Camada de Rede
Teleprocessamento e Redes
Instituto de Informática – UFGProf. Fábio M. Costa
(slides baseados em [Kurose&Ross2003])
Cap. 4: Camada de Rede 2
Camada de RedeObjetivos Explicar as funções da
camada de rede Roteamento (escolha de
Caminho entre dois ou mais sistemas finais)
Escalabilidade Como funciona um
roteador Tópicos avançados:
IPv6, multicast, mobilidade
Instanciação e implementação na intenet
Sumário: Serviços da camada de rede Roteamento: seleção de
rotas Roteamento hierárquico IP (v4) Protocolos de roteamento da
Internet Intra-domínio Inter-domínio
Como funciona um roteador IP
IPv6 Roteamento multicast IP móvel
Cap. 4: Camada de Rede 3
Funções da Camada de Rede
Transportar pacotes entre os sistemas finais da rede
A camada de rede deve ter uma entidade em cada sistema final ou roteador da rede
3 funções importantes: Determinação de caminhos: rota
escolhida para os pacotes entre a origem e o destino: Algoritmos de roteamento
Comutação: mover pacotes entre as portas de entrada e de saída dos roteadores
Estabelecimento de conexão: algumas arquiteturas de rede exigem o estabelecimento de circuitos virtuais antes da transmissão de dados
redeenlacefisica
redeenlacefisica
redeenlacefisica
redeenlacefisica
redeenlacefisica
redeenlacefisica
redeenlacefisica
redeenlacefisica
aplicaçãotransporte
redeenlacefisica
aplicaçãotransporte
redeenlacefisica
Cap. 4: Camada de Rede 4
Modelo do Serviço de Rede
Q: Como escolher um modelo de serviço para o canal que transporta pacotes da origem ao destino?
Banda-passante garantida? Preservação dos intervalos
entre pacotes? Entrega sem perdas? Entrega em ordem? Realimentação de
informação de congestionamento (para a camada de transporte)?
? ??circuito virtual
oudatagrama
Nível mais geralde abstração nacamada de rede
ab
stra
ção d
e s
erv
iço
Cap. 4: Camada de Rede 5
Circuitos Virtuais (VC)
Estabelecimento da conexão deve preceder o envio de dados. Liberação da conexão após o envio dos dados.
Cada pacote transporta um identificador do CV, não transporta o endereço completo do destino
Cada roteador na rota mantém informação de estado para cada conexão que passa por ele.
A conexão de camada de transporte envolve apenas os sistemas finais A banda passante e os recursos do roteador podem ser alocados por VC
Controle de Qualidade de Serviço por VC
“A ligação entre a origem e o destino emula uma ligação telefônica” Orientado ao desempenho A rede controla a conexão entre a origem e o destino
Cap. 4: Camada de Rede 6
Circuitos Virtuais: Sinalização
Usado para estabelecer, manter e encerrar Circuitos Virtuais
Usados em ATM, Frame-Relay e X-25, mas não na Internet
aplicaçãotransporte
redeenlacefisica
aplicaçãotransporte
redeenlacefisica
1. Call Request 2. incoming call
3. Accept call4. Call connected5. Inicia Fluxo de dados 6. Recebe Dados
Cap. 4: Camada de Rede 7
Redes Datagrama: o modelo da Internet Não existem conexões na camada de rede Não há informação de estado de conexão nos roteadores
Pois não existem conexões! Pacotes tipicamente transportam o endereço de destino
Pacotes para o mesmo destino podem seguir diferentes rotas
aplicaçãotransporte
redeenlacefisica
aplicaçãotransporte
redeenlacefisica
1. Envia dados 2. Recebe dados
Cap. 4: Camada de Rede 8
Modelos de Serviço da Camada de Rede:
Arquiteturade Rede
Internet
ATM
ATM
ATM
ATM
Modelo deServiço
melhoresforçoCBR
VBR
ABR
UBR
Banda
não
taxaconstantetaxagarantidamínimogarantidonão
Perda
não
sim
sim
não
não
Ordem
não
sim
sim
sim
sim
Tempo
não
sim
sim
não
não
Realim. deCongestão
não (examinaperdas)não hácongestãonão hácongestãosim
não
Parâmetros Garantidos
Novos serviços na Internet: Intserv, Diffserv
Cap. 4: Camada de Rede 9
Datagrama versus Circuito Virtual
Internet Dados trocados entre
computadores Serviço elástico, requisitos de
atraso não críticos Sistemas finais inteligentes
Podem se adaptar, realizar controle e recuperação de erros
A rede é simples, a complexidade fica nas pontas
Muitos tipos de enlaces Características diferentes Difícil obter um serviço
uniforme Rede simples facilita a
integração
ATM Originário da telefonia Conversação humana:
Tempos estritos, exigências de confiabilidade
Necessário para serviço garantido
Sistemas finais “burros” Telefones (embora
este não seja exatamente o caso em redes ATM)
Complexidade dentro da rede
Cap. 4: Camada de Rede 10
Roteamento
Algoritmos de roteamento são descritos por grafos:
Nós do grafo representam roteadores
Arestas do grafo representam enlaces Custo do enlace: atraso,
preço ou nível de congestionamento
Objetivo: determinar “bons” caminhos (seqüência de
roteadores) através da rede, da fonte ao destino.
Protocolo de Roteamento
A
ED
CB
F
2
2
13
1
1
2
53
5
“bons” caminhos: tipicamente correspondem
aos caminhos de menor custo normalmente há caminhos
redundantes ou alternativos
Cap. 4: Camada de Rede 11
Classificação dos Algoritmos de RoteamentoInformação global ou
descentralizadaGlobal: Todos os roteadores têm
informações completas da topologia e dos custos dos enlaces
algoritmos “Link state”Descentralizada: Roteadores só conhecem
informações sobre seus vizinhos e os enlaces para eles
Processo de computação iterativo: troca de informações com os vizinhos
algoritmos “Distance vector”
Estático ou Dinâmico?Estático: As rotas mudam
lentamente ao longo do tempo
Configuradas manualmente
Dinâmico: As rotas mudam mais
rapidamente Atualizações periódicas
e automáticas Podem responder a
mudanças no custo dos enlaces
Cap. 4: Camada de Rede 12
Algoritmo Link-state
Algoritmo de Dijkstra Topologia de rede e custo dos
enlaces são conhecidos por todos os nós. Implementado via “link state
broadcast” Todos os nós têm a mesma
informação Computa caminhos de menor
custo de um nó (fonte) para todos os outros nós Permite obter uma tabela de
roteamento para aquele nó Convergência: após k
iterações, conhece-se o caminho de menor custo para k destinos.
Notação: C(i,j): custo do enlace do nó
i ao nó j. Custo é infinito se não houver ligação entre i e j
D(v): valor atual do custo do caminho da fonte ao destino V
P(v): nó predecessor ao longo do caminho da fonte ao nó v, isto é, antes do v
N: conjunto de nós cujo caminho de menor custo é definitivamente conhecido
Cap. 4: Camada de Rede 13
Algoritmo de Dijsktra
1 Inicialização: 2 N = {A} 3 para todos os nós v 4 se v é adjacente a A 5 então D(v) = c(A,v) 6 senão D(v) = infinito 7 8 Loop 9 ache w não em N tal que D(w) é mínimo (entre os demais)10 acrescente w a N 11 atualize D(v) para todo v adjacente a w e não em N: 12 D(v) = min( D(v), D(w) + c(w,v) ) 13 /* novo custo para v é ou o custo anterior para v ou o menor 14 custo de caminho conhecido para w mais o custo de w a v */ 15 até que todos os nós estejam em N
Executando no nó A
Cap. 4: Camada de Rede 14
Exemplo: Algoritmo de Dijkstra
Passo012345
conj. NA
ADADE
ADEBADEBC
ADEBCF
D(B),p(B)2,A2,A2,A
D(C),p(C)5,A4,D3,E3,E
D(D),p(D)1,A
D(E),p(E)infinito
2,D
D(F),p(F)infinitoinfinito
4,E4,E4,E
A
ED
CB
F
2
2
13
1
1
2
53
5
Cap. 4: Camada de Rede 15
Discussão do Algoritmo de DijkstraComplexidade do Algoritmo: n nós Cada iteração: precisa verificar todos os nós w, que não estão em N n*(n+1)/2 comparações: o(n2) Implementações mais eficientes: o(nlog n)
Oscilações possíveis: E.G., custo do enlace = total de tráfego transportado
A
D
C
B1 1+e
e0
e
1 1
0 0
A
D
C
B2+e 0
001+e1
A
D
C
B0 2+e
1+e10 0
A
D
C
B2+e 0
e01+e1
initial… recalcularoteamento
… recalcula … recalcula
Cap. 4: Camada de Rede 16
Algoritmo “Distance Vector”
Iterativo: Continua até que os
nós não troquem mais informações.
Self-terminating: Não há sinal de parada
Assíncrono: Os nós não precisam
trocar informações simultaneamente!
Distribuído: Cada nó se comunica
apenas com os seus vizinhos diretamente conectados
Estrutura de Dados da Tabela de Distância
Cada nó tem sua própria tabela Linha para cada possível destino Coluna para cada roteador vizinho Exemplo: no nó X, para destino Y
via vizinho Z:
D (Y,Z)X
distância de X paraY, via Z como próx. salto
c(X,Z) + min {D (Y,w)}Z
w
=
=
Cap. 4: Camada de Rede 17
Exemplo de Tabela de Distância
A
E D
CB7
8
1
2
1
2
D ()
A
B
C
D
A
1
7
6
4
B
14
8
9
11
D
5
5
4
2
Ecusto via nó vizinho
dest
ino
D (C,D)E
c(E,D) + min {D (C,w)}D
w== 2+2 = 4
D (A,D)E
c(E,D) + min {D (A,w)}D
w== 2+3 = 5
D (A,B)E
c(E,B) + min {D (A,w)}B
w== 8+6 = 14
volta via E!
volta via E!
Cap. 4: Camada de Rede 18
A Tabela de Distâncias Gera a Tabela de Roteamento
D ()
A
B
C
D
A
1
7
6
4
B
14
8
9
11
D
5
5
4
2
Ecusto através de
dest
ino
A
B
C
D
A,1
D,5
D,4
D,2
Enlace de saída, cost
dest
ino
Tabela de distância Tabela de Roteamento(para o nó E)
Cap. 4: Camada de Rede 19
Roteamento Vetor-Distância: ResumoIterativo, assíncrono: cada
iteração local é causada por:
Mudança de custo dos enlaces locais
Mensagem do vizinho: seu caminho de menor custo para o destino mudou
Distribuído: Cada nó notifica seus
vizinhos apenas quando seu menor custo para algum destino muda Vizinhos notificam seus
vizinhos, e assim por diante…
espera por mudança no custo dos enlaces locais ou mensagem do vizinho
recalcula tabela de distância
se o caminho de menor custo para algum destino mudou,
notifica vizinhos
Cada nó:
Cap. 4: Camada de Rede 20
Algoritmo Vetor-Distância:
1 Inicialização: 2 para todos os nós adjacentes v: 3 D (*,v) = infinito /* o operador * significa “para todas as colunas” */ 4 D (v,v) = c(X,v) 5 para todos os destinos, y 6 envia min D (y,w) para cada vizinho /* w sobre todos vizinhos de X*/
XX
X
w
Para todos o nó X:
Cap. 4: Camada de Rede 21
Algoritmo Vetor-Distância (Cont.):8 loop 9 wait (até ocorrer uma mudança no custo do enlace para vizinho V 10 ou até receber atualização do vizinho V) 11 12 if (c(X,V) muda por um valor d) 13 /* muda o custo para todos os destinos via vizinho v por d */ 14 /* nota: d pode ser positivo ou negativo */ 15 para todos os destinos y: D (y,V) = D (y,V) + d 16 17 else if (atualização recebida de V sobre destino Y) 18 /* caminho mais curto de V para algum Y mudou */ 19 /* V enviou um novo valor para seu min DV(Y,w) */ 20 /* chame este novo valor recebido "newval" */ 21 para o único destino y: D (Y,V) = c(X,V) + newval 22 23 if nós temos um novo min D (Y,w) para algum destino Y 24 envie novo valor de min D (Y,w) para todos os vizinhos 25 26 forever
w
XX
X
X
X
w
w
Cap. 4: Camada de Rede 22
Exemplo: algoritmo vetor-distância
X Z12
7
Y
Cap. 4: Camada de Rede 23
X Z12
7
Y
D (Y,Z)X
c(X,Z) + min {D (Y,w)}w=
= 7+1 = 8
Z
D (Z,Y)X
c(X,Y) + min {D (Z,w)}w=
= 2+1 = 3
Y
Exemplo: algoritmo vetor-distância
Cap. 4: Camada de Rede 24
Vetor-Distância: Mudança no custo do enlace
Mudança no custo do enlace (para menos):
nó detecta que o custo do enlace local mudou
atualiza tabela de distâncias (linha 15) se o custo do caminho de menor custo
mudou, notifica vizinhos (linhas 23 e 24)
X Z14
50
Y1
algoritmotermina“boas
notíciasviajam depressa”
Cap. 4: Camada de Rede 25
Vetor Distância: Mudança no custo do enlace
Mudança no custo do enlace (para mais): más notícias viajam devagar - problema
da “contagem ao infinito” a rede demora para aprender os novos
custos (44 iterações neste exemplo!)X Z
14
50
Y60
algoritmocontinua!
Cap. 4: Camada de Rede 26
Vetor Distância: Poisoned Reverse
Se Z roteia através de Y para chegar a X : Z diz a Y que sua (de Z) distância para X é
infinita (assim Y não roteará para X via Z) será que isso resolve completamente o
problema da contagem ao infinito? funciona apenas para ciclos com dois nós
X Z14
50
Y60
algoritmotermina
Cap. 4: Camada de Rede 27
Comparação dos Algoritmos LS e VD
Complexidade LS: com n nós e E links: o(nE)
mensagens enviadas DV: trocas somente entre
vizinhos Tempo de convergência varia
Tempo de convergência LS: algoritmo o(n2) exige o(nE)
mensagens Pode ter oscilações
DV: tempo de convergência varia Podem haver loops de
roteamento Problema da contagem ao
infinito
Robustez: o que acontece se um roteador funciona mal?
Ls: Nós podem advertir custos
incorretos para os enlaces. Cada nó calcula sua
própria tabela de roteamento
• independente dos demais
Dv: Nó pode advertir caminhos
com custo incorreto• custo errado se propaga
Tabela de cada nó é usada por outros
• Propagação de erros pela rede
Cap. 4: Camada de Rede 28
Roteamento Hierárquico
Escala: com >50 milhões de destinos:
Não é possível armazenar todos os destinos numa única tabela de rotas!
As mudanças na tabela de rotas irão congestionar os enlaces!
Autonomia Administrativa
Internet = rede de redes Cada administração de
rede pode querer controlar o roteamento na sua própria rede
Problemas do mundo real roteadores não são todos idênticos as redes não são “planas” na prática
Cap. 4: Camada de Rede 29
Roteamento Hierárquico
Agrega roteadores em regiões: “sistemas autônomos ” (AS)
Roteadores no mesmo AS rodam o mesmo protocolo de roteamento Protocolo de roteamento
“Intra-AS” Roteadores em diferentes
AS’s podem rodar diferentes protocolos de roteamento
Roteadores de interface de um AS com outros AS’s
Rodam protocolos de roteamento intra-AS com os outros roteadores do AS
Também responsáveis por enviar mensagens para fora do AS Rodam protocolo de
roteamento inter-AS com outros rotea-dores de borda (de outros AS’s)
roteadores de borda
Cap. 4: Camada de Rede 30
Roteamento Intra-AS and Inter-AS
Roteadores de Borda•realizam roteamento inter-AS entre si
•realizam roteamento intra-AS com outros roteadores do mesmo AS
Roteamento inter-AS, intra-AS no roteador
A.c
Camada de rede
Camada de enlaceCamada física
a
b
b
aaC
A
Bd
A.a
A.c
C.bB.a
cb
c
Cap. 4: Camada de Rede 31
Roteamento Intra-AS e Inter-AS
Host h2
a
b
b
aaC
A
Bd c
A.a
A.c
C.bB.a
cb
Hosth1
roteamento Intra-ASdentro do AS A
roteamento Inter-AS entre A e B
roteamento Intra-AS dentro do AS B
Rotas fim-a-fim são obtidas por meio da concatenação de rotas internas em vários AS´s, através das rotas inter-AS.
Cap. 4: Camada de Rede 32
A camada de rede da Internet
tabelade rotas
Entidade de rede em roteadores ou hosts:
Prot. de roteamento•escolha de caminhos•RIP, OSPF, BGP
protocolo IP•endereçamento•formato dos datagramas•tratamento de pacotes
protocolo ICMP•aviso de erros•sinalização de rotas
Camada de Transporte: TCP, UDP
Camada de enlace
Camada física
Camada deRede
Cap. 4: Camada de Rede 33
Endereçamento IP: Introdução
endereço IP: identificador de 32-bits para interfaces de roteadores e hosts
Interface: conexão entre roteador ou host e enlace físico Roteador tem
tipicamente múltiplas interfaces
Hosts geralmente têm apenas uma interface
Endereços IP são associados com interfaces, não com o host ou com o roteador propriamente
223.1.1.1
223.1.1.2
223.1.1.3
223.1.1.4 223.1.2.9
223.1.2.2
223.1.2.1
223.1.3.2223.1.3.1
223.1.3.27
223.1.1.1 = 11011111 00000001 00000001 00000001
223 1 11
Cap. 4: Camada de Rede 34
Endereçamento IP Endereço IP:
parte de rede (bits mais significativos)
parte de Host part (bits menos significativos)
O que é uma rede? (na perspectiva do endereço) Interfaces de
dispositivos com a mesma parte de rede no endereço IP
Podem se comunicar fisicamente sem o auxílio de um rotedor
223.1.1.1
223.1.1.2
223.1.1.3
223.1.1.4 223.1.2.9
223.1.2.2
223.1.2.1
223.1.3.2223.1.3.1
223.1.3.27
Rede consistindo de de 3 redes IP (para endereços IP começando com 223, os primeiros 24 bits são o endereço derede)
LAN
Cap. 4: Camada de Rede 35
Endereçamento IPComo encontrar as redes Separe cada interface
de seus respectivos roteadores e hosts
Criar ilhas de redes isoladas
223.1.1.1
223.1.1.3
223.1.1.4
223.1.2.2223.1.2.1
223.1.2.6
223.1.3.2223.1.3.1
223.1.3.27
223.1.1.2
223.1.7.0
223.1.7.1223.1.8.0223.1.8.1
223.1.9.1
223.1.9.2
Sistema com seisredes interconectadas
Cap. 4: Camada de Rede 36
Endereços IP
0 rede host
10 rede host
110 rede host
1110 multicast address
A
B
C
D
class1.0.0.0 to127.255.255.255
128.0.0.0 to191.255.255.255
192.0.0.0 to223.255.255.255
224.0.0.0 to239.255.255.255
32 bits
endereçamento “classfull” (com classes de endereços):
Cap. 4: Camada de Rede 37
Endereçamento IP: CIDR Endereçamento “Classful”:
Uso ineficiente do espaço de endereçamento, exaustão do espaço de endereços
Ex.: rede de Classe B aloca endereços para 65K hosts, mesmo se só existem 2000 hosts naquela rede
CIDR: Classless InterDomain Routing A parte de rede do endereço tem tamanho arbitrário Formato do endereço: A.B.C.D/x, onde x é o número de
bits na parte de rede do endereço – a máscara de rede
11001000 00010111 00010000 00000000
parte derede
parte de host
200.23.16.0/23
Cap. 4: Camada de Rede 38
Como obter um endereço IP
Hosts : Endereço fixo: definido pelo administrador
DHCP: Dynamic Host Configuration Protocol : permite a atribuição dinâmica de endereços IP Host envia (via broadcast) mensagem “DHCP discover” DHCP server responde com mensagem “DHCP offer” Host pede endereço IP com mensagem : “DHCP request” DHCP server envia endereço com a mensagem: “DHCP
ack”
Roteadores: Endereço fixo: definido pelo administrador
Cap. 4: Camada de Rede 39
Como obter um endereço IP
Rede (parte de rede dos endereços) Obter uma parte do espaço de endereços
do seu ISP:bloco do ISP 11001000 00010111 00010000 00000000 200.23.16.0/20
Organização 0 11001000 00010111 00010000 00000000 200.23.16.0/23
Organização 1 11001000 00010111 00010010 00000000 200.23.18.0/23
Organização 2 11001000 00010111 00010100 00000000 200.23.20.0/23 ... ….. …. ….
Organização 7 11001000 00010111 00011110 00000000 200.23.30.0/23
Cap. 4: Camada de Rede 40
Endereçamento Hierárquico: agregação de rotas
200.23.16.0/23
200.23.18.0/23
200.23.30.0/23
ISP 1
Organização 0
Organização 7Internet
Organização 1
ISP 2“Me envie qualquer coisa comendereço começando por199.31.0.0/16”
200.23.20.0/23Organização 2
...
...
O endereçamento hierárquico permite uma propagação de rotas mais eficiente:
“Me envie qualquer coisa comendereço começando por200.23.16.0/20”
Cap. 4: Camada de Rede 41
Roteamento Hierárquico:rotas mais específicas
ISP 2 tem uma rota mais específica para a organização 1
200.23.16.0/23
200.23.18.0/23
200.23.30.0/23
ISP 1
Organização 0
Organização 7Internet
Organização 1
ISP 2“Me envie qualquer coisa com endereço começando por199.31.0.0/16 ou 200.23.18.0/23”
200.23.20.0/23Organização 2
...
...
“Me envie qualquer coisa com endereço começando por200.23.16.0/20”
Migrou para outro ISP
Cap. 4: Camada de Rede 42
Como obter um endereço IP...
Q: Como o ISP obtém seu bloco de endereço?
A: ICANN: Internet Corporation for Assigned
Names and Numbers Aloca endereços Gerencia DNS Atribui nomes de domínios e resolve
disputas
Cap. 4: Camada de Rede 43
datagrama IP:
223.1.1.1
223.1.1.2
223.1.1.3
223.1.1.4 223.1.2.9
223.1.2.2
223.1.2.1
223.1.3.2223.1.3.1
223.1.3.27
A
BE
outroscampos
endereçoIP origem
endereçoIP destino dados
os endereços do datagrama não mudam ao viajar da fonte ao destino
Rede destino próx. roteador Núm. saltos
223.1.1 1223.1.2 223.1.1.4 2223.1.3 223.1.1.4 2
tabela de roteamento em A
Levando um Datagrama da Fonte ao Destino
Cap. 4: Camada de Rede 44
Levando um Datagrama da Fonte ao Destino
223.1.1.1
223.1.1.2
223.1.1.3
223.1.1.4 223.1.2.9
223.1.2.2
223.1.2.1
223.1.3.2223.1.3.1
223.1.3.27
A
BE
Começando em A, levar datagrama IP para B:
examine endereço de rede de B descobre que B está na mesma rede de A camada de enlace envia datagrama
diretamente para B num quadro da camada de enlace
Se necessário descobre endereço físico de B B e A são diretamente conectados
Rede destino Próx. roteador Núm. saltos
223.1.1 1223.1.2 223.1.1.4 2223.1.3 223.1.1.4 2
outroscampos223.1.1.1223.1.1.3 dados
Cap. 4: Camada de Rede 45
223.1.1.1
223.1.1.2
223.1.1.3
223.1.1.4 223.1.2.9
223.1.2.2
223.1.2.1
223.1.3.2223.1.3.1
223.1.3.27
A
BE
Rede destino Próx. roteador Núm. saltos
223.1.1 1223.1.2 223.1.1.4 2223.1.3 223.1.1.4 2
Começando em A, destino E: examina endereço de rede de E E está num rede diferente
A e E não estão diretamente conectados
tabela de roteamento: próximo roteador para E é 223.1.1.4
encontra endereço físico de 223.1.1.4 e envia o datagrama num quadro de enlace
não modifica o endereço de destino no datagrama IP
datagrama chega em 223.1.1.4 continua no próximo slide…
outroscampos223.1.1.1223.1.2.3dados
Levando um Datagrama da Fonte ao Destino
Cap. 4: Camada de Rede 46
223.1.1.1
223.1.1.2
223.1.1.3
223.1.1.4 223.1.2.9
223.1.2.2
223.1.2.1
223.1.3.2223.1.3.1
223.1.3.27
A
BE
Chegando em 223.1.1.4, com destino a 223.1.2.2
examina endereço de rede de E E está na mesma rede da
interface 223.1.2.9 do roteador roteador e E estão
diretamente ligados descobre endereço físico de
223.1.2.2 e envia o datagrama num quadro da camada de enlace
datagrama chega em 223.1.2.2!!! (ufa!)
outrocampos223.1.1.1223.1.2.3dados
223.1.1 - 1 223.1.1.4 223.1.2 - 1 223.1.2.9
223.1.3 - 1 223.1.3.27
Levando um Datagrama da Fonte ao Destino
Rede destinoPróx.roteador
Núm.saltos
EndereçoInterface
Cap. 4: Camada de Rede 47
Exemplo: Tabela de rotas em um roteador de pequeno porte
fmc@zeus:~> netstat -rKernel IP routing tableDestination Gateway Genmask Flags MSS Window irtt Iface200.137.197.128 apollo.inf.ufg. 255.255.255.192 UG 40 0 0 eth1200.137.197.192 artemis.inf.ufg 255.255.255.192 UG 40 0 0 eth1200.137.197.0 * 255.255.255.192 U 40 0 0 eth1200.137.197.64 * 255.255.255.192 U 40 0 0 eth0default ares.inf.ufg.br 0.0.0.0 UG 40 0 0 eth1
fmc@zeus:~>
fmc@zeus:~> netstat -nrKernel IP routing tableDestination Gateway Genmask Flags MSS Window irtt Iface200.137.197.128 200.137.197.2 255.255.255.192 UG 40 0 0 eth1200.137.197.192 200.137.197.6 255.255.255.192 UG 40 0 0 eth1200.137.197.0 0.0.0.0 255.255.255.192 U 40 0 0 eth1200.137.197.64 0.0.0.0 255.255.255.192 U 40 0 0 eth00.0.0.0 200.137.197.1 0.0.0.0 UG 40 0 0 eth1fmc@zeus:~>
Ou:
Cap. 4: Camada de Rede 48
Topologia da rede
zeus.inf.ufg.br
eth0 eth1
200.137.197.64 200.137.197.0
apollo200.18.197.2
200.137.197.128
artemis200.18.197.6
200.137.197.192
ares.inf.ufg.br
200.137.197.1
UFGNetUFGNet
Cap. 4: Camada de Rede 49
Outro exemplo de tabela de rotas: ares.inf.ufg.br
Destination Gateway Genmask Flags MSS Window irtt Iface
200.137.192.0 0.0.0.0 255.255.255.0 U 1500 0 0 eth0
200.137.197.0 0.0.0.0 255.255.255.192 U 1500 0 0 eth1200.137.197.64 200.137.197.11 255.255.255.192 UG 1500 0 0 eth1200.137.197.128 200.137.197.2 255.255.255.192 UG 1500 0 0 eth1200.137.197.192 200.137.197.6 255.255.255.192 UG 1500 0 0 eth1192.168.0.0 200.137.197.18 255.255.255.0 UG 1500 0 0 eth1192.168.40.0 200.137.197.18 255.255.255.0 UG 1500 0 0 eth10.0.0.0 200.137.192.1 0.0.0.0 UG 1500 0 0 eth0
Ver esboço da topologia da rede no próximo slide
Cap. 4: Camada de Rede 50
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