Chapter 4 Network Layer Computer Networking: A Top Down Approach Featuring the Internet, 3rd edition. Jim Kurose, Keith Ross Addison-Wesley, July 2004.

Presentasjon om: "Chapter 4 Network Layer Computer Networking: A Top Down Approach Featuring the Internet, 3rd edition. Jim Kurose, Keith Ross Addison-Wesley, July 2004."— Utskrift av presentasjonen:

1 Chapter 4 Network Layer Computer Networking: A Top Down Approach Featuring the Internet, 3rd edition. Jim Kurose, Keith Ross Addison-Wesley, July 2004. Slides adapted from the slides accompanying the book of Kurose & Ross. © J.F Kurose and K.W. Ross, All Rights Reserved Norsk versjon: © Christian F Heide, 2004. Nettlaget

2 Kapittel 4: Nettlaget Kapittelmål:
forstå prinsipper bak nettlagstjenester: ruting (valg av sti) skalering hvordan en ruter virker IPv6, mobilitet implementasjoner i Internett Nettlaget

3 Kapittel 4 – oversikt 4. 1 Introduction
4.2 Virtual circuit and datagram networks 4.3 What’s inside a router 4.4 IP: Internet Protocol Datagram format IPv4 addressing ICMP IPv6 4.5 Routing algorithms Link state Distance Vector Hierarchical routing 4.6 Routing in the Internet RIP OSPF BGP 4.7 Broadcast and multicast routing Nettlaget

4 nettlag linklag fysisk
Nettlaget transportere pakke fra sendermaskin til mottagermaskin sender pakker segmenter inn i datagrammer mottagerside leverer segmenter til transportlaget nettlagsprotokoller i hver eneste maskin og ruter ruter ser på header i alle IP-datagrammer som passerer applikasjon transport nettlag linklag fysisk nettlag linklag fysisk nettlag data link physical nettlag linklag fysisk applikasjon transport nettlag linklag fysisk Nettlaget

5 Viktige nettlagsfunksjoner
videresending (forwarding): flytte pakker fra ruterens inngang til riktig utgang ruting: bestemme stien som pakker følger fra avsender til mottager Rutingalgoritmer analogi: ruting: planleggingen av en reise hjemmefra til målet videresending: finne fram til riktig tog ved togbytte på en stasjon Nettlaget

6 Relasjon mellom ruting og videresending
rutingalgoritme lokal videresendingstabell header verdi utgang 0100 0101 0111 1001 3 2 1 verdi i pakke- header 1 0111 2 3 Nettlaget

7 Oppsett av forbindelse
dette er en tredje viktig funksjon i noen nettverks-arkitekturer, som ATM, Frame Relay og X.25 Før datagrammer kan sendes, etablerer to maskiner og mellomliggende rutere en virtuell forbindelse Rutere involveres Nett- og transportlags forbindelses-orienterte tjenester: Nettlag: mellom to maskiner Transportlag: mellom to prosesser Nettlaget

8 Nettlagets tjenestemodeller
Spm: Hvilken tjenestemodell har vi for “kanalen” som overfører pakker fra sender til mottager? Eksempel på tjenester for individuelle datagrammer: garantert leveranse garantert leveranse med mindre enn 40 ms forsinkelse Eksempel på tjenester for en datagramstrøm: levering i riktig rekkefølge garantert båndbredde for strømmen begrensninger på fluktuasjoner i avstand mellom datagrammer (jitter) Nettlaget

9 Nettlagets tjenestemodeller:
Garantier? Nettlags- arkitektur Internett ATM Tjeneste- modell best effort CBR VBR ABR UBR Tilbakemeld. om metning nei (sluttes via tap) ingen metning ja nei Båndbr. ingen konstant rate garantert minimum Tap nei ja Rekkef. no ja Timing nei ja Nettlaget

10 Kapittel 4 – hvor er vi? 4. 1 Introduction
4.2 Virtual circuit and datagram networks 4.3 What’s inside a router 4.4 IP: Internet Protocol Datagram format IPv4 addressing ICMP IPv6 4.5 Routing algorithms Link state Distance Vector Hierarchical routing 4.6 Routing in the Internet RIP OSPF BGP 4.7 Broadcast and multicast routing Nettlaget

11 Nettlagets forbindelsesorienterte og forbindelsesløse tjenester
Datagram-nettverk gir forbindelsesløs tjeneste på nettlaget VC-nettverk gir forbindelsesorientert tjeneste på nettlaget Analogt med transportlagstjenestene, men: tjenesten er maskin-til-maskin intet valg: nettet tilbyr enten det ene eller det andre implementasjon: i kjernen av nettet Nettlaget

12 Virtuelle forbindelser (VC)
“stien fra sender til mottager oppfører seg omtrent som en telefonforbindelse” når det gjelder ytelse når det gjelder nettets håndtering av trafikken langs stien forbindelse må settes opp før data kan sendes, og forbindelse må til slutt kobles ned hver pakke har et VC-nummer (ikke mottageradresse) hver ruter langs stien har en “tilstand” for hver forbindelse som passerer gjennom transportlagsforbindelsen involverte kun de to endesystemene linkkapasitet og ruterressurser kan allokeres til VC for å oppnå linjesvitsjet oppførsel Nettlaget

13 VC implementasjon En VC består av:
Sti fra avsender til mottager VC-nummer, ett nummer for hver link langs stien Innslag for hver VC i videresendingstabellene i ruterne langs stien En pakke som tilhører en VC, bærer et VC-nummer VC-nummeret er nytt på hver link Det nye VC-nummeret finnes i videresendings-tabellen Nettlaget

14 Videresendings- tabell
VC-numre 22 12 32 1 2 3 Videresendingstabell i ruteren øverst til venstre: interface nummer Innk. interface Innk. VC-nr Utg. interface Utg. VC-nr … … … … Rutere har tilstandsinformasjon for forbindelsen Nettlaget

15 Virtuelle forbindelser: signaleringsprotokoller
benyttes til å sette opp, vedlikeholde og koble ned virtuelle forbindelser benyttes bl. a. i ATM, frame-relay og X.25 benyttes ikke i dagens Internett applikasjon transport nettlag linklag fysisk applikasjon transport nettlag linklag fysisk 5. Dataoverføring begynner 6. Motta data 4. Forbindelse opprettet 3. Akseptere samtale 1. Initiere samtale 2. innkommende samtale Nettlaget

16 Datagramnett: Internettmodellen
intet oppsett av forbindelser på nettlaget rutere: har ikke kjennskap til ende-til-ende forbindelser pakker videresendes basert på destinasjonsadresse pakker mellom samme sender og mottager kan ta ulike veier gjennom nettet applikasjon transport nettlag linklag fysisk lag applikasjon transport nettlag linklag fysisk lag 1. Send data 2. Motta data Nettlaget

17 Videresendingstabell: eksempel
4 mrd mulige adresser Adresseområde for mottager Link interface til til til ellers Nettlaget

18 “Longest prefix matching”
Prefix match Link interface ellers Eksempler Mott.: Hvilket interface? Mott.: Hvilket interface? Nettlaget

19 Datagram og VC-nett: bakgrunn
Internett datautveksling mellom maskiner “elastiske” tjenester, små timingrestriksjoner “smarte” endesystemer (datamaskiner) kan tilpasse seg, utføre kontroll og håndtere feil enkelhet i nettet, kompleksitet i kantene mange linktyper ulike karakteristika uniform tjeneste vanskelig ATM utviklet fra telefoni menneskelig samtale: strenge krav til timing og pålitelighet behov for garantert tjeneste “dumme” endesystemer telefoner kompleksitet i nettet Nettlaget

20 Kapittel 4 – hvor er vi? 4. 1 Introduction
4.2 Virtual circuit and datagram networks 4.3 What’s inside a router 4.4 IP: Internet Protocol Datagram format IPv4 addressing ICMP IPv6 4.5 Routing algorithms Link state Distance Vector Hierarchical routing 4.6 Routing in the Internet RIP OSPF BGP 4.7 Broadcast and multicast routing Nettlaget

21 Rutere: Cisco serien Nettlaget

22 Ruterarkitektur-oversikt
To nøkkelfunksjoner: kjøre rutingalgoritmer/protokoller (RIP, OSPF, BGP) svitsjing (videresending) av datagrammer fra innkommende til utgående link Nettlaget

23 Inngangsportfunksjoner
Fysisk lag: bit-nivå mottak Desentralisert svitsjing: gitt datagram dest, slå opp utgangsport i videresendingstabell i inngangsportens hukommelse mål: fullstendig inngangsport-prosessering på ‘linjehastighet’ kø: dersom datagrammer ankommer hurtigere enn videresendingsraten inn i svitsjematrisen Linklag: f eks Ethernet Nettlaget

24 Tre typer svitsjematriser
(minne) (buss) (krysskobling) Nettlaget

25 Svitsjing via hukommelse
Førstegenerasjonsrutere: pakke kopiert systemminnet av systemets ene CPU hastighet begrenset av hukommelsen (2 buss-overføringer per datagram) Inngangs- port Utgangs- Hukommelse Systembuss Moderne rutere: inngangsprosessor utfører oppslag og kopiering til hukommelse Cisco Catalyst 8500 Nettlaget

26 Svitsjing via en buss datagram fra hukommelse i inngangsport til hukommelse i utgangsport via en delt buss deling av buss: svitsjehastighet begrenset av bussens båndbredde 1 Gb/s buss, Cisco 1900: tilstrekkelig hastighet for aksess- og bedriftsrutere (enterprise routers) – ikke for regionale rutere eller kjernerutere (backbone) Nettlaget

27 Svitsjing via krysskoblingsnett (“interconnection network”)
overvinne begrensningene fra buss-båndbredden Banyan nettverk og andre krysskoblingsnett ble initielt utviklet for å knytte sammen flere prosessorer Avansert design: fragmenterer datagrammer i celler av fast lengde og svitsjer cellene gjennom matrisen Cisco 12000: svitsjer Gb/s gjennom krysskoblingene Nettlaget

28 Utganger Buffering påkrevet når datagrammer ankommer fra svitjsematrisen hurtigere enn senderaten Skeduleringsdisiplin velger datagrammer for sending blant de som står i kø Nettlaget

29 Utgangskø buffering når ankomstrate fra svitsj overstiger dataraten til utgangslinja køforsinkelse og tap pga oversvømmelse av utgangsbuffer Nettlaget

30 Inngangskø Svitsjematrise langsommere enn inngangsportene til sammen  kan få kø på inngangen Head-of-the-Line (HOL) blokkering: datagram først i køen hindrer andre i køen i å avansere køforsinkelse og tap pga oversvømmelse i inngangsbufferet Nettlaget

31 Kapittel 4 – hvor er vi? 4. 1 Introduction
4.2 Virtual circuit and datagram networks 4.3 What’s inside a router 4.4 IP: Internet Protocol Datagram format IPv4 addressing ICMP IPv6 4.5 Routing algorithms Link state Distance Vector Hierarchical routing 4.6 Routing in the Internet RIP OSPF BGP 4.7 Broadcast and multicast routing Nettlaget

32 Internetts nettlag Maskiner og ruteres nettlagsfunksjoner: Nettlag
Transportlag: TCP, UDP Rutingprotokoller veivalg RIP, OSPF, BGP IP protokoll adresseringskonvensjoner datagramformat hvordan pakker skal håndteres videre- sendings- tabell Nettlag ICMP protokoll feilrapportering ruter-”signalering” Linklag Fysisk lag Nettlaget

33 Kapittel 4 – hvor er vi? 4. 1 Introduction
4.2 Virtual circuit and datagram networks 4.3 What’s inside a router 4.4 IP: Internet Protocol Datagram format IPv4 addressing ICMP IPv6 4.5 Routing algorithms Link state Distance Vector Hierarchical routing 4.6 Routing in the Internet RIP OSPF BGP 4.7 Broadcast and multicast routing Nettlaget

34 IP datagramformat hvor mye overhead med TCP? data (variabel lengde,
32 bit data (variabel lengde, normalt et TCP- eller UDP-segment) 16-bit ID Internett sjekksum time to live 32 bit avsender IP-adresse IP protokollversjon header lengde (byte) maks antall gjenværende hopp (dekrementeres i hver ruter) for fragmentering/ sammensetting total datagram- lengde (byte) protokollen som skal ha nyttelasten (TCP, UDP) head. len type of service “type” data flagg fragment offset upper layer 32 bit mottager IP-adresse Opsjoner (om noen) F. eks. tidsstempel, record route, spesifisere liste av rutere man skal innom hvor mye overhead med TCP? 20 byte for TCP 20 byte for IP = 40 byte + app. lags overhead Nettlaget

35 IP fragmentering og sammensetting
nettverkslinker har MTU (max transmission unit) – største mulige linklagsramme ulike typer linker har ulike MTU store IP-datagram deles opp (“fragmenteres”) i nettet ett datagram blir til flere, mindre datagram settes sammen igjen (“reassembly”) først i endelig destinasjon Felter i IP-header benyttes til å identifisere sammenhørende fragementer og sette dem sammen i riktig rekkefølge fragmentering: inn: ett stort datagram ut: 3 mindre datagrammer sammensetting (reassembly) Nettlaget

36 IP fragmentering og sammensetting
ID =x offset =0 fragflag lengde =4000 =1 =1500 =185 =370 =1040 Ett stort datagram blir til flere mindre datagrammer Eksempel 4000 byte datagram MTU = 1500 byte 1480 byte i datafeltet offset = 1480/8 Nettlaget

37 Kapittel 4 – hvor er vi? 4. 1 Introduction
4.2 Virtual circuit and datagram networks 4.3 What’s inside a router 4.4 IP: Internet Protocol Datagram format IPv4 addressing ICMP IPv6 4.5 Routing algorithms Link state Distance Vector Hierarchical routing 4.6 Routing in the Internet RIP OSPF BGP 4.7 Broadcast and multicast routing Nettlaget

38 IP adressering: introduksjon
IP-adresse: 32-bit ID-nummer for maskin, ruter og grensesnitt (interface) grensesnitt (interface): forbindelse mellom maskin/ruter og fysisk link rutere har flere grensesnitt maskiner har normalt kun ett grensesnitt hvert grensesnitt har en IP-adresse = 223 1 1 1 Nettlaget

39 Subnett IP-adresser – to deler: Hva er et subnett?
subnettdel (mest signifikante bit, bit i venstre ende) maskindel (minst signifikante bit, bit i høyre ende) Hva er et subnett? grensesnitt med lik subnettdel av IP-adressen kan nå hverandre fysisk uten å gå via ruter LAN nettverk bestående av 3 IP-nett Nettlaget

40 Subnett /24 /24 /24 Oppskrift For å finne subnettene, koble hvert interface fra sin maskin eller ruter slik at vi får øyer av isolerte nett. Hvert isolerte nett kalles da et subnett. Subnett-maske: /24 Nettlaget

41 Subnett Hvor mange subnett? 223.1.1.2 223.1.1.1 223.1.1.4 223.1.1.3
Nettlaget

42 IP-adresser Opprinnelig klasseinndeling (“class-full addressing”):
til nettverk maskin B til 10 nettverk maskin til C 110 nettverk maskin til D 1110 multicast adresse 32 bit Nettlaget

43 IP-adressering: CIDR “Classful” adressering:
ineffektiv bruk av adresserom, går fort tom for ledige adresser f. eks: et klasse B nett har nok adresser til maskiner, selv om det kun er f. eks maskiner i nettet CIDR: Classless InterDomain Routing nettverksdel av adressen er av vilkårlig lengde adresseformat: a.b.c.d/x, hvor x er antall bit i nettverks-delen av adressen nettverks- del maskin- /23 Nettlaget

44 IP-adresser: hvordan få tak i en?
Hvordan får en maskin sin IP-adresse? lagt inn i en fil av sys admin Windows: control-panel Linux/UNIX: /etc/rc.config DHCP: Dynamic Host Configuration Protocol: maskin tildeles en adresse ved oppstart av en DHCP-server “plug-and-play” Nettlaget

45 IP-adresser: hvordan få tak i en?
Hvordan får et nettverk sin IP-adresse?  får en del av sin ISPs tildelte adresserom ISPs blokk /20 Organisasjon /23 Organisasjon /23 Organisasjon /23 … … …. Organisasjon /23 Nettlaget

46 Hierarkisk adressering: rute-aggregering
Hierarkisk adressering tillater effektiv annonsering av ruting- informasjon (rute-aggregering): Organisasjon 0 /23 Organisasjon 1 /23 “Send meg alt med adresser som begynner med /20” Organisasjon 2 /23 . ISP A . Internett Organisasjon 7 /23 “Send meg alt med adresser som begynner med /16” ISP B Nettlaget

47 Hierarkisk adressering: mer spesifikke ruter
ISP B har en mer spesifikk rute til Organisasjon 1 (longest prefix match) Organisasjon 0 /23 “Send meg alt med adresser som begynner med /20” Organisasjon 2 /23 . ISP A . Internett Organisasjon 7 /23 “Send meg alt med adresser som begynner med /16 eller /23” ISP B Organisasjon 1 /23 Nettlaget

48 Overføre et datagram fra avs. til mott.
videresendingstabell i A Dest. nett neste ruter ant hopp IP datagram: div. felter avs. IP-adr mott. data A B E datagram forblir uforandret mens det vandrer fra avsender til mottager Nettlaget

49 Overføre et datagram fra avs. til mott.
videresendingstabell i A div. felter Dest. nett neste ruter ant hopp data Starter i A, send IP-datagram adressert til B: slå opp nettadressen til B i videresendingstabellen finner at B er på samme nett som A linklag sender datagram direkte til B i en linklagsramme B og A er direkte forbundet A B E Nettlaget

50 Overføre et datagram fra avs. til mott.
videresendingstabell i A div. felt Dest. nett neste ruter ant hopp data Starter i A, destinasjon E: slå opp nettadressen til E i videresendingstabellen E er på annet nett A og E ikke direkte forbundet rutingtabell: neste-hopp-ruter til E er linklag sender datagram til ruter i en linklags-ramme datagram ankommer forts… A B E Nettlaget

51 Overføre et datagram fra avs. til mott.
videresendingstabell i ruter div. felt Dest. nett ruter ant hopp interface data Ankommer , destinasjon slå opp nettadressen til E i ruterens videresendingstabell E på samme nett som ruterens interface ruter og E er direkte forbundet linklag sender datagram til i en linklagsramme via interface datagram ankommer (hurra!) A B E Nettlaget

52 IP-adressering: hvordan få kloa i…
Hvordan kan en ISP få en blokk av adresser?  ICANN: Internet Corporation for Assigned Names and Numbers tildeler adresser sjef for DNS rot-tjenere tildeler domenenavn, løser navnekonflikter I Norge: Norid Nettlaget

53 NAT: Network Address Translation
resten av Internett lokalt nett (f eks hjemmenett) 10.0.0/24 Alle datagram som forlater lokalt nett har samme avsender IP- adresse: , men ulike avsender-portnummer Datagram med avsender eller destinasjon i dette nettet har /24 adresser som avsender og destinasjon Nettlaget

54 NAT: Network Address Translation
Begrunnelse: lokalt nett benytter bare en IP-adresse sett fra utsiden: trenger ikke å få tildelt mange adresser fra ISP; kun én adresse som brukes for alle noder kan endre adresser til noder i lokalt nett uten å måtte informere omverdenen kan bytte ISP uten å endre adresser på noder i det lokale nettet noder i det lokale nettet kan ikke adresseres direkte og er ikke synlige for omverdenen (positivt sikkerhetsmessig?) Nettlaget

55 NAT: Network Address Translation
Implementasjon: NAT-ruter må: utgående datagrammer: erstatte avsender IP-adresse og portnummer med NAT IP-adresse og nytt portnummer . . . maskiner som svarer vil da bruke NAT IP-adresse og det nye portnummer som destinasjons-adresse. huske (i NAT translasjonstabell) hvert (avsender IP-adresse, portnummer) til (NAT IP-adresse, nytt portnummer) translasjonspar innkommende datagrammer: erstatte NAT IP-adresse og det nye portnummer i destinasjonsfelter med de korresponderende avsender IP-adresse og portnummer lagret i NAT-tabell Nettlaget

56 NAT: Network Address Translation
NAT translasjonstabell WAN side adr LAN side adr. 1: maskin sender datagram til , 80 2: NAT-ruter endrer datagram avsenderadresse fra , 3345 til , 5001, og oppdaterer tabellen , , 3345 …… …… S: , 3345 D: , 80 1 S: , 80 D: , 3345 4 S: , 5001 D: , 80 2 S: , 80 D: , 5001 3 4: NAT-ruter endrer datagram destinasjonsadresse fra , 5001 til , 3345 3: Svar ankommer dest. adresse: , 5001 Nettlaget

57 NAT: Network Address Translation
16-bit portnummerfelt: 60,000 samtidige forbindelser med én enkelt IP-adresse! NAT er kontroversiell: rutere skal kun prosessere t.o.m. lag 3 (nettlaget) bryter med ende-til-ende argument mulighet for NATing må tas hensyn til av applikasjonsdesignere mangel på adresser kan isteden løses ved overgang til IPv6 Nettlaget

58 Kapittel 4 – hvor er vi? 4. 1 Introduction
4.2 Virtual circuit and datagram networks 4.3 What’s inside a router 4.4 IP: Internet Protocol Datagram format IPv4 addressing ICMP IPv6 4.5 Routing algorithms Link state Distance Vector Hierarchical routing 4.6 Routing in the Internet RIP OSPF BGP 4.7 Broadcast and multicast routing Nettlaget

59 ICMP: Internet Control Message Protocol
benyttet av maskiner, rutere og gatewayer for overføring av info om kommunikasjonen feilrapportering: noder som ikke kan nås, nett, port, protokoll echo request/reply (brukt av ping) et nettlag “over” IP: ICMP-meldinger fraktes i IP-datagrammer ICMP melding: type og kode pluss første 8 byte av IP-datagrammet som ble berørt av feilen Type Kode beskrivelse echo reply (ping) dest network unreachable dest host unreachable dest protocol unreachable dest port unreachable dest network unknown dest host unknown source quench (metnings- kontroll – ikke i bruk) echo request (ping) route advertisement router discovery TTL expired bad IP header Nettlaget

60 Traceroute og ICMP Avsender sender en serie med UDP-segmenter til mottager Første har TTL = 1 Andre har TTL = 2 etc. Når datagram nr n ankommer ruter nr n : Ruter kaster datagram og returnerer en ICMP-melding til avsender (type 11, kode 0) Meldingen inneholder navnet på ruter og dens IP-adresse Når ICMP-melding ankommer, vil avsender beregne RTT Traceroute gjør dette tre ganger Kriterium for å stoppe UDP-segment ankommer endelig mottager Mottager returnerer ICMP-meldingen “host unreachable” (type 3, kode 3) Når avsender får denne meldingen, slutter den Nettlaget

61 Kapittel 4 – hvor er vi? 4. 1 Introduction
4.2 Virtual circuit and datagram networks 4.3 What’s inside a router 4.4 IP: Internet Protocol Datagram format IPv4 addressing ICMP IPv6 4.5 Routing algorithms Link state Distance Vector Hierarchical routing 4.6 Routing in the Internet RIP OSPF BGP 4.7 Broadcast and multicast routing Nettlaget

62 IPv6 Opprinnelig motivasjon: 32-bits adresserom er snart oppbrukt
Tilleggsmotivasjon: header-formatet bidrar til høyere hastighet på prosessering og vidresending endringer i header for å muliggjøre QoS IPv6 datagramformat: fast lengde på header: 40 byte ingen fragmentering tillates Nettlaget

63 IPv6 header Priority: identifiserer prioritet mellom datagrammer
Flow label: identifiserer datagrammer i samme “flow” (konseptet “flow” er ikke veldefinert) Next header: identifiserer protokollen på laget over som data skal leveres til Nettlaget

64 Andre endringer fra IPv4
Fragmentering: tillates ikke Sjekksum: fjernet for å redusere prosesseringstid i hver ruter Opsjoner: tillates men ligger utenfor standard header (angis av “Next Header”-feltet) ICMPv6: ny versjon av ICMP flere meldingstyper, f.eks. “Packet Too Big” funksjoner for å håndtere multicast grupper Nettlaget

65 Overgang fra IPv4 til IPv6
Det er umulig å oppgradere alle maskiner og rutere samtidig Hvordan vil Internett fungere med rutere av både type IPv4 og type IPv6? Dual-stack: rutere implementerer både IPv4 og IPv6 Tunneling: IPv6-datagram fraktet som datapakke i IPv4-datagram mellom IPv4-rutere Nettlaget

66 Dual-stack A B C D E F IPv6 IPv6 IPv4 IPv4 IPv6 IPv6 A-til-B: IPv6
Flow: X Avs: A Mott: F data Avs:A Mott: F data Avs:A Mott: F data Flow: ?? Avs: A Mott: F data A-til-B: IPv6 B-til-C: IPv4 B-til-C: IPv4 B-til-C: IPv6 Nettlaget

67 Tunneling A B E F Logisk: A B C D E F Fysisk: Avs:B Mott: E Avs:B
IPv6 IPv6 IPv6 IPv6 A B C D E F Fysisk: IPv6 IPv6 IPv4 IPv4 IPv6 IPv6 Flow: X Avs: A Mott: F data Flow: X Avs: A Mott: F data Avs:B Mott: E Flow: X Avs: A Mott: F data Avs:B Mott: E Flow: X Avs: A Mott: F data A-til-B: IPv6 E-til-F: IPv6 B-til-C: IPv6 inni IPv4 B-til-C: IPv6 inni IPv4 Nettlaget

68 Kapittel 4 – hvor er vi? 4. 1 Introduction
4.2 Virtual circuit and datagram networks 4.3 What’s inside a router 4.4 IP: Internet Protocol Datagram format IPv4 addressing ICMP IPv6 4.5 Routing algorithms Link state Distance Vector Hierarchical routing 4.6 Routing in the Internet RIP OSPF BGP 4.7 Broadcast and multicast routing Nettlaget

69 Relasjon mellom ruting og videresending
rutingalgoritme lokal videresendingstabell header verdi utgang 0100 0101 0111 1001 3 2 1 verdi i pakke- header 1 0111 2 3 Nettlaget

70 Graf-abstraksjon z x u y w v Grafabstraksjon for rutingalgoritmer:
2 1 3 5 Grafabstraksjon for rutingalgoritmer: grafnoder er rutere grafkanter er fysiske linker Graf: G = (N,E) N = mengde av rutere = { u, v, w, x, y, z } E = mengde av linker = { (u,v), (u,x), (v,x), (v,w), (x,w), (x,y), (w,y), (w,z), (y,z) } Merk: Graf-abstraksjon er nyttig i andre nettverkskontekster Eksempel: P2P, hvor N er mengden av peers og E er mengden av TCP-forbindelser Nettlaget

71 Graf-abstraksjon: kost
u y x w v z 2 1 3 5 c(x,x’) = kost for link (x, x’) - f eks c(w,z) = 5 kost kan f eks settes til 1, eller være omvendt proporsjonal med båndbredden eller metningen Kost for stien (x1, x2, x3,…, xp) = c(x1,x2) + c(x2,x3) + … + c(xp-1,xp) Hvilken sti mellom u og z har den minste kostnaden? Rutingalgoritme: algoritme som finner minstekostnadsvei Nettlaget

72 Klassifisering av rutingalgoritmer
Global eller desentralisert informasjon? Global: alle rutere har fullstendig info om topologi og linkkost “link state”-algoritmer Desentralisert: ruter kjenner har bare info om direkte tilknyttede linker og noder iterativ beregningsprosess, utveksling av info med naboer “distance vector”-algoritmer Statisk eller dynamisk? Statisk: ruter endres sjelden/ langsomt Dynamisk: ruter endres hurtigere periodiske oppdateringer oppdateringer som følge av endringer i linkkost Nettlaget

73 Kapittel 4 – hvor er vi? 4. 1 Introduction
4.2 Virtual circuit and datagram networks 4.3 What’s inside a router 4.4 IP: Internet Protocol Datagram format IPv4 addressing ICMP IPv6 4.5 Routing algorithms Link state Distance Vector Hierarchical routing 4.6 Routing in the Internet RIP OSPF BGP 4.7 Broadcast and multicast routing Nettlaget

74 En link-state rutingalgoritme
Dijkstras algoritme nettopologi, linkkost kjent for alle noder oppnås ved kringkasting av linktilstanden alle noder har samme info beregner minstkostvei fra en node (“source”) til alle andre noder gir rutingtabell for den noden iterativ: etter k iterasjoner kjenner man minstekostvei til k dest Notasjon: c(i,j): linkkost fra node i til j. Kost uendelig hvis ikke de er naboer D(v): gjeldende verdi for kost av vei fra kilde til destinasjon v. p(v): forgjengernode (predecessor) langs vei fra kilde til v, dvs neste v N: mengden av noder som har kjent minstekostvei Nettlaget

75 Dijkstras algoritme (link state)
1 Initialisering: 2 N = {u} 3 for alle noder v if v er nabo til u then D(v) = c(u,v) else D(v) = uendelig 7 8 Løkke finn en w som ikke er i N, slik at D(w) er et minimum 10 innlem w i N 11 oppdater D(v) for alle noder v som er nabo til w og ikke i N: D(v) = min( D(v), D(w) + c(w,v) ) 13 /* ny kost til v er enten gammel kost til v eller minste kjente kost til w pluss kost fra w til v */ 15 inntil alle noder er i N Nettlaget

76 Dijkstras algoritme: eksempel
Trinn 1 2 3 4 5 N u ux uxy uxyv uxyvw uxyvwz D(v),p(v) 2,u D(w),p(w) 5,u 4,x 3,y D(x),p(x) 1,u D(y),p(y) ∞ 2,x D(z),p(z) ∞ 4,y u y x w v z 2 1 3 5 Nettlaget

77 Dijkstras algoritme – diskusjon
Algoritmens kompleksitet: O(n2) Oscillasjoner kan oppstå: f eks dersom link-kost = mengde overført trafikk A A A 1 A 1+e 2+e 2+e 2+e D B D B D B D B 1+e 1 1+e 1 e 1 C 1+e e C C C 1 1 e … beregn påny … beregn påny … beregn påny initielt Nettlaget

78 Nettlaget

79 Chapter 4: Network Layer
4. 1 Introduction 4.2 Virtual circuit and datagram networks 4.3 What’s inside a router 4.4 IP: Internet Protocol Datagram format IPv4 addressing ICMP IPv6 4.5 Routing algorithms Link state Distance Vector Hierarchical routing 4.6 Routing in the Internet RIP OSPF BGP 4.7 Broadcast and multicast routing Nettlaget

80 Distansevektoralgoritme
Bellman-Ford ligning Definer dx(y) := kost for minstekostnadsvei fra x til y Da har vi dx(y) = min {c(x,v) + dv(y) } hvor minimum tas over alle naboer til x Nettlaget

81 Bellman-Ford eksempel (1)
Her er dv(z) = 5, dx(z) = 3, dw(z) = 3 u y x w v z 2 1 3 5 B-F ligningen sier: du(z) = min { c(u,v) + dv(z), c(u,x) + dx(z), c(u,w) + dw(z) } = min {2 + 5, 1 + 3, 5 + 3} = 4 Noden som oppnår minimum er neste hopp i minstekostvei Nettlaget

82 Distansevektoralgoritme (2)
Dx(y) = estimat for minstekost fra x til y Distansevektor: Dx = [Dx(y): y є N ] Node x kjenner kost til hver nabo v: c(x,v) Node x holder oppdatert sin egen distansevektor: Dx = [Dx(y): y є N ] Node x har kjennskap også til sine naboers distansevektorer For hver nabo v, vil x kjenne til Dv = [Dv(y): y є N ] Nettlaget

83 Distansevektoralgoritme (3)
Grunnleggende idé: Hver node sender med jevne mellomrom sine egne distansevektor-estimater til sine naboer Når en node x mottar et nytt distansevektor-estimat fra en nabo, vil den oppdatere sin egen distansevektor ved bruk av B-F ligningen: Dx(y) ← minv{c(x,v) + Dv(y)} for hver node y ∊ N Under betingelser som normalt er oppfylt, vil estimatet Dx(y) konvergere mot den virkelige minstekostnad dx(y) Nettlaget

84 Distansevektoralgoritme (4)
Iterativ, asynkron: hver lokal iterasjon er forårsaket av: endring i lokal linkkost melding fra nabo om endret minstekostvei (DV) Distribuert: en node gir endrings-melding til sine naboer bare dersom dens minste-kostvei (DV) til en av nodene endres naboene vil i sin tur varsle sine naboer om nødvendig Hver node: vent på endring i lokal link-kost eller melding fra nabo rekalkuler estimater dersom minstekostvei til noen noder er endret, varsle naboer Nettlaget

85 z y x Dx(z) = min{c(x,y) + Dy(z), c(x,z) + Dz(z)} = min{2+1 , 7+0} = 3
Dx(y) = min{c(x,y) + Dy(y), c(x,z) + Dz(y)} = min{2+0 , 7+1} = 2 tabell i node x x y z x y z ∞ fra kost til kost til kost til x y z x y z x x y fra y fra z z tabell i node y kost til kost til kost til x z 1 2 7 y x y z x y z x y z x ∞ ∞ ∞ x x y y fra y fra fra z z ∞ ∞ ∞ z tabell i node z kost til kost til kost til x y z x y z x y z x x x ∞ ∞ ∞ y y y ∞ ∞ ∞ fra fra fra z z z 7 1 tid Nettlaget

86 Distance vector: linkkostendringer
node oppdager lokal linkkost-endring oppdaterer distansetabell hvis kostendring er i minstekostvei: varsle naboer 1 Y 4 1 X Z 50 algoritmen terminerer Nettlaget

87 Distance vector: linkkost-endringer
gode nyheter reiser fort dårlige nyheter reiser langsomt - “count to infinity” problem! 60 Y 4 1 X Z 50 algoritmen fortsetter Nettlaget

88 Distance vector: “forgiftet revers”
Hvis Z ruter via Y for å nå X : Z sier til Y at dens avstand til X er uendelig (slik at Y ikke skal rute til X via Z) 60 Y 4 1 X Z 50 algoritmen terminerer Nettlaget

89 Sammenligning av LS og DV algoritmene
Meldingskompleksitet LS: med n noder og E linker, O(nE) meldinger sent DV: meldinger kun mellom naboer Konvergens LS: O(n2) algoritme krever O(nE) meldinger may have oscillations DV: konvergenstid varierer kan få løkker “count-to-infinity” problem Robusthet: hva skjer når en ruter går ned? LS: node kan annonsere feil linkkost hver node beregner kun sin egen tabell DV: DV node kan annonsere feil veikost hver nodes tabell brukes av andre feil vandrer gjennom nettet Nettlaget

90 Chapter 4: Network Layer
4. 1 Introduction 4.2 Virtual circuit and datagram networks 4.3 What’s inside a router 4.4 IP: Internet Protocol Datagram format IPv4 addressing ICMP IPv6 4.5 Routing algorithms Link state Distance Vector Hierarchical routing 4.6 Routing in the Internet RIP OSPF BGP 4.7 Broadcast and multicast routing Nettlaget

91 Hierarkisk ruting Hittil har rutingen vært idealisert:
alle ruter identiske “flatt” nettverk … ikke slik i praksis skalering: det finnes 200 millioner noder: kan ikke lagre alle destinasjoner i en rutingtabell! utveksling av rutingtabeller ville overbelastet de fleste linker! administrativ autonomi internett = nettverk av nettverk hver nettverksadmin kan styre rutingen som han vil internt i sitt nettverk Nettlaget

92 Hierarkisk ruting rutere grupperes i “autonome systemer” (AS)
rutere innen samme AS kjører samme rutingprotokoll “intra-AS” ruting-protokoll rutere i ulike AS kan kjøre hver sine intra-AS rutingprotokoller Gateway-ruter Ruter som har direkte link til ruter i annet AS Nettlaget

93 Sammeknyttede AS 3b 1d 3a 1c 2a AS3 AS1 AS2 1a 2c 2b 1b Intra-AS ruting- algoritme Inter-AS Videresendings tabell 3c Videresendingstabell er konfigurert både av intra- og inter-AS rutingalgoritmer Intra-AS vedlikeholder elementer for interne destinasjoner Inter-AS & Intra-AS vedlikeholder entries for eksterne destinasjoner Nettlaget

94 Inter-AS oppgaver AS1 trenger:
å finne ut hvilke destinasjoner som kan nås gjennom AS2 og hvilke som kan nås gjennom AS3 å formidle denne kunnskap til alle rutere i AS1  jobben til inter-AS ruting! Anta ruter i AS1 mottar datagram som skal til en node som ikke er i AS1 Ruter bør videresende pakken til en av gateway-ruterne, men til hvilken av dem? 3b 1d 3a 1c 2a AS3 AS1 AS2 1a 2c 2b 1b 3c Nettlaget

95 Eksempel: Videresendingstabell i ruter 1d
Anta at AS1 får vite av inter-AS-protokollen at subnet x kan nås via AS3 (dvs via gateway 1c) men ikke via AS2. Inter-AS protokollen formidler nåbarhets-info til alle interne rutere i AS1 Ruter 1d finner vhja sin intra-AS ruting-protokoll at dens interface I er på minstekostveien til 1c Legger inn følgende innslag i videre-sendingstabellen: (x,I) Nettlaget

96 Eksempel: Å velge blant flere AS
Anta at AS1 får info fra inter-AS protokollen at subnet x kan nås via AS3 og via AS2 Ruter 1d må bestemme seg for hvilken gateway han skal bruke i sin videresendingstabell for destinasjon x Dette er også en jobb for inter-AS rutingprotokollen Hot-potato routing: send pakken mot den gateway-ruteren som er nærmest av de to Får vite fra inter-AS protokoll at subnet x kan nås via flere gatewayer Benytt ruting info fra intra-AS protokoll til å bestemme kost for minstekostveier til hver av gatewayene Hot potato routing: Velg gatewayen som har laveste minstekostvei Finn av videre- sendingstabellen hvilket interface I som fører til denne gateway. Legg inn (x,I) i videre- Nettlaget

97 Chapter 4: Network Layer
4. 1 Introduction 4.2 Virtual circuit and datagram networks 4.3 What’s inside a router 4.4 IP: Internet Protocol Datagram format IPv4 addressing ICMP IPv6 4.5 Routing algorithms Link state Distance Vector Hierarchical routing 4.6 Routing in the Internet RIP OSPF BGP 4.7 Broadcast and multicast routing Nettlaget

98 Intra-AS ruting Betegnes også Interior Gateway Protocols (IGP)
De vanligste intra-AS ruting protokollene: RIP: Routing Information Protocol OSPF: Open Shortest Path First IGRP: Interior Gateway Routing Protocol (Cisco proprietær) Nettlaget

99 Chapter 4: Network Layer
4. 1 Introduction 4.2 Virtual circuit and datagram networks 4.3 What’s inside a router 4.4 IP: Internet Protocol Datagram format IPv4 addressing ICMP IPv6 4.5 Routing algorithms Link state Distance Vector Hierarchical routing 4.6 Routing in the Internet RIP OSPF BGP 4.7 Broadcast and multicast routing Nettlaget

100 RIP ( Routing Information Protocol)
Distansevektoralgoritme (Bellman-Ford) Inkludert i BSD-UNIX i 1982 Distansemål (“metrikk”): antall hopp (maks = 15 hopp) D C B A u v w x y z destinasjon hopp u v w x y z Nettlaget

101 RIP annonsering Distansevektorer: utveksles mellom naboer hvert 30. sekund via RIP responsmeldinger (ofte kalt annonsering eller advertisement) Hver annonsering: liste med opp til 25 destinasjonsnett innen ASet Nettlaget

102 RIP: eksempel z w x y A D B C y B 2 z B 7 x -- 1
Destinasjonsnett Neste ruter Antall hopp til dest. w A 2 y B 2 z B 7 x …. … Rutingtabell i D Nettlaget

103 RIP: eksempel w x y z A C D B y B 2 z B A 7 5 x -- 1 Annonsering
Dest Neste hopp w x z C …. … Annonsering fra A til D w x y z A C D B Destinasjonsnett Neste ruter Antall hopp til dest. w A 2 y B 2 z B A 7 5 x …. … Rutingtabell i D Nettlaget

104 RIP: Linkfeil og recovery
Hvis det ikke høres noen annonsering på 3 minutter  nabo/link erklæres død ruter som går via nabo fjernes nye annonseringer sendes til naboer naboer sender i sin tur ut nye annonseringer til sine naboer (hvis rutingtabellen har endret seg) info om linkfeil sprer seg hurtig til alle rutere forgiftet revers benyttes for å hindre ping-pong løkker (uendelig avstand = 16 hopp) Nettlaget

105 RIP tabellprosessering
RIP rutingtabeller håndteres av en applikasjons-prosess som heter routed (daemon) annonseringer sendes i UDP segmenter, gjentas periodisk routed routed Transprt (UDP) Transprt (UDP) nettlag videre- (IP) sendingstab nettlag (IP) videre- sendingstab link link fysisk fysisk Nettlaget

106 Chapter 4: Network Layer
4. 1 Introduction 4.2 Virtual circuit and datagram networks 4.3 What’s inside a router 4.4 IP: Internet Protocol Datagram format IPv4 addressing ICMP IPv6 4.5 Routing algorithms Link state Distance Vector Hierarchical routing 4.6 Routing in the Internet RIP OSPF BGP 4.7 Broadcast and multicast routing Nettlaget

107 OSPF (Open Shortest Path First)
“open”: åpen (dvs. offentlig) spesifikasjon benytter en “link state”-algoritme (Dijkstra) LS packet dissemination topologikart i hver ruter benytter Dijkstras algoritme for ruteberegning OSPF-annonseringer har ett element pr naboruter annonseringer sprer seg til hele AS v hj a flooding fraktes i OSPF-meldinger direkte over IP (benytter ikke TCP eller UDP) Nettlaget

108 OSPF avanserte mekanismer (ikke i RIP)
Sikkerhet: alle OSPF-meldinger autentiseres (for å forhindre fiendtlig inntrengning) Multipath: tillater flere stier med samme kost (kun én sti i RIP) For hver link kan vi ha ulike kostmetrikker for ulike tjenestetyper – TOS (f.eks. kost for satellittlink settes lav for “best effort” men høy for sanntidstjenester) Integrert uni- og multicast støtte: Multicast OSPF (MOSPF) benytter samme topologidatabase som OSPF Hierarkisk OSPF i store domener Nettlaget

109 Hierarkisk OSPF Nettlaget

110 Hierarkisk OSPF To-nivå hierarki: lokalt område og stamnett
Link-state annonseringer kun lokalt område hver node har detaljert kunnskap om topologien i eget område, men kjenner kun retningen (korteste vei) til noder i andre områder Area border routers: rutere på grensen mellom et område og “backbone”-området, annonserer intern kost til andre Area Border routers Backbone routers: kjører OSPF ruting begrenset til stamnett Boundary routers: knytter forbindelse til andre autonome systemer Nettlaget

111 Chapter 4: Network Layer
4. 1 Introduction 4.2 Virtual circuit and datagram networks 4.3 What’s inside a router 4.4 IP: Internet Protocol Datagram format IPv4 addressing ICMP IPv6 4.5 Routing algorithms Link state Distance Vector Hierarchical routing 4.6 Routing in the Internet RIP OSPF BGP 4.7 Broadcast and multicast routing Nettlaget

112 Internett inter-AS ruting: BGP
BGP (Border Gateway Protocol): de facto standard BGP gir hvert AS en måte å: få tak i informasjon fra AS-naboer om hvilke subnett som kan nås hvor spre informasjon om dette til alle rutere internt i det autonome systemet finne gode ruter til subnett basert på denne nåbarhetsinformasjonen og definert policy Tillater et subnett å annonsere sin eksistens til resten av Internett: “Her er jeg!” Nettlaget

113 Internetts inter-AS ruting: BGP
BGP4: RFC 1771 Path Vector protokoll: ligner på distance vector protokoller hver Border Gateway kringkaster til sine naboer (peers) hele stien (dvs. sekvensen av ASer) til destinasjonen BGP ruter til nettverk (AS), ikke til individuelle maskiner, identifisert ved sitt ASN F.eks: gateway X kan sende sin vei til dest. Z: Path (X, Z) = X, Y1, Y2, Y3, …, Z Nettlaget

114 BGP – grunnleggende par av rutere (“BGP peers”) utveksler rutinginfo over semi-permanente TCP-forbindelser: BGP-sesjoner Merk at BGP-sesjoner ikke korresponderer med fysiske linker Når AS2 annonserer en prefiks til AS1, lover AS2 at den vil videresende datagrammer som ankommer som skal mot denne prefiks AS2 kan aggregere prefikser i sin annonse 3b 1d 3a 1c 2a AS3 AS1 AS2 1a 2c 2b 1b 3c eBGP sesjon iBGP sesjon Nettlaget

115 Distribusjon av “nåbarhetsinfo”
Med en eBGP-sesjon mellom 3a og 1c, vil AS3 sende info om prefiks-nåbarhet til AS1 1c kan så benytte iBGP for å distribuere denne nye prefiks-info til alle rutere i AS1 1b kan så re-annonsere den nye nåbarehetsinfo til AS2 over 1b-til-2a eBGP-sesjonen Når ruter får kjennskap til en ny prefiks, vil den lage et innslag for prefikset i sin videresendingstabell 3b 1d 3a 1c 2a AS3 AS1 AS2 1a 2c 2b 1b 3c eBGP sesjon iBGP sesjon Nettlaget

116 Stiattributter & BGP-ruter
Når det annonseres et prefiks, inkluderes det BGP-attributter prefiks + attributter = “rute” To viktige attributter: AS-PATH: inneholder ASene som annonsen for prefikset har passert: AS 67 AS 17 NEXT-HOP: Indikerer den spesifikke interne AS-ruter til neste-hopp AS (det kan være flere linker fra et AS til neste-hopp AS Når gateway-ruter mottar annonse for en rute, benytter den en import policy for å akseptere/avvise den annonserte ruten Nettlaget

117 BGP rutevalg Ruter kan få kjennskap ti mer enn en rute til et prefiks. Ruter må da velge rute. Eliminasjonsregler: Lokal preferanseverdiattributt: valg basert på policy Korteste AS-PATH Nærmeste NEXT-HOP ruter: “hot potato”-ruting Andre kriterier Nettlaget

118 BGP-meldinger BGP-meldinger utveksles ved hjelp av TCP BGP-meldinger:
OPEN: åpner en TCP-forbindelse til peer og autentiserer sender UPDATE: annonserer ny vei (eller trekker tilbake en tidligere annonsert vei) KEEPALIVE holder forbindelsen i live under fravær av oppdateringer; brukes også som ACK på OPEN-melding NOTIFICATION: rapporterer feil i foregående melding; brukes også for å lukke forbindelsen Nettlaget

119 BGP rutingpolicy A,B,C er tilbydernett (ISP-nett)
X,W,Y er kunder (av ISPene) X er dual-homed: knyttet til to nett X ønsker ikke å frakte trafikk som kommer fra B og skal til C X unngår dette ved ikke å annonsere overfor B at den har en rute til C Nettlaget

120 BGP rutingpolicy (2) A annonserer stien AW overfor B
B annonserer stien BAW overfor X Bør B annonsere stien BAW overfor C? Nei! B tjener ingenting på å rute CBAW siden hverken W eller C er Bs kunder B ønsker å tvinge C til å rute til W via A B vil kun rute trafikk til og fra sine egne kunder! Nettlaget

121 Hvorfor ulik intra- og inter-AS ruting?
Policy: Inter-AS: admin ønsker kontroll over hvordan dens trafikk rutes, og hvem som ruter gjennom dens nett Intra-AS: enhetlig admin – ingen policy-beslutninger nødvendig Skalering: hierarkisk ruting sparer tabellstørrelse og reduserer oppdateringstrafikken (skalering er mindre viktig internt i AS) Ytelse: Intra-AS: kan fokusere på ytelse Inter-AS: policy kan være viktigere enn ytelse Nettlaget

122 Chapter 4: Network Layer
4. 1 Introduction 4.2 Virtual circuit and datagram networks 4.3 What’s inside a router 4.4 IP: Internet Protocol Datagram format IPv4 addressing ICMP IPv6 4.5 Routing algorithms Link state Distance Vector Hierarchical routing 4.6 Routing in the Internet RIP OSPF BGP 4.7 Broadcast and multicast routing Nettlaget

123 Nettlag: oppsummering
Hva vi har vært innom: nettlagstjenester rutingprinsipper: “link state” og “distance vector” hierarkisk ruting IP Internetts rutingprotokoller: RIP, OSPF, BGP hva finnes inne i en ruter? IPv6 Neste stopp: linklaget Nettlaget