Algoritmos de encadenamiento Podemos definir encaminamiento

Algoritmos de encadenamiento
Podemos definir encaminamiento como un proceso mediante el cual tratamos
de encontrar un camino entre dos puntos de la red: el nodo origen y el nodo
destino. El objetivo que se persigue es encontrar las mejores rutas entre pares
de nodos
Los algoritmos de encaminamiento pueden agruparse en:
Determinísticos o estáticos
No tienen en cuenta el estado de la subred al tomar las decisiones de
encaminamiento. Las tablas de encaminamiento de los nodos se configuran de
forma manual y permanecen inalterables hasta que no se vuelve a actuar sobre
ellas. Por tanto, la adaptación en tiempo real a los cambios de las condiciones
de la red es nula.
ALGORITMOS DE ENCAMINAMIENTO.
Los algoritmos de encaminamiento se agrupan en dos tipos principales: no
adaptativos y adaptativos. Los algoritmos no adaptativos no basan sus
decisiones de encaminamiento en mediciones o estimaciones de trafico o
topología
Actuales.
Los algoritmos adaptativos intentan cambiar sus decisiones de encaminamiento
para reflejar los cambios de topología y de trafico actual. Existen tres familias
distintas de algoritmos adaptativas, que se diferencian dé acuerdo con la
información que utilizan. Los algoritmos globales utilizan información recogida
en toda la subred, para intentar tomar decisiones óptimas.
ENCAMINAMIENTO POR EL CAMINO MÁS CORTO.
El camino mas corto es una forma de medir la longitud del camino. En el caso
mas general, las etiquetas de los arcos se podrían calcular como una función
distinta, ancho de Banda, promedio de trafico, costo de comunicación, longitud
promedio de la cola de espera, retardo medido, y algunos otros factores.
ENCAMINAMIENTO DE CAMINO MÚLTIPLE.
Existe un solo “mejor” camino entre cualquier par de nodos y que todo él trafico
entre ellos deberá utilizar. Con frecuencia, se puede obtener un mejor
rendimiento al dividir él trafico entre varios caminos, para reducir la carga en
cada una de las líneas de comunicación. La técnica se conoce como
Encaminamiento de camino múltiple, o algunas veces encaminamiento
bifurcado. Se aplica tanto en subredes con data gramas, como en subredes
con circuitos virtuales .
El encaminamiento de camino múltiple se realiza de la siguiente manera. Cada
IMP mantiene una tabla con una ristra reservada para cada uno de los posibles
IMP destinatarios; cada ristra ofrece la mejor, la segunda mejor, la tercera
mejor, etc. Línea de salida para este destino en particular. Una de las ventajas
del encaminamiento del camino múltiple es la posibilidad de poder transmitir
diferentes clases de trafico sobre diferentes caminos.
ENCAMINAMIENTO CENTRALIZADO.
Si la topología es de característica estática y él trafico cambia muy rara vez. Sin
embargo, si los IMP y las líneas se desactivan y después se restablecen, o
bien, si el tráfico varia violentamente durante todo el día, se necesitará algún
mecanismo para adaptar las tablas a las circunstancias que imperan en este
momento.
Se
estudiaran
las técnicas
para
la
construcción
de
las tablas
de
encaminamiento en un lugar central. Cuando se utiliza un encaminamiento
centralizado, en alguna parte de la red hay un RCC (Centro de control del
encaminamiento). Periódicamente, cada IMP transmite la información de su
estado al RCC. El RCC recoge toda esta información, y después, con base en
el conocimiento total de la red completa, calcula las rutas optimas de todo los
IMP a cada uno de los IMP restantes, el encaminamiento centralizado también
tiene algunos serios, si no es que fatales, inconvenientes. La vulnerabilidad del
RCC Es un problema muy serio y para eso una solución es, tener una segunda
maquina disponible como respaldo. También se necesitará establecer un
método de arbitraje para tener la seguridad de que el RCC primario y el de
respaldo no lleguen a entrar en conflicto para saber quien es el jefe.
Si el RCC calcula la ruta óptima para cada IMP, sin rutas alternas, la pérdida de
tan solo una línea o IMP, llegará a desconectar algunos IMP, sin rutas Alternas,
la perdida de tan sólo una línea o IMP, llegara a desconectar algunos IMP del
RCC, creando así terribles consecuencias para el sistema.
ENCAMINAMIENTO AISLADO
En los algoritmos de encaminamiento, únicamente basados en la información
que los mismos hayan reunido. No intercambia información de rutas con otros
IMP.
Sin embargo tratan de adaptarse a los cambios de topología y trafico que se
llegan a presentar. Baran (1964), conocido como el algoritmo de la patata
caliente.
En el momento en que llega un paquete, el IMP trata de deshacerse de él tan
rápido como le sea posible, al ponerlo en la cola de espera de salida más corta
ósea llega un paquete, el IMP cuenta él numero de paquetes que se
encuentran en la cola de espera de cada una de las líneas de salida. Entonces
instala el nuevo paquete al final de la cola de salida más corta, sin tomar en
cuenta el lugar al que se dirige esta línea. Una posibilidad consisten utilizar la
mejor opción estática, a menos que la cola excediera un cierto valor de umbral.
Otra posibilidad consiste en utilizar la cola de espera más corta, a menos que,
su peso estático seademasiado pequeño. Una alternativa adicional consistiría
en ordenarlas líneas en términos de sus pesos estáticos, y nuevamente, en
términos de las longitudes de las colas de espera, tomando en consideración la
línea para la cual resulte menor la suma de los dos ordenamientos.
También desarrollado por Baran, es el conocido como el de aprendizaje hacia
atrás. Una manera de realizar el aprendizaje hacia atrás consiste en incluir las
identidades del IMP origen en cada paquete, junto con un contador que se
incrementa después de cada salto. Desgraciadamente solo se registran los
cambios hacia lo que sea mejor, no hay mecanismo alguno que permita
registrar este hecho. En consecuencia deberán olvidar en forma periódica
cualquier cosa que hayan aprendido y comenzar todo de nuevo.
Rudin (1976) ha descrito un encaminamiento híbrido interesante, el cual se
encuentra entre un encadenamiento centralizado y uno aislado, el cual
denomino encadenamiento Delta. En este algoritmo, cada uno de los IMP mide
el “costo” de cada línea y periódicamente transmite un paquete al RCC
entregándole estos valores.
Utilizando la información enviada calcula las mejores trayectorias. Cuando él
calculo del encaminamiento termina, el RCC envía a cada IMP una lista de
todos los caminos equivalentes, para cada uno de tus posibles destinos; Se les
permite seleccionar cualquiera de las trayectorias equivalentes. Puede decidir
entre todas ellas la forma aleatoria, o bien, utilizar el valor actualmente medido
del costo de la línea. Las simulaciones Que realizó Rudin, han demostrado que
el valor de Ç puede escogerse para dar un mejor rendimiento que el obtenido
con un encaminamiento puramente centralizado o aislado.
-Inundación.
La inundación es un caso extremo del encaminamiento aislado, en el cual cada
paquete que llega se transmite en todas las líneas de salida, exceptuando
aquélla por la que llega. Con la inundación se genera un número infinito, a
menos que se tomen algunas medidas para amortiguar el proceso. Una de
tales medidas consiste en tener un contador de saltos contenido en la cabecera
de cada uno de los paquetes, el cual sé decremento con cada salto que se
lleva a cabo, y el paquete se desecha en el momento en que el contador
alcance el valor de cero. En varias aplicaciones, la inundación no resulta ser
muy practica, pero si tiene algunos usos importantes. En aplicaciones de bases
de datos distribuidas, algunas veces se necesita actualizar todas las bases de
datos en forma concurrente, en cuyo caso la inundación puede ser de gran
utilidad. La inundación selectiva. En general, es ilógico enviar un paquete hacia
el oeste, a través de líneas que van al este, a menos que la topología sea muy
extraña.
El algoritmo de Camino Aleatorio; aquí el IMP se encarga simplemente de
seleccionar una línea aleatoriamente y reexpedir el paquete a través de ella. Si
la subred tiene una cantidad considerable de interconexiones, este algoritmo
tiene una cantidad considerable de interconexiones, este algoritmo tiene la
propiedad de hacer un uso excelente de los encaminamientos alternativos.
También es muy robusto.
Encaminamiento distribuido.
Intercambia periódicamente información de encaminamiento explicito con cada
uno de sus vecinos. Esta entrada consta de dos partes: la línea preferida de
salida que se utilice
para dicho destino, y alguna estimación del tiempo o distancia hacia él.
Encaminamiento Optimo.
Como una consecuencia directa del principio de optimización, se puede
observa que, el conjunto de rutas optimas, procedentes de todos los orígenes a
un destino dato,
forman un árbol cuya raíz sale del destino. A este árbol se le llama árbol
sumidero, este no contiene ningún lazo, de tal forma que cada paquete será
entregado a través de un
número limitado finito de saltos.
Encaminamiento basado en el flujo.
Para utilizar en forma adecuada, es necesario conocer anticipadamente cierto
tipo de información. Primero, se deberá conocer la topología de la red.
Segundo la matriz de
trafico deberá darse a conocer. Tercero, también deberán conocerse la matriz
de capacidades en las líneas en Bits por segundo. Por ultimo se deberá
seleccionar un algoritmo
de encaminamiento. El retardo incluye tanto tiempo de espera como el tiempo
de servicio. Para calcular el tiempo de retardo medio de la red completa, se
toma la suma
ponderada de cada uno de los ocho enlaces, en donde la ponderación es la
fracción del trafico total.
Encaminamiento jerárquico.
A medida que crece el tamaño de la red, tablas de encadenamiento de los IMP
crecen también en forma proporcional. No solamente se produce un aumento
de memoria
consumida en el IMP al tener tablas más grandes, sino también es necesario
tener un mayor tiempo de CPU para explorarlas y más ancho de banda para
transmitir los informes
del estado que guardan.
Cuando se utiliza el encaminamiento jerárquico, los IMP se dividen en
regiones, en las cuales cada uno de los IMP conoce todos los detalles sobre la
manera de encaminar los
paquetes para alcanzar sus respectivos destinos dentro de su propia región,
pero desconocen la estructura interna de otras regiones. Para redes enormes,
la jerarquía de dos
niveles puede resultar insuficiente. Puede ser necesario agrupar las regiones
en conglomerados, estos a su vez en zonas, las zonas en grupos, y así
sucesivamente, hasta que
se nos acaben los nombres de las agrupaciones.
En la medida en que crece la relación del numero de regiones al numero de
IMP dentro de una región. El ahorro de espacio en la tabla crece
proporcionalmente.
Desafortunadamente, la ganancia en espacio no es gratuita; Hay que pagar un
precio, y este se presenta bajo la forma de un incremento en la longitud del
camino.
También descubrieron que el aumento de la longitud promedio efectiva de la
trayectoria, provocando por el encaminamiento jerarquizado, es lo suficiente
pequeño como para
resultar no objetable.
Encaminamiento por difusión.
Para algunas aplicaciones, los hostales necesitan transmitir mensajes a todos
los demás hostales. En algunas redes los IMP pueden llegar a necesitar este
tipo de servicio, por
ejemplo, distribuir la actualización de las tablas de encaminamiento. A la
transmisión de un paquete, en forma simultanea a todos los destinos, se les
conoce como difusión,
habiéndose ya propuesto varios métodos para desarrollarla.
En un método de difusión en el que no es necesario que la subred tenga
características especiales, el extremo fuente solamente tiene que enviar un
paquete distinto de información
a cada destino. Esto no solo trae como resultado un desperdicio considerable
del ancho de banda, sino también requiere que la fuente tenga una lista
completa de todos los destinos.
Un algoritmo es el encaminamiento multidestino. Si este método se utiliza, cada
paquete contiene una lista de destinos o un mapa de bits, mediante el cual se
indican los destinos deseados.
Cuando un paquete llega a un IMP, este comprueba todos los destinos para
determinar el conjunto de líneas de salida que se necesitaran. (Una línea de
salida será necesaria, si esta es
la mejor ruta, por lo menos, para uno de los destinos). El IMP genera una
nueva copia del paquete para cada una de las líneas de salida que se
utilizaran, e incluye en cada paquete sólo
aquellos destinados que van a utilizar la línea. El conjunto de destinos, se
subdivide entre las líneas de salida. Después de un número suficiente de
saltos, cada paquete conducirá sólo un
destino y podrá tratarse como un paquete normal. El encaminamiento
multidestino
es
parecido
a
tener
paquetes
direccionados
en
forma
independiente, excepto que, si varios paquetes
deben seguir la misma ruta, uno de ellos pagará la cuota completa y el resto
viajara gratuitamente. El tipo de Algoritmo de difusión hace uso explicito del
árbol sumidero para el IMP que
lleva a cabo el inicio de la difusión, o bien, de otro árbol de expansión que sea
conveniente para tal efecto.
Este método hace un excelente uso del ancho de banda, generando él numero
mínimo absoluto de paquetes necesarios para realizar el trabajo. El único
problema es que cada IMP
deberá tener conocimiento de algún árbol de expansión al que se puede referir,
y la mayoría de los algoritmos que se han estudiado no tiene ese tipo de
conocimiento.
Él ultimo algoritmo de difusión intenta igualar el comportamiento del algoritmo
que se vio anteriormente, aun cuando los IMP no supieran nada acerca de los
árboles de expansión.
Cuando un IMP llega un paquete de difusión, este comprueba si el paquete
llegó por la línea que normalmente se utiliza para transmitir paquetes hacia la
fuente de difusión. Sin embargo,
si el paquete de difusión llegara por una línea diferente a la preferida para
alcanzar el origen, el paquete se desechará, como un probable duplicado.
ALGORITMOS DE CONTROL DE LA GESTION.
En esta sección se estudiaran cinco estrategias para el control de la
congestión. Estas estrategias toman en consideración la asignación de
recursos en forma anticipada, que se desechen
los paquetes cuando no se puedan procesar, que se restrinja él numero de
paquetes en la subred, utilizar el control de flujo para evitar la congestión y
obstruir la entrada de datos cuando
la subred esté sobrecargada.
Preasignación de tampones.
Si se utilizan circuitos virtuales dentro de la subred, es posible resolver por
completo el problema de la congestión de la manera siguiente. Cuando se
establece un circuito virtual, el paquete
de solicitud de llamada sigue su camino a través de la subred, produciendo
entradas en las tablas según avanza. En el momento en que llega a su destino,
la ruta que deberá seguir todo él
trafico subsiguiente ya se ha determinado, así como se han hecho entradas en
las tablas de encaminamiento de todos los IMP intermedios.
Normalmente, el paquete de solicitud de llamada no reserva ningún espacio de
memoria en los IMP intermedios, sino solo ranuras en las tablas. Sin embargo
una sencilla modificación del
algoritmo de establecimiento podría hacer que cada uno de los paquetes de
solicitud de llamada reserve, también, uno o más tampones para datos. Si llega
un paquete de solicitud de llamada
a un IMP y todos los tampones fueron reservados con anticipación, se deberá
proceder a buscar otra ruta alternativa para el proceso, o bien, devolver una
“señal de ocupado” al extremo
que llama. Aun cuando los tampones se reserven algunos de los circuitos que
aspiran a ser circuitos virtuales pueden ser reencaminados o rechazados por
falta de espacio en la tabla, de tal
forma que, reservar memorias no agrega ningún problema adicional a los ya
existentes.
Al asignar permanentemente tampones a cada uno de los circuitos virtuales en
cada IMP, siempre habrá un lugar para almacenar cualquier paquete que llegue
hasta que pueda ser reexpedido.
Es imposible que se llegue a presentar congestión, por que todos los recursos
necesarios para procesar él trafico ya se han reservado. Algunas subredes lo
utilizan sólo en aquellos casos en
donde es primordial tener un retardo muy pequeño y un gran ancho de banda.
Descarte de paquetes.
En lugar de reservar todos los tampones anticipadamente, no se reserva
absolutamente nada por adelantado. Si llega un paquete y no existe un lugar
disponible para colocarlo, el IMP
sencillamente lo descarta.
Descartar paquetes ha voluntad puede llegar demasiado lejos; Resultaría
bastante tonto. Este asentimiento le permitiría al IMP abandonar un paquete ya
recibido y liberar así un tampón. Si el
IMP no cuenta con tampones disponibles, no podría recibir ningún paquete
para ver si contiene asentamientos, si la congestión tiene que ser evitada
mediante el descarte del paquete será
necesario tener una regla para indicar cuando se deberá conservar o descartar
un paquete. Irland (1978.) La idea de Irland consiste en eliminar él numero de
tampones que pueden vincularse
a cualquier cola de salida estrategia permitirá que él trafico hacia otras líneas
se reexpida inmediatamente con la posibilidad de duplicar o triplicar la tasa de
salida del IMP de cualquier modo
el paquete desechado se retransmitirá pronto si el sistema se encuentra bien
sintonizado, este incluso se retransmitirá antes de que la cola de espera se
vacié, así que su rechazo inicial ni siquiera
se notara.
Una idea relacionada con esto producida por Kamoun (1976), evita
directamente que cualquier línea o líneas queden privadas de información: en
el metodo de Irland se puedan combinar con
el Kamoun distribuyendo un numero minimo y máximo detampones para cada
linea. Una forma de minimizar el ancho de banda que se desperdicia durante la
retransmisión de paquetes
descardas, consiste en descartar sistemáticamente aquellos paquetes que no
hayan viajado lejos y que, por consiguiente no representen una fuerte inversión
de recursos.
Control Isarritmico con la congestión.
La congestión tiene lugar cuando haya varios paquetes en la subred. Limitar él
numero de paquetes Davis (1972) propuso el método que utiliza precisamente,
dicho limite el isarritmico debido a que mantiene constante él numero de
paquetes existe premios que circulan dentro de la subred, siempre que un IMP
desee transmitir un paquete recién entregado apenas por su Hostal, deberá de
capturar un permiso, que circula dentro de la subred. Siempre que un IMP
desee transmitir un paquete recién entregado apenas por su Hostal, primero
deberá capturar un premio, y después destruirlo, cuando finalmente el IMP
designa torio saca el paquete a las subred, regenera el permiso. Estas reglas
sencillas aseguran él numero de paquetes de la subred nunca exceda él
numero de permisos que inicialmente estén presentes.
IMP determinado queda súbitamente abrumado por paquetes los permisos
deberán estar uniformemente definidos no es recomendable que el transmisor
tenga que andar buscando por todas partes suficientes permisos seria
conveniente que estuvieran centralizados de tal forma que la petición de una
cantidad considerable se pudiera cumplir con mayor rapidez. Si por alguna
razón los permisos
llegan a ser distribuidos, la capacidad de transporte de la red se reduce para
siempre.
Control de flujo.
Algunas redes han intentado utilizar mecanismos de control de flujo para
eliminar la congestión. En la realidad, el control de flujo no puede llegar ha
resolver fácilmente los problemas de congestión,
por él trafico de unas ráfagas.
Cuando varios usuarios soliciten el pico máximo al mismo tiempo cuando el
control de flujo se utiliza como un intento para acabar con la congestión se
puede aplicar al trafico entre paredes:
1.-Procesos de Usuarios.
2.-Hostales.
3.- IMP de origen y destino.
Además se puede restringir él numero de circuitos virtuales abiertos.
Paquetes reguladores.
Lo que en la realidad se necesita por consiguiente es : un mecanismo que se
active cuando el sistema sé llege a congestionar. Hay una variable U, asociada
a cada una de las líneas, cuyo valor entre
cero y uno, refleja la utilización de esa línea. Si es el caso, el IMP transmite un
paquete regulador, de vuelta al Hostal de origen, tomando el destino del
paquete mismo. El paquete se etiqueta dé
tal forma que no pueda generar mas paquetes reguladores después, y se
reexpida de manera normal cuando el hostal de origen recibe al paquete
regulador se le solicita que reduzca él trafico, enviado
al destino especificado de acuerdo a un porcentaje X. Dado que otros paquetes
dirigidos al mismo destino, quizás se encuentren ya en camino, y podrían
generar todavía más paquetes reguladores,
el hostal deberá ignorar los paquetes reguladores que se refieren a este
destino, durante un intervalo de tiempo fijo. Después de que haya
experimentado ese intervalo de tiempo el Hostal estará a
tiempo para escuchar la llegada de mas paquetes reguladores durante otro
intervalo. Se han propuesto algunas variantes de este algoritmo de control de la
congestión, en una de ellas, el IMP podría mantener dos niveles elípticos.
Otra variante consiste en utilizar las longitudes de las colas de espera, en lugar
de la utilización de las líneas; Como medio de disparar la señal.
Bloqueos.
La congestión máxima es un bloqueo al que también se le conoce como
estacionamiento. El primer IMP no puede proseguir hasta que el segundo IMP
lleve a cabo una acción, y el segundo IMP
tampoco puede continuar por que esta esperando que el primero haga algo.
Los dos IMP se han bloqueados por completo y permanecerán así en ese
estado. Los dos se encuentran bloqueados y
ha esta función se le conoce como bloqueo de almacenamiento y reenvió
directo. Schweitzer(1980) en este esquema se construye un grafo dirigido, en el
cual los tampones son los nodos del grafico,
los arcos conectan a pares de tampones localizados en el mismo IMP o en IMP
adyacentes el grafo se construye dé tal manera que si todos los paquetes se
mueven de un tampón a otro, alo largo
de los arcos de grafo, entonces no podrían presentarse bloqueos.
Un paquete procede de un Hostal solo podrá ser admitido por la subred, si el
tampón cero corresponde al IMP de origen, esta desocupado. Solo se podrá
mover a un tampón etiquetado con él numero uno, en una IMP adyacente, así
sucesivamente, hasta que alcance su destino y quede eliminado de la subred.
Por alcance un tampón queda etiquetado con la letra M, en cuyo caso se
desechara uno de los tampones se encuentra en uno de los estados posibles;
Vació reteniendo un paquete.
Merlín y Schweitzer también han presentado una cantidad considerable
demejoras ha estas sencillas estrategias con el objeto de reproducir él numero
de tampones necesarios para bajar el rendimiento aunque este algoritmo evite
los bloqueos por completo tiene la desventaja, que bajo circunstancias
normales, muchas memorias se desperdician gracias a la falta de paquetes
apropiados.
Además, las líneas estarán con frecuencia inactivas. Blazewicz y sus
colaboradores (1987) a , han publicado un algoritmo completamente diferente,
con el cual se evita el bloqueo y no tiene las
propiedades mencionadas. En su algoritmo cada paquete lleva consigo un sello
de tiempo globalmente único. Este sello contiene la fecha en la cual se creo el
paquete, localizada en los Bits de mayor
orden y en él numero de maquina que se localiza en los Bits de menor orden.
Aunque la sincronización de todos los relojes no es esencial, el algoritmo tiende
ha dar un mejor servicio sin embargo,
cuando los relojes no están demasiados de sincronizados.
El algoritmo necesita que cada IMP un tampón por línea de entrada como una
memoria de enreda especial todos los demás tampones se pueden utilizar para
enviar los paquetes en trafico, los cuales
se encolan, según el sello de tiempo en una cola separada para cada línea de
salida. Siempre que una línea pase al estado inactivo, los dos IMP de sus dos
extremos intercambian paquetes de control, entregado el sello de tiempo
correspondiente al paquete más antiguo, que desee utilizar la línea.
Aquel que tenga el paquete más antiguo es el que gana y será el paquete que
se transmita. A medida que avanza el tiempo, cada paquete llegara ha ser
eventualmente, el de mayor antigüedad. Y será entregado.
Sin embargo, aun persiste el escabroso problema de cómo evitar que un IMP
en mal 4estado provoque la caída de roda la red. Lai(1982) presenta un
catalogo exhaustivo de otros bloqueos de redes así como sus posibles
soluciones de Blazewich y sus colaboradores (1987), Go Pal?(1985), discuten
otros métodos de discusión de bloqueo.
5.1 Introducción
Podemos definir encaminamiento como un proceso mediante el cual tratamos
de encontrar un camino entre dos puntos de la red: el nodo origen y el nodo
destino. El objetivo que se persigue es encontrar las mejores rutas entre pares
de nodos j-k.
a) Mejor Ruta. Por mejor ruta se entiende aquella que cumple alguna de estas
condiciones:
* presenta el menor retardo medio de transito,
* consigue mantener acotado el retardo entre pares de nodos de la red
(Tjk<To),
* consigue ofrecer altas cadencias efectivas independientemente del retardo
medio de transito
* ofrezca el menor coste.
b) Métrica de la Red. Citaremos dos de ellas:
* Numero de saltos (canales) necesarios para ir de un nodo a otro. No se
comporta de forma óptima, pero si ofrece buenos resultados, y es empleada
con bastante frecuencia.. La distancia (valor que se asocia a cada canal) es
igual a 1 para todos los canales.
* Retardo de Transito entre nodos vecinos. En este caso la distancia se
expresa en unidades de tiempo (p.e ms), y no es constante a lo largo del
tiempo sino que depende del trafico que soporta el canal.
Algunos de los problemas con los que nos encontramos a la hora de encaminar
son:
* La carga de los enlaces no va a ser constante (es decir, el mejor camino no
siempre será el mismo), al igual que la tasa de generación de mensajes. El
encaminamiento busca el camino óptimo, pero como el tráfico varía con el
tiempo, el camino óptimo también dependerá del instante en que se observa la
red.
* Hay que tener en cuenta los cambios en la topología de la red (hay nodos
que se caen, o se añaden, o se quitan, etc).
* Existen recursos limitados, no pudiendose cursar todos los paquetes a
infinita velocidad.
* Asincronía, en el sentido de que no hay un momento determinado para que
ocurran las cosas (un nodo transmite cuando le llega información, y esto
sucede a su vez cuando el usuario decide mandarla).
Por tanto, el encaminamiento debe proveer a la red de mecanismos para que
ésta sepa reaccionar ante situaciones como:
* Variabilidad del tráfico: se han de evitar las congestiones de la red.
* Variaciones topológicas, como las mencionadas arriba: caídas de enlaces,
caídas de nodos, altas y bajas …
* Cambios en la QoS (Quality of Service): a veces se pide un servicio donde
no importa el retardo y sí un alto throughput, y viceversa.
La nomeclatura que utilizaremos es la siguiente:
* Algoritmo de encaminamiento: método para calcular la mejor ruta para
llegar de un sitio a otro. La mejor ruta podrá calcularse en función de los
‘costes’, retardos, distancia…
* Protocolo de encaminamiento: es la manera que tienen los nodos de
intercambiar la información de encaminamiento (probablemente generada por
el algoritmo). Los protocolos serán los encargados de ocultar la red y
comprobar que las condiciones de encaminamiento impuestas se verifican
siempre.
* Decisión de encaminamiento:
Nos centraremos en redes de conmutación de paquetes, tanto en modo
datagrama como en modo circuito virtual:
* Red en modo circuito virtual: Si la red funciona en modo circuito virtual
generalmente se establece una ruta que no cambia durante el tiempo de vida
de ese circuito virtual, ya que esto es lo más sencillo para preservar el orden de
los paquetes.
El encaminamiento se decide por sesión y no se cambia a
menos que sea imprescindible, es decir existen restricciones de cara a no
cambiar el encaminamiento en la sesión (ej. caída de un enlace). Cuando eso
ocurre se busca inmediatamente otra ruta, pero este cambio al tardar en
propagarse por la red, al tardar los nodos en enterarse, se puede manifestar en
los sistemas finales de tres formas:
o no se manifiesta
o se pierde información
o se pierde la sesión.
* Red en modo datagrama: Como en este caso no debe garantizarse el
ordenamiento final de los paquetes, en una red funcionando en modo
datagrama se puede cambiar el criterio de encaminamiento por cada paquete
que se ha de cursar (Esto da origen a menor numero de problemas).
Los requisitos del algoritmo de encaminamiento son:
* Corrección: Se ha de entregar la información correctamente. Es algo obvio:
queremos que el paquete llegue precisamente al nodo al que lo mandamos.
* Simplicidad: debe aportar soluciones sencillas. Esto es útil para redes
reales (grandes) y los protocolos mas simples son los que en la actualidad
tienden a imponerse (p.e. RIP: Routing Interconexion Protocol).
* Robustez: El algoritmo ha de ser insensible a inestabilidades del sistema.
Estas inestabilidades son, por ejemplo, caidas de nodos, etc, que han de ser
previstas de antemano.
* Estabilidad (convergencia): Es muy importante que se cumpla. El
procedimiento debe converger antes de que la red cambie de estado (caída de
nodo, alta de usuario, etc.). Cuando esto ocurre, se recalculan de nuevo las
rutas, debiendo los nodos llevar a cabo acciones coherentes que conduzcan a
situaciones estables.
* Equidad (justicia): Debe tratar a todos los usuarios de la misma manera.
* Trazabilidad (gestionabilidad): Supone tener información (trazas) de lo que
ha hecho la red para que en el caso de que ocurran “cosas raras” sea posible
corregirlas.
* Escalabilidad: Tengo que tener un comportamiento optimo sea cual sea el
numero de nodos ( incluso si este aumenta mucho).
5.2 Métodos de Encaminamiento 5.2.1 Conceptos Básicos Veamos la
estructura general de un nodo de conmutación de paquetes, lo cual nos valdrá
para hacer una posterior claseficación de los métodos de encaminamiento
atendiendo a la forma en la que los nodos recogen y distribuyen la información
que les llega de la red y a otros factores:
* FIB (Forward Information Base): Es la tabla de encaminamiento que se
consulta para hacer el reenvío de los paquetes generados por los usuarios (los
PDU representan estos paquetes).
* RIB (Routing Information Base): Tabla que almacena las distancias a los
nodos. Es la base de información de encaminamiento que se consulta para
decidir y formar la FIB. La información de la RIB se consigue mediante
interacción con el entorno local de cada nodo (cada nodo observa sus enlaces)
y mediante la recepción de R-PDUs d e información de control procedentes de
otros nodos vecinos que informan del conocimiento que estos nodos tienen
sobre el estado de la red. A su vez, con la información obtenida por la RIB, ésta
manda PDUs de control para informar del conocimiento del estado de la red
que el nodo tiene a los demás nodos.
* LOCAL: Información del entorno local del nodo. Contiene la información de
lo que el nodo ve (memoria disponible, enlaces locales, etc.), más la que hay
que proporcionarle.
* R-PDU (Routing-PDU): Información de control entre nodos. Son paquete de
control, los cuales mandan otros nodos con información sobre la red (no son
datos). Por ejemplo, se manda información de que el nodo sigue activo, y
también las distancias a otros nodos (vector de distancias).
* PDU (Protocol Data Unit): Unidad fundamental de intercambio de
información para un nivel determinado (a veces se indica explícitamente el nivel
poniendo N-PDU, o PDU de nivel N), como nivel de enlace, red, etc. Son
llamados también tramas.
Básicamente, es funcionamiento es el siguiente: A partir de la RIB, se utiliza el
algoritmo de encaminamiento para calcular la FIB, y cuando una PDU llega al
nodo, se consulta esta FIB.
Ejemplo:
Tabla de Encaminamiento del NODO D:
Destino Next Coste A E 9 B C 7 C C 2 D D 0 E E 5 F E 6
El numero que aparece junto a los enlaces representa el ‘coste’ o ‘distancia’ de
los mismos, que puede ser constante o variable.
Llamarémos METRICA a la magnitud o medida a optimizar (retardo, ancho de
banda, coste económico, etc).
5.2.2 Clasificación de los Métodos de Encaminamiento 1.- En función de donde
se decide encaminar:
* Fijado en el origen (Source Routing): son los sistemas finales los que fijan
la ruta que ha de seguir cada paquete. Para ello, cada paquete lleva un campo
que especifica su ruta(campo RI: Routing Information), y los nodos sólo se
dedican a reenviar los paquetes por esas rutas ya especificadas. Así pues, son
los sistemas finales los que tienen las tablas de encaminamiento y no se hace
necesaria la consulta o existencia de tablas de encaminamiento en los nodos
intermedios. Este tipo de encaminamiento suele ser típico de las redes de IBM.
* Salto a salto (Hop by Hop): los nodos, sabiendo donde está el destino,
conocen sólo el siguiente salto a realizar.
2.- En función de la adaptabilidad:
* No adaptables (estáticos):
o
Estáticos: Las tablas de encaminamiento de los nodos se configuran
de forma manual y permanecen inalterables hasta que no se vuelve a actuar
sobre ellas. La adaptación a cambios es nula. Tanto la recogida como la
distribución de información se realiza por gestión (se realiza de manera externa
a la red), sin ocupar capacidad de red. El calculo de ruta se realiza off-line (en
una maquina especifica),y las rutas pueden ser las optimas al no estar
sometido al requisito de tiempo real. Este tipo de encaminamiento es el optimo
para topologias en los que solo hay una posibilidad de encaminamiento
(topologia en estrella).
o Q-Estáticos: Este encaminamiento, es igual que el estático pero en vez
de dar una sola ruta fija, se dan además varias alternativas en caso de que la
principal no funcione, de ahí que tenga una adaptabilidad reducida.
Comparación entre ambos:
Fijado en Origen
Conocimiento
completo de la red
Salto a Salto
Los sistemas finales han de tener un conocimiento
SIMPLICIDAD:
Los
nodos
han
de
tener
un
conocimiento parcial de la red (saber qué rutas son las mejores)
Complejidad
Recae toda en los sistemas finales
En
los
sistemas intermedios ya que son los que tienen que encaminar
Problemas de Bucles No
(ROBUSTEZ).
hay bucles:
el sistema
final fija
la
ruta
Sí pueden ocurrir: no se tiene una visión completa de la red
(INCONSISTENCIA)
* Adaptables (dinámicos):
o
Centralizados: En este tipo de encaminamiento, todos los nodos son
iguales salvo el nodo central. Los nodos envían al central información de
control a cerca de sus vecinos (R-PDUs). El nodo central será el que se
encargue de recoger esta información para hacer la FIB de cada nodo, es
decir, el nodo central decide la tabla de encaminamiento de cada nodo en
función de la información de control que éstos le mandan. El inconveniente de
este metodo es que consumimos recursos de la red, y además, se harian
necesaria rutas alternativas para comunicarse con el nodo central, ya que estos
métodos es que dejarían de funcionar con la caída de éste.
o Aislados: No se tiene en cuenta la información de los otros nodos a la
hora de encaminar. Se basa en que cada vez que un nodo recibe un paquete
que tiene que reenviar (porque no es para él) lo reenvía por todos los enlaces
salvo por el que le llegó. Son muy útiles para enviar información de
emergencia. Destacan dos métodos de encaminamiento aislados:
+ Algoritmo de inundación: Ver anexo 1.
+ Algoritmo de aprendizaje hacia atrás(Backward Learning): Ver
anexo 2.
+ Algoritmo de la patata caliente (“Hot Potatoe”).
o Distribuídos: Son los más utilizados. En este tipo de encaminamiento
todos los nodos son iguales, todos envían y reciben información de control y
todos calculan, a partir de su RIB (base de información de encaminamiento)
sus tablas de encaminamiento. La adaptación a cambios es optima siempre y
cuando estos sean notificados. Hay dos familias de procedimientos
distribuídos:
+ Vector de distancias.
+ Estado de enlaces.
5.2.2.1 Vector de Distancias Cada nodo informa a sus nodos vecinos de todas
las distancias conocidas por él, mediante vectores de distancias (de longitud
variable según los nodos conocidos). El vector de distancias es un vector de
longitud variable que contiene un par (nodo:distancia al nodo) por cada nodo
conocido por el nodo que lo envia, por ejemplo (A:0;B:1;D:1) que dice que el
nodo que lo manda dista “0″ de A,”1″ de B y “1″ de D, y de los demás no sabe
nada (ésta es la forma en la que un nodo dice lo que sabe en cada momento).
El nodo solo conoce la distancia a los distintos nodos de la red pero no conoce
la topologia. Estos vectores de distancia se envían periódicamente y cada vez
que varíe su vector de distancias. Veamos el siguiente ejemplo:
El vector de distancias de A sería:
Este vector de distancias de A llega al nodo B, el cual lo utiliza para actualizar
el suyo:
Este VDB pasa al nodo A, el cual actualiza el suyo, etc.
Al cabo de un tiempo, se estabiliza la información de cada nodo, es decir, sus
vectores de distancia quedan constantes aún sin dejar de enviarse información
periódicamente.
Con
todos
los
vectores
recibidos,
cada
nodo
monta
su
tabla
de
encaminamiento ya que al final conoce qué nodo vecino tiene la menor
distancia al destino del paquete, pues se lo han dicho con el vector de
distancias.
El envío de vectores de distancia entre nodos tiene lugar en el plano de control.
Si no se sabe a donde enviar un paquete, se descarta.
Ventajas del método:
* Muy sencillo.
* Muy robusto (gracias al envío periódico de información)
* Consumo de memoria bajo: cada nodo sólo ha de almacenar distancias
con el resto de los nodos.