2.2 PROTOCOALE DE RUTARE PENTRU INTERNET

� adresele IP - 4 octeţi şi definesc două câmpuri logice: un câmp identifică reţeaua din care face parte sistemul, iar celălalt identifică conexiunea fizică dintre sistem şi reţea.

� Un sistem de extremitate sau un ruter, care prezintă mai multe conexiuni fizice cu una sau mai

multe reţele, utilizează o adresă diferită pentru fiecare conexiune.

� Ruterii nu sunt implicaţi într-o transmisiune a unui pachet între două sisteme care aparţin aceleiaşi reţele fizice/locale (care utilizează acelaşi protocol de nivel legătură de date LAN). Sistemul sursă încapsulează pachetul IP într-un cadru de nivel legătură de date pe care îl transmite către adresa MAC destinaţie corespunzătoare sistemului destinatar. Adresa fizică corespunzătoare adresei IP pentru un sistem care face parte din aceeasi retea fizică este obţinută cu ajutorul protocolului de rezoluţie a adreselor, ARP (Address Resolution Protocol).

� Rutarea reprezintă algoritmul prin care se determină drumul dintre sursă şi destinaţie. În cazul în

care sistemul sursă S şi cel destinatie D nu se află în aceeaşi reţea locală se pot utiliza mai multe strategii de rutare. Să presupunem ca un nod intermediar (ruter) de pe traseul dintre S şi D primeşte un pachet şi trebuie să-l trimită mai departe. Atunci, posibilităţile de rutare sunt: o dacă pachetul conţine în antet întreaga informaţie de rutare, nodul nu are de luat nici o

decizie, ci trimite direct pachetul la nodul următor. Aceasta metodă se numeste rutare sursă şi presupune că nodul S cunoaşte calea completă către D.

o nodul intermediar poate să cunoască dinainte ruta către D, deci nici în acest caz nu are de luat nici o decizie. Aceasta presupune ca fiecare nod intermediar să aibă o tabelă cu rutele corecte pentru toate destinaţiile posibile.

o nodul nu cunoaşte dinainte calea către D şi ia pe loc o decizie în funcţie de informaţiile de care dispune. Aceste informaţii includ căile către nodurile vecine, încărcarea lor, etc. Fiecare

nod trebuie să aibă posibilitatea să comunice cu alte noduri pentru a-si actualiza aceste informaţii. Protocoalele de rutare din familia TCP/IP utilizează acest procedeu, folosind o bază de date numită tabelă de rutare în fiecare dintre nodurile intermediare. Metoda presupune că în fiecare reţea locală există cel puţin un nod (numit gateway) care menţine o tabelă de rutare suficient de complexă pentru a trimite pachetul pe calea cea mai bună, către unul dintre nodurile vecine. Toate sistemele din reţeaua locală trebuie doar să ştie care este gateway-ul însărcinat cu rutarea. Din motive de redundanţă pot fi mai multe astfel de gateway-uri în fiecare reţea şi întodeauna se definesc mai multe rute posibile, stabilindu-se nişte priorităţi de selecţie a acestora. În concluzie, pentru rutarea din reţeaua TCP/IP s-a ales un model distribuit de rutare, în care să nu existe o singură autoritate centralizată de care să depindă funcţionarea întregii reţele. Această particularitate este inspirată din reţeaua ARPANET a departamentului de apărare al SUA.

2.2.1 Tabele de rutare şi decizii de rutare

� Rutarea pachetelor se realizează prin intermediul ruterilor care, în acest scop, utilizează tabele de rutare. Tabelul de rutare al unui ruter conţine perechi (N, R), în care N este adresa IP a reţelei de destinaţie iar R este adresa IP a primului ruter pe calea spre reţeaua N (numit gateway). Astfel, ruterul deţine informaţii numai despre patru tipuri de sisteme destinaţie: o sisteme care sunt conectate direct la una dintre reţelele fizice la care ruterul este ataşat, o sisteme sau reţele pentru care ruterul deţine definiţii explicite, o sisteme sau reţele pentru care ruterul a primit un mesaj ICMP de redirectare, şi o o adresă implicită pentru toate celelalte destinaţii.

� Prin urmare, în tabela de rutare există trei tipuri de asocieri:

o rutele directe care definesc reţelele ataşate local, o rutele indirecte care definesc reţelele tangibile printr-un alt ruter (gateway) sau mai multe şi o ruta implicită care conţine ruta (directă sau indirectă) utilizată în cazul în care reţeaua IP

destinaţie nu se găseşte printre asocierile definite de primele două tipuri. � În multe situaţii sunt definite mai multe subreţele pentru aceeaşi reţea fizică. Dacă sistemele sursă şi

destinaţie sunt conectate la aceeaşi reţea fizică, dar sunt definite în subreţele diferite, atunci cele două sisteme nu pot comunica decât prin intermediul unui ruter.

� Exemplu de patru reţele conectate prin trei ruteri şi tabelul de rutare (varianta completă a tabelului, după iniţializare) al ruterului R2:

Fig. 2.11 Reţea Internet formată din patru reţele şi trei ruteri.

� Algoritmul general al deciziilor de rutare IP este prezentat în continuare.

Fig. 2.12 Deciziile de rutare IP.

2.2.2 Protocoale de rutare

� Iniţializarea tabelelor de rutare şi adaptarea lor permanentă la condiţiile de funcţionare ale reţelei se face cu ajutorul unor protocoale prin intermediul cărora ruterii schimbă informaţii de rutare. Ruterii operează la nivel de sistem autonom, concept care este descris în continuare.

2.2.2.1 Sisteme autonome

� Definirea unui sistem autonom (SA) este esenţială pentru înţelegerea scopului şi funcţiei unui

protocol de rutare. Se defineşte un SA ca fiind o porţiune logică dintr-o reţea IP. De obicei, un SA reprezintă o inter-reţea din cadrul unei organizaţii. Acesta este administrat de către o singură autoritate de management. Un SA se poate conecta cu alte SA administrate de aceeaşi organizaţie. Pe de altă parte, un SA se poate conecta cu alte reţele publice sau private.

Fig. 2.13 Sisteme autonome.

� Unele protocoale de rutare sunt utilizate pentru a determina rutele optime dintr-un SA. Alte protocoale de rutare sunt utilizate pentru a interconecta mai multe SA. În reţelele TCP/IP sunt utilizate următoarele protocoale de rutare: o Protocoale de rutare în interiorul unui SA, Interior Gateway Protocol (IGP): Exemple de

protocoale IGP: Open Short Path First (OSPF) and Routing Information Protocol (RIP); o Protocoale de rutare în exteriorul unui SA, Exterior Gateway Protocols (EGPs). Protocoalele

EGP permit schimbul de informaţii de rutare între diferite SA-uri. Exemplu de protocoal EGP: Border Gateway Protocol (BGP).

� În interiorul unui SA se pot utiliza mai multe procese IGP. În acest caz, sistemul SA trebuie să

anunţe în exterior un plan de rutare coerent, ca şi în cazul utilizării unui singur proces IGP. Astfel, acest SA trebuie să prezinte o imagine consistentă a tuturor destinaţiilor interne.

2.2.2.2 Tipuri de rutare IP şi algoritmi de rutare IP

� Există două metode principale de construire a tabelei de rutare:

o Rutare statică: Rutarea statică utilizează definiri programate anterior reprezentând căi posibile în reţea;

o Rutarea dinamică: Algoritmii de rutare dinamică permit ruterilor să descopere automat şi să anunţe rutele în cadrul reţelei. Această descoperire automată poate utiliza mai multe protocoale de rutare dinamică disponibile în prezent. Aceste protocoale se diferenţiază prin modul în care descoperă şi calculează rutele noi către reţelele de destinaţie. Astfel, protocoalele de rutare dinamică se pot clasifica în patru categorii largi:

� Protocoale “vector distanţă” (Distance vector); � Protocoale “stare a legăturii” (Link state); � Protocoale “vector cale” (Path vector); � Protocoale hibride;

2.2.2.2.1 Rutarea statică

� Rutarea statică se efectuează manual de către administratorul reţelei. Administratorul este responsabil pentru descoperirea şi propagarea (anunţarea) rutelor în cadrul reţelei. Aceste asocieri sunt programate manual în fiecare ruter din cadrul reţelei. După ce un nou ruter a fost configurat manual, acesta doar va redirecta pachete către porturile de ieşire predeterminate. Nu există nici un schimb între ruteri de informaţii referitoare la topologia curentă a reţelei. În reţelele de dimensiuni mici, cu o redundanţă minimă, acest proces manual este relativ simplu de administrat. Totuşi, există câteva dezavantaje ale acestei metode de menţinere a tabelei de rutare IP:

o rutele statice necesită un efort considerabil de coordonare şi întreţinere în reţelele de dimensiuni mai mari;

o rutele statice nu se pot adapta dinamic la starea curentă de operare a reţelei. Dacă o reţea destinaţie devine inaccesibilă, atunci rutele statice care indică această reţea rămân în tabela de rutare. Traficul va fi în continuare redirecţionat pe aceste rute statice. În cazul în care administratorul reţelei nu actualizează rutele statice pentru a reflecta noua topologie, traficul nu poate fi redirecţionat pe rutele alternative existente.

� De obicei, rutele statice sunt utilizate numai în reţelele cu o topologie simplă. Totuşi, există alte

situaţii în care rutarea statică poate fi o soluţie fiabilă. Spre exemplu, rutele statice pot fi utilizare în următoarele situaţii:

o Pentru a defini manual un ruter implicit. Această rută este folosită pentru a direcţiona trafic atunci când tabela de rutare nu conţine o rută mai explicită către destinaţie;

o Pentru a defini o rută care nu este anunţată automat în cadrul unei reţele; o Atunci când utilizarea sau tarifele de linie fac să fie ineficientă trimiterea de anunţuri de

rutare peste conexiuni WAN de capacitate scăzută;

o Atunci când sunt necesare politici de rutare complexe. Spre exemplu, rutele statice pot fi utilizate pentru a garanta că traficul destinat unei anume staţii traversează o rută dedicată în cadrul reţelei.

o Pentru a creşte securitatea reţelei. Administratorul cunoaşte toate subreţelele definite în reţele. Administratorul autorizează toate comunicaţiile permise dintre staţiile din cadrul acestor subreţele;

o Pentru a utiliza mai eficient resursele reţelei. Această metodă de administrare a tabelei de rutare nu necesită o anumită fracţiune din capacitatea reţelei pentru a anunţa rutele între nodurile vecine. De asemenea, utilizează mai puţine locaţii memorie şi mai puţini ciclii de procesor pentru a calcula rutele din reţea.

2.2.2.2.2 Rutarea de tip vector distanţă (Distance Vector)

� Un prim exemplu de protocoale de rutare dinamică îl reprezintă algoritmii de tip vector distanţă.

Aceşti algoritmi permit ca fiecare echipament din reţea să construiască şi să menţină, în mod automat, o tabelă locală de rutare IP.

� Principiul rutării de tip vector distanţă este simplu. Fiecare ruter din reţea menţine o listă cu toate

distanţele (costurile) asociate căilor de la el la toate destinaţiile cunoscute. Costul unei căi determină selecţia acestei căi pentru dirijarea pachetelor la destinaţie. Căile cu un cost mai mic sunt preferate căilor cu un cost mai mare. Calea cu costul minim dintre căile disponibile va fi aleasă (soluţia optimă) pentru a ajunge la destinaţie. Această informaţie este menţinută într-o tabelă vector distanţă (distance vector). Această tabelă (a unui ruter) este transmisă periodic către toţi ruterii vecini. Atunci când primeşte tabela, fiecare ruter prelucrează informaţiile din tabela primită pentru a determina cea mai bună cale prin reţea către fiecare destinaţie cunoscută.

� Avantajul principal al algoritmilor vector distanţă îl reprezintă simplitatea implementării şi depanării. Aceşti algoritmi sunt foarte eficienţi atunci când sunt utilizaţi în reţele de dimensiuni mici cu o redundanţă scăzută.

� Totuşi, acest tip de protocol prezintă unele dezavantaje:

- În cazul apariţiei unei modificări în cadrul reţelei, se pune problema reconvergenţei conţinutului tabelelor de rutare pentru a reflecta modificarea de topologie. Intervalul de timp necesar fiecărui ruter din reţea pentru a avea o tabelă de rutare actualizată se numeşte timp de convergenţă. În reţelele mari şi cu redundanţă crescută, timpul de convergenţă al algoritmilor vector distanţă poate atinge valori excesiv de mari. Este posibil ca în intervalul în care tabelele de rutare tind să conveargă, reţeaua să utilizeze informaţii de rutare eronate. Astfel se pot produce bucle de rutare sau alte tipuri de redirectări instabile de pachete;

- De obicei, pentru a reduce timpul de convergenţă se impune un număr maxim de noduri (ruteri sau

hop-uri) care pot fi parcurse de către o singură rută. Căile valide care depăşesc această valoare limită nu sunt utilizate în reţelele de tip vector distanţă;

- Tabelele de rutare vector distanţă sunt transmise periodic către nodurile vecine. Aceste tabele sunt

transmise chiar şi în cazul în care nu s-au produs modificări în conţinutul acesteia. Acest lucru poate determina o încărcare excesivă a reţelei, mai ales în reţelele de capacitate redusă.

� În ultimii ani, s-au mai adus îmbunătăţiri algoritmului vector distanţă de bază pentru a reduce timpul

de convergenţă şi regimurile de instabilitate. � O variantă foarte utilizată de protocol de tip vector distanţă este protocolul RIP (Routing Information

Protocol).

2.2.2.2.3 Rutarea de tip stare legătură (Link state)

� Creşterea dimensiunilor şi a complexităţii reţelelelor, din ultimii ani, a determinat dezvoltarea unor

algoritmi de rutare mai robuşti. La elaborarea acestor algortimi s-a urmărit eliminarea dezavantajelor observate în cazul protocoalelor de tip vector distanţă. Aceşti algoritmi utilizează principiul mesajelor de tip stare legătură (link state) pentru a determina topologia reţelei.

� Un mesaj stare legătură reprezintă o descriere a interfeţei unui ruter (spre exemplu, poate conţine

informaţiile: adresă IP, mască subreţea, tipul reţelei), precum şi relaţiile cu ruterii vecini. Baza de date de tip stare legătură conţine mai multe informaţii de tip stare legătură.

� Procesul utilizat de algoritmii de tip stare legătură pentru determinarea topologiei reţelei este

prezentat în continuare: 1. Fiecare ruter identifică toţi ceilalţi ruteri din reţelele la care este conectat direct; 2. Fiecare ruter transmite (anunţă) lista tuturor legăturilor din reţelele conectate direct şi costul

asociat fiecărei legături. Aceast lucru este realizat prin transmiterea unor mesaje de anunţare a stării legăturii, LSA (Link State Advertisement) către ceilalţi ruteri din reţea;

3. Pe baza acestor mesaje LSA, fiecare ruter crează o bază de date care conţine detaliile topologiei

curente a reţelei. Baza de date a topologiei din fiecare ruter este aceeaşi; 4. Fiecare ruter foloseşte informaţiile din baza de date a topologiei pentru a calcula rutele optime

pentru fiecare reţea de destinaţie. Cu această nouă informaţie despre rute este actualizată tabela de rutare IP.

2.2.2.2.3.1 Exemplu: Algoritmul de tip SPF (Shortest-Path First)

� Algoritmul SPF este utilizat pentru a procesa informaţia din baza de date a topologiei. Algoritmul

furnizează o reprezentare a reţelei sub formă de arbore. Nodul reţelei pe care rulează algoritmul SPF este ales nod rădăcină (root) în arbore. Rezultatul rulării algoritmului este lista de căi de distanţă (cost) minimă (shortest paths) până la fiecare reţea destinaţie.

� Arborele SPF pentru ruterul A:

Fig. 2.14 Exemplu de estimare a rutelor cu algoritmul SPF.

� Costurile legăturilor individuale sunt notate în figură, iar în partea inferioară a figurii este ilustrat arborele final în care s-au păstrat numai căile de cost minim (obţinut prin însumarea costurilor individuale).

� Fiecare ruter procesează acelaşi set de mesaje LSA şi prin urmare, toţi ruterii îşi crează aceeaşi bază

de date a stărilor legăturilor (Link state database). Totuşi, deoarece fiecare ruter are o poziţie diferită în topologie, aplicarea algoritmului SPF produce un arbore diferit pentru fiecare ruter.

� Protocolul OSPF (Open SPF) este cel mai utilizat protocol de tipul stare a legăturii.

2.2.2.2.4 Rutarea de tip vector cale (Path vector)

� Algoritmul de rutare de tip vector cale este asemănător algoritmului de tip vector distanţă în sensul

că fiecare ruter de graniţă (border router) transmite către ruterii vecini anunţuri cu destinaţiile pe care le poate accesa. Totuşi, în loc să anunţe reţelele din punctul de vedere al destinaţiei şi al distanţei până la acea destinaţie, acestea sunt anunţate cu adresele destinaţie şi descrierile căiilor (path descriptions) către acele destinaţii.

� O rută este definită de perechea formată din adresa destinaţie şi atributele căii până la acea

destinaţie, de unde provine şi numele de rutare de tip vector cale, ruterii primind un vector care conţine căi până la un set de destinaţii. Calea, exprimată de domeniile traversate până în acel punct, este asociată unui atribut special de cale care conţine secvenţa de domenii de rutare prin care a trecut informaţia de accesare. Calea reprezentată de cel mai mic număr de domenii traversate este aleasă pentru a direcţiona pachetele către destinaţie.

� Avantajul principal al acestui protocol este flexibilitatea. Protocoalele de tip vector de cale mai prezintă următoarele avantaje: o Complexitatea calculului este mult mai mică decât în cazul protocoalelor de tip stare a legăturii.

Calculul vectorului cale constă în evaluarea unei noi rute anunţate în comparaţie cu cea deja existentă, în timp ce algoritmul de calcul convenţional de tip SPF presupune re-estimarea arborelui;

o Rutarea de tip vector cale nu impune ca toate domeniile de rutare să utilizeze aceeaşi politică de selectare a rutelor; politicile de selectare a rutelor utilizate într-un domeniu de rutare nu sunt neapărat cunoscute de celelalte domenii. Protocolul de tip vector de cale permite fiecărui domeniu să ia în mod independent (autonom) deciziile de selectare a rutelor;

o Re-calcularea rutelor este necesară numai în domeniile ale căror rute suferă modificări; o Eliminarea buclelor de rutare se poate implementa prin utilizarea unor atribute de cale adecvate,

spre deosebire de algoritmii de tip vector distanţă şi stare a legăturii, care utilizează o funcţie monoton crescătoare definită global pentru estimarea metricii unei rute;

o Estimarea rutei precede anunţarea informaţiilor de rutare. Astfel, numai informaţia de rutare asociată căilor selectate de un domeniu este distribuită în domeniile vecine;

o Permite ascunderea selectivă a informaţiilor despre anumite rute.

� Dezavantajele protocoalelor de tip vector cale: o Schimbările de topologie determină numai recalcularea rutelor afectate de aceste modificări, care

este evident mai eficientă decât recalcularea completă, a întregului arbore. Totuşi, deoarece întreaga informaţie despre cale se introduce în vectorul de cale, este posibil ca efectul unei modificări de topologie să se propage mai departe decât în cazul protocoalelor de tip vector de distanţă;

o Buclele de rutare pot deveni o problemă mare, în cazul în care domeniile nu utilizează atribute adecvate.

� Protocolul BGP (Border Gateway Protocol) reprezintă protocolul de tip vector de cale cel mai utilizat.

2.2.2.2.5 Rutarea hibridă

� Combină avantajele protocoalelor de tip vector distanţă şi stare a legăturii. Asemenea protocoalelor vector distanţă, protocoalele hibride utilizează o metrică pentru a asocia unei rute o preferinţă de selecţie. Totuşi, în acest caz metrica este mult mai exactă decât în cazul protocoalelor convenţionale de tip vector distanţă.

� Asemenea algoritmilor de tip stare a legăturii, actualizările de rutare utilizate de protocoalele

hibride nu sunt periodice, ci sunt asincrone (transmise numai atunci când apar informaţii noi). Reţelele care utilizează protocoale hibride tind să conveargă mult mai rapid decât reţelele care utilizează protocoale de tip vector distanţă.

� Aceste protocoale reduc frecvenţa actualizărilor de tip stare a legăturii şi de tip vector distanţă.

� Deşi există mai multe protocoale hibride, această categorie este asociată aproape în exclusivitate cu

algoritmul EIGRP dezvoltat de Cisco Systems, Inc.

2.2.3 Protocolul informaţiei de rutare (RIP)

� Protocolul RIP (Routing Information Protocol) este un exemplu de protocol de rutare în interiorul

unui SA de dimensiuni mici. RIP este inspirat din protocolul de rutare Xerox XNS. RIP este un protocol de tip vector distanţă.

2.2.3.1 Tipuri de pachete RIP

� Protocolul RIP specifică două tipuri de pachete. Aceste pachete pot fi transmise de către orice nod în care rulează protocolul RIP:

o pachete cerere: un pachet de cerere solicită nodurilor RIP vecine să transmită tabela lor de

vectori distanţă. În cerere se specifică dacă nodul vecin trebuie să transmită numai un subset de vectori sau să transmită întregul conţinut al tabelei;

o pachete răspuns: un pachet de răspuns este transmis de către un nod pentru a anunţa

informaţia menţinută în tabela locală de vectori distanţă. Tabela este transmisă în următoarele situaţii:

� În mod automat, la fiecare 30 de secunde; � Ca răspuns la un pachet de cerere generat de un alt nod RIP; � Dacă este disponibilă funcţia de actualizare declanşată (triggered update), tabela este

transmisă atunci când apare o modificare a tabelei de vectori distanţă.

� Atunci când se recepţionează un pachet de răspuns la un nod, informaţia conţinută în acesta este comparată cu cea din tabela locală de vectori distanţă. Dacă pachetul de răspuns anunţă o rută către o destinaţie cu un cost mai mic, atunci tabela este actualizată cu noua cale.

2.2.3.2 Formatul pachetelor RIP

� Pachetele RIP sunt transmise în cadrul datagramelor UDP (protocolul RIP lucrează peste nivelul

transport!). RIP transmite şi recepţionează datagrame folosind portul UDP cu numărul 520. � Datagramele RIP conţin maxim 512 octeţi. Informaţiile de actualizare mai mari decât această

dimensiune maximă sunt transmise în mai multe datagrame succesive. În reţelele LAN, datagramele RIP sunt transmise folosind adresa de difuzare MAC şi adresa de difuzare IP (MAC broadcast and IP broadcast). În cazul unei conexiuni punct la punct sau în reţele fără difuzare, datagramele sunt adresate unei anumite destinaţii.

� Formatul pachetului RIP:

Fig. 2.15 Formatul pachetului RIP.

� Pachetul RIP conţine câmpurile cu următoarele semnificaţii: o Comandă – acest câmp specifică rolul acestui pachet. Valoarea acestui câmp determină rolul

pachetului RIP, după cum urmează: � Comandă = 1 – cerere către nodul vecin de a trimite tabela de rutare, parţial sau total. � Comandă = 2 – răspuns la cererea unui nod vecin sau un mesaj de actualizare generat la

iniţiativa ruterului sursă; acest pachet conţine tabela de rutare, parţial sau total.

o Versiune – Întotdeauna cu valoarea 1, în cazul versiunii RIP-1. o AFI (Address Family Identifier) – Identificatorul modului de adresare şi implicit, al

protocolului rutat. RIP a fost proiectat pentru a ruta pachete pentru orice tip de protocol de nivel 3. În reţelele Internet (protocolul IP) se utilizează valoarea 2 pentru acest câmp.

o Pentru fiecare informaţie de rutare definind ruta către o anumită ţintă se specifică perechea:

� Adresă IP – adresa IP a reţelei sau a unui staţii de lucru (host) de destinaţie.

� Metrica – Metrica (de obicei, in numar de hop-uri) până la destinaţia specificată în câmpul anterior. Valorile uzuale sunt între 1 şi 15 (inclusiv), dar există şi valoarea 16 care specifică o destinaţie inaccesibilă.

o Rezervat – aceste câmpuri sunt scrise cu valoarea 0.

o Informaţia de anunţare a unei rute începe cu câmpul AFI şi se încheie cu câmpul de metrică (20 octeţi pentru fiecare rută). Un pachet de 512 octeţi permite transmiterea a unui număr maxim de 25 de informaţii de rutare în cadrul unui singur pachet RIP.

2.2.3.3 Modurile de operare RIP

� Nodurile RIP au două moduri de operare:

o Modul activ: Nodurile care lucrează în modul activ transmit tabelele lor de vectori distanţă şi recepţionează actualizări de rutare de la nodurile RIP vecine. De obicei, ruterii sunt configuraţi să funcţioneze implicit în modul activ.

o Modul pasiv (silenţios): Echipamentelele care lucrează în acest mod, doar recepţionează

actualizări de rutare de la nodurile RIP vecine. Aceşte echipamente nu transmit tabela de vectori distanţă. De obicei, staţiile de capăt sunt configurate să lucreze în modul pasiv.

2.2.3.4 Conţinutul tabelei de vectori distanţă

� Tabela de vectori distanţă descrie fiecare reţea de destinaţie. Fiecare intrare din tabelă conţine următoarele informaţii: o Adresa reţelei/sistemului destinaţie (vectorul) descrisă de această intrare din tabelă; o Costul asociat (distanţa) căii preferate pentru a ajunge la această destinaţie. Aceasta determină

capacitatea de a diferenţia căile multiple către o destinaţie. În acest context, termenii de distanţă şi cost pot fi ambigui. Aceştia nu au nici o legătură directă cu distanţa fizică exprimată în metri sau cu costul exprimat într-o monedă.

o Adresa IP a următorului ruter (next-hop) care trebuie utilizat pentru a ajunge la reţeaua de

destinaţie.

2.2.3.5 Algoritmul de calcul al vectorilor distanţă

� De fiecare dată când un nod primeşte un mesaj de anunţare a unei tabele de rutare, acesta

procesează informaţiile din mesaj pentru a identifica existenţa unei căi de cost mai mic către fiecare destinaţie cunoscută. Această funcţie este realizată cu ajutorul algoritmului vector distanţă RIP.

� Algoritmul este prezentat pe scurt în continuare:

o La iniţializare, fiecare ruter conţine o tabelă de vectori distanţă care specifică fiecare reţea conectată direct şi costul configurat. În mod uzual, fiecărei reţele i se asociază costul cu valoarea 1. Acest cost reprezintă o cale cu un singur nod intermediar până la destinaţie. Numărul total de noduri intermediare (hop) dintr-o rută este egal cu costul total al rutei. Totuşi, costul poate fi modificat pentru a reflecta şi alte măsuri, cum ar fi: utilizarea, viteza sau fiabilitatea.

o Fiecare ruter transmite periodic (uzual, la fiecare 30 de secunde) către ruterii vecini tabela

proprie de vectori distanţă. Un ruter poate transmite tabela şi atunci când se produce o modificare a topologiei. Fiecare ruter utilizează aceste informaţii pentru a actualiza propria tabelă de vectori distanţă:

� Costul total al căii pentru o anumită destinaţie este calculat prin adunarea costului raportat în tabela transmisă de nodul vecin la costul legăturii cu acel nod. Calea cu costul minim este salvată în tabela de vectori distanţă.

� În tabela de vectori distanţă toate informaţiile de actualizare înlocuiesc informaţiile anterioare. Această funcţie permite ca RIP să menţină integritatea rutelor din tabela de rutare.

o Tabela de rutare IP este actualizată pentru a conţine calea de cost minim către fiecare

destinaţie.

� Figura 2.16 ilustrează tabelele de vectori distanţă pentru trei ruteri dintr-o reţea simplă:

Fig. 2.16 Exemplu de actualizare a tabelelor de rutare de tip vector distanţă.

2.2.3.6 Convergenţa algoritmului RIP şi numărarea la infinit

� După un interval de timp suficient de mare, algoritmul va calcula corect tabela de vectori distanţă

pentru fiecare nod. Totuşi, pe durata acestui timp de convergenţă, informaţii despre rute eronate se pot propaga prin reţea. Această problemă este prezentată grafic în figura 2.17.

Fig. 2.17 Exemplu de numărare până la infinit.

� Această reţea conţine patru ruteri interconectaţi. Fiecare legătură are costul 1, cu excepţia legăturii

dintre ruterii B şi D, care are costul 10. Valorile costurilor au fost fixate astfel pentru ca pachetele să nu fie direcţionate pe legătura dintre ruterii B şi D. După ce reţeaua RIP converge, fiecare ruter deţine informaţii de rutare care descriu toate destinaţiile. Spre exemplu, pentru a ajunge la reţeaua ţintă, ruterii deţin următoarele informaţii:

o Ruterul D către reţeaua ţintă: reţea conectată direct, cu metrica 1; o Ruterul B către reţeaua ţintă: următorul “hop” este ruterul C, iar metrica este 3; o Ruterul C către reţeaua ţintă: următorul “hop” este ruterul D, iar metrica este 2; o Ruterul A către reţeaua ţintă: următorul “hop” este ruterul C, iar metrica este 3.

� Să considerăm în continuare situaţia în care legătura dintre ruterii C şi D nu mai este funcţională. Astfel, după ce reţeaua reconverge, toate rutele folosesc legătura dintre ruterii B şi D pentru a ajunge la reţeaua ţintă. Totuşi, în acest caz, timpul de reconvergenţă poate fi destul de mare. Figura 2.18 ilustrează modul în care sunt actualizate rutele către reţeaua ţintă pe durata timpului de reconvergenţă. Pentru simplitate, în această figură se consideră că toţi ruterii transmit mesaje de actualizare în acelaşi timp.

Fig. 2.18 Secevenţa de actualizări pentru reconvergenţa reţelei RIP.

� Reconvergenţa începe atunci când ruterul C sesizează că ruta via ruterul D este indisponibilă. Ruterul

C elimină imediat ruta inaccesibilă. Totuşi, un interval considerabil de timp se va pierde până când ceilalţi ruteri elimină referinţele rutei defecte. Secvenţa de actualizări ale tabelelor de rutare, ilustrată în figura 2.18, este prezentată în continuare:

1. Înainte de producerea defecţiunii, ruterii A şi B deţin o rută către reţeaua ţintă via ruterul C.

2. Se produce defecţiunea pe legătura dintre ruterii D şi C. Ruterul C este capabil să decidă că ruta optimă către reţeaua ţintă este acum invalidă (expiră un temporizator). 3. Ruterii A şi B continuă să transmită mesaje de actualizare care anunţă ruta optimă via ruterul C. În realitate, această rută este invalidă deoarece legătura dintre ruterii D şi C este defectă. 4. Ruterul C primeşte mesaje de actualizare de la ruterii A şi B. Ruterul C decide (evident, eronat) că traficul către reţeaua ţintă ar trebui rutat fie via ruterul A, fie via ruterul B. În realitate, această rută nu este validă deoarece rutele de la ruterii A şi B sunt informaţii vechi despre ruta iniţială via ruterul C. 5. Metrica noii rute la ruterul B către reţeaua ţintă via ruterul D a devenit mai mică decât cea via ruterul A. Astfel, acum se poate schimba tabela de rutare la ruterul B cu valorile reale.

� Convergenţa reţelei continuă deoarece ruterii A şi B sunt implicaţi într-un ciclu de dezinformare

reciprocă. Fiecare ruter pretinde a deţine ruta optimă către reţeaua ţintă via celălalt ruter. Astfel, calea către reţeaua ţintă conţine o buclă de rutare.

� Maniera în care sunt incrementate costurile din tabela de vectori distanţă a condus la introducerea

termenului de numărare la infinit. Astfel, costul continuă să crească, teoretic tinzând la infinit. Pentru a limita acest proces de incrementare a costului, în cazul în care o reţea este inaccesibilă trebuie să se întrerupă la un moment dat transmiterea mesajelor de anunţare a tabelelor de rutare. În cazul protocolului RIP, s-a impus o valoare limită superioară a costului de 16.

� O consecinţă a limitării metricii este că se limitează şi numărul de noduri intermediare prin care un

pachet poate trece pe ruta de la reţeaua sursă la reţeaua destinaţie. Astfel, în reţelele RIP orice rută care include peste 15 ruteri intermediari este considerată invalidă. Algoritmul de rutare va elimina aceste rute.

� Există alte două metode de îmbunătăţire a algoritmului clasic vector distanţă, din perspectiva problemei numărării la infinit:

o Despicarea orizontului cu întoarcere otrăvită (Split horizon with poison reverse) o Actualizări declanşate (Triggered updates)

� Aceste două îmbunătăţiri, care nu limitează superior metrica algoritmului, sunt prezentate în

continuare.

2.2.3.6.1 Despicarea orizontului (Split horizon)

� Timpul de convergenţă excesiv de mare cauzat de numărarea la infinit poate fi redus prin metoda de

despicare a orizontului. Această nouă regulă impune ca informaţia de rutare să nu fie retransmisă de un ruter pe aceeaşi interfaţă pe care a primit această informaţie.

� Introducerea funcţiei de despicare a orizontului modifică secvenţa de actualizări de rutare. Astfel, în

cazul secvenţei de convergenţă din figura 2.18 rezultă varianta modificată a secvenţei ilustrată în figura 2.19. Analizând noile tabele de rutare se observă o convergenţă mult mai rapidă în cazul utilizării regulii de despicare a orizontului.

Fig. 2.19 Convergenţa reţelei cu despicarea orizontului.

� Dezavantajul acestei metode este acela că fiecare nod trebuie să aştepte să expire timpul pentru ruta

către destinaţia inaccesibilă, înainte ca această rută să fie eliminată din tabela de vectori distanţă. În mediile RIP, acest timp de expirare este de cel puţin trei minute din momentul ultimei actualizări a informaţiei respective. Pe durata acestui interval, ruterul continuă să transmită informaţii eronate despre destinaţia inaccesibilă către nodurile vecine. Acest fapt conduce la persistenţa buclelor de rutare şi a altor probleme de rutare.

2.2.3.6.2 Despicarea orizontului cu întoarcere otrăvită (Split horizon with poison reverse)

� Metoda de întoarcere otrăvită reprezintă o îmbunătăţire adusă implementării despicării orizontului.

Astfel, cu întoarcerea otrăvită toate reţelele cunoscute sunt anunţate în fiecare mesaj de actualizare a tabelei de rutare. Modificarea esenţială faţă de varianta anterioară este că reţelele învăţate din mesajele sosite printr-o anumită interfaţă sunt anunţate ca fiind inaccesibile în mesajele de rutare transmise prin aceeaşi interfaţă.

� Această modificare reduce considerabil timpul de convergenţă în reţelele complexe, cu redundanţă

mare. Cu întoarcerea otrăvită, atunci când un mesaj de actualizare indică o reţea ca fiind inaccesibilă, rutele sunt eliminate imediat din tabela de rutare. Astfel, se întrerup buclele de rutare, înainte ca informaţiile despre acestea să se propage în reţea, spre deosebire de aplicarea regulii clasice de despicare a orizontului, unde rutele sunt eliminate numai după expirarea unui temporizator.

� Întoarcerea otrăvită nu oferă nici un avantaj în reţelele fără redundanţă. Un alt dezavantaj al acestei

metode este posibilitatea de a creşte semnificativ numărul de mesajelor de rutare schimbate între noduri, deoarece toate rutele (chiar şi cele inaccesibile) sunt incluse în fiecare mesaj.

2.2.3.6.3 Actualizări declanşate (Triggered updates)

� Ca şi în cazul despicării orizontului cu întoarcere otrăvită, algoritmii care utilizează actualizări declanşate vizează reducerea timpului de convergenţă. În cazul utilizării actualizărilor declanşate, un ruter transmite imediat tabela de vectori distanţă către nodurile vecine, de fiecare dată când se schimbă costul unei rute. Acest mecanism asigură anunţarea modificărilor de topologie cât mai repede şi nu în mod periodic, ca în varianta clasică.

2.2.3.7 Limitările RIP

� S-au observat mai multe limitări în mediile cu RIP:

o Valorile limită ale costurilor rutelor: O soluţie la problema numărării la infinit impune specificarea unui cost maxim pentru o rută. Aceasta determină o limită superioară a diametrului reţelei. Reţelele care solicită rute cu mai mult de 15 noduri intermediare trebuie să utilizeze un alt protocol de rutare.

o Încărcarea reţelei datorită actualizării tabelelor: Difuzarea periodică a tabelelor de vectori distanţă poate determina utilizarea excesivă a resurselor reţelei. Aceasta poate crea probleme pe anumite segmente de reţea de capacitate redusă.

o Convergenţă relativ lentă: ca şi alte protocoale de tip vector distanţă, RIP converge relativ lent. Aceşti algoritmi depind de temporizatoare pentru a iniţia transmiterea mesajelor de actualizare a tabelelor de rutare.

o Nu suportă subreţele de dimensiune variabilă (VLSM): mesajele de anunţare a rutelor nu includ masca subreţelelor. Prin urmare, în reţelele RIP este imposibilă utilizarea VLSM.

2.2.4 Versiunea 2 a protocolului RIP (RIP-2)

� Organizaţia IETF (Internet Engineering Task Force) recunoaşte două versiuni ale protocolului RIP:

o Versiunea 1 RIP (RIP-1): Acest protocol este descris în RFC (Request for Comments) 1058. o Versiunea 2 RIP (RIP-2): RIP-2 este tot un protocol de tip vector distanţă proiectat pentru

rutarea în interiorul unui SA. RIP-2 este descris în RFC 2453 şi vizează rezolvarea problemelor observate în cazul RIP-1.

� RIP-2 este similar cu RIP-1, dar prezintă în plus următoarele avantaje:

o Suportă CIDR şi VLSM: RIP-2 suportă super-reţelele (CIDR) şi subreţelele de dimensiuni variabile (VLSM). Acesta este motivul principal pentru dezvoltarea acestui nou standard.

o Transmisiunile multicast: RIP-2 transmite mesajele de anunţare a rutelor sub formă de multicast, în locul difuzării. Aceasta reduce încărcarea staţiilor de lucru, care nu mai interpretează mesajele RIP-2.

o Autentificare: RIP-2 suportă autentificarea fiecărui nod care transmite mesajele de anunţare a rutelor. Aceasta previne ca surse neautorizate să modifice tabelele de rutare.

o Compatibilitate cu RIP-1.

� Aşa cum s-a prezentat în paragraful 2.2.3.6, un dezavantaj al protocolului RIP-1 este definirea unui câmp de metrică, cu valori între 1 şi 16. Pentru a se asigura compatibilitatea cu RIP-1, în RIP-2 se păstrează aceeaşi notare a metricii. Astfel, în ambele variante de RIP, rutele cu mai mult de 15 noduri intermediare sunt interpretate ca fiind inaccesibile.