Zukünftige Internet Architektur - Namens-basiertes Routing

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1 Zukünftige Internet Architektur - Namens-basiertes Routing Markus Pargmann 23. Januar 2011 Zusammenfassung Diese Arbeit vergleicht drei verschiedene Ansätze für ein namens-basiertes Routing, eine flache, eine hierarchische und eine Architektur, die aus einer Mischung von Internet Protocol version 4 (IPv4) [1] und namens-basiertem Routing besteht. Die kritische Anforderung solcher Architekturen ist es, eine möglichst schnelle Paketübertragung zwischen Hosts zu erreichen, bei gleichzeitiger Skalierbarkeit des Systems. Im Rahmen dieser Arbeit wird gezeigt, dass alle 3 Systeme nicht sehr viel schlechtere Performance haben als IPv4. 1 Einleitung Das stetige Wachsen des Internets hat die Grenzen der Skalierbarkeit des Internets bereits vor dem Jahr 2000 bekannt gemacht. Das Problem ist der begrenzte Adressraum vom Internet Protocol in der Version 4 (IPv4) [1]. Bei IPv4 wird jedes Gerät im Internet durch eine eindeutige IP-Adresse gekennzeichnet. Mit Hilfe dieser Adressen werden Netzwerkpakete an ihren Bestimmungsort transportiert. Um das Problem der mangelnden IP-Adressen zu lösen, wurde bereits 1998 die erste Spezifikation zum Internet Protocol der Version 6 (IPv6) [2] veröffentlicht. Mehr als 10 Jahre später, 2010, unterstützen bereits die meisten Geräte und Software das IPv6 Protokoll, allerdings ist IPv6 noch immer nicht im Internet verbreitet, obwohl fast keine IPv4 Blöcke mehr verfügbar sind. Zusätzlich zu IP gibt es noch das Domain Name System (DNS) [3]. DNS besteht aus mehreren Registrierungsstellen und kann Namen, genauer Fully Qualified Domain Names (FQDN), übersetzen in IP-Adressen. FQDN ist ein menschenlesbarer Name, dessen verschiedene Domainlevel durch Punkte getrennt werden, z. B. cs.upb.de., hier ist Level 1 de, Level 2 upb und Level 3 cs. Um solch einen FQDN aufzulösen wird vom Client eine Anfrage an den DNS-Server, dessen IP bekannt sein muss, gestellt. Der Server wiederum antwortet unverschlüsselt mit den zugehörigen IP-Adressen. DNS hat jedoch einige gravierende Schwachstellen, weshalb bereits 1999 DNS Security Extensions (DNSSEC) [4] entwickelt wurde. Dies sollte DNS ersetzen und mehr Sicherheit bringen, ist aber bis jetzt nicht verbreitet. Um die Probleme von DNS und IPv4 durch einen gemeinsamen Ansatz zu lösen, gibt es einige Vorschläge für namens-basierte Internetarchitekturen. Dabei werden die

2 Markus Pargmann Hosts nicht mehr durch die IP-Adressen identifiziert, sondern durch die menschenfreundlicheren FQDNs. Somit wird auch das Routing der Pakete über diese FQDNs realisiert. Diese Arbeit zeigt drei dieser Architekturen, 2 mit einem tatsächlichen namensbasierten Routing und eine mit einem IPv4 basierten Internet-Core. Die Architekturen selbst werden in Abschnitt 2 beschrieben. Die Methoden, die für die Routingtabellen verwendet werden, sind in Abschnitt 3 beschrieben. Interessant im Vergleich zu IPv4 ist bei namens-basierten Systemen die Skalierbarkeit auf hohe Zahlen von Teilnehmern dieses Netzes, aber vor allem die Verzögerung (Latenz) der Pakete, die hauptsächlich durch die Warteschlange und die Verarbeitung in den Routern entsteht. Dieses Thema wird in Abschnitt 4 diskutiert. In Abschnitt 5 wird ein Fazit gezogen, ob namens-basierte Systeme eine Alternative zu IPv6 und DNSSEC bieten. 2 Architekturen 2.1 Flache namens-basierte Routing Architektur [5] Shue und Gupta schlagen in ihrer Arbeit Packet forwarding: Name-based vs. prefixbased [5] eine dem heutigen Internet ähnliche Struktur vor, wobei die IP-Adressen dabei in den Protokollen durch FQDNs ersetzt werden. Das Internet ist im Moment in viele sogenannte Autonoumus Systems (AS) aufgeteilt. Ein AS ist ein komplettes Netzwerk, in dem die Router jedes Paket, das ein Ziel in diesem AS hat, zustellen. Dafür hat jeder Router eine Routingtabelle, in der sowohl die Ziel-IP-Adresse, als auch der zugehörige Ausgangsport stehen. Zum Erneuern dieser Tabellen gibt es eines von vielen Interior Gateway Protocol (IGP). Ein AS wird von einer Firma betrieben. Zwischen ASs kommt ein anderes Protokoll zum Einsatz, das Border Gateway Protocol (BGP). Die Router an der Grenze des AS (BGP-Router) tauschen jedoch nur aus, welche IP-Bereiche durch dieses AS erreichbar sind. Shue und Gupta beschreiben in ihrer Arbeit basierend auf dieser zur Zeit bestehenden Internetstruktur ihre Änderungen für namens-basiertes Routing. So sollen alle BGP-Router Routingtabellen die ersten 2 bzw. 3 Level aller Domains enthalten. Diese Levelunterscheidung basiert auf den unterschiedlich vorhandenen Top-Level Domains, z. B..co.uk oder.com. Meist befinden sich alle Hosts, die über eine 2-3 Level Domain identifiziert werden, innerhalb eines AS. Jedoch kann es hier auch Ausnahmen geben, bei der sich die Sublevel einer Domain in unterschiedlichen AS befindet. Für diese Ausnahmen gibt es dementsprechende Einträge in den BGP-Router Routingtabellen. Das BGP selbst wird entsprechend für namens-basierte Identifikatoren modifiziert, sowie die AS-internen Protokolle. AS-intern werden alle Domains geroutet, deren Level 1 bzw. 2 zu diesem AS gehören. Pakete für andere ASs werden intern an die dementsprechenden BGP-Router weitergeleitet, die es an das nächste AS schicken. Auch in allen anderen Protokollen werden die IP-Adressen durch FQDNs ersetzt. Somit enthalten dann auch die Netzwerkpakete entsprechend Namen als Ziel und Quel-

3 Zukünftige Internet Architektur - Namens-basiertes Routing le. So können die Router das Forwarding direkt mit Hilfe der Namen durchführen, genauso wie es zur Zeit mit Hilfe der IP-Adressen geschieht. 2.2 Hierarchische namens-basierte Architektur [6] Hwang, Ata und Murata schlagen in ihrer Arbeit A feasability evaluation on namebased routing [6] eine hierarchische Architektur mit 3 Ebenen vor. Dabei besteht die erste Ebene aus den Top-Level Domains. Die zweite Ebene bildet der 2. oder 3. Level der Domains. Je nach Anzahl von FQDNs existiert eine dritte Ebene, die zur Lastverteilung dient. Nicht jede Top-Level Domain benötigt eine dritte Ebene. Die Eigenschaft der Hierarchie bei dieser Architektur gruppiert lokale Rechner und Router und schafft eine strikte Trennung zwischen höheren und niedrigeren Ebenen in der Hierarchie. So befindet sich jeder Router in einer bestimmten Ebene der Hierarchie und kann nur für diese routen oder an wenige andere Router einer anderen Hierarchieebene weiterleiten. Dadurch muss jedes Paket eines Rechners durch jede Ebene, wenn die Zieladresse eine andere Top-Level Domain hat. Bei lokalen Zielen bleibt die Paketvermittlung von Anfang an in den unteren Ebenen und entlastet so die oberen Schichten. Den Aufbau kann man sich auch als kreisförmige Struktur mit 3 Ebenen verdeutlichen, wie in Abbildung 1 abgebildet. Abbildung 1: Hierarchische namens-basierte Architektur [6] 2.3 Universal Scalable Network Architecture [7] Diese Architektur ist grundlegend anders als die beiden zuvor beschriebenen. Ma, Li, Guo und Cheng beschreiben in ihrer Arbeit Universal Scalable Network Architecture (USA) [7] eine Architektur, welche keine Änderungen am Core-Internet benötigt. So besteht dieses weiterhin aus IPv4. Der Rest des Internets benutzt einen globalen Adressraum aus flachen Namen ohne Sonderzeichen. Somit sind die Edge-Router (ER), die selbst eine IP-Adresse des Core- Internets haben, dafür zuständig, die Pakete aus dem lokalen Netz in IP-Pakete für den Transport durch das Core-Internet zu verpacken. Um die Namen in die entsprechenden IP-Adressen des zugehörigen ERs zu übersetzen wird eine globale Datenstruktur notwendig. Nur durch eine solche Datenstruktur kann jeder ER auf die nötigen Daten

4 Markus Pargmann zugreifen. In dieser Architektur wird dafür eine verteilte Hash-Tabelle genutzt, wie auch in Abbildung 2 zu sehen ist (DHT). Die lokalen Netze hinter den ERs werden mit einem beliebigen anderen Adressraum betrieben, der für das lokale Routing verwendet wird. So findet das Routing zwischen 2 Rechnern in diesem lokalen Netz ohne die Mithilfe des Core-Internets statt. Somit bilden die lokalen Netze abgeschlossene Einheiten, siehe Abbildung 2. Abbildung 2: Universal Scalable Network Architecture [7]: NA = Native Address, DHT = Distributed Hash Table, EH = End Host 2.4 Vergleich Die flache und hierarchische Architektur sind sich sehr ähnlich. Die Strukturierung der flachen Architektur ist durch die Existenz verschiedener AS selbst eine Art hierarchischer Architektur. Jedoch sind hier nur 2 Ebenen vorgesehen. Die erste Ebene enthält dabei die ersten 2 bzw. 3 Level aller vorhandener FQDNs. Bei der hierarchischen Architektur besteht die erste Ebene dagegen nur aus den Top-Level Domains. Diese beiden Architekturen sind ähnlich aufgebaut wie das aktuelle Internet. Es wird in beiden eine Aufteilung in Subnetze ermöglicht, wie sie durch AS im heutigen Internet auch bestehen. Beide Ansätze fordern dabei nicht, dass AS ihre internen Netzwerkstrukturen offen legen. Die Universal Scalable Network Architecture [7] ist bezüglich der offenen Handhabung in AS noch weiter fortgeschritten. So können hier die AS in ihrem lokalen Netz eine eigene Adressierung verwenden. So wäre auch eine IPv4 Adressierung denkbar. Die Schnittstellen zum Core-Internet müssen hier jedoch bei allen konform gestaltet sein. Auch für die Registrierung von Rechnern müssen einige Server extra bereitgestellt werden, um die globalen Namen von Rechnern den internen Adressen zuordnen zu können. So müssen auch die Edge-Router darüber Bescheid wissen und mit einem neuen

5 Zukünftige Internet Architektur - Namens-basiertes Routing Abbildung 3: Beispiele von verschiedenen Tries. Von links nach rechts: traditionell, multibit und Pfad-komprimiert Core-Internet arbeiten können. Bei USA sind damit nur wenige Änderungen an der Struktur der AS nötig. Die alte Adressierung kann größtenteils bestehen bleiben, da sie für andere AS nicht sichtbar ist. Die Edge-Router müssten komplett ersetzt und außerdem eine globale Datenstruktur geschaffen werden. Trotzdem wäre USA damit einfacher in das aktuelle Internet integrierbar als die anderen beiden Architekturen, die eine komplette Änderung der Router- Hardware benötigen. Durch die neuen Ansätze der freien Adressraumwahl in lokalen Netzen ist meiner Meinung nach USA die Architektur, die sich von dem heutigen Internet am meisten unterscheidet. Die flache und die hierarchische Architektur sind beide eine Anwendung von namens-basiertem Routing auf die aktuelle Internetarchitektur. 3 Routingtabellen In diesem Abschnitt wird die Funktionsweise der Routingtabellen, und dadurch das Routing selbst, beschrieben. 3.1 Flache namens-basierte Routing Architektur [5] Aufbau Für diese Architektur wird von den Autoren normaler Dynamic Random Access Memory (DRAM), relativ billiger Arbeitsspeicher, mit Trie als Datenstruktur vorgeschlagen. Ein Trie ist eine Baumart, die zum Suchen von Zeichenketten vorgesehen ist. Dabei wird nach einem String von der Wurzel aus gesucht. Je nach Buchstaben wird dann eines der Kindelemente ausgewählt. Gibt es kein Kind, so ist der zuletzt besuchte Knoten der Gesuchte. Da zum Teil nur Präfixe im Baum vorhanden sind, die trotzdem das Suchergebnis eines ganzen Strings sind, heißt diese Baumart auch Präfixbaum. Von Tries gibt es verschiedene Ausführungen (Beispiele in Abbildung 3): Traditioneller Trie. Jede Verbindung zu einem Kindknoten beschreibt nur ein einziges Bit. Bei diesem Trie ist das Einfügen von neuen Daten besonders einfach und zeitsparend. Dazu wird einfach nach dem einzufügenden String gesucht. An der Stelle wo der Such-Algorithmus terminiert, wird der übrige Suchstring, in Form von

6 Markus Pargmann neuen Knoten, in den Graphen eingehängt. So wird hier eine Laufzeit von O(n), n = Länge des Strings, erreicht. Multibit Trie. Jede Verbindung zu einem Kindknoten beschreibt eine festgelegte Anzahl von Bits. Damit hat jeder Knoten bis zu 2 AnzahlBits Kind-Knoten. Einfügen ist hier äquivalent zu dem traditionellen Trie, da hier nur jeweils mehrere Bits auf einmal betrachtet werden. Pfad-komprimierter Trie. Pfade im Baum, die 1 Kind haben, werden durch eine Kante zusammengefasst. Hier muss nach dem Einfügen beachtet werden, dass einzelne Kanten evtl. in zwei Teile getrennt werden müssen. Erst so ist es möglich den String an der richtigen Stelle einzuhängen. Anstatt mehrerer Knoten wird dann aber nur einer für den neuen String angehängt, da der Weg zum letzten Knoten in eine Kante komprimiert wird. Für die Routingtabellen werden in dieser Arbeit sowohl der traditionelle Trie, als auch die pfad-komprimierte Variante getestet. Dabei werden die FQDNs nach den Domain Leveln aufsteigend in die Tries einsortiert, um die Eigenschaften des Tries besser ausnutzen zu können. Jeder Knoten, der einen eingepflegten Eintrag darstellt, enthält einen Interfacenamen. Auf dem Interface selbst wird dann dementsprechend die Nachricht herausgeschickt Eintragssuche Bei einer normalen Paketweiterleitung bekommt ein Router ein Netzwerkpaket und muss es entsprechend seiner Routingtabelle weiterschicken. Dazu muss der Ziel-FQDN in der Routingtabelle gesucht werden. In dieser Architektur bestehen diese aus Tries. Im schlimmsten Fall hat ein Suchen der FQDN in dem Trie die Komplexität O(L) mit L = (Länge des FQDN). Die Suche selbst in einem Trie ist sehr einfach. Man beginnt mit dem Anfang des umgedrehten FQDN und geht so durch den Baum, dass das jeweilige Bit des FQDN mit dem an der Kante stehenden Bit übereinstimmt. Bei pfad-komprimierten Tries vergleicht man dementsprechend immer so viele Bits wie an der Kante stehen. Wird bei den Vergleichen keine Übereinstimmung gefunden, ist die Suche beendet und der zuletzt besuchte Knoten, mit eingetragenem Interfacenamen, wird ausgewählt. Das Paket wird dann auf dem entsprechenden Interface weitergeschickt. Um häufig auftretende Ziel-FQDNs schneller finden zu können, benutzen die Autoren testweise unterschiedlich große Cachestrukturen. Dieser Cache wird durch einen Trie in SRAM realisiert. So werden die zu suchenden Namen zuerst in dem Cache-Trie gesucht, bei Erfolglosigkeit wird dann in dem normalen Trie gesucht. Auf diese Weise können häufige Suchnamen schnell gefunden werden und die Suchzeit wird im Mittel reduziert.

7 Zukünftige Internet Architektur - Namens-basiertes Routing 3.2 Hierarchische namens-basierte Architektur [6] Aufbau Die Autoren schlagen hier eine bei IP-Routern oft genutzte Hardware vor, Ternary Content-Addressable Memory (TCAM). Diese Art von Speicher ermöglicht es Daten zu speichern, die aus 0, 1 und nicht festgelegt bestehen. Die Datenblöcke können im TCAM dann durch Suchdaten abgerufen werden. Die Suchdaten enthalten dabei nur 0 und 1. Die Daten im Speicher werden als passend angesehen, wenn alle Stellen übereinstimmen oder im Speicher an der jeweiligen Stelle ein nicht festgelegt steht. Z. B. bei den Suchdaten 010 und den Datenblöcken 0X0 ; 00X würde der erste Datenblock passen, der zweite nicht. Im TCAM werden die FQDNs nach absteigendem Domain-Level gespeichert, also de.uni-paderborn. Die Zeichenreihenfolge in den einzelnen Leveln bleibt dabei bestehen. In dieser konkreten Architektur können dadurch, je nach Ebene in der Hierarchie, die verschiedenen Level der FQDN ausgeblendet werden. Bei einer Top-Level Domain würden beispielsweise an jeder Position die nicht festgelegt Zeichen stehen, bis auf die ersten 3 Stellen, an denen z. B. de steht. Der Eintrag sähe also so aus: de.xxxxxxxxxx[...] Eintragssuche Die Eintragssuche in diesem System gestaltet sich aufgrund der zusätzlichen Hardware sehr einfach. Durch die Einträge im TCAM mit Wildcards kann direkt nach dem Ziel eines Paketes, also der FQDN, gesucht werden. Das Ergebnis ist der Eintrag, bei dem am meisten Stellen übereinstimmen. 3.3 Universal Scalable Network Architecture [7] Aufbau In dieser Architektur gibt es mehrere Routingtabellen. Zum Einen eine Routing, bzw. Native Mapping Table (NMT), die in den Edge-Routern (ER) die Namen in IP-Adressen übersetzt. Zum Anderen die Global Mapping Table (GMT), welche alle Informationen über registrierte Namen enthält. Außerdem gibt es weiterhin für die Core-Router die normalen IPv4 Routingtabellen, auf die ich hier nicht weiter eingehen werde. Neue Rechner registrieren ihren Namen zuerst bei einem Location Resolution Server (LRS). Dieser gibt dem Rechner eine Adresse für das lokale Netz. Außerdem wird von dem LRS der Name und die lokale Adresse an die ERs weitergegeben. So können diese Pakete aus dem Core-Internet an den Rechner im lokalen Netz weitergeleitet werden. Des Weiteren wird der Name zusammen mit den zugehörigen IP-Adressen der ERs in der GMT eingetragen. So können dann auch Rechner aus anderen Netzen über deren ERs den Rechner erreichen.

8 Markus Pargmann Eintragssuche ERs fragen zuerst bei der GMT an, wenn das Ziel nicht in ihrer lokalen NMT ist. Das Resultat wird in der NMT gespeichert, für den Fall, dass mehrere Pakete mit dem gleichen Ziel folgen. Diese Tabelle verhält sich somit wie ein Cache. Dementsprechend werden unbenutzte Einträge aus der Tabelle nach einer gewissen Zeit entfernt. Falls der Zielrechner beim Ziel-ER nicht mehr bekannt ist, kann über Internet Control Message Protocol (ICMP) [8], ein Protokoll zur Übertragung von Kontroll-Informationen, eine Erneuerung des Eintrags ausgelöst werden. Da es keine Änderung von Cache Einträgen gibt, ist der Cache hier sehr einfach gehalten. Die GMT besteht aus einer verteilten Hash-Tabelle, wie auch in Abbildung 2 zu sehen ist. Diese Datenstruktur ist relativ schnell und dazu geeignet viele Daten zu halten. 3.4 Vergleich Da TCAM die gleiche Funktionalität zur Verfügung stellt wie Tries, ist TCAM eine Hardware-Implementierung von Tries. Denn die Suchzeiten bei einer in Hardware implementierten Suche sind schneller als in Software, da es in Hardware keine Probleme bereitet mehrere Datenblöcke gleichzeitig mit den Suchdaten zu vergleichen. TCAM wird dabei in der Anschaffung teurer sein, da es sich um relativ selten verwendete Hardware handelt. Für High-End Router scheint es aber eine gute und sinnvolle Investition zu sein. Die Zeiten der Suche bei den USA Edge-Routern sind in keinem Fall annähernd so schnell wie die der flachen oder hierarchischen Architektur. Zum Einen ist das Nachschlagen in der globalen Datenstruktur sehr viel langsamer als ein Suchen eines Namens in einer lokalen Tabelle. Zum Anderen muss nach dem Nachschlagen des Namens, selbst wenn er in der NMT liegt, das Paket noch in einen anderen Adressraum und damit erneut in einer anderen Routingtabelle nachgeschlagen werden. 4 Leistung Wie bereits in der Einleitung geschrieben, ist es sehr wichtig für neue Internetarchitekturen eine akzeptable Latenz sowie Skalierbarkeit der Systeme zu gewährleisten. Hier werden beide Aspekte diskutiert. 4.1 Latenz Um die Latenz einer Architektur abschätzen zu können, muss die durchschnittliche Anzahl von Hops, Routingschritte, sowie die Bearbeitungszeit pro Router bekannt sein. Das Produkt beider Zahlen ist dann die Latenz, die ein Paket durchschnittlich braucht, bis das Ziel erreicht ist. Zuerst betrachten wir die flache und hierarchische Architektur. Hier ist vor allem die Zeit für das Suchen von Einträgen in der Routingtabelle von Interesse. Graph 4(a) zeigt wie groß der Unterschied zwischen IPv4 Tries und namens-basierten Tries ist.

9 Zukünftige Internet Architektur - Namens-basiertes Routing Auch die unterschiedliche Verteilung von Namenslängen wird in dem Graphen deutlich. So steigen die IPv4-Kurven stark konstant, wobei die namens-basierten Lookups mindestens doppelt so lange brauchen wie die von IPv4. Durch die unterschiedlichen Längen der Suchworte, gibt es auch Lookups, die deutlich mehr Zeit benötigen. Insgesamt ist auffällig, dass die Suche beim namens-basierten Ansatz im Durchschnitt 5ms länger dauert, etwa 3 mal so lange wie bei IPv4. Da das Forwarding insgesamt hauptsächlich aus der Router Paketwarteschlange und dem Lookup besteht, ist das Forwarding dementsprechend auch langsamer. (a) Kumulativer Graph über die Anzahl der (b) Kumulativer Graph über die Anzahl der Lookups und die durchschnittliche Suchzeit bei Lookups und unterschiedlich viel Cache IPv4, namens-basiertem Routing mit traditionellem und Pfad komprimiertem Trie Abbildung 4: Trie Suchzeiten [5] Graph 4(b) zeigt den Einfluss von einem Cache-Trie auf die Suchzeiten. Der Cache- Trie könnte komplett oder teilweise in schnellem Static Random Access Memory (SRAM) abgelegt werden, der jedoch teurer als normaler DRAM ist. Moderne Router verfügen zum Teil über solchen SRAM, für die Tests stand jedoch kein System mit SRAM zur Verfügung. Somit sind die Resultate nur bezogen auf die Geschwindigkeitsverbesserung bei normaler Verwendung. Trotzdem sieht man, dank des Caches, Verbesserungen, wenn nicht alle Namen abgefragt werden. Wie erwartet schrumpft diese Verbesserung mit zunehmend unterschiedlichen Namen nach denen gesucht wird. Bei 4% Cache tritt dies früher ein als bei 16%. Die Einbrüche sind dann auch deutlich sichtbar. Aber bei dem Wissen, dass meist nicht alle Namen gleichmäßig beteiligt sind, könnte ein Cache-Trie, bei Benutzung von SRAM, einen deutlicheren Geschwindigkeitsvorteil erzeugen. Da ein Test des TCAMs bei der hierarchischen Architektur schwierig ist und deshalb nicht durchgeführt wurde, werde ich dies hier auch nicht weiter betrachten. Vermutlich verhält sich das jedoch ähnlich wie bei den Tries, da Router mit TCAM bei IP-Adressen, ebenso wie bei Software-Tries, weniger vergleichen müssen als bei Namen. Um den Geschwindigkeitsnachteil von diesen beiden namens-basierten Architekturen zu kompensieren, müsste dementsprechend die durchschnittliche Anzahl Hops mindestens um die Hälfte geringer sein, als bei IPv4. Nach meiner Einschätzung ist das jedoch sehr unwahrscheinlich, da sowohl IPv4 als auch die flache und die hierarchische Architektur eine relativ ähnliche Struktur verwenden.

10 Markus Pargmann Was in den Betrachtungen noch nicht einbezogen wurde ist das DNS, welches bei normalen Anwendungen meist benutzt wird. Aufgrund von DNS-Caches muss man hier zwei verschiedene Fälle betrachten. Vorausgesetzt der FQDN liegt bereits in diesem Cache, so ist IPv4 schneller. Für den Fall, dass die IP zu einem FQDN erst bei einem entfernten DNS-Server angefragt werden muss, könnten die beiden namens-basierten Ansätze schneller sein. Bei DNS muss sowohl die Anfrage als auch die Antwort vom DNS-Server durch IPv4 geroutet werden. Wie oben betrachtet, sieht man, dass die durchschnittlichen Routingzeiten nicht an IPv4 ohne DNS heranreichen. Interessanter ist deshalb die USA, welche im Kern weiterhin ein IPv4 System benutzt und nur in den Edge-Routern mit Namen arbeiten muss. In einem Routing-Pfad existieren damit maximal 2 Punkte, an denen das System beim Forwarding langsamer ist als IPv4. Je nach Cachegröße in den Edge-Routern ist diese Verzögerung an den beiden Punkten, bei bereits oft gesendeten Paketen, relativ klein im Vergleich zu sonst. Abbildung 5: USA: Latenz von End-Host zu End-Host ohne Namensauflösung in Bezug zu der Latenz von End-Host zu End-Host mit Namensauflösung bei verschiedenen Cachegrößen [7] Den Einfluss von Cache auf USA zeigt auch Graph 5. Man sieht eine deutliche Beschleunigung, sobald es einen Cache gibt, da die Anzahl der Anfragen an die Global Mapping Table (GMT) reduziert wird. Der Cache nutzt auch die lokal unterschiedlichen Routingziele aus. So ist es z. B. im Vergleich zu allen Routingzielen von deutschen End- Hosts sehr unwahrscheinlich, dass ein Routingziel in China oder Japan liegt. Außerdem werden sehr bekannte Domains häufig angefragt (z. B. google.de). Die Wahrscheinlichkeit, dass solche Ziele bereits im Cache liegen, ist somit sehr hoch. Des Weiteren wird die durchschnittlich benötigte Zeit in den Edge-Routern durch Verbindungen reduziert. Bei Verbindungsaufbau wird das Ziel in den Cache gelegt. Alle weiteren Pakete, die über diese Verbindung übertragen werden, haben in den Edge- Routern keine Verzögerung mehr. Da der Rest des Weges zwischen 2 Endpunkten auf bekannten Protokollen basiert, ist, auf Grund von Caching, die USA im Mittel vermutlich die schnellste der 3 hier vorgestellten Architekturen. Für den End-PC bedeutet dies,

11 Zukünftige Internet Architektur - Namens-basiertes Routing dass bei dem Verbindungsaufbau etwas mehr Zeit benötigt wird. Danach sollten die Namensauflösungen in den Caches liegen und die Datenübertragung braucht kaum mehr Zeit als bei IPv4. Das einzige Problem dieser Architektur liegt in End-Hosts, die viele wechselnde Ziele haben. Hier kann das Caching nicht viel bewirken, da es immer neue Ziele gibt. Die meisten End-Hosts sollten jedoch nicht ein solches Verhalten haben. 4.2 Skalierbarkeit Alle diese Architekturen skalieren bzgl. der verfügbaren Adressen, denn alle Systeme machen keine Einschränkungen bei dem Adressraum. Die Probleme liegen eher im Speicherverbrauch, der Last und den Routingtabellen. Die Skalierbarkeit der Routingtabellen ist in allen Systemen relativ einfach zu gewährleisten. Wird eine Routingtabelle in einem Router zu groß, wird ein weiterer Router hinzugefügt. Dabei kann der erste Router einen Präfix wählen und alle Pakete mit diesem direkt an den neuen Router weiterleiten. Das bedeutet für die Pakete einen zusätzlichen Hop. Hier gibt es aber verschiedene Ansätze um die Routingtabellen so zu trennen, dass die meisten Pakete keinen weiteren Hop benötigen. Bei der flachen und bei der hierarchischen namens-basierten Architektur ist jeweils der benötigte Speicher ein großes Problem. Namenseinträge verbrauchen mehr Speicherplatz als IPv4 Adressen. Das kann durch den Einsatz von mehr Routern ausgeglichen werden, führt aber dann zu durchschnittlich etwas mehr Hops für das Verschicken eines Paketes. Außerdem können, wie in Frequency-aware reconstruction of forwarding tables in name-based routing [9] behandelt wird, die Routing Informationen so verteilt werden, dass häufig angefragte FQDNs einen besseren Weg mit kürzeren Zeiten haben. Auf diese Weise können die Systeme skalierbar bleiben. Die USA wiederum hat kein Problem mit dem Speicher. Die Global Mapping Table kann einfach und ohne Probleme ergänzt werden. Hier liegt das Problem eher im Bereich des Core-Internets. Für den Fall, dass das komplette Internet um viele Größenordnungen wächst, könnte es im Core-Internet einen Mangel an IPv4-Adressen geben. Dafür sind aber dementsprechend sehr viele End-Geräte nötig, was im Moment meiner Meinung nach nicht absehbar ist. 5 Fazit Bezüglich der Performance ist ein namens-basiertes Routing durchaus vorstellbar. Je nach Architektur ist der Aufwand, der für eine Umstellung betrieben werden muss, unterschiedlich hoch. Natürlich müssen für eine Wahl von solchen Architekturen auch andere Aspekte wie Stabilität und Sicherheit berücksichtigt werden. Aus Sicht der Performance ist im Durchschnitt aber sicherlich die Universal Scalable Network Architecture (USA) [7] die beste Wahl. Durch das Mapping ist weiterhin ein schnelles Routing möglich. Auch in Hinsicht auf die Flexibilität, die die Architektur den Netzbetreibern lässt, ist USA eindeutig zu bevorzugen. Hier kann jeder Netzbetreiber eigene Protokolle in seinem Netz verwenden, ohne andere damit zu beeinflussen.

12 Markus Pargmann Das einzige Defizit was im Vergleich mit den anderen Architekturen auffällt, ist der begrenzte Adressraum des Core-Internets. Das kann aber leicht durch die Verwendung von IPv6 für das Core-Internet behoben werden. Es ist meiner Meinung nach unwahrscheinlich, dass alle Adressen von IPv6 jemals durch ein Core-Internet verbraucht werden können. Aufgrund der sich ändernden Anforderungen an das Internet, ist IPv6 nicht ausreichend für zukünftige Bedürfnisse. So wäre es bei den namens-basierten Ansätzen möglich statische Namen für die End-Hosts zu vergeben. Auf diese Weise können End-Hosts immer unter dem gleichen Namen erreichbar sein, egal wo sie sich befinden. Das dürfte vor allem für die immer mehr vorhandenen mobilen Endgeräte von Vorteil sein. Literatur [1] J. Postel, Internet Protocol. RFC 791 (Standard), Sept Updated by RFC [2] S. Deering and R. Hinden, Internet Protocol, Version 6 (IPv6) Specification. RFC 2460 (Draft Standard), Dec Updated by RFCs 5095, 5722, [3] P. Mockapetris, Domain names - concepts and facilities. RFC 1034 (Standard), Nov Updated by RFCs 1101, 1183, 1348, 1876, 1982, 2065, 2181, 2308, 2535, 4033, 4034, 4035, 4343, 4035, 4592, [4] D. Eastlake 3rd, Domain Name System Security Extensions. RFC 2535 (Proposed Standard), Mar Obsoleted by RFCs 4033, 4034, 4035, updated by RFCs 2931, 3007, 3008, 3090, 3226, 3445, 3597, 3655, 3658, 3755, 3757, [5] C. Shue and M. Gupta, Packet forwarding: Name-based vs. prefix-based, in IEEE Global Internet Symposium, 2007, pp , IEEE, [6] H. Hwang, S. Ata, and M. Murata, A feasibility evaluation on name-based routing, in IPOM 09: Proceedings of the 9th IEEE International Workshop on IP Operations and Management, (Berlin, Heidelberg), pp , Springer-Verlag, [7] H. Ma, D. Li, Y. Guo, and D. Cheng, Universal Scalable Network Architecture, in Computing, Communication, Control, and Management, CCCM 08. ISECS International Colloquium on, vol. 2, pp , IEEE, [8] J. Postel, Internet Control Message Protocol. RFC 792 (Standard), Sept Updated by RFCs 950, [9] H. Hwang, S. Ata, and M. Murata, Frequency-aware reconstruction of forwarding tables in name-based routing, in CFI 10: Proceedings of the 5th International Conference on Future Internet Technologies, (New York, NY, USA), pp , ACM, 2010.

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