Übung 5: Routing, Überlastabwehr

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1 Universität Paderborn Fachgebiet Rechnernetze Wintersemester 2016/2017 Rechnernetze Übung 5: Routing, Überlastabwehr 1. Pfadmetriken Wie müssen Sie eine Pfadmetrik formulieren, wenn Sie folgende Kriterien berücksichtigen wollen. Was ist dabei ggf. zu beachten? (a) Latenz Lösung: Pfadmetrik: Addition der Link-Latenzen, niedrig ist besser, einfachstes Beispiel für Kürzeste-Wege-Suche. (b) Datenrate Lösung: Minimum der einzelnen Link-Raten, höher ist besser. Dabei beachten, dass Datenrate konsumiert wird, also sehr stark abhängig von der momentanen Situation ist. (c) Fehlerraten Lösung: Metrik ist Fehlerrate des Pfades: 1 (1 p li ), kleiner ist besser. p li bezeichnet die Wahrscheinlichkeit, dass auf Link l i ein Paket verloren geht. 2. Dijkstra-Algorithmus Gegeben sei folgende Netzwerktopologie: 2 A 1 B C D E 6 8 F G (a) Sei = 3. Bestimmen Sie den kürzesten Weg von A nach G mit Hilfe des Dijkstra- Algorithmus. Geben Sie für jeden Iterationsschritt den Arbeitsknoten und die Knotenmarkierungen an. Lösung: Iterationsschritte für = 3: Schritt 1: A B(1,A) A B(1,A) A B(1,A) F(5,C) Rechnernetze WS 2016/17 Übung 5 1

2 Schritt 4: F(5,C) A B(1,A) F(5,C) A B(1,A) A B(1,A) F(5,C) G(8,D) (b) Geben Sie einen Wert für an, der den Ausfall des Knotens F modelliert. Lösung: Knotenausfall: = (c) Bestimmen Sie jetzt den kürzesten Weg von A nach G mit Hilfe des Dijkstra-Algorithmus unter der Annahme, dass Knoten F tatsächlich ausgefallen ist. Geben Sie für jeden Iterationsschritt den Arbeitsknoten und die Knotenmarkierungen an. Lösung: Iterationsschritte für = : Schritt 1: A B(1,A) A B(1,A) A B(1,A) Schritt 4: A B(1,A) A B(1,A) A B(1,A) 3. Distanzvektor-Wegewahlverfahren (Bellman-Ford Routing) Gegeben sei folgende Netztopologie: 20 6 A B C D 2 3 Die folgende Tabelle zeigt spaltenweise die initialen Distanzvektoren: A 0 A B - 0 B - - C C - D D (a) Führen Sie das Distanz-Vektorverfahren für = 10 aus. Tragen Sie die endgültigen Distanzvektoren in die Tabelle ein. Notieren Sie sowohl die Kosten als auch den Nachbarn, über den der jeweils beste bekannte Weg verläuft. Lösung: 1. Schritt: 2. Schritt: Distanzvektoren für = 10: A 0 A 20 A 2 A - B 20 B 0 B 6 B 3 B C 2 C 6 C 0 C C D - 3 D D 0 D A 0 A 8 C 2 A 12 C B 8 B 0 B 6 B 3 B C 2 C 6 C 0 C 9 B D 12 C 3 D 9 B 0 D Rechnernetze WS 2016/17 Übung 5 2

3 3. Schritt: Distanzvektoren für = 10: A 0 A 8 C 2 A 11 B B 8 C 0 B 6 B 3 B C 2 C 6 C 0 C 9 B D 11 C 3 D 9 B 0 D (b) Die Verbindung verbessert sich zu = 1. Führen Sie das Distance Vector-Verfahren erneut aus, basierend auf den Distanzvektoren aus Ihrer Lösung zu Teil 3a. Lösung: 2. Schritt: Distanzvektoren für = 1: 4. Count-to-Infinity Problem A 0 A 6 D 2 A 3 C B 6 C 0 B 4 D 3 B C 2 C 4 D 0 C 1 C D 3 C 3 D 1 D 0 D Gegeben sei ein Netz der Form A B C D E, bei dem alle Kanten die Kosten 1 haben. Nehmen Sie an, der Knoten E sei zu Beginn abgeschaltet und alle anderen Knoten haben korrekte Routing-Tabellen. (a) Knoten E wird eingeschaltet. Zeigen Sie, wie die Routing-Tabellen in den anderen Knoten auf diese Änderung hin durch den Distance Vector Algorithmus geändert werden. (b) Was geschieht, wenn Knoten E wieder abgeschaltet wird (nehmen Sie an, dass zuvor der Algorithmus konvergiert ist.)? Wie reagiert der Algorithmus auf diese Änderung? Vergleichen Sie die Konvergenzgeschwindigkeit in beiden Fällen und erklären Sie, warum man hier vom Count-to-Infinity Problem spricht. Lösung: E wird eingeschaltet: D erhält als erstes die Information, dass E jetzt eistiert und trägt in seiner Routing Tabelle eine Verbindung zu E mit Distanz 1 ein. D kommuniziert diese Information an C, der eine Verbindung zu E mit der Entfernung 2 einträgt. Entsprechend trägt B eine Verbindung mit Distanz 3 und A mit 4 ein. Es dauert also 4 Durchgänge, bis der Algorithmus konvergiert. Zu beachten ist, dass C u.a. an D kommuniziert, das es von C nach E eine Verbindung mit Distanz 2 gibt, so dass D nun zu E zwei Verbindungen kennt, mit Distanz 1 direkt zu E und mit Distanz 3 über C! E wird abgeschaltet: D verliert die direkte Verbindung zu E, denkt aber noch, dass es ja eine Verbindung mit Distanz 3 über C gibt. D kommuniziert also nun an C, dass die kürzeste Verbindung zu E nun die Distanz 3 hat, woraufhin C seine Routingtabelle ändert in die Distanz 4 zu E. Diese Information wird an D kommuniziert und veranlasst D, seine Distanz zu E (über C!) auf 5 zu ändern, u.s.w. Daher kommt auch der Name des Problems, da die Router sich gegenseitig bis unendlich hochzählen. 5. BGP-Routing (a) Prefi Ist /8 ein gültiger Prefi? Lösung: Nein, bits ab der 9. Position sind gesetzt. (b) Routing-Metriken und BGP Angenommen, Sie betreiben ein Transit AS. Wie können Sie AS-Path Announcements nutzen, um Verkehr von Ihrem AS fernzuhalten? Lösung: Indem man die eigene AS Number mehrfach in den AS-PATH schreibt. Rechnernetze WS 2016/17 Übung 5 3

4 (c) Lastbalanzierung Angenommen, Sie betreiben ein AS mit einem /8 Prefi. Sie verbinden Ihr AS an zwei CIX-Punkten mit anderen AS-Betreibern. Wie können Sie AS-Path Announcements nutzen, um die Last zwischen diesen beiden Übergabepunkten zu balanzieren? Wie stellen Sie gleichzeitig Ausfallsicherheit her? Lösung: Sie announcieren /9 und /8 von einem Gateway-Router; /9 und /8 vom anderen Gateway. (d) Geographische Aufteilung Angenommen, die beiden CIX sind geographisch weit voneinander entfernt. Hat das Einfluss auf Ihre Entscheidung oder auf andere Regeln, mit denen Sie Ihr AS betreiben? Lösung: Die IP-Adressen bzw. Prefie so im eigenen Netz verteilen, dass sie nahe den entsprechenden Prefien liegen. (e) Adresszuteilung Sie betreiben ein Transit-AS, das Konnektivität an Endnutzer und Firmen verkauft. Ein Kunde möchte 1500 Rechner anschließen. Welchen Prefi wählen Sie? Lösung: Z.B. einen /21-Prefi oder einen /20 und einen /19 Prefi. (f) CIDR vs. NAT Sowohl Classless Interdomain Routing (CIDR) als auch Network Address Translation (NAT) wurden als Lösung für das Problem knapper IP-Adressen angesehen. Stimmen Sie dem zu? Wo sind die Unterschiede? Lösung: Lösen unterschiedliche Probleme. CIDR das Aggregationsproblem; NAT für private Netze geeignet (g) CIDR oder Classfull Interdomain Routing? Betrachten Sie unten stehende Abbildung. Welche Prefie werden durch die einzelnen ISPs announciert? Machen Sie sinnvolle Annahmen über Transit/Customer und Peer-Beziehungen. Geben Sie jeweils eine Lösung für Classless und Classfull Interdomain Routing an. CIX ISP 3 ISP 1 ISP Lösung: ISP 1 und 2 als Peers aufgefasst, sonst als Client/Transit-Beziehung. Die folgende Lösung geht davon aus, dass ISP 1 Adressen bis besitzt und entsprechend annonciert; ISP 2 entsprechend. Laut Aufgabenstellung (und wie in der Tafelübung besprochen) müsste man das entsprechend zu /22 ändern. Das Prinzip bleibt aber das gleiche. CF ISP 1 nach ISP 3: /B, /B, /B; ISP 2 nach ISP 3: /B, /B ISP 3 nach CIX: alle 5 Prefie einzeln. Mit CIDR ISP 1 nach ISP 3: /17 ISP 1 nach ISP 2: /17 ISP 1 zu seinen Kunden: /17 und /17 (und viele andere) ISP 2 nach ISP 3: /17 Rechnernetze WS 2016/17 Übung 5 4

5 ISP 2 nach ISP 1: /17 ISP 1 zu seinen Kunden: /17 und /17 (und viele andere) ISP 3 nach CIX, ISP 1, 2: /15 (und viele andere) Anmerkung: Das würde ohne CIDR ähnlich passieren, aber eben mit allen Prefien einzeln aufgezählt. (h) BGP und Link-Fehler Betrachten Sie folgende Situation: BlaNet ist Kunde von ISP-Transit1 und hat Prefi /24 erhalten; BlaNet ist ein reines Stub-Netz ohne Multihoming. ISP-Transit1 verkauft viele Prefie unter /13 und announciert daher diesen Prefi /13 an Backbone-AS. ISP-Transit1 benutzt /0 mit Ziel Backbone-AS in allen Routern. (Erläutern Sie, warum!) Beschreiben Sie was geschieht, wenn ein Packet mit Ziel bei Backbone-AS eintrifft und die Verbindung zu BlaNet ausgefallen ist. Wie lösen Sie das Problem? Lösung: Verbindung zu BlaNet ist ausgefallen, Paket für kommt bei Backbone AS an. Dann passiert: i. Das Paket trifft bei ISP-Transit1 ein. Dort gibt es keine Route zu /24 (wegen detektiertem Linkausfall wurde diese Route entfernt). Aber es gibt die allgemeine Route 0/0. Das Paket wird gemäß dieser Route zurück zu Backbone-AS geschickt. ii. Von dort wird das Paket gemäß der announcierten Route /13 zurück an ISP- Transit1 geschickt. Resultat: Routing-Loop! Lösung: Man muss in ISP-Transit1 eine Null-Route für alle selbst announcierten Präfie installieren. Also innerhalb von ISP-Transit1 gibt es einen Präfi /13, der alle Pakete verwirft. Bei intakten Links zu Kunden-AS gibt es einen spezifischeren Präfi, der dafür sorgt, dass das Paket richtig ankommt. Bei ausgefallenem Link und entferntem spezifischen Präfi führt diese Null-Route dazu, dass Pakete für das eigene Netz nicht zurück in das Backbone-Netz gespeist werden. (i) Übereifrige Prefi-Aggregierung Betrachten Sie die Situation aus unten stehenden Tabelle: BlaNet ist wie oben Kunde eines einzelnen ISPs, EinsNetz und ZweiNetz haben ebenfalls ihre IP-Adressen von ISP1 bezogen, sind aber zusätzlich multi-homed mit ISP2. Zeichnen Sie das auf! Nehmen Sie an, die beiden ISPs announzieren aggressiv aggregierte Prefie an einen gemeinsamen CIX. Dort kommt ein Paket für an. Erläutern Sie, was mit dem Paket geschieht? Was sind korrekt Aggregierungs- bzw. Announzierungsregeln für diesen Fall? Was solle insbes. auch ISP1 verbreiten? AS Adressbereich Prefi Provider ISP /13 EinsNetz /20 ISP1, ISP2 BlaNet /21 ISP1 ZweiNetz /21 ISP1, ISP2 ISP /13 Lösung: ISP1 an CIX: /13; ISP2 an CIX: /13, /18(!!). Ein Paket für wird per longest prefi matching an ISP2 verschickt. Der kennt aber keine Route dorthin. Ein sog. black hole ist entstanden. Rechnernetze WS 2016/17 Übung 5 5

6 ISP2 darf keine Aggregation /18 verbreiten. Er muss die beiden Prefie für EinsNetz und ZweiNetz ( /21 und /20) separat announzieren. ISP1 sollte diese beiden ebenfalls verbreiten, sonst wird alle Verkehr für EinsNetz und Zwei- Netz über ISP2 fließen (longest prefi matching in CIX!). Das mag für ISP1 gut oder schlecht sein, je nach Vertrag. Allgemein ist beim Aggregieren von Prefien, die nicht aus dem eigenen Adressbereich stammen, große Vorsicht geboten. 6. The Art of Peering Nehmen Sie an, Sie sind ein Content-Provider AS A (z.b. web hoster). Wir betrachten weiter einen Access-Provider B (z.b. Privatkunden-ISP), einen Transit-Provider AS X, mit dem AS B ein Peering-Agreement hat, AS A aber nur Transit kauft, einen weiteren Transit-Provider AS Y, mit dem AS A und AS B ein Transit-Agreement haben. In dieser Situation sendet B an A nur wenig Verkehr (z.b. kleine HTTP-Anfragen), aber A muss an B große Datenmengen senden und dafür seinen Transit-Provider bezahlen. Typischerweise wird der Verkehr über X fließen (wegen Peering zwischen X und B). A möchten ein Peering-Agreement mit B eingehen, d.h., kostenlos Traffic mit A und B tauschen. Das ist für A attraktiv, da dann die Kosten für A wegfallen. Für B ist das nicht interessant, da B den Verkehr von A ja schon kostenlos erhält. Wie kann A ein solches Peering-Agreement erreichen? Lösung: Eine unmittelbare Verhandlung von A mit B wird voraussichtlich scheitern. A sendet seine Antworten nicht über X, sondern über Y an B. Dadurch wird der Verkehr von A nach B teurer; B muss transit bezahlen. Nach einiger Zeit kann dann A mit B verhandeln und vermutlich Erfolg haben. Ggf. kann A auch aus B heraus Daten von A anfordern (z.b. durch Web Crawler o.ä.) und so den Datenumfang und damit die Kosten von B erhöhen. Im Peering Playbook ist dies als Traffic Manipulation beschrieben. Dort finden sich noch viele weitere Möglichkeiten. Art-Of-Peering-The-Peering-Playbook.html 7. Datenrate, Delay, Slow-Start Übertragungstechnologie mit einer Datenrate von 768 kbit/s. Headerdaten (auch Sequenznummern) werden hier nicht berücksichtigt! Alle Lösungen in SI Einheiten, d.h. k ˆ=10 3. (a) Nehmen Sie an, Ihnen stehen 32 Bits als Sequenznummer für individuelle Bytes zur Verfügung (Sie nummerieren also nicht Pakete, sondern Bytes). Berechnen Sie, wie lange es dauert, bis Sie alle Sequenznummern aufgebraucht haben und eine bereits benutzte Sequenznummer wieder verwendet werden muss. Lösung: 32bits 2 32 mögliche Sequenznummern 4, 3Mrd. Beispiel DSL: 768kbit/s = 96kbyte/s 4, s 12, 44 Std. (b) Nehmen Sie an, dass Sie diese Technologien zu einer Übertragung mit 100 ms Umlaufverzögerung (RTT) einsetzen. Berechnen Sie das jeweilige Datenrate-Verzögerungsprodukt. Lösung: Beispiel DSL (beachte 1/2 RTT!): 768kbit/s 0, 05s = 38, 4kbit (c) Welches ist jeweils bei einer RTT von 100 ms die optimale Fenstergröße, um eine optimale Auslastung der Übertragungsstrecke zu erreichen? Lösung: Um optimal zu sein, muss die Fenstergröße für die Dauer der RTT Daten zur Verfügung stellen können, damit der Sender während das erste Byte unterwegs ist und auch Rechnernetze WS 2016/17 Übung 5 6

7 noch während das ACK des ersten Bytes unterwegs ist, beschäftigt ist und senden kann. Hier wird die Zeit zur Verarbeitung des Paketes vernachlässigt. Beispiel DSL: Gesendete Daten während RTT = 768kbit/s RT T = 76, 8kbit = 9, 6kbyte Die optimale Fenstergröße beträgt 9600 bytes. (d) Berechnen Sie, wie lange es dauert, bis das Slow-Start-Verfahren von TCP eine entsprechende Fenstergröße erreicht hat (sehen Sie dabei von Übertragungsfehlern ab). Wie viele Daten wurden dann bereits übertragen? Gehen Sie von einer Segmentgröße von 512 Bytes aus. Lösung: (Hinweis: Die Lösung wird hier genau berechnet!) Slow-Start beginnt mit einer Fenstergröße von 1 Segment. Danach wird die Fenstergröße bei einer erfolgreichen Übertragung jeweils verdoppelt. Wir nehmen eine Segmentgröße von 512 Bytes an, d.h Es dauert jeweils die Dauer RTT, bis ein gesendetes Paket bestätigt wird und man braucht 5 Durchgänge, bis eine Fenstergröße 9600 Bytes erreicht ist. In allen k Durchgängen werden 512 k 1 i=0 2i Bytes übertragen. 8. Congestion avoidance Betrachten Sie folgendes Szenario: TCP Tahoe arbeitet im congestion avoidance-modus mit einem nicht zu kleinen congestion window. Pakete werden kontinuierlich durch das ACK-clocking übertragen. Ein Paket geht verloren, alle folgenden kommen wieder korrekt an. Hinweis: Gehen Sie von TCP mit Go-Back-N aus. (a) Beschreiben Sie das Verhalten des Empfängers in einem solchen Fall. Lösung: Sei n das fehlende Paket. Der Empfänger wird, bei Eintreffen der Pakete n + 1, n + 2,... wiederholt das zuletzt empfangene Paket n 1 bestätigen. (b) Beschreiben Sie das Verhalten des Senders in einem solchen Fall. Lösung: Der Sender irgendwann einen Timeout auslösen, das fehlende Paket n und alle folgenden Pakete neu übertragen (Go-Back-N), und das congestion window entsprechend verkleinern. (c) Kann der Sender aus der Sequenz ankommendender ACKs Informationen gewinnen, die das Einsetzen eines Timeouts und den anschließenden Slow-Start verhindern? Lösung: Aus der Tatsache, dass noch Acknowledgements ankommen, lässt sich Information gewinnen! Offensichtlich werden ja noch Pakete übertragen, sonst würde der Empfänger ja keine Acks versenden. Insbesondere wird das zuletzt empfangene Paket n 1 mehrfach bestätigt; es treffen sogenannte duplicate acks beim Sender ein. Aus diesen duplicate acks kann der Sender schließen, welches Paket verloren gegangen ist Paket n. Er kann also dieses Paket erneut übertragen. Weiterhin kann aus dem fortbestehenden Fluss an ACKs geschlossen werden, dass die Übertragung im Netz im Wesentlichen nicht gestört ist; der Sender kann also berechtigterweise davon ausgehen, dass das Netz noch nicht in Überlast ist, das congestion window also nicht verkleinert werden muss. Damit: Sende bei duplicate ACKs das fehlende Paket erneut, aber es ist nicht notwendig, das congestion window anzupassen. Der Sender muss sich noch überlegen, nach wie vielen dup ACKs ein Paket übertragen werden soll. Bereits nach einem einzigen dup ACK dies zu tun ist eher zu hastig; es könnte ja sein, dass das fehlende Paket nur verzögert wurde und gleich darauf mit einem cumulative ACK bestätigt werden wird. Eine praktische Regel ist, die Übertragungswiederholung des fehlenden Pakets dann durchzuführen, wenn zum dritten Mal ein dup ack auftritt (also das vierte ACK eintrifft). Dieses Verfahren nennt sich fast retransmit. Rechnernetze WS 2016/17 Übung 5 7