LN-ok özekapcoláa Számítógépe Hálózatok 8 8. LN-ok özekapcoláa; Hálózati réteg Packet orwarding, Link-State-Routing, itance- Vector-Routing Repeater Hub Szignál-regenerátor izikai réteg komponene Két kábelt köt öze ogad egy zignált é azt regenerálva továbbítja a máik kábelen ak az elektromo vagy az optikai zignált továbbítja tartalmat (biteket) nem interpretálja Repeaterek a hálózatot fizikai zegmenekre oztják logikai topológia megmarad catlakozó kábelek közö ütközéi tartományt alkotnak Kábeleket köt öze cillag topológiában Haonló a Repeaterhez zignálokat minden catlakozó kábelen továbbítja izikai réteg komponene tartalmat nem interpretálja catlakozó kábelek egy ütközéi tartományt alkotnak
Switch Terminálokat cillag topológiába kapcol öze datkapcolati réteg komponene Kollíziók egy zegmenen belül maradnak frame-ek célcímét megvizgálja é a frame-et cak a megfelelő kábelen továbbítja ehhez zükége puffer é tudni kell melyik állomá hol catlakozik gy táblázatot tart nyilván: Megfigyeli, hogy honnan jön egy comag, a küldőt azon a kábelen lehet elérni ackward learning ridge Lokáli hálózatokat kapcol öze llentétben witch-ekkel (azok cak állomáokat -- eredetileg) datkapcolati réteg komponene lkülöníti a kollíziókat Megvizgálja az érkező frame-eket frame-et cak a megfelelő kábelen továbbítja ak korrekt frame-eket továbbít z átmenet bridge é witch között folyamato Özekapcolhat többféle LN tiput Switche & bridge Tipiku kombináció: bridge cak egy máik állomá a wich zámára Switch ridge Switch ackward learning a bridge-ekben ackward learning triviali witch-ekben mi a helyzet a bridge-ekben? Példa: küld frame-et -nek Tegyük fel, é tudja, hogy hol van azt fogja látni, hogy frame-je LN-ből jön Mivel nem tud LN-ről, azt feltételezi, hogy LN-ben van mi jó! továbbítani fog minden -nak küldött comagot LN-nek, amely LN-be érkezik 7 8
ackward learning a bridge-ekben boottrapping z előző példában: honnan tudja kezdetben, hogy hol van? Válaz: NM tudja Opció : kézi konfiguráció nem éppen zép megoldá! Opció : nem zámít egyzerűen továbbítja az imeretlen című comagot mindenfele zon hálózat kivételével, ahonnan érkezett z algoritmu: eláraztá (flood) ha a cím imeretlen; dobja el ha tudja, hogy nem zükége; továbbíta pecifikuan, ha a cél címe imert láraztá bridge által problémák ackward learning by flooding egyzerű, de problémá Példa: gy máodik bridge i özeköti a két LN-t a nagyobb megbízhatóág miatt LN LN végtelen cikluba kerül Hogy kerüljünk el ilyen cikluokat? z frame küldée imeretlen célhoz 9. Megoldá: Valahogy korlátozzuk az eláraztát Korlátozatlan, brute-force flooding nyilvánvalóan roz Kerüljük el a ciklut azáltal, hogy megjegyezzük, hogy mely frame-ek azok, amelyeket már továbbítottunk Ha már láttunk é továbbítottunk egy frame-et, dobjuk el lőfeltétel: állapot é egyértelműég ridge-eknek meg kell jegyezni, hogy mely frame-eket továbbította frame-eknek egyértelműen azonoíthatóknak kell lenni legalább küldő, fogadó é orozatzám zükége az azonoítához Nagy overhead! Különöen az állapotok tároláa a probléma, é a kereé a ok állapot között Nem igen haználják Megoldá: ezítőfák comagok cikluai cak akkor jöhetnek létre, ha a gráf, amit a bridge-ek definiálnak kört tartalmaz Tekintük a LN-okat é a bridge-eket comópontoknak gy LN-comópont é egy bridge-comópont öze van kötve egy éllel, ha a LN a bridge-hez kapcolódik Redundán élek köröket formálnak ebben a gráfban Ötlet: alakítuk át a gráfot köröktől menteé Legegyzerűbb megoldá: Számítunk ki egy fezítőfát ebben a LN-bridge gráfban efiníció: Legyen G=(V,) egy gráf. G egy olyan T=(V, T ) rézgráfját, T, ami egy fa (özefüggő é nem tartalmaz kört), G fezítőfájának nevezzük gyzerű, önkonfiguráló, nem kell kézi beavatkozá e nem optimáli: az intallált bridge-ek kapacitáát nem bizto hogy kihaználja I 8.: Spanning Tree Protocol (STP), gy fezítőfa I 8.w: Rapid Spanning Tree Protocol (RSTP)
Spanning Tree Protocol (STP) (I 8.) Spanning Tree Protocol (I 8.) Minden bridge-nek van egy azonoító záma, amely a M címen pluz egy konfigurálható prioritáon alapul z a bridge lez a fezítőfa gyökere, amelynek minimáli az azonoítója lőzör a prioritát haonlítjuk öze az azonoítóban Ha ez egyenlő, akkor a M cím dönt záltal a hálózat adminiztrátora tudja meghatározni a gyökér bridge-t Minden linknek van egy költége Konfigurálható az adminiztrátor által Különböző technológiáknak különböző default költége van Pl.: Sávzéleég STP költég Mbp Mbp 9 Mbp Mbp Gbp Gbp Minden bridge meghatározza a legalaconyabb költégű utat a gyökérhez zok a portok, amelyek ezen az úton vannak, un. root portok leznek z egy zegmenen lévő bridge-k közöen meghatározzák, hogy melyiküknek minimáli a költége a gyökérhez. port, amelyen a zegmen ehhez a bridge-hez kapcolódik, kitüntetett port lez Minden port blokkolódik, amely nem root port é nem kitüntetett port Spanning Tree Protocol (I 8.) Ha a legkiebb költégű út nem egyértelmű: Ha egy bridge-től több minimáli költégű út van a gyökérhez, azt az utat válaztjuk ezek közül, amelyen a következő bridge azonoítója minimáli Ha egy zegmentől több bridge-en kereztül vezet minimáli költégű út a gyökérhez, azt az utat válaztjuk ezek közül, amelyen a következő bridge azonoítója minimáli Ha két bridge több kábellel van özekötve é egy bridge-en több port i root port lehetne, válazuk a legalaconyabb zámú portot root portnak STP lgorithm z STP algoritmuban az üzenetekhez a bridge-k peciáli frame-eket, un. ridge Protocol ata Unit (PU) haználnak. gyökér meghatározáa: bridgek meghirdetik az azonoítókat. Ha változik a legalaconyabb azonoító, amit hallottak, továbbítják a zomzédaiknak. legalaconyabb azonoító eljut minden bridge-hez: legalaconyabb azonoítójú bridge lez a gyökér. zután a költégek a gyökértől eláraztáal terjednek a hálózaton. Minden bridge figyeli a legalaconyabb költégű utat a gyökérhez. Ha ez a költég változik, a bridge továbbítja ezt a zomzédai felé. Nemegyértelműég eetén a bridge-azonoítók alapján dönt. gyökér zabályo intervallumokban Hello broadcat-üzenetet küld.
Konvergencia: Switch é bridge Tradícionálian, a megkülönbözteté bridge é witch között értelme volt Ma: a legtöbb kézülék kínálja mindkét tipuú funkcionalitát Gyakran inkább marketing megkülönbözteté, mint műzaki Hálózati réteg 7 8 hálózati réteg Routing-tábla é comag továbbítá (packet forwarding) Lokáli hálózatokat özeköthetünk hub-okkal, witch-ekkel, bridgeekkel az alaconyabb retegekben Hub(fizikai réteg): kollíziók záma nagyon gyoran növekzik Switch (datkapcolati réteg): z útvonalakról a forgalom megfigyeléével gyűjt információt Imeretlen célcím eetén a broadcat problémákat okoz z Internet kb. Mio. lokáli hálózatot tartalmaz... Nagy hálózatokban a comagok továbbítáához útvonal információk zükégeek. hálózati réteg feladatai z útvonal információk felépítée (route detection) comagok továbbítáa (packet forwarding) z Internet-Protokoll lényegében hálózati réteg protokoll IP-Routing-tábla Tartalmazza cél címekhez (detination) a következő zámítógép (gateway) címét a hozzá vezető úton cél meghatározhat egy zámítógépet vagy egy egéz ub-net-et zen kívül tartalmaz egy default-gateway-t Packet forwarding (korábban packet routing-nak nevezték) IP comag (datagram) tartalmazza a küldő IP címét é a cél IP címét mikor egy IP comag megérkezik egy routerhez: Ha a cél IP cím = aját IP cím, akkor a comagot kizállítja Ha a cél IP cím a routing-táblában van, továbbítja a megadott gateway-hez Ha a cél IP-ubnet a routing-táblában van, továbbítja a megadott gatewaynek gyébként továbbítja a default-gateway-nek 9
Internet Protocol IP z adatok a küldőtől a cél-állomáig IP-comagokban kerülnek átvitelre comagok fejléce tartalmazza a cél IP-címét IPv: it-címek IPv: 8 it-címek 8 Ver HL ToS Total Length Identification - M ragment Offet octet TTL Protocol Source ddre Header etination ddre Option (max. octet) ata IPv comag omag továbbítá az Internet Protokollban IP-comag (datagram) tartalmazza TTL (Time-to-Live): hop-ok zámát Küldő IP címét él IP címét gy comag kezelée a routerben TTL = TTL - 8 Ver HL ToS Total Length Identification - M ragment Offet TTL Protocol Source ddre etination ddre Option (max. octet) Ha TTL akkor packet-forwarding a routing-tábla alapján Ha TTL = vagy probléma lép fel a packet-forwarding-nél: Töröljük a comagot Ha a comag nem IMP-comag (Internet ontrol Meage Protocol), akkor Küldjünk IMP-comagot (TTL equal during tranit), melyben Küldő IP címe = aktuáli IP cím él IP címe = az eredeti küldő IP címe ata Statiku é dinamiku routing orwarding: omagok továbbítáa Routing: Útvonalak meghatározáa, azaz routing-tábla felépítée (rute detection) Statiku routing routing-táblát manuálian építjük fel Ki é tatiku LN-ok eetén értelme inamiku routing routing-tábla felépítée é aktualizáláa automatizált entalizált algoritmu, pl. Link State gy/minden állomának imerni kell minden információt ecentráli algoritmu, pl. itance Vector minden routeren lokálian dolgozik, lokáli információkkal Legrövidebb utak fája ingle ource hortet path dott: gy irányított gráf G = (V,), w : R nem negatív élúlyokkal Kezdő comópont V Legyen P útvonal úlya w(p) := e P w(e) az élek úlyainak özege P-ben u é v távolága G-ben, u,v V, egy legrövidebb út úlya G-ben u é v között : d(u,v) := min{ w(p) : P egy út u-tól v-hez G-ben}. Kereük: egy legrövidebb utat kezdő comóponttól minden má v V \ {} comóponthoz G-ben eltezük, hogy minden v V \ {} elérhető -ből. Nem elérhető comóponthoz nem létezhet legrövidebb út em Megoldá: gy fa, melynek gyökere é minden v V \ {} comóponthoz tartalmaz egy legrövidebb utat -től v-hez G-ben
ijktra algoritmua Ötlet: legrövidebb utakat hozuk zerint növekvő orrendben zámítjuk ki. Minden v V comóponthoz kizámítjuk a következő értékeket: d[v]: egy legrövidebb út hoza -től v-hez, pred[v]: a v-t megelőző comópont egy legrövidebb úton -től v-hez. z algoritmu végrehajtáa után az élhalmaz { (pred[v],v) : v V \ {} } megadja egy legrövidebb utak fáját gyökérrel G-ben. gy v comópontot kéz -nek jelölünk: ready[v] = true, ha már meghatároztunk egy legrövidebb utat -től v-hez (röv. legrövidebb -v utat). nem kéz comópontok halmazát, amelyeket egy current ditance d[v] kéz comópontból egy éllel elérünk, horizont-nak nevezzük. ource node ready horizon ijktra algoritmua Invariánok: Minden horizont beli comópontot egy Q priority-queue-ban tárolunk, úgy hogy minden v Q comópontra a következő érvénye: d[v] egy legrövidebb -v út hoza mindazon utak között, melyek v-n kívül cak kéz comópontokat tartalmaznak, pred[v] a v-t megelőző comópont egy ilyen úton, v prioritáa Q-ban d[v] Inicializálá d[]:=, ready[]:=true, minden v zomzédjára: d[v]:=w(,v), pred[v]:=, ready[v]:=fale, Q.Inert(v,d[v] ). Minden v V \ {} comópontra: d[v]:=, ready[v]:=fale. ijktra algoritmua ijktra algoritmua z invariánok megőrzée egy iteráció után Minden lépében egy új comópont lez kéz, egy comópont v minimáli prioritáal. d[v] már tartalmazza a helye értéket. Mivel v minimáli prioritáú comópont, minden olyan -v út úlya, amely nem kéz comópontot i tartalmaz, legalább olyan nagy, mint annak az útnak a hoza, amit már megtaláltunk a cak kéz comópontokat tartalmazó utak között. Legyen dj[v] := { u : (v,u) }, v V, a v-hez adjacen comópontok halmaza minden u dj[v], ha u Q, meg kell vizgálni, hogy -től u-hoz direkt v-ből egy rövidebb út vezet-e, mint azok az utak, amik cak v-től különböző kéz comópontot tartalmaznak. Ha igen, akkor aktualizáljuk pred[u] := v é d[u] := d[v] + w(v,u), cökkentük u prioritáát Q-ban. minden u dj[v], ha u Q é u nem kéz : pred[u] := v, d[u] := d[v] + w(v,u), u-t be kell zúrni Q-ba d[u] prioritáal. ijktra(g,,w) Output: egy legrövidebb utak fája T=(V, ) G-ben gyökérrel := Ø; ready[] := true; ready[v] := fale; v V \ {}; d[] := ; d[v] :=; v V \ {}; priority_queue Q; 7 forall v dj[] do 8 pred[v] := ; 9 d[v] := w(,v); Q.Inert(v,d[v]); od while Q Ø do v := Q.eleteMin(); := U {(pred[v],v)}; ready[v] := true; forall u dj[v] do 7 if u Q and d[v] + w(v,u) < d[u]) then 8 pred[u] := v; 9 d[u] := d[v] + w(v,u); Q.ecreaePriority(u,d[u]); ele if u Q and not ready[u] then pred[u] := v; d[u] := d[v] + w(v,u); Q.Inert(u,d[u]); fi od 7 od 7 8
9 ijktra algoritmua utái idő (ibonacci Heap-pel): # Q.Inert(): n (comópontonként ) -- O(n) idő # Q.eleteMin(): n (comópontonként ) -- O(n log n) idő # Q.ecreaePriority(): m (élenként ) -- O(m) idő # tezt a 7. é. orban: m (élenként ) -- O(m) idő Inicializálá: O(n) idő Özeen: O(n log n + m) idő Tárigény: O(n+m) ijktra: Példa zimmetrikuan irányított élek ellman-ord algoritmu Negatív élúlyok eetén ijktra algoritmua nem működik ellman-ord algoritmu (97) megoldja a problémát O( V ) idő alatt. inamiku programozá: a k-adik iteráció után, k=,, V -, minden v V: ha d[v], akkor d[v] egy -v út P v úlya é d[v] nem nagyobb mint egy legrövidebb -v út úlya, amely k élt tartalmaz pred[v] = ha d[v] =, egyébként pedig (pred[v],v) az utoló él a P v úton ellman-ord(g,,w) forall v V do d[v] := ; pred[v] := d[] := for k := to V do forall (u,v) do if d[u] + w(u,v) < d[v] then 7 d[v] := d[u] + w(u,v) 8 pred[v] := u 9 forall (u,v) do if d[u] + w(u,v) < d[v] then error negatív úlyú ciklut találtunk" ellman-ord: Példa - - - 7 - - - ügg az élek feldolgozáának orrendjétől
itance Vector Routing Protokoll ellman-ord algoritmunak az eloztott változatát haználja, azaz minden comópont cak a direkt zomzédjaival kommunikál zinkron működé comópontoknak nem ugyanabban a körben kell információkat cerélniük Minden router nyilvántart egy táblát minden lehetége célhoz egy bejegyzéel (ditance vector) egy bejegyzé tartalmazza a legrövidebb út (becült) költégét (delay, vagy #hop) a következő comópont címét ezen az úton (next hop) minden router imeri a költéget a direkt zomzédaihoz Periodikuan elküldi a tábláját minden zomzédjának mikor egy router megkapja a zomzéd tábláját aktualizálja a aját tábláját Initial ditance vector of cot next hop - - - vector after received vector cot next hop - Initial ditance vector of cot next hop - - final ditance vector cot next hop ount to Infinity Probléma Jó hír gyoran terjed Új kapcolat létrejöttekor gyoran aktualizálódnak a táblák Roz hír laan terjed Kapcolat kieik zomzédok felváltva növelik a távolágokat ount to Infinity Probléma é nem tudja, hogy nem elérhető (amíg a távolág el nem ér egy limitet, amit -nek tekintenek) ikluok keletkezhetnek itance vector of cot next hop - itance table of cot next hop itance table of cot next hop cot next hop 7 cot next hop 7 Röviddel utánna itance vector of cot next hop itance table of cot next hop itance table of cot next hop cot next hop cot next hop 9 ount to Infinity Probléma Módoítáok a itance-vector routing protokollokban a ping-pong-cikluokat (count to infinity) megakadályozáához plit horizon: olyan utakat nem küld viza a comópont annak a zomzédjának, amit tőle tanult a példában nem küldi a (,,) ornak megfelelő utat viza -nek, mert azt -től kellett tanulnia plit horizon with poion revere: negatív információt küld viza pl. (,) utat küldi viza -nek Mindkét módzer cak két comópontból álló ciklut kerül el itance table of cot next hop itance table of cot next hop - Link State Protokoll Minden Link State router tárolja a hálózat topológiáját egy nem-eloztott legrövidebb utak algoritmut haznál routerek Link State Packet (LSP) által cerélnek ki információkat LSP tartalmazza az LSP-t létrehozó r router IP címét a költégét r minden direkt zomzédjához orozatzámot (SQNO) TTL (time to live) mezőt Megbízható eláraztá (Reliable looding) minden comópont aktuáli LSP-jét tároljuk továbbítjuk az LSP-ket minden zomzédo comóponthoz azon comópont kivételével, amely az LSP-t felénk továbbította továbbítánál cökkentjük a TTL értékét periodikuan létrehozunk egy új aját LSP-t növekvő SQNO-val
lapo routing korlátai Link State Routing O( n) bejegyzére van zükég, ahol n a routerek záma, a maximáli fok Minden comópont minden má comópontnak el kell hogy küldje az információit itance Vector O(n) bejegyzé routerenként ikluokat okozhat Konvergencia ideje a hálózat méretével nő z Internet több mint routert tartalmaz ezek a u.n. lapo routing módzerek nem haználhatók az egéz Internetre Megoldá: Hierarchiku routing utonomou Sytem (S), Intra-S é Inter-S routing utonomou Sytem (S) gy két zintű modellt ad a routinghoz az Interneten Példa S-re: elte.hu Intra-S-routing routing az S-en belül pl. RIP, OSP, IGRP,... Inter-S-routing a Kapcolódái pont: átjáró (gateway) teljeen decentráli routing Mindeki aját maga határozza meg az optimalizálái kritériumát pl. GP, GP (korábban).b b Hot Inter-S routing between and Gateway.a.a Gateway Hot.c c a a b c Intra-S routing b within S d Intra-S routing within S 7 8 Intra-S routing: RIP Routing Information Protocol (R 8) itance Vector algoritmu távolág metrika = hop zám (linkek záma) távolág vektorokat (ditance vector) minden router minden Repone-üzenettel (advertiement) adja át a zomzédjának zomzédok zintén egy új advertiement-et küldenek ha a táblájuk ezáltal megváltozott Minden dvertiement-ben célhálózathoz hirdetik meg az utakat UP-vel (UP port ) Ha 8-ig nem kap a router advertiement-et egy zomzédjától az utakat a zomzédon kereztül érvénytelennek deklarálja új dvertiment-eket küld a zomzédainak Hogy elkerülje a ping-pong-cikluokat (count to infinity), plit horizon with poion revere módzert haznál Végtelen távolág = Hop (limitet zab a hálózat átmérőjére) Intra-S routing: OSP routing (Open Shortet Path irt) open = nyilvánoan rendelkezére álló Link-State algoritmu LS comagok terjeztée a topológiát minden comópontban tárolja az útvonalakat ijktra algoritmuával zámítja ki OSP-advertiment TP-vel, növeli a biztonágot (ecurity) az egéz S-be eláraztja (broadcat) több egyenlő költégű útvonal lehetége 9
Intra-S routing -- Hierarchiku OSP Nagy hálózatokhoz két hierarchia zint: Lokáli terület é gerinchálózat (backbone) Lokáli: Link-tate advertiement Minden comópont cak az irányt zámítja ki má lokáli területek hálózataihoz Local rea order Router: aját lokáli területeik távolágait foglalják öze zeket má Lokal rea order Router-eknek meghirdetik (advertiement) ackbone Router OSP protokollt haználnak a gerinchálózatra korlátozva oundary Router: Má S-ekkel kapcolnak öze Intra-S routing: IGRP (Interior Gateway Routing Protocol) ISO-Protokoll (98-a évek közepe), a RIP utódja itance-vector-protokoll, mint a RIP Holddown time Split horizon Poion revere Különböző költég metrikákat támogat elay, andwidth, Reliability, Load, tb TP-t haznál a routing információk kicerélééhez utonóm rendzerek (S) tipuai Stub-S ak egy má S-hez kapcolódik Multihomed S Több S-hez kapcolódik Nem továbbítja má S-ek forgalmát Tranit S Több kapcolat Továbbítja má S-ek üzeneteit (pl. ISP) Large company Large company ackbone ervice provider ackbone ervice provider Small company onumer ISP onumer ISP Peering point Inter-S-Routing Inter-S-Routing nehéz... Szervezetek megtagadhatják az üzenetek továbbítáát (pl. cak fizető ügyfelek a comagjait továbbítja) Politikai követelmények Továbbítá má orzágokon kereztül?.a Gateway b.c Hot a d c b Intra-S routing within S Különböző S-ek routing-metrikái okzor nem özehaonlíthatók Útvonal optimalizálá lehetetlen! Inter-S-Routing megpróbálja legalább a comópontok elérhetőégét lehetővé tenni Méret: inter-domain routereknek ma kb.. hálózatról kell tudni.b Inter-S routing between and.a a Gateway c b Intra-S routing within S Hot
Inter-S routing: GP (order Gateway Protocol) z inter-s routing tandard GPv Path Vector protokoll Haonló a itance Vector protokollhoz Minden order Gateway meghirdeti minden zomzédjának (peer) az egéz utat (S-ek orozata) a célig (advertiement) TP-t haznál mikor Gateway X az utat Z-hez Peer-Gateway W-nek küldi akkor W válazthatja ezt az utat, vagy éppen nem Optimalizálái kritériumok: költégek, politika, etc Ha W az X által meghirdetett utat válaztja, akkor meghirdeti Path(W,Z) = (W, Path (X,Z)) Megjegyzé X tudja zabályozni a hozzá érkező forgalmat a meghirdetéek által. Komplikált protokoll