La capa de red en Internet - Departament d`Informàtica

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Las capa de red en Internet
TEMA 3: La capa de red en Internet
3.1 Introducción.
La red Internet es un compendio de redes diferentes que comparten un protocolo,
o pila de protocolos comunes (IP a nivel de red y sobre todo TCP a nivel de transporte);
cada una de estas redes es administrada por una entidad diferente: universidades, redes
académicas nacionales, proveedores comerciales (también llamados ISPs, Internet
Service Providers), operadores, multinacionales, etc. Como consecuencia de esto las
políticas de uso son muy variadas.
La capa Internet tiene como protocolo principal al protocolo IP pero dentro de
ella encontramos otros auxiliares que se emplearán para determinadas funciones que
debe realizar esta capa. Técnicamente a nivel de red la Internet puede definirse como un
conjunto de redes o sistemas autónomos conectados entre sí que utilizan el protocolo de
red IP.
IP es una red de datagramas, no orientada a conexión, con calidad de servicio
“best effort”, es decir, no hay calidad de servicio; no se garantiza la entrega de los
paquetes ya que en momentos de congestión éstos pueden ser descartados sin previo
aviso por los routers que se encuentren en el trayecto.
3.2 El protocolo IP.
Toda información en una red IP ha de viajar en datagramas IP. Esto incluye
tanto las TPDUs (Transport Protocol Data Units) de TCP y UDP, como cualquier
información de routing que se intercambie en la red (paquetes ECHO, HELLO,
PRUNE; de asfixia, etc.).
El datagrama tiene dos partes: cabecera y texto; la cabecera tiene una parte fija
de 20 bytes y una opcional de entre 0 y 40 bytes (siempre múltiplo de 4).La estructura
de la cabecera es la que se muestra en la figura 3.2.1.
0
4
Versión
8
IHL
16
31
Tipo de servicio
Identificación
Tiempo de vida
19
Longitud total
Flags
Protocolo
Desplazamiento del fragmento
Suma de comprobación de la cabecera
Dirección de origen
Dirección de destino
Opciones IP (0 o más palabras)
Datos (Opcional)
Figura 3.2.1: Campos del Datagrama IP.
El campo versión permite que coexistan en la misma red sin ambigüedad
paquetes de distintas versiones; la versión actualmente utilizada de IP (que corresponde
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a la estructura de datagrama que estamos estudiando) es la 4. Actualmente está en fase
de desarrollo e introducción una nueva versión (la versión 6) con una estructura de
datagrama diferente.
El campo IHL especifica la longitud de la cabecera, en palabras de 32 bits, ya
que ésta puede variar debido a la presencia de campos opcionales. Se especifica en
palabras de 32 bits. La longitud mínima es 5 y la máxima 15, que equivale a 40 bytes de
información opcional. La longitud de la cabecera siempre ha de ser un número entero de
palabras de 32 bits, por lo que si la longitud de los campos opcionales no es un múltiplo
exacto de 32 bits se utiliza un campo de relleno al final de la cabecera.
El campo tipo de servicio tiene la siguiente estructura:
Subcampo
Longitud (bits)
Precedencia (o prioridad)
3
TOS (Type Of Service)
4
Reservado
1
Figura 3.2.2: Estructura del campo 'Tipo de servicio
La precedencia permiten especificar una prioridad entre 0 y 7 para cada
datagrama, pudiendo así marcar los paquetes normales con prioridad 0 y los importantes
(por ejemplo paquetes de asfixia) con prioridad 7. La prioridad actúa alterando el orden
de los paquetes en cola en los routers, pero no modifica la ruta de éstos. Dada la actual
abundancia de ordenadores personales y estaciones de trabajo gestionadas por el usuario
final, existe un gran debate sobre si es conveniente la existencia de un campo prioridad,
ya que el usuario podría descubrir que obtiene mejor servicio con alta prioridad y
utilizar sistemáticamente el valor 7 para todo tipo de paquetes; en la práctica muchos
equipos ignoran este campo y cuando hacen uso de él es únicamente para datagramas
transmitidos desde dent ro de la subred (es decir, entre routers), que se supone que están
libres de esta sospecha. Los cuatro bits siguientes actúan como flags denominados D, T,
R y C respectivamente. El primero indica que se desea un servicio de bajo retardo
(D=Delay); el segundo que se quiere elevado rendimiento (T=Throughput), el tercero
que se quiere una elevada fiabilidad (R=Reliability), y el cuarto que se quiere un bajo
costo (C=Cost). Las combinaciones válidas del subcampo TOS son las siguientes:
Valor TOS
Descripción
0000
Valor por defecto
0001
Mínimo costo
0010
Máxima fiabilidad
0100
Máximo rendimiento
1000
Mínimo retardo
1111
Máxima seguridad
Figura 3.2.3: Combinaciones válidas del campo TOS.
Para cada aplicación existe un valor de TOS recomendado. Por ejemplo, para
telnet se recomienda 1000 (mínimo retardo), para FTP 0100 (máximo rendimiento) y
para NNTP (news) 0001 (mínimo costo).
Algunos routers utilizan el subcampo TOS para encaminar los paquetes por la
ruta óptima en función del valor especificado (podrían tener una ruta diferente según se
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desee mínimo retardo o mínimo costo, por ejemplo); también pueden utilizar el valor
del campo TOS para tomar decisiones sobre que paquetes descartar en situaciones de
congestión (por ejemplo descartar antes un paquete con mínimo costo que uno con
máxima fiabilidad). Algunos routers simplemente ignoran este subcampo.
El campo longitud total especifica la longitud del datagrama completo (cabecera
incluida) en bytes. Su tamaño se especifica en un campo de dos bytes, por lo que su
valor máximo es de 65535 bytes, pero muy pocas redes admiten este valor.
Normalmente el nivel de enlace no fragmenta, por lo que el nivel de red adapta el
tamaño de cada paquete para que viaje en una trama; con lo que en la práctica el tamaño
máximo de paquete viene determinado por el tamaño máximo de trama característico de
la red utilizada. Este tamaño máximo de paquete se conoce como MTU (Maximum
Transfer Unit). En la tabla 3.2.4 se dan algunos ejemplos de valores de MTU
característicos de las redes más habituales.
Protocolo a nivel de enlace
MTU(bytes)
PPP (valor por defecto)
1500
PPP (bajo retardo)
296
SLIP
1006 (límite original)
X.25
1600 (varía según las redes)
Frame relay
Al menos 1600 normalmente
SMDS
9235
Ethernet versión 2
1500
IEEE 802.3/802.2
1492
IEEE 802.4/802.2
8166
Token Ring IBM 16 Mbps
17914 máximo
IEEE 802.5/802.2 4 Mbps
4464 máximo
FDI
4352
Hyperchannel
65535
ATM
9180
Figura 3.2.4: Valor de MTU para los protocolos mas comunes a nivel de enlace.
Es bastante normal ut ilizar 1500 como valor de MTU. Cualquier red debe
soportar como mínimo un MTU de 68 bytes.
El campo identificación lo usa el emisor para marcar en origen cada datagrama
emitido, y permite al receptor reconocer las partes correspondientes en caso de que se
haya producido fragmentación por el camino (dado que se pueden tener que atravesar
varias redes puede ocurrir que ya estando el datagrama de camino se encuentre una red
con un tamaño menor de MTU, por lo que el router de turno deberá fragmentar el
datagrama).
Dentro de los flags el bit más significativo está reservado. El siguiente bit, el bit
DF (Don't Fragment), cuando está a 1 indica a los routers que no fragmenten el paquete,
ya que el receptor no está capacitado para reensamblarlo. Por ejemplo, si un ordenador
arranca su sistema operativo a través de la red solicitará que el ejecutable
correspondiente se le envíe desde algún servidor a través de la red como un único
datagrama (ya que en ese estado él aun no está capacitado para reensamblar
datagramas). Si un datagrama con el bit DF puesto no puede pasar por una red el router
lo rechazará con un mensaje de error al emisor. Existe una técnica para averiguar el
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MTU de una ruta (denominada “path MTU discovery”) que consiste en enviar un
datagrama grande con el bit DF puesto al destino deseado; si se recibe un mensaje de
error se envía otro mas pequeño, hasta que el emisor averigua a base de tanteos cual es
el valor de MTU de la ruta correspondiente, y a partir de ahí puede utilizarla para todos
los datagramas sin riesgo de que sean fragmentados en el camino (siempre y cuando la
ruta no cambie sobre la marcha).
El otro flag corresponde al bit MF (More Fragments) y puesto a 1 especifica que
este datagrama es realmente un fragmento de un datagrama mayor, y que no es el
último. Si está a 0 indica que este es el último fragmento (o bien que el datagrama
original no esta fragmentado).
El campo fragment offset sirve para indicar, en el caso de que el datagrama sea
un fragmento de un datagrama mayor, en que posición del datagrama mayor empieza
este fragmento. Los cortes siempre se realizan en frontera múltiplo de 8 bytes (la unidad
elemental de fragmentación), por lo que este campo en realidad cuenta los bytes de 8 en
8. Al ser su longitud de 13 bits el número máximo de fragmentos es de 8192, que da
cabida a la longitud máxima de un datagrama (8192 x 8 = 65536). Los fragmentos
pueden llegar desordenados, por lo que el último fragmento puede llegar al receptor sin
que haya recibido aun todos los fragmentos; la información fragment offset junto con
longitud del último fragmento (identificado porque tiene el bit MF a 0) le permite al
receptor calcular la longitud total del datagrama original (que sería fragment_offset*8 +
longitud).
El campo TTL (Time To Live, tiempo de vida) permite descartar un datagrama
cuando ha pasado un tiempo excesivo viajando por la red y es presumiblemente inútil.
En el diseño original se pretendía que el valor de este campo (que inicialmente podía
valer por ejemplo 64) disminuyera en cada router en un valor igual al tiempo en
segundos que el paquete había empleado en esa parte del trayecto, restando como
mínimo 1 en cualquier caso. En la práctica medir tiempos en una red es mucho más
difícil de lo que parece (los relojes de los routers han de estar muy bien sincronizados,
cosa que hoy en día no ocurre), por lo que todas las implementaciones se limitan
sencillamente a restar 1 al valor de TTL de cada paquete que pasa por ellos, sin analizar
el tiempo que el paquete ha invertido en el salto. Como de cualquier forma hoy en día es
muy raro que un paquete tarde más de un segundo en cada salto esto está
aproximadamente de acuerdo con el diseño original. El valor inicial de TTL de un
paquete fija el número máximo de saltos que podrá dar, y por tanto debería ser
suficientemente grande como para que pueda llegar a su destino. El TTL evita que por
algún problema de rutas se produzcan bucles y un datagrama pueda permanecer
“flotando” indefinidamente en la red.
El campo protocolo especifica a que protocolo del nivel de transporte
corresponde el datagrama. La tabla de protocolos válidos y sus correspondientes
números son controlados por el IANA (Internet Assigned Number Authority) y se
especifican (junto con muchas otras tablas de números) en un RFC muy especial,
denominado “Assigned Numbers”, que se actualiza regularmente; el vigente
actualmente es el RFC 1700. Algunos de los posibles valores del campo protocolo son
los siguientes:
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Valor
Protocolo
Descripción
0
Reservado
1
ICMP
Internet Control Message Protocol
2
IGMP
Internet Group Management Protocol
3
GGP
Gateway-to-Gateway Protocol
4
IP
IP en IP (encapsulado)
5
ST
Stream
6
TCP
Transmission Control Protocol
8
EGP
Exterior Gateway Protocol
17
UDP
User Datagram Protocol
29
ISO-TP4
ISO Transport Protocol Clase 4
38
IDRP-CMTP IDRP Control Message Transport Protocol
80
ISO-IP
ISO Internet Protocol (CLNP)
88
IGRP
Internet Gateway Routing Protocol (Cisco)
89
OSPF
Open Shortest Path First
255
Reservado
Figura 3.2.5: Ejemplo de valores y significados del campo protocolo en un datagrama.
Obsérvese que el valor 4 está reservado al uso de IP para transportar IP, es decir
al encapsulado de un datagrama IP dentro de otro.
El campo checksum sirve para detectar errores producidos en la cabecera del
datagrama; el checksum es el complemento a uno en 16 bits de la suma complemento a
uno de toda la cabecera (incluidos los campos opcionales si los hubiera), tomada en
campos de 16 bits; para el cálculo el campo checksum se pone a sí mismo a ceros. Este
campo permite salvaguardar a la red de un router que alterara los campos de cabecera de
un datagrama, por ejemplo por un problema hardware. El campo checksum se ha de
recalcular en cada salto, ya que al menos el TTL cambia. Esto supone un serio
inconveniente desde el punto de vista de rendimiento en routers con mucho tráfico.
Los campos dirección de origen y dirección de destino corresponden a
direcciones IP según el formato que veremos con posterioridad.
Los campos opcionales de la cabecera no siempre están soportados en los routers
y se utilizan muy raramente; de estos podemos destacar los siguientes:
•
Record route: Esta opción pide a cada router por el que pasa este datagrama que
anote en la cabecera su dirección, con lo que se dispone de una traza de la ruta
seguida para fines de prueba o diagnóstico de problemas (es como si el router
estampara su sello en el datagrama antes de reenviarlo). Debido a la limitación
en la longitud de la cabecera como máximo pueden registrarse 9 direcciones, lo
cual es insuficiente en algunos casos.
•
Source routing: permite al emisor especificar la ruta que debe seguir el
datagrama hasta llegar a su destino. Existen dos variantes: “strict source routing”
permite especificar la ruta exacta salto a salto, de modo que si algún paso de la
ruta no es factible por algún motivo se producirá un error. Con “loose source
routing” no es preciso detallar todos los saltos, puede haber pasos intermedios
no especificados.
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•
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Timestamp: esta opción actúa de manera similar a “record route”, pero además
de anotar la dirección IP de cada router atravesado se anota en otro campo de 32
bits el instante en que el datagrama pasa por dicho router. El uso de dos campos
de 32 bits acentúa aún mas el problema antes mencionado del poco espacio
disponible para grabar esta información.
De estos el más utilizado es “source routing”, y aún éste se usa poco por el
problema del espacio en la cabecera; generalmente se prefiere usar en su lugar
encapsulado IP en IP, que es más eficiente.
3.3 Direcciones IP.
Cada interfa z de red de cada nodo (host o router) en una red IP se identifica
mediante una dirección única de 32 bits. Las direcciones IP se suelen representar por
cuatro números decimales separados por puntos, que equivalen al valor de cada uno de
los cuatro bytes que componen la dirección. Por ejemplo una dirección IP válida sería
147.156.23.208.
Si un nodo dispone de varias interfaces físicas (cosa habitual en los routers) cada
una de ellas deberá tener necesariamente una dirección IP distinta si se desea que sea
accesible para este protocolo. Es posible además, y en algunas situaciones resulta útil,
definir varias direcciones IP asociadas a una misma interfaz física.
Las direcciones IP tienen una estructura jerárquica. Una parte de la dirección
corresponde a la red, y la otra al host dentro de la red. Cuando un router recibe un
datagrama por una de sus interfaces compara la parte de red de la dirección con las
entradas contenidas en sus tablas (que normalmente sólo contienen direcciones de red,
no de host) y envía el datagrama por la interfaz correspondiente.
En el diseño inicial de la Internet se reservaron los ocho primeros bits para la
red, dejando los 24 restantes para el host; se creía que con 254 redes habría suficiente
para una red experimental que era fruto de un proyecto de investigación del
Departamento de Defensa americano. Ya en 1980 se vio que esto resultaba insuficiente,
por lo que se reorganizó el espacio de direcciones reservando una parte para poder
definir redes más pequeñas. Para dar mayor flexibilidad y permitir diferentes tamaños se
optó por dividir el rango de direcciones en tres partes adecuadas para redes grandes,
medianas y pequeñas, conocidas como redes de clase A, B y C respectivamente:
•
Una red de clase A (que corresponde a las redes originalmente diseñadas) se
caracteriza por tener a 0 el primer bit de dirección; el campo red ocupa los 7 bits
siguientes y el campo host los últimos 24 bits. Puede haber hasta 126 redes de
clase A con 16 millones de hosts cada una.
•
Una red de clase B tiene el primer bit a 1 y el segundo a 0; el campo red ocupa
los 14 bits siguientes, y el campo host los 16 últimos bits. Puede haber 16382
redes clase B con 65534 hosts cada una.
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•
Una red clase C tiene los primeros tres bits a 110; el campo red ocupa los
siguientes 21 bits, y el campo host los 8 últimos. Puede haber hasta dos millones
de redes clase C con 254 hosts cada una.
•
Para indicar qué parte de la dirección corresponde a la red y qué parte al host se
suele utilizar una notación denominada máscara, consistente en poner a 1 los bits
que corresponden a la parte de red y a 0 los que corresponden a la parte host. Así
por ejemplo diremos que una red clase A tiene una máscara 255.0.0.0, lo cual
equivale a decir que los ocho primeros bits especifican la red y los 24 restantes
el host. Análogamente decimos que una red clase B tiene una máscara
255.255.0.0 y una clase C una máscara 255.255.255.0.
Existe además direcciones (no redes) clase D cuyos primeros cuatro bits valen
1110, que se utilizan para definir grupos multicast (el grupo viene definido por los 28
bits siguientes).
Por último, la clase E, que corresponde al valor 11110 en los primeros cinco bits,
está reservada para usos futuros.
De los valores de los primeros bits de cada una de las clases antes mencionadas
se puede deducir el rango de direcciones que corresponde a cada una de ellas. Así pues,
en la práctica es inmediato saber a que clase pertenece una dirección determinada sin
más que saber el primer byte de su dirección. La figura 3.3.1 resume la información
esencial sobre los tipos de direcciones de Internet.
0
Clase A
8
16
0| Red
24
31
Host
0.1.0.0 … 126.0.0.0
Clase B
10|
Red
Host
128.0.0.0 … 191.255.0.0
Clase C
110|
Red
Host
192.0.0.0 … 223.255.255.0
Clase D
1110
Dirección multicast
224.0.0.0 … 239.255.255.0
Figura 3.3.1: Clases de direcciones Internet y sus principales características.
La asignación de direcciones válidas de Internet la realizan los NICs (Network
Information Center). Al principio había un NIC para toda la Internet pero luego se
crearon NICs regionales (por continentes); actualmente muchos países tienen un NIC
propio; en España el NIC es administrado por RedIRIS.
Existen unas reglas y convenios en cuanto a determinadas direcciones IP que es
importante conocer:
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1. La dirección 255.255.255.255 se utiliza para indicar broadcast, esto es emisión
del mensaje a todos los ordenadores en la propia red, cualquiera que esta sea (y
sea del tipo que sea).
2. La dirección 0.0.0.0 identifica al host actual.
3. La dirección con el campo host todo a ceros se utiliza para indicar la red misma,
y por tanto no se utiliza para ningún host. Por ejemplo la dirección 147.156.0.0
identifica la red clase B que pertenece a la Universidad de Valencia.
4. La dirección con el campo host todo a unos se utiliza como la dirección
broadcast de la red indicada, y por tanto no se utiliza para ningún host. Por
ejemplo para enviar un mensaje broadcast a la red de la Universidad de Valencia
utilizaríamo s la dirección 147.156.255.255.
5. La dirección con el campo red todo a ceros identifica a un host en la propia red,
cualquiera que esta sea; por ejemplo si queremos enviar un datagrama al primer
host (1.1) de una red clase B podemos utilizar la dirección 0.0.1.1. Esto permite
enviar datagramas sin saber en que red nos encontramos, aunque es preciso
conocer si es clase A, B o C para saber que parte de la dirección es red y que
parte es host.
6. Las redes 127.0.0.0, 128.0.0.0, 191.255.0.0, 192.0.0.0 y el rango de 240.0.0.0 en
adelante están reservados y no deben utilizarse.
7. La dirección 127.0.0.1 se utiliza para pruebas “loopback”; todas las
implementaciones de IP devuelven a la dirección de origen los datagramas
enviados a esta dirección sin intentar enviarlos a ninguna parte.
8. Las redes 10.0.0.0, 172.16.0.0 a 172.31.0.0, y 192.168.0.0 a 192.168.255.0 están
reservadas para redes privadas (“intranets”) por el RFC 1918, por lo que estos
números no se asignan a ninguna dirección válida en Internet y por tanto pueden
utilizarse para construir redes, por ejemplo detrás de un cortafuego, sin riesgo de
entrar en conflicto de acceso a redes válidas de la Internet.
Como consecuencia de las reglas 3 y 4 siempre hay dos direcciones inútiles en
una red. Por ejemplo, si tenemos la red 200.200.200.0 (clase C) tendremos que reservar
la dirección 200.200.200.0 para denotar la red misma, y la dirección 200.200.200.255
para envíos broadcast a toda la red; dispondremos pues de 254 direcciones para hosts,
no de 256.
3.4 Subredes.
Supongamos que una empresa dispone de varias oficinas, cada una con una red
local, todas ellas interconectadas entre sí, y que desea unirlas mediante el protocolo
TCP/IP; una de dichas oficinas (la principal) dispone además de una conexión a la
Internet. Sería posible asignar una red clase C diferente para cada oficina, pero esto
supone solicitar al NIC una nueva red para cada oficina que se conecte, y al ser cada una
independiente de las demás la gestión se complica; por ejemplo sería preciso informar
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de la red asignada a cada nueva oficina a routers externos a la organización, no sería
posible enviar datagramas dentro de la empresa usando direcciones con el campo red
todo a ceros (pues cada oficina tendrá una red diferente), no se puede utilizar una
dirección broadcast para toda la empresa, etc.
En estos casos resulta útil disponer de algún mecanismo que permita dividir una
red IP en trozos o subredes, creando así un nivel jerárquico intermedio entre la red el
host; de esa forma la empresa podría por ejemp lo solicitar una clase B y asignar
fragmentos de dicha red a cada oficina a medida que fueran creándose. Supongamos que
a la empresa se le asigna la clase B 156.134.0.0; de los 16 bits que en principio
corresponden al host podría reservar los primeros 8 para la subred y dejar los 8
siguientes para el host, con lo que habría 256 subredes de 256 direcciones cada una.
Desde fuera la red de la empresa seguiría siendo 156.134.0.0, ya que la estructura de
subred no sería visible. Las subredes se añadieron a la Internet en 1982, con lo que se
consiguió una mayor flexibilidad en el reparto de direcciones dentro de una red.
Para dividir la red en subredes se define una máscara en la que están a 1 los bits
de la dirección que corresponden a la red-subred, y a cero los que corresponden al host.
Por ejemplo, la máscara 255.255.255.0 divide una red clase B en 256 subredes de 256
hosts pues tiene puestos a 1 los primeros 24 bits (los 16 de la clase B mas los 8 de la
subred). Se pueden hacer divisiones que no correspondan con bytes enteros, por ejemplo
si la máscara fuera 255.255.252.0 se estarían reservando los primeros 6 bits del campo
host para la subred y dejando 10 para el host; con lo que podría haber hasta 64 redes con
1024 hosts cada una.
Al crear subredes hay dos direcciones de cada subred que quedan
automáticamente reservadas: las que corresponden al campo host todo a 0 y todo a 1;
estas se emplean para la designación de la subred y para la dirección broadcast,
respectivamente. Así si la red 156.134.0.0 se subdivide con la máscara 255.255.255.0 se
crean 256 subredes del tipo 156.134.subred.host, siendo 156.134.subred.0 la dirección
que identifica a toda la subred y 156.134.subred.255 la dirección broadcast de la subred.
Por tanto el número de hosts de una subred es siempre dos menos que el número de
direcciones que abarca; por lo que no tiene sentido crear subredes con la máscara
255.255.255.254 en las que el campo host tendría un bit, pues no quedarían direcciones
útiles.
Del mismo modo que los valores todos ceros o todo unos del campo host están
reservados con un significado especial, el valor todos ceros y todo unos del campo
subred también son especiales. El valor todos ceros se utiliza para representar la subred
misma; por ejemplo si a la red 156.134.0.0 le aplicamos la máscara 255.255.255.0 el
campo subred todo a ceros no debería utilizarse, pues resultaría ambiguo el significado
de la dirección 156.134.0.0, que representaría tanto a dicha subred como a la red entera.
Por otro lado, el campo subred todo a unos tampoco debería utilizarse porque de lo
contrario el significado de la dirección 156.134.255.255 sería ambiguo, significaría
tanto broadcast en la subred como en la red entera. Por consiguiente en el campo subred
también se pierde siempre dos direcciones, y tampoco tendría sentido crear máscaras
con el campo subred de un bit, tales como 255.255.128.0 en el caso de una red clase B.
Mientras que la restricción de no utilizar direcciones todos ceros o todo unos en
el campo host se cumple siempre, existen muchas instalaciones que por conveniencia
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incumplen la restricción equivalente en el campo subred, es decir, consideran válida la
subred especificada por el campo subred todo a ceros o todo a unos. Esta práctica se
conoce como subnet- zero y se adopta para poder aprovechar mejor el espacio de
direcciones disponible; con subnet-zero es posible por ejemplo dividir una red clase B o
clase C por la mitad en dos subredes mediante la máscara 255.255.128.0 o
255.255.255.128, cosa que no sería posible si no se permitiera esta pequeña
“infracción”.
En todos nuestros ejemplos la parte de subred de la máscara es contigua a la
parte de red; en un principio se permitía crear subredes con máscara no contigua, por
ejemplo en una clase B con la máscara 255.255.0.255 el host vendría especificado por el
tercer byte y la subred por el cuarto. Dado que esta práctica solo complicaba la
comprensión de las subredes y hacía menos eficiente el proceso en los routers,
actualmente la norma exige que la máscara sea contigua.
La división en subredes no ha de hacerse necesariamente de forma homogénea
en todo el espacio de direcciones, como hemos supuesto hasta ahora. Supongamos
siguiendo con nuestro ejemplo anterior que la empresa tiene una serie de oficinas
pequeñas que tienen suficiente con subredes de 256 direcciones, pero otras mas grandes
requieren un número mayor; en vez de dividir toda la red en 256 subredes de 256 hosts
y asignar varios fragmentos a las oficinas mayores podemos hacer una partición en
trozos de diferente tamaño, asignando así a cada oficina un trozo acorde con sus
necesidades.
Es importante destacar que la creación de subredes impone ciertas restricciones.
Analicemos por ejemplo en el caso anterior la primera subred de 1024 direcciones;
vemos que abarca un bloque de cua tro valores en el tercer byte, del 16 al 19; si en vez
de empezar en el 16 hubiéramos empezado en el 15 (15, 16, 17 y 18) no habría sido
posible crear la subred, pues la dirección 156.134.15.0 no tiene una máscara común de
22 bits con las otras tres; por consiguiente las subredes formadas con máscara de 22 bits
(grupos de cuatro números) necesariamente han de empezar en valores múltiplos de
cuatro (0, 4, 8, etc.). Análogamente puede deducirse fácilmente que las subredes de
máscara de 20 bits (4096 direcciones) han de empezar en múltiplos de 16, y así
sucesivamente.
3.5 Superredes: Routing classless (CIDR).
El rápido crecimiento de la Internet está creando varios problemas, el más
importante de los cuales es el rápido agotamiento de las direcciones. Las redes clase A
ya prácticamente no se asignan, y resulta muy difícil obtener una clase B. Muchas
empresas no tienen bastante con una clase C pero una B les resulta excesiva. Entre las
medidas que se están adoptando para paliar el problema de escasez de direcciones está
la de asignar un conjunto de redes clase C donde antes se asignaba una clase B. De esta
forma se puede ajustar mejor el rango de direcciones asignado a las necesidades reales
previstas de cada organización
Esto ha resuelto un problema pero ha creado otro: el crecimiento desmedido de
las tablas en los routers. Muchos routers de la Internet funcionan con unas tablas de
encaminamiento que solo recogen una pequeña parte de todas las redes existentes, y
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Servicios Documentales en Red
Las capa de red en Internet
disponen de una ruta por defecto por la cual se sale hacia el resto de la Internet. Sin
embargo, a medida que nos aproximamos al centro o 'backbone' de la Internet las tablas
tienen que ser necesariamente mas exhaustivas; en las tablas de los denominados “core
routers” se mantienen entradas para la mayoría de las redes existentes en la Internet.
Al asignar a una organización varias clases C donde normalmente hubiera
bastado con una clase B hace falta definir varias entradas en las tablas de routing (una
por cada clase C asignada) cuando antes habría bastado una para toda la clase B.
Actualmente hay mas de 100.000 redes registradas en la Internet. Además del costo en
memoria RAM que supone el mantener tablas extremadamente grandes en los routers
los algoritmos de búsqueda se complican y no funcionan adecuadamente ya que fueron
diseñados pensando en muchas menos entradas. El crecimiento de la Internet se está
produciendo a un ritmo que duplica el número de redes conectadas cada 9 meses,
mientras que la tecnología sólo permite duplicar la capacidad y potencia de los routers
cada 18 meses. En esta situación el problema de la explosión de las tablas de routing se
convirtió en un problema aún más grave que la escasez de direcciones. Según cálculos
hechos por la IETF en 1993 de seguir produciéndose el crecimiento normal en el
número de redes y rutas la Internet se colapsaría hacia 1998.
Para solucionar este problema se adoptó en 1993 un sistema denominado CIDR
(Classless InterDomain Routing) descrito en el RFC 1519. Se trata de dos medidas
complementarias. La primera consiste en establecer una jerarquía en la asignación de
direcciones. Antes de CIDR la asignación de números de red se hacía por orden
puramente cronológico, independientemente de la ubicación geográfica, lo cual
equivalía en la práctica a una asignación aleatoria del número de red. Con CIDR se han
asignado rangos por continentes:
•
•
•
•
194.0.0.0 a 195.255.0.0 para Europa
198.0.0.0 a 199.255.0.0 para Norteamérica
200.0.0.0 a 201.255.0.0 para Centro y Sudamérica
202.0.0.0 a 203.255.0.0 para Asia y la zona del Pacífico
A su vez dentro de cada uno de estos rangos se ha dado una parte a cada país, y
dentro de éste un rango a cada proveedor de servicios Internet. Con esta distribución
regional de los números y los cambios pertinentes en el software las entradas en las
tablas de routing pueden agruparse, con lo que las tablas se simplifican; por ejemplo un
router en Japón puede poner una sola entrada en sus tablas indicando que todos los
paquetes dirigidos a las redes 194.0.0.0 hasta 195.255.0.0 vayan a la interfa z que da
acceso a Europa. Se ha establecido pues un criterio geográfico jerárquico en las
direcciones IP.
Una consecuencia curiosa de la asignación de rangos de direcciones por
proveedor es que si una empresa cambia de proveedor normalmente tendrá que
“devolver” a este sus direcciones, y solicitar direcciones nuevas al nuevo proveedor; por
supuesto tendrá que modificar las direcciones IP de todas sus máquinas.
La segunda medida adoptada por CIDR es en realidad es un caso particular de la
anterior. Consiste en dar a cada organización (bien directamente o a través de su
proveedor correspondiente) un conjunto de redes clase C ajustado a lo que son sus
necesidades previstas, dándole siempre un rango contiguo y un número de redes que sea
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Las capa de red en Internet
potencia entera de 2 (es decir 1, 2, 4, 8 redes, etc.) elegidas de modo que tengan una
máscara común en la parte de red; por ejemplo un grupo de 8 redes clase C puede
hacerse variando únicamente los 3 últimos bits (22 a 24) de la parte de red, por lo que el
grupo deberá tener comunes los primeros 21 bits de la parte de red, y deberá empezar
necesariamente por un valor múltiplo de ocho y abarcar los siete valores siguientes.
Por ejemplo, supongamos que la Universidad de Valencia solicita a su proveedor
direcciones de red y justifica la previsión de tener 1200 hosts en un plazo razonable;
como 4 redes clase C no serían suficientes se le asignan 8 redes, que permiten llegar a
2032 hosts (254 x 8). Supongamos que somos el proveedor de la Universidad de
Valencia y que tenemos disponib le para nuestro uso el rango 195.100.0.0 a
195.100.255.0 (obsérvese que en este caso el número de redes clase C válidas es de 256,
no 254, pues las redes 195.100.0.0 y 195.100.255.0 son perfectamente utilizables);
supongamos que hemos ido asignando redes clase C a nuestros clientes por orden
cronológico, y que nos queda libre a partir del 12, es decir de la red 195.100.12.0; si le
asignamos de 195.100.12.0 a la 195.100.19.0 el rango es contiguo pero 12 no es
múltiplo de 8, por lo que la máscara no es común (es decir, los primeros 21 bits no son
iguales en las 8 redes). El primer rango de 8 redes con máscara común sería
195.100.16.0 a 195.100.23.0, que es el que le asignaríamos a nuestro cliente. Las redes
195.100.12.0 a 195.100.15.0 quedarían libres para otros clientes, por ejemplo podrían
formar un grupo contiguo de 4 redes (22 bits iguales) para alguno que necesitara
conectar entre 509 y 1016 hosts.
Obsérvese que CIDR es en realidad el mismo mecanismo que las subredes, pero
aplicado en sentido inverso. Las subredes permiten dividir una red, ampliando la parte
red a costa de la parte host de la dirección. El CIDR funde diferentes redes en una,
reduciendo la parte red y ampliando la parte host. Por este motivo el CIDR también se
conoce como “supernet addressing”.
Cuando se utiliza CIDR como en el ejemplo anterior los hosts finales que se
encuentran en distintas redes clase C no pueden hablar directamente entre ellos, han de
hacerlo a través de un router, a menos que soporten CIDR que no es lo normal en hosts.
Un grupo CIDR de clases C siempre funciona como subnet- zero, es decir:
• No existe una dirección que haga referencia al grupo; en nuestro ejemplo la
dirección 195.100.16.0 haría referencia a la primera red clase C únicamente.
• No existe una dirección broadcast del grupo; en nuestro ejemplo la dirección
195.100.23.255 es la dirección broadcast de la red 195.100.23.0 únicamente.
El espacio de redes clase A, que suponen la mitad del espacio total, está
asignado actualmente sólo en un 50% aproximadamente. Se está estudiando la
posibilidad de dividir la parte no utilizada de este rango de direcciones en redes de
menor tamaño para su asignación mediante CIDR, igual que se hace actualmente con el
rango 194.0.0.0-203.255.0.0.
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