierarchisches Routing kann verwendet werden, um Skalierbarkeit in großen Netzen zu gewährleisten E.g. Ein Routing-Verfahren innerhalb eines ISP und eins um Wege zwischen ISPs zu finden

17 Fluten Grundlegende Strategie: Jedes eingehende Paket wird auf jedem Link außer dem eingehenden versendet Problem: Riesige nzahl duplizierter Pakete Reduzieren der duplizierten Pakete: Lösung : Nutzen eines Hop Counters im Paket-Header; Router zählen bei Weiterleitung runter; Paket wird verworfen bei Hop Count=0 Hop Counter sollte im Optimum genau der Pfadlänge zwischen Quelle und Ziel entsprechen Lösung : Jedes Paket erhält eine eindeutige Sequenznummer Jeder Router hält eine Liste mit Sequenznummern von Paketen vor, die er weitergeleitet hat Pakete, die bereits weitergeleitet wurden, werden verworfen Fluten: Mögliche nwendungen Militärische Systeme Große nzahl von Routern wünschenswert (alle Systeme können weiterleiten) Wenn ein Router ausfällt (e.g. durch eine Bombe) erreichen geflutete Pakete weiterhin ihr Ziel Verteilte Datenbanken Simultane ktualisierung mehrerer Datenbanken mit einer einzigen Übertragung Netzwerke mit sehr schnellen Topologieänderungen dhoc-netze 4

18 daptive Routing-lgorithmen Probleme nicht-adaptiver lgorithmen: Relativ ineffizient Kein Eingehen auf variierenden Verkehrsflüsse Drei Typen: daptive Routing-lgorithmen können darauf eingehen Zentralisiertes daptives Routing: Ein zentraler Routing Controller Isoliertes daptives Routing: Basiert auf lokalen Informationen Benötigt keinen ustausch zwischen Routern Verteiltes daptives Routing: Routers tauschen periodisch Informationen aus und berechnen aktualisierte Informationen für Forwarding Tables Zentralisiertes daptives Routing Grundlegende Strategie: Forwarding Table wird an Netzwerkzustand angepasst Ein Routing Controller irgendwo im Netzwerk Periodisch leiten Router Linkinformationen und zustände an Controller weiter Controller bestimmt beste Routen, z.b. mit lgorithmus von Dijkstra (Details später) Beste Routen werden den einzelnen Routern mitgeteilt Probleme: Robustheit: Wenn Routing Controller ausfällt, wird Routing statisch und keine weitere npassung findet statt Skalierbarkeit: Controller muss u.u. sehr viele Informationen verarbeiten und weiterleiten 6

19 Isolierte daptive Routing-lgorithmen Grundlegende Strategie: Routing-Entscheidungen werden nur auf der Basis lokalen Router- Wissens getroffen Beispiel: Hot-Potato-Routing Backward learning Hot-Potato-Routing: Wenn ein Paket ankommt leitet der Router es auf den Link mit der kürzesten Warteschlange weiter Hot-Potato-lgorithmus kümmert sich nicht um Ziel von Paket und Link Sehr ineffizient 7 Backward Learning Routing Grundlegende Strategie: Paket-Headers enthalten Ziel-, Quelladresse und Hop-Counter Nutzen der Information um über das Netz zu lernen Netzwerkknoten wissen zu nächst nichts über das Netzwerk, lernen aber das Gesamtnetz im Laufe des Verfahrens kennen lgorithmus: Routing ist anfangs zufällig (oder Hot-Potato, Fluten etc.) Ein Paket mit Hop Count ist von direkten Nachbarn, Linknachbarn können erlernt werden (Hop Counter werden hier aufwärts gezählt) Ein Paket mit Hop Count ist zwei Schritte von der Quelle entfernt usw. Wenn ein Paket ankommt, vergleicht BLR den bekannten Weg zur Quelle mit dem Hop Count, falls kleiner schicke die nächsten Pakete zur Quelle über den eingehenden Link Bemerkung: Um mit ausgefallenen Routen umgehen zu können müssen aufgebaute Informationen regelmäßig vergessen werden 8

20 Verteiltes daptives Routing Routing-Protokoll Ziel: Herausfinden von guten Pfaden durch Netzwerk von Quelle zu Ziel bstraktion als Graphen: Graphknoten sind Router Graphkanten sind physische Links Linkkosten: Latenz,, uslastung Pfadkosten: Summe der Linkkosten auf dem Weg B D! Guter Pfad: C E! Typisch: Pfad mit minimalen Kosten! ndere Definitionen selten F 9 Klassifikation Verteilter daptiver Routing-nsätze Globale oder dezentrale Information? Dezentral: Router kennt Nachbarn mit physischer Verbindung & Kosten der Verbindung Iterativer ufbau von Routing Tables durch ustausch mit Nachbarn Distanzvektor -lgorithmen RIP & IGRP BGP ( Pfadvektor ) Statisch oder dynamisch? Statisch:! Routen ändern sich nur langsam Dynamisch:! Routen ändern sich schnell! Periodische ktualisierung! u.u. wegen Änderung der Linkkosten Global: lle Router kennen gesamte Topologie mit Linkkosten Link State lgorithmen Dijkstra-lgorithmus OSPF Protokoll 40

21 Kapitel.4: Netzwerkschicht 4. Einführung 4. Virtual Circuit und Datagram Netze 4. IP: Internet Protocol Format der Datagramme dressierung in IPv4 4.4 Routing-lgorithmen Überblick Distanzvektor Link State Hierarchisches Routing 4 lgorithmus für Distanzvektor-Routing Iterativ:! Wiederholt sich bis kein Knoten Infos austauscht! Selbstterminierend i.e. kein Stoppsignal synchron:! Knoten müssen Informationen nicht in festen Schritten austauschen Verteilt:! Jeder Knoten kommuniziert ausschließlich mit seinen direkten Nachbarn Struktur der Distanztabelle! Jeder Knoten hat eine! Zeile für jedes mgl. Ziel! Spalte für jeden direkten Nachbarknoten! Beispiel: In Knoten X, für Ziel Y über Nachbarn Z: X D (Y,Z) = = Distanz von X zu Y, über Z Z c(x,z) + min {D (Y,w)} w 4

22 Beispiel für Distanztabelle 7 E D (C,D) E D (,D) E D (,B) B E 8 C D D = c(e,d) + min {D (C,w)} w = + = 4 D = c(e,d) + min {D (,w)} w = + = Schleife! B c(e,b) + min {D (,w)} w = = 8+6 = 4 Schleife! Ziel E D () Kosten zum Ziel über B D B C D bleiten eines Forwarding Table aus Distanztabelle E D () Kosten zum Ziel über B D Genutzter Link, Kosten 4, B 7 8 B D, Ziel C Ziel C D,4 D 4 D D,4 Distanztabelle Forwarding Table 44

23 Überblick über Distanzvektor-Routing Iterativ, asynchron: Jede Berechnung ausgelöst durch:! Änderung lokaler Link-Kosten! Nachricht von Nachbarn, dessen kürzester Pfad sich geändert hat Verteilt: Nachbarn informieren sich nur wenn ein kürzester Pfad sich geändert hat! Nachbarn benachrichtigen dann ihre Nachbarn, falls nötig Jeder Knoten: wartet bis (Änderung der Link-Kosten oder Nachricht) berechnet Distanztabelle Falls kürzester Pfad sich geändert hat, Nachbarn benachrichtigen 4 Distanzvektor-Routing: Initialisierung In allen Knoten, X: Initialisierung: Für alle benachbarten Knoten v: X D (*,v) = unendlich // * bedeutet "für alle Zeilen X 4 D (v,v) = c(x,v) Für alle Ziele y 6 Sende min D (y,w) zu jedem Nachbar // w für alle Nachbarn von X W X 46

24 Distanzvektor-Routing: Hauptschleife 8 loop 9 wait (bis Linkkosten geändert werden oder 0 ktualisierung von Nachbar V kommt) if (c(x,v) wird um Wert d geändert) // Ändern aller Kosten von Zielen über V um d 4 // nmerkung: d kann negativ oder positiv sein! for all Ziele y: D X (y,v) = D X (y,v) + d 6 7 else if (ktualisierung von V für Ziel Y) 8 // Kürzester Pfad von V zu Y hat sich geändert 9 // V hat einen neue Wert für min D V W (Y,w) gesendet 0 // dieser neue Wert "newval wird verwendet D X (y,v) = c(x,v) + newval if falls sich neues min D X W (Y,w) für irgendein Y ergibt 4 Sende neuen Wert min D X (Y,w) an alle Nachbarn W 6 forever 47 Distanzvektor-Routing: Beispiel (I) X Y 7 Z 48

25 Distanzvektor-Routing: Beispiel (II) X Y 7 Z X D (Y,Z) Z = c(x,z) + min {D (Y,w)} w = 7+ = 8 X D (Z,Y) Y = c(x,y) + min {D (Z,w)} w = + = 49 Distanzvektor: Reaktion auf Kostenänderungen (I) Link-Kostenänderungen:! Knoten detektiert lokale Kostenänderung! ktualisiert Kostentabelle (Zeile )! Bei Veränderung des kürzesten Pfads Nachbarn informieren (Zeilen,4) X 4 Y 0 Z Good news travels fast lgorithmus terminiert 0

26 Distanzvektor: Reaktion auf Kostenänderungen (II) Link-Kostenänderungen:! Good news travels fast! Bad news travels slow Führt auf Count to Infinity Problem! 60 X 4 Y 0 Z Y Y Y lgorithmus läuft weiter Distanzvektor: Poisoned Reverse Wenn Z zu X über Y weiterleitet:! Z informiert Y die Distanz über Z ist unendlich (sodass Y nicht zu X via Z weiterleitet)! Lösung für Count-to-Infinity? 60 X 4 Y 0 Z Y Y Y Y lgorithmus terminiert

27 Kapitel.4: Netzwerkschicht 4. Einführung 4. Virtual Circuit und Datagram Netze 4. IP: Internet Protocol Format der Datagramme dressierung in IPv4 4.4 Routing-lgorithmen Überblick Distanzvektor Link State Hierarchisches Routing Link-State Routing Link State Routing basiert meistens auf dem Dijkstra s lgorithmus: Netzwerktopologie, Linkkosten sind allen Knoten bekannt: Verbreitung via link state broadcast Fluten lle Knoten haben das gleiche Wissen Input: Graph (V, E) mit V Set von Knoten (nodes) E Set von Kanten (links) Kosten c(v, w) des Links (v, w) falls Kante existiert (d.h. (v, w) in E ) c(v, w) = unendlichfalls Kante nicht existiert Ziel: Berechnung des kürzesten Pfades von einem Knoten s ( source ) zu allen anderen Knoten v: Wird zur Ermittlung des Forwarding Table für Knoten s verwendet 4

28 Dijkstra s lgorithmus zur Berechnung kürzester Pfade (I) Grundidee des lgorithmus: m nfang enthält Menge N nur den Quellknoten s. In jedem Schritt des Verfahrens wird ein weiterer Knoten in dieses Menge eingefügt, zu dem der kürzeste Pfad zu diesem Zeitpunkt bekannt ist. nfangs wird der kürzeste Pfad zu allen Knoten v auf unendlich initialisiert (usnahme der Quellknoten s) In jedem Schritt: Wähle den Knoten v aus, der vom Quellknoten s mit den geringsten Kosten erreicht werden kann, wenn der Weg nur über Knoten führt, die im Set N enthalten sind. Füge Knoten v in N hinzu Ändere die Kosten für alle direkten Nachbarn w von Knoten v, falls sich über Knoten v ein kürzerer Pfad als der bisher bekannte ergibt. Falls sich die Kosten für einen Nachbarknoten w ändern, dann notiere auch den Vorgängerknoten v, über den eine kürzere Route gefunden wurde. Dijkstra s lgorithmus zur Berechnung kürzester Pfade (II) Der lgorithmus verwaltet für jeden Knoten v: Den zur Zeit bekannten kürzesten Pfad vom Quellknoten s zum Knoten v mit der Distanz d(v) Den Vorgängerknoten p(v) von Knoten v auf dem zur Zeit bekannten kürzesten Pfad vom Quellknoten s zum Knoten v Eine Liste mit allen Knoten, für die der kürzeste Pfad bereits bekannt ist Bemerkungen: Wenn die Distanz d(v) endlich ist, so existiert ein Pfad vom Quellknoten s zum Knoten v mit der Distanz d(v) Für den Knoten v mit der kleinsten Distanz ist es der kürzeste Pfad Das bedeutet, dass für Knoten v der kürzeste Pfad bekannt ist Dieser Knoten v wird nun in das Set N übernommen, in dem sich alle Knoten befinden, für die der kürzeste Pfad bekannt ist Der kürzeste Pfad wird für alle Nachbarknoten von v aktualisiert, die noch nicht in N enthalten sind 6

29 Dijkstra s lgorithmus zur Berechnung kürzester Pfade (III) ktualisierungsprozedur: ngenommen Knoten v wurde in Menge N übernommen : Es wird sein Nachbarknoten w betrachtet, der noch nicht in N ist d(v) ist die kürzeste Distanz zu Knoten v d(w) ist die kürzeste bekannte Distanz zu Knoten w c(v, w) sind die Kosten von v nach w if ( d(v) + c(v, w) < d(w)) { d(w) = d(v) + c(v, w); p(w) = v; } Begründung der Vorgehensweise: Wenn die Distanzen d(w) und d(v) endlich sind, existiert ein kürzester Pfad von s nach v mit der Distanz d(v) Und auch ein Pfad von s über v nach w mit der Distanz d(v) + c(v, w) Es existiert auch ein Pfad von s nach w mit der Distanz d(w) Die kürzeste Distanz von s nach w kann nicht größer sein als d(w) oder d(v) + c(v, w) 7 Dijkstra s lgorithm in Pseudocode Berechnet kürzeste Pfade von einem Knoten zu allen anderen Initialization (für Knoten s): N = {s} /* Menge von Knoten mit bekanntem bill. Pfad */ forall Knoten v 4 if v verbunden mit s then { d(v) = c(s,v); p(v) = s; } 6 else d(v) = unendlich; 7 8 Loop 9 finde v welcher nicht in N ist, sodass d(v) minimal 0 füge v zu N hinzu forall w mit verbunden v und nicht in N /* aktual. d(w) */ { if (d(v) + c(v, w) < d(w)) { d(w) = d(v) + c(v, w); p(w) = v; } } /* neue Kosten zu w entweder alte Kosten oder kürzester 4 Pfad zu v plus Kosten von v zu w */ until all nodes in N 8

30 Beispiel für Dijkstra-lgorithmus (I) Schritt 0 start N d(b),p(b), d(c),p(c), d(d),p(d), d(e),p(e) unendlich d(f),p(f) unendlich B D C E F 9 Beispiel für Dijkstra-lgorithmus (II) Schritt 0 start N D d(b),p(b),, d(c),p(c), 4,D d(d),p(d), d(e),p(e) unendlich,d d(f),p(f) unendlich unendlich B D C E F 60

31 Beispiel für Dijkstra-lgorithmus (III) Schritt 0 start N D DE d(b),p(b),,, d(c),p(c), 4,D,E d(d),p(d), d(e),p(e) unendlich,d d(f),p(f) unendlich unendlich 4,E B D C E F 6 Beispiel für Dijkstra-lgorithmus (IV) Schritt 0 start N D DE DEB d(b),p(b),,, d(c),p(c), 4,D,E,E d(d),p(d), d(e),p(e) unendlich,d d(f),p(f) unendlich unendlich 4,E 4,E B D C E F 6

32 Beispiel für Dijkstra-lgorithmus (V) Schritt 0 4 start N D DE DEB DEBC d(b),p(b),,, d(c),p(c), 4,D,E,E d(d),p(d), d(e),p(e) unendlich,d d(f),p(f) unendlich unendlich 4,E 4,E 4,E B D C E F 6 Beispiel für Dijkstra-lgorithmus (VI) Schritt 0 4 start N D DE DEB DEBC DEBCF d(b),p(b),,, d(c),p(c), 4,D,E,E d(d),p(d), d(e),p(e) unendlich,d d(f),p(f) unendlich unendlich 4,E 4,E 4,E B D C E F 64

33 Link-State-Routing (mit Dijkstra-lgorithmus) Jeder Router bestimmt Link-Kosten (Latenz, Hop-Count, etc.) zwischen sich und angrenzenden Routern Router erstellen Pakete mit allen Distanzen zu Nachbarn Enthält unter nderem Seq.-Nummer und ltersinformationen Router verteilen diese Pakete mittels Fluten Pakete deren Sequenznummer bereits bekannt ist, werden verworfen ltersinformationen geben an, wie lange Informationen gültig sind Sobald ein Router alle relevanten Pakete des Netzes erhalten hat, kann er die Gesamttopologie rekonstruieren und Dijsktra s lgorithmus verwenden 6 Vergleich zw. Link-State- und Distanzvektor-Verfahren Nachrichtenkomplexität! LS: bei n Knoten, E Links, O(n E) Nachrichten pro Periode! DV: ustausch nur zwischen Nachbarn! Konvergenzzeit variiert Konvergenzgeschwindigkeit! LS: O(n ) lgorithmus benötigt O(n E) Nachrichten! u.u. Oszillationen! DV: Konvergenzzeit variiert! u.u. Routing-Schleifen! Count-to-unendlich-Problem Robustheit: Was passiert wenn Router ausfallen/sich falsch verhalten? LS:! Knoten können ungültige Link- Kosten annoncieren! Jeder Knoten berechnet eigne Tablle DV:! Knoten können ungültige Pfad-Kosten annoncieren! Tabelle von Einzelknoten werden von anderen verwendet: Fehler propagieren durch das Netz 66

34 Kapitel.4: Netzwerkschicht 4. Einführung 4. Virtual Circuit und Datagram Netze 4. IP: Internet Protocol Format der Datagramme dressierung in IPv4 4.4 Routing-lgorithmen Überblick Distanzvektor Link State Hierarchisches Routing 67 Hierarchisches Routing Bisherige Betrachtungen idealisiert:! lle Router wurden identisch angenommen! Netzwerk wurde als flach angenommen die Praxis sieht anders aus Größe (0 Millionen Ziele!):! Einzelne Ziele können nicht vollständig in Tabelle vorgehalten werden! ustausch von Routing- Informationen würde Links überlasten dministrative utonomie:! Internet = Netz von Netzen! Jeder Netzwerk-dministrator möchte Routing im eigenen Netz kontrollieren 68

35 Hierarchisches Routing: utonome Systeme! ggregation von Routern in Regionen sogenannte utonome Systeme (S)! Router im gleichen S verwenden gleiches Routing- Protokoll! Intra-S Routing Protokoll! Router in unterschiedlichen S können unterschiedliche Intra- S Protokolle verwenden Gateway-Router! Spezielle Router in S! Nutzen Intra-S Routing mit anderen Routern im S! Zusätzlich verantwortlich um Ziele außerhalb des S anzusprechen! Verwenden Inter-S Routing-Protokoll mit anderen Gateway- Routern 69 Inter-S- und Intra-S-Routing a C.b b C d.a a b.c c B.a a B c b Gateways:! Nutzen Inter-S Routing unter einander! Nutzen Intra-S Routing mit Routern im gleichen S network layer Inter-S, Intra-S Routing in Gateway.c link layer physical layer 70

36 Routing im Internet Globales Internet verbindet utonome Systeme (S) miteinander: Stub S: kleine Firmen, Behörden etc. (nur ein Link zum Internet) Multihomed S: große Firmen, Tier--Provider (Mehre Links, aber kein Transit) Transit S: große Provider Routing auf zwei Ebenen: Intra-S: dministrator trifft uswahl für Routing-Verfahren Routing Information Protocol (RIP): Distanzvektor Open Shortest Path First (OSPF): Link State Interior Gateway Routing Protocol (IGRP): Distanzvektor (Cisco proprietär) Inter-S: nur ein Standard! Border Gateway Protocol (BGP): Pfadvektor (Distanzvektor, aber mit Pfadinformationen zur Schleifenvermeidung) 7 Warum ein Unterschied zwischen Intra- und Inter-Domain? Policy: Inter-S: dministrator wollen kontrollieren wer wie viel Verkehr durch das Netz gibt Intra-S: Ein dmin, keine Policy-Fragen Größe: Hierarchisches Routing verringert Tabellengrößen und ktualisierungsverkehr (immer noch 0,000 Präfixe!) Performanz: Intra-S: Fokus auf Performanz Inter-S: Policy-Entscheidungen gehen vor! 7

37 Netzwerkschicht: Zusammenfassung Was behandelt wurde: Dienste der Netzwerkschicht IPv4 Routing-lgorithmen & Hierarchisches Routing Schlussfolgerungen: Routing in großen Netzen erfordert nicht nur einfache lgorithmen für generalisierte Graphen Zusätzlich: hierarchische Netzwerkstruktur etc. Optimales Routing nur Nebenaspekt Netzwerkstruktur muss in dressstruktur berücksichtigt werden Flache dressen würden zu großen Overhead bedeuten 7 Weiterführende Literatur [Car0] G. Carle. Internet-Protokolle und -Komponenten. Vorlesungsfolien, Universität Tübingen, [CLR90] T. Cormen, C. Leiserson, R. Rivest. Introduction to lgorithms. MIT Press, M, US, 990. [KR04] J. F. Kurose, K. W. Ross. Computer Networking: Top-Down pproach Featuring the Internet. rd edition, ddison Wesley, 004. [Sar04] S. Sarkar. lgorithms in Networking - Lecture. Course slides of course TCOM 799, School of Engineering & pplied Science, University of Pennsylvania, P, US, 004. [Ste9] M. Steenstrup. Routing in Communication Networks. Prentice Hall, 99. [Sud04] T. Suda. Computer Networks. Course slides, Department of Information and Computer Science, University of California, Irvine, US,