6.Vorlesung Netzwerke

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1 Christian Baun 6.Vorlesung Netzwerke Hochschule Darmstadt WS1112 1/43 6.Vorlesung Netzwerke Christian Baun Hochschule Darmstadt Fachbereich Informatik

2 Christian Baun 6.Vorlesung Netzwerke Hochschule Darmstadt WS1112 2/43 Wiederholung vom letzten Mal Vermittlungsschicht (1/2) Vermittlung und Weiterleitung Datagramme Verbindungslose (Datagramm-)Netzwerke Virtuelle Leitungsvermittlung Signalisierung Source Routing Routing-Protokolle/Algorithmen Distanzvektorverfahren (Bellman-Ford-Algorithmus) Link-State-Routing (Dijkstra-Algorithmus)

3 Christian Baun 6.Vorlesung Netzwerke Hochschule Darmstadt WS1112 3/43 Heute Sicherungsschicht (2/2) Fehlerkorrektur Hamming-Abstand Flusskontrolle Stop-and-Wait-Protokoll Schiebefensterprotokoll Sliding-Window-Protokoll Bridges Schleifen im LAN Spanning Tree Algorithmus

4 Christian Baun 6.Vorlesung Netzwerke Hochschule Darmstadt WS1112 4/43 Sicherungsschicht Aufgaben der Sicherungsschicht (Data Link Layer): Zuverlässige (fehlerfreie) Übertragung sicherstellen Zugriff auf das Übertragungsmedium regeln Geräte in der Sicherungsschicht: Bridges

5 Christian Baun 6.Vorlesung Netzwerke Hochschule Darmstadt WS1112 5/43 Fehlerkorrektur Die Existenz von Übertragungsfehlern kann mit CRC-Prüfsummen nachgewiesen werden Sollen Fehler nicht nur erkannt, sondern auch korrigiert werden können, müssen die zu übertragenen Daten entsprechend kodiert werden Fehlerkorrektur kann man mit dem Hamming-Abstand realisieren Vergleicht man zwei Bitfolgen, kann man feststellen, wie viele Bits nicht übereinstimmen z.b und In diesem Fall sind 3 Bit verschieden Um festzustellen, wie viele Bits nicht übereinstimmen, verknpüft man die beiden Bitfolgen mit XOR und zählt die Einsen im Ergebnis Hamming-Abstand: Anzahl der Bitpositionen, in denen sich zwei Bitfolgen unterscheiden

6 Christian Baun 6.Vorlesung Netzwerke Hochschule Darmstadt WS1112 6/43 Hamming-Abstand Vorgehen: Position der Prüfbits Bits einer Bitfolge werden beginnend mit 1 von links durchnummeriert Bits, die Potenzen von 2 sind (1, 2, 4, 8, 16, usw.) sind Prüfbits Die übrigen Bits sind die Nutzdaten Beispiel: 8 Bits Nutzdaten: Position: Nutzdaten: Position: zu übertragende Daten:?? 0? 1 0 0? Nun müssen noch die Werte der Prüfbits ermittelt werden

7 Christian Baun 6.Vorlesung Netzwerke Hochschule Darmstadt WS1112 7/43 Hamming-Abstand Vorgehen: Werte der Prüfbits Die Werte der Prüfbits muss der Sender ermitteln Jeder Bit-Position in der Übertragung wird ein Wert zugeordnet Der Wert entspricht dem Binärwert der Dezimalposition Der Wert ist in diesem Beispiel 4-stellig, da wir nur 4 Prüfbits haben Position: 1 Wert: 0001 Position: 2 Wert: 0010 Position: 3 Wert: 0011 Position: 4 Wert: 0100 Position: 5 Wert: 0101 Als nächstes werden die Werte derjenigen Positionen, die 1 in unserer Übertragung wären, mit XOR zusammen gerechnet Im Beispiel Wert/Position 5, Wert/Position 9 und Wert/Position 10 Position: zu übertragende Daten:?? 0? 1 0 0?

8 Christian Baun 6.Vorlesung Netzwerke Hochschule Darmstadt WS1112 8/43 Hamming-Abstand Vorgehen: Werte der Prüfbits Position: zu übertragende Daten:?? 0? 1 0 0? Die Werte der Positionen, die 1 sind mit XOR zusammenrechnen 0101 Position Position 9 XOR 1010 Position = 0110 Das Ergebnis sind die Werte der Prüfbits Diese werden in die Übertragung eingefügt Position: zu übertragende Daten:

9 Christian Baun 6.Vorlesung Netzwerke Hochschule Darmstadt WS1112 9/43 Hamming-Abstand Vorgehen: Empfangene Daten prüfen Empfänger kann überprüfen, ob eine Bitfolge korrekt ist Berechnete und empfangene Prüfbits werden mit XOR verknüpft Die Prüfbits sind Position 1, 2, 4 und 8 empfangene Daten: Position Position 9 XOR 1010 Position Prüfbits berechnet XOR 0110 Prüfbits empfangen = 0000 => Korrekte Übertragung

10 Christian Baun 6.Vorlesung Netzwerke Hochschule Darmstadt WS /43 Hamming-Abstand Vorgehen: Empfangene Daten prüfen empfangene Daten: Position 9 XOR 1010 Position Prüfbits berechnet XOR 0110 Prüfbits empfangen = 0101 => Wert der Position 5 => Bit 5 ist falsch! Mögliche Ergebnisse der Berechnung Der Positionswert des veränderten Bits 0 wenn die Übertragung fehlerfrei war Wurden 2 oder mehr Bits verändert, kann nur noch eine Aussage darüber getroffen werden, dass Bits verändert wurden Die Positionen können so nicht ermittelt werden

11 Christian Baun 6.Vorlesung Netzwerke Hochschule Darmstadt WS /43 Fazit zur Fehlererkennung Kodierungen mit Fehlerkorrektur werden u.a. da eingesetzt, wo Sendewiederholungen nicht angefordert werden können Üblicherweise wird aber die reine Fehlererkennung bevorzugt Wird ein Fehler erkannt, kommt es zur Sendewiederholung Bei Fehlererkennung müssen weniger Prüfbits übertragen werden Darum ist Fehlererkennung effizienter als Fehlerkorrektur Siehe Modellrechnung zur Fehlererkennung/-korrektur auf der nächsten Folie

12 Christian Baun 6.Vorlesung Netzwerke Hochschule Darmstadt WS /43 Modellrechnung zur Fehlererkennung/-korrektur Rahmengröße einer Übertragung: Bit 1 Megabit (1.000 Blöcke) soll übertragen werden Fehlererkennung Zum Erkennen eines fehlerhaften Blocks genügt ein Paritätsbit Nach je Blöcken muss ein Extrablock (1.001 Bit) übertragen werden Ein Megabit erfordert daher Prüfbits Fehlererkorrektur Um Bits korrigieren zu können, sind 10 Prüfbits notwendig Die Prüfbits sind Position 1, 2, 4, 8, 16, 32, 64, 128, 256 und 512 Ein Megabit erfordert daher Prüfbits

13 Christian Baun 6.Vorlesung Netzwerke Hochschule Darmstadt WS /43 Zuverlässige Übertragung durch Flusskontrolle Übertragungsfehler können erkannt und einige korrigiert werden Können Fehler nicht korrigiert werden, müssen Rahmen verworfen werden Verworfene Rahmen müssen erneut übertragen werden Flusskontrolle ermöglicht dem Empfänger dynamisch zu steuern, mit welcher Geschwindigkeit die Gegenseite Blöcke senden darf Das verhindert, das langsame Empfänger von schnellen Sendern mit Daten überschüttet werden Grundlegende Mechanismen: Bestätigungen (Acknowledgements, ACK) Zeitschranken (Timeouts) Bekannte Verfahren sind u.a. Stop-and-Wait-Protokoll Schiebefensterprotokoll (Sliding-Window-Protokoll) Die Flusskontrolle heißt in der Literatur auch Datenflusskontrolle oder Rahmenflusskontrolle

14 Christian Baun 6.Vorlesung Netzwerke Hochschule Darmstadt WS /43 Stop-and-Wait-Protokoll Nach der Übertragung wartet der Sender auf ein ACK Kommt kein ACK beim Sender in einer bestimmten Zeit an, kommt es zum Timeout Wird der Timeout erreicht, wird der Rahmen erneut gesendet

15 Christian Baun 6.Vorlesung Netzwerke Hochschule Darmstadt WS /43 Stop-and-Wait-Protokoll Jeder Rahmen hat eine 1 Bit lange Sequenznummer Diese Sequenznummer kann den Wert 0 oder 1 annehmen Die Nummer ändert sich für jeden Rahmen Wird ein Rahmen erneut übertragen, weil kein ACK beim Sender eingegangen ist oder der Timeout vor dem ACK abgelaufen ist, kann der Empfänger anhand der Sequenznummer feststellen, ob es sich um ein Duplikat handelt Duplikate verwirft der Empfänger, bestätigt sie aber beim Sender Nachteil dieses Protokolls: Da nur nach einem ACK oder Timeout ein neuer Rahmen gesendet wird, ist der Durchsatz gegenüber der Leitungskapazität gering

16 Christian Baun 6.Vorlesung Netzwerke Hochschule Darmstadt WS /43 Schiebefensterprotokoll (Sliding-Window-Protokoll) Ein Fenster ermöglicht dem Sender die Übertragung einer bestimmten Menge von Rahmen, bevor eine Bestätigung zurückerwartet wird Beim Eintreffen einer Bestätigung wird das Sendefenster verschoben und der Sender kann weitere Rahmen aussenden Ziel: Leitungs- und Empfangskapazität optimal auslasten Es sollen so viele Rahmen wie möglich gesendet werden können

17 Christian Baun 6.Vorlesung Netzwerke Hochschule Darmstadt WS /43 Schiebefensterprotokoll Vorgehensweise: Sender Sender weist jedem Rahmen eine Sequenznummer zu Sender verwaltet folgende Variablen: Größe des Sendefensters: Send Window Size (SWS) Bestimmt die obere Grenze gesendeter und nicht bestätigter Nachrichten Letzte empfangene Bestätigung: Last ACK Received (LAR) Zuletzt gesendeter Rahmen: Last Frame Sent (LFS) Sender gewährleistet: LFS - LAR SWS Sendefenster verschiebt sich mit jeder eingehenden Bestätigung Der bestätigte Rahmen fällt aus dem Fenster heraus und ein neu zu sendender Rahmen wird in das Fenster aufgenommen Sendefenster enthält zu jeder Zeit nur unbestätigte Rahmen

18 Christian Baun 6.Vorlesung Netzwerke Hochschule Darmstadt WS /43 Schiebefensterprotokoll Vorgehensweise: Empfänger Analog zum Sender verwaltet auch der Empfänger ein Schiebefenster Beide Fenster müssen nicht unbedingt die gleiche Größe haben Fenstergröße kann im Laufe der Zeit variieren Empfänger verwaltet folgende Variablen: Empfangsfenstergröße: Receive Window Size (RWS) Obere Grenze der außer der Reihe angenommenen Rahmen Sequenznummer des größten annehmbaren Rahmens: Largest Acceptable Frame (LAF) Sequenznummer des zuletzt empfangenen und bestätigten Rahmens: Last Frame Received (LFR) Alle Rahmen bis einschließlich LFR wurden empfangen und bestätigt Empfänger gewährleistet: LAF - LFR RWS

19 Christian Baun 6.Vorlesung Netzwerke Hochschule Darmstadt WS /43 Schiebefensterprotokoll Vorgehensweise Die Abbbildung zeigt das Raumzeit-Diagramm für ein Sliding-Window-Verfahren mit SWS=3 Im gezeigten Szenario sind alle Übertragungen erfolgreich Die Größe des Fensters beim Sender ist abhängig vom durch den Empfänger angegebene Maximum und von der Netzbelastung Jede Bestätigung für einen erfolgreich übertragenen Rahmen enthält einen Wert, der angibt, für welche Menge an weiteren Datenpaketen der Empfänger noch Kapazität frei hat

20 Christian Baun 6.Vorlesung Netzwerke Hochschule Darmstadt WS /43 Übung In einem Sliding-Window-Protokoll gelten folgende Festlegungen: Fenstergrößen: SWS = RWS = 4 Timeout: 7 Zeiteinheiten Sender sendet 1 Rahmen pro Zeiteinheit, wenn möglich Übertragungszeit für Rahmen und Bestätigungen: je 2 Zeiteinheiten Verarbeitungszeit beim Empfänger: 1 Zeiteinheit Rahmen-Empfang bis zur Aussendung der Bestätigung Die Umlaufzeit (Round-Trip-Zeit) ist somit 5 Zeiteinheiten Verarbeitungszeit beim Sender: 1 Zeiteinheit Bestätigung-Empfang bis zur potentiellen neuen Rahmen-Aussendung Es werden kumulative Bestätigungen verwendet Bestätigut werden nur nur lückenlos empfangene Folgen von Rahmen Zeichnen Sie das Raumzeit-Diagramm der Rahmen 1 bis 8, wenn... 1 alle Übertragungen erfolgreich verlaufen 2 alle Übertragungen außer der ersten Übertragung von Rahmen 2 erfolgreich verlaufen Quelle: Jörg Roth. Prüfungstrainer Rechnernetze: Aufgaben und Lösungen. Vieweg (2010)

21 Christian Baun 6.Vorlesung Netzwerke Hochschule Darmstadt WS /43 Bridges Eine Bridges ist ein Netzwerkgerät, dass die Rahmen von einem oder mehreren Netzwerken in ein oder mehrere andere Netzwerke weiterleitet Bridges arbeiten im Promiscuous Mode Einfache Bridges leiten alle Rahmen von den Eingängen der Bridge an alle Ausgänge weiter Bridges arbeiten auf der Ebene von Schicht 2 (Sicherungsschicht) Orientieren sich beim Weiterleiten der Rahmen an den MAC-Adressen der Netzwerkgeräte Router hingegen arbeiten auf Schicht 3 (Vermittlungsschicht) Orientieren sich beim Weiterleiten der Pakete an IP-Adressen und damit an logischen Netzen Ein LAN, dass über eine oder mehrere Bridges erweitert wird, heißt erweitertes LAN

22 Christian Baun 6.Vorlesung Netzwerke Hochschule Darmstadt WS /43 Lernende Bridges (1/2) Optimierung: Lernende Bridges Nicht jeder Rahmen muss weitergeleitet werden Kommt z.b. ein Rahmen von Gerät B für Gerät A an Port 1 der Bridge an, muss die Bridge diesen Rahmen nicht über Port 2 weiterleiten Gerät Port A 1 B 1 C 1 X 2 Y 2 Z 2 Bridges müssen lernen, welche Geräte an welchem Port angeschlossen sind Administratoren könnten die Tabellen in den Bridges pflegen Die Pflege der Tabellen wäre sehr aufwändig

23 Christian Baun 6.Vorlesung Netzwerke Hochschule Darmstadt WS /43 Lernende Bridges (2/2) Besser Lösung: Intelligente Tabellenverwaltung Bridges pflegen ihre Tabellen selbst Vorgehensweise Bridges merken sich die Quellen der Rahmen Wenn Gerät A ein Rahmen an einen anderen Host sendet, merkt sich die Bridge, dass der Rahmen von Host A an Port 1 einging So kann sich die Bridge mit der Zeit eine Weiterleitungstabelle aufbauen Beim Hochfahren der Bridge ist die Tabelle leer Die Einträge werden erst im Laufe der Zeit erfasst Alle Einträge leben nur eine bestimmte Zeit (Time to Live TTL) Die Tabelle ist nicht unbedingt vollständig Das ist aber egal, weil sie nur der Optimierung dient Existiert für ein Gerät kein Eintrag in der Tabelle leitet die Bridge den Rahmen an alle Ports weiter

24 Christian Baun 6.Vorlesung Netzwerke Hochschule Darmstadt WS /43 Schleifen im LAN Ein potentielles Problem von LANs sind Schleifen Netze sollten auf der Sicherungsschicht zu jedem möglichen Ziel immer nur einen Pfad haben Man will vermeiden, dass Rahmen dupliziert werden und mehrfach am Ziel eintreffen Das würde zu Fehlfunktionen in darüber liegenden Netzwerkschichten führen und die Leistung des Netzes vermindern oder könnte sogar zu einem Komplettausfall führen Andererseits werden redundante Netzpfade häufig als Backup für den Fehlerfall (Ausfall einer Strecke) verwendet Gründe für das Entstehen von Schleifen: Unachtsame Administratoren Absicht zum Ausgleich gestörter Verbindungen (Redundante Leitung)

25 Christian Baun 6.Vorlesung Netzwerke Hochschule Darmstadt WS /43 Beispiel für den Ausfall eines LAN durch Schleifen (1/7) Das komplette Beispiel stammt aus dem Buch Computernetzwerke von Rüdiger Schreiner Hanser (2009) Ein Rahmen wird in einem LAN mit Schleifen über verschiedene Wege zu mehreren Ports einer Bridge geleitet Die Bridge sieht die MAC-Adresse des Geräts überall Die Bridge kann nicht wissen, wo das Gerät angeschlossen ist Alle Bridges leiten alle Rahmen für ein Gerät nicht mehr an einen entsprechenden Port weiter, sondern in alle Richtungen Zahl der Rahmen im Netzwerk nimmt schnell zu Netzwerk bricht zusammen Im Beispiel versucht Knoten A Datenrahmen an Knoten B zu senden Das Beispiel funktioniert auch mit den anderen Knoten

26 Christian Baun 6.Vorlesung Netzwerke Hochschule Darmstadt WS /43 Beispiel für den Ausfall eines LAN durch Schleifen (2/7) Knoten A beginnt Rahmen zu senden Diese passieren die erste Bridge Die Bridge trägt den Standort von Knoten A in ihre Tabelle ein Der Rahmen passiert die zweite Bridge Auch diese Bridge trägt den Standort von Knoten A in ihre Tabelle ein

27 Christian Baun 6.Vorlesung Netzwerke Hochschule Darmstadt WS /43 Beispiel für den Ausfall eines LAN durch Schleifen (3/7) Der Rahmen passiert die dritte Bridge Auch diese Bridge trägt den Standort von Knoten A in ihre Tabelle ein Der Rahmen passiert die vierte Bridge Auch diese Bridge trägt den Standort von Knoten A in ihre Tabelle ein

28 Christian Baun 6.Vorlesung Netzwerke Hochschule Darmstadt WS /43 Beispiel für den Ausfall eines LAN durch Schleifen (4/7) Nun kommt es zur Schleife Das Signal kehrt zur ersten Bridge zurück Die Bridge glaubt nun, dass Knoten A auf beiden Seiten der Bridge installiert ist Bridge A kann Rahmen von Knoten A nun nicht mehr sinnvoll weiterleiten Das ist nicht der einzige mögliche Weg, den Rahmen in dieser Topologie zurücklegen können

29 Christian Baun 6.Vorlesung Netzwerke Hochschule Darmstadt WS /43 Beispiel für den Ausfall eines LAN durch Schleifen (5/7) Der Rahmen hat auch einen anderen Weg genommen Zuerst passierte der Rahmen die erste Bridge Dann passierte der Rahmen die zweite Bridge

30 Christian Baun 6.Vorlesung Netzwerke Hochschule Darmstadt WS /43 Beispiel für den Ausfall eines LAN durch Schleifen (6/7) Dann passierte der Rahmen die dritte Bridge Dann passierte der Rahmen die vierte Bridge

31 Christian Baun 6.Vorlesung Netzwerke Hochschule Darmstadt WS /43 Beispiel für den Ausfall eines LAN durch Schleifen (7/7) Auch hier kommt der Rahmen wieder zur ersten Bridge zurück und es hat sich eine Schleife gebildet Nun senden die Bridges alle Rahmen von Knoten A in jede Richtung Es kommt zu einer Flut von Rahmen und das Netzwerk bricht zusammen Kommunikation wird unmöglich

32 Christian Baun 6.Vorlesung Netzwerke Hochschule Darmstadt WS /43 Schleifen im LAN handhaben Bridges müssen in der Lage sein, Schleifen korrekt zu handhaben Eine Lösung: Spanning Tree Algorithmus Man kann sich ein erweitertes LAN wie einen Graphen vorstellen, der möglicherweise Schleifen (Zyklen) umfasst Der Spaning Tree ist ein Teilgraph dieses Graphen, der alle Knoten abdeckt, aber keine Zyklen enthält Es werden nur einige Kanten entfernt

33 Christian Baun 6.Vorlesung Netzwerke Hochschule Darmstadt WS /43 Spanning Tree Algorithmus (1/3) Quelle: Peterson, Davie. Computernetze Entwickelt von Radia Perlman bei DEC In der Abbildung sind mehrere Schleifen Der Spanning Tree Algorithmus ist ein Protokoll, dass von einer Gruppe Bridges angewandt wird, um sich auf einen Spanning-Tree für ein bestimmtes LAN zu einigen Das LAN wird durch das Entfernen von Ports auf einen zyklenfreien Baum reduziert Knoten = Bridges und LANs Kanten = Ports Es ist auch möglich, dass einzelne Bridges dann gar nicht weiterleiten Der Algorithmus ist dynamisch Fällt eine Bridge aus, wird ein neuer Spanning Tree konfiguriert

34 Christian Baun 6.Vorlesung Netzwerke Hochschule Darmstadt WS /43 Spanning Tree Algorithmus Vorgehensweise Jede Bridge hat einen eindeutigen Bezeichner 1 Der Algorithmus wählt die Bridge mit der kleinsten Kennung als Wurzel des Baums Die Wurzel leitet Frames immer über alle ihre Ports weiter Dann berechnet jede Bridge den kürzesten Weg zur Wurzel und Fokus: Die Ports der Bridge, die auf dem Weg zur Wurzel liegen 2 Für jedes LAN wählen alle daran angeschlossenen Bridges eine Bridge aus, die für die Weiterleitung der Rahmen in Richtung Wurzel zuständig ist Dieses Bridge heißt dann designierte Bridge Es wird die Bridge ausgewählt, die der Wurzel am nächsten liegt Haben 2 oder mehr Bridges eines LAN den gleichen Abstand zur Wurzel, wird die Bridge mit der kleinsten Kennung die designierte Bridge Da jede Bridge an mehr als ein LAN angeschlossen ist, nimmt sie mit jedem Port bei der Auswahl für jede verbundene LAN teil

35 Christian Baun 6.Vorlesung Netzwerke Hochschule Darmstadt WS /43 Spanning Tree Algorithmus (2/3) B1 ist die Wurzel, weil sie die kleinste Kennung hat Quelle: Peterson, Davie. Computernetze B3 und B5 sind an LAN A angeschlossen B5 wurde vom Spanning Tree Algorithmus als designierte Bridge für LAN A ausgewählt, weil sie näher an der Wurzel liegt als B3 B5 und B7 sind an LAN B angeschlossen und haben beide den gleichen Abstand zur Wurzel B1 B5 wurde vom Spanning Tree Algorithmus als designierte Bridge für LAN B ausgewählt, weil sie eine kleinere Kennung hat als B7 So wie hier beschrieben, können Menschen vorgehen, aber kein Rechner

36 Christian Baun 6.Vorlesung Netzwerke Hochschule Darmstadt WS /43 Spanning Tree Algorithmus (3/3) Probleme bei der beschriebenen Vorgehensweise Bridges in einem erweiterten LAN können nicht die gesamte Topologie eines Netzes sehen Bridges können auch nicht in andere Bridges sehen und deren Kennungen ausfindig machen Bridges können nur Konfigurationsnachrichten austauschen Auf der Basis dieser Konfigurationsnachrichten kann jede Bridge dann für sich entscheiden, ob sie die Wurzel ist, oder die designierte Bridge für ein LAN Die Konfigurationsnachrichten enthalten folgende Informationen 1 Kennung X der Bridge, die Nachricht sendet 2 Kennung Y der Bridge, die die sendende Bridge für die Wurzel hält 3 Entfernung d von der sendenden Bridge für die Wurzel in Hops

37 Christian Baun 6.Vorlesung Netzwerke Hochschule Darmstadt WS /43 Spanning Tree Algorithmus - Realität (1/3) Anfangs hält sich jede Bridge für die Wurzel und sendet eine Konfigurationsnachricht über alle Ports, mit der sie sich als Wurzel mit der Entfernung 0 zur Wurzel identifiziert Erhält eine Bridge eine Konfigurationsnachricht über einen Port, prüft die Bridge, ob diese neue Nachricht besser als die momentan für diesen Port gespeicherte beste Konfigurationsnachricht ist Eine neue Konfigurationsnachricht gilt als besser, wenn... sie eine Wurzel mit einer kleineren Kennung identifiziert sie eine Wurzel mit gleicher Kennung, jedoch kürzerer Entfernung identifiziert die Kennung der Wurzel und die Entfernung gleich sind, aber die sendende Bridge eine kleinere Kennung hat Ist eine neue Konfigurationsnachricht besser als die momentan für diesen Port gespeicherte Konfiguration, wird... die alte Konfiguration verworfen die neue Konfiguration gespeicherte ein Hop auf die Entfernung zur Wurzel addiert

38 Christian Baun 6.Vorlesung Netzwerke Hochschule Darmstadt WS /43 Spanning Tree Algorithmus - Realität (2/3) Empfängt eine Bridge eine Konfigurationsnachricht, aus der hervorgeht, dass sie nicht die Wurzel ist (weil die Nachricht von einer Bridge mit kleinerer Kennung stammt), hört sie mit dem Senden von Konfigurationsnachrichten auf Die Bridge leitete nun nur noch Konfigurationsnachrichten anderer Bridges weiter, nachdem Sie 1 Hop auf die Entfernung addiert hat Empfängt eine Bridge eine Konfigurationsnachricht, aus der hervorgeht, dass sie nicht die designierte Bridge für das LAN an diesem Port ist (weil die Nachricht von einer Bridge stammt, die näher an der Wurzel liegt, oder eine kleinere Kennung hat), hört sie mit dem Weiterleiten von Konfigurationsnachrichten über diesen Port auf Irgendwann hat sich das System stabilisiert Nur noch die Wurzel erzeugt dann Konfigurationsnachrichten Nur die designierten Bridges leiten diese Konfigurationsnachrichten dann über die entsprechenden Ports weiter

39 Spanning Tree Algorithmus Beispiel Alle Bridges booten nach einem Stomausfall gleichzeitig Alle Bridges haben den Anspruch die Wurzel zu sein 1 B3 empfängt (B2, 0, B2) B2 akzeptiert B3 als Wurzel da 2 < 3 2 B3 addiert 1 zur von B2 angekündigten Entfernung (0) B3 sendet (B3, 1, B2) in Richtung B5 3 Inzwischen akzeptiert B2 als Wurzel B1, weil B1 eine kleinere Kennung hat B2 sendet (B1, 1, B2) in Richtung B3 4 B5 akzeptiert B1 als Wurzel B5 sendet (B1, 1, B5) in Richtung B3 Quelle: Peterson, Davie. Computernetze 5 B3 akzeptiert B1 als Wurzel und stellt fest, dass B2 und B5 näher als sie selbst an der Wurzel liegen B3 beendet das Weiterleiten von Nachrichten an ihre beiden Ports Christian Baun 6.Vorlesung Netzwerke Hochschule Darmstadt WS /43

40 Christian Baun 6.Vorlesung Netzwerke Hochschule Darmstadt WS /43 Spanning Tree Algorithmus - Realität (3/3) Ist das System stabilisiert, sendet nur die Wurzel in festen Abständen noch die Konfigurationsnachrichten über alle ihre Ports Die übrigen Bridges leiten diese Konfigurationsnachrichten wie beschrieben weiter Fällt eine Bridge aus, erhalten die im Baum hinter der Bridge liegenden Bridges keine Konfigurationsnachrichten mehr Nach der Ablauf einer bestimmten Wartezeit, geben sich diese Bridges wieder jeweils als Wurzeln aus und der Algorithmus startet von vorne mit der Auswahl einer Wurzel und einer Bridge für jedes LAN Der Spanning Tree Algorithmus ist in der Lage, nach dem Ausfall einer Bridge den Baum neu zu konfigurieren Der Spanning Tree Algorithmus ist aber nicht in der Lage Rahmen über alternative Wege zu leiten, wenn eine Bridge überlastet ist

41 Beispiel für Bridges im Alltag Laser-Bridges Ermöglichen per Laserstrahl den Datenaustausch zwischen 2 Gebäuden Auf jedem Gebäude steht eine Laser-Sende-/Empfangseinheit In jedem Gebäude steht ein Netzport Die Bridge leitet Datenrahmen auf Schicht 2 (Sicherungsschicht) anhand der MAC-Adressen der Netzwerkgeräte weiter Beide Netzports liegen auf Schicht 3 (Vermittlungsschicht) im selben logischen Netz Bildquelle: Christian Baun 6.Vorlesung Netzwerke Hochschule Darmstadt WS /43

42 Christian Baun 6.Vorlesung Netzwerke Hochschule Darmstadt WS /43 Übung Die Abbildung zeigt die physikalischen Verbindungen eines Netzwerks Alle Bridges booten nach einem Stomausfall gleichzeitig 1 Welche Ports bzw. Bridges werden nicht verwendet? 2 Was passiert, falls eine der Bridges B4, B6 oder B7 ausfällt?

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