IP‐Tunneling und Anwendungen

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IP‐Tunneling und Anwendungen

SS 2012 Grundlagen der Rechnernetze ‐Internetworking 15

• Security in Kombination mit Verschlüsselung (z.B. Virtual‐Private‐Networks (VPN))

• Router R1 und R2 haben besondere Features (z.B. Multicast‐fähige Router)

• Verbinden von Nicht‐IP‐Netzen über ein IP‐Netz (z.B. global verteilte Sensornetze)

• Auslieferung an bestimmter Stelle erzwingen, obwohl Zieladresse eine andere ist (z.B.

Mobile‐IP)

R2

Netz 1.x R1 Internet Netz 2.x

IP‐Header,

Destination = 2.x IP‐Payload

IP‐Header,

Destination = 18.5.0.1 IP‐Header,

18.5.0.1 Netz‐Nummer Next‐Hop

1 Interface 0

2 Virtual Interface 0

Default Interface 1

(2)

Internet‐Routing

(3)

Forwarding und Routing

H3 H2

H1

H5

H4 H6 H7

R1

R3 R2

H7

1 2

Forwarding‐Tabelle

Adresse Interface MAC‐Adr.

Host H1 3 Adr(H1) Host H2 3 Adr(H2) Host H3 3 Adr(H3) Netz N2 1 Adr(R2) Netz N3 2 Adr(R3) 3

Woher bekommt man die Forwarding‐Tabelle?

Netz N1

Netz N2 Netz N3

Grundlagen der Rechnernetze ‐Internetworking

SS 2012 17

(4)

Routing

Grundlagen der Rechnernetze ‐Internetworking 18

Wir betrachten zunächst Routing als Graph‐Problem.

Gegeben sei ein Graph mit gewichteten Kanten

(hier der Einfachheit halber ein ungerichteter Graph):

Finde die kürzesten Pfade zwischen den einzelnen Knoten.

B D

C

F

A E

12

1 3

3

1

4

4 7

Was wäre wohl „per draufgucken“ der kürzeste Pfad P von A nach F?

Was ist das Gesamtgewicht w(P) dieses Pfades?

SS 2012

(5)

Routing Algorithmen

Link‐State‐Routing Distanzvektor‐Routing

Von allen Nachbarinformation an alle (zentraler Routing‐Algorithmus) Globale Information an Nachbarn

(verteilter Routing‐Algorithmus)

R

R1 R2

Ziel Distanz

H1 5

H2 3

H3 7

H4 2

… …

R

Ziel Distanz

H1 7

H2 4

H3 4

H4 1

… …

SS 2012 19

(6)

Internet‐Routing

Distanzvektor‐Routing (aka. Bellman‐Ford)

(7)

Stetiger Austausch und Aktualisierung dieser Tabellen

(Routing‐Update)

Neue Tabelle von A

Tabelle von B Tabelle von C

B C

A

Grundidee

Initiale Distanzvektortabellen

A

C B

D E ^Ziel ^Next ^Dist

A A 1

B ‐‐ 0

C C 1

D D 1

E ?? 

Ziel Next Dist

A A 1

B B 1

C ‐‐ 0

D D 1

E E 1

A ‐‐ 0

B B 1

C C 1

D B 2

E C 2

Initiale Tabelle von A Ziel Next Dist

A ‐‐ 0

B B 1

C C 1

D ?? 

E ?? 

Kantengewichte hier verein‐

facht alle auf 1 gesetzt.

SS 2012 21

(8)

Details zu Routing‐Updates

Generelle Regel für Knoten u:

1. Aktualisiere iteTabellenzeile (x_i, y_i, d_i), wenn für die von Knoten v empfangene Tabellenzeile (x_i, z_i, c_i) gilt: d_i > c_i + 1

2. Die aktualisierte Tabellenzeile ist dann (x_i, v, c_i + 1)

(Erweiterung auf gewichtete Kanten offensichtlich: ersetze „+1“ mit Kantengewicht für Kante uv)

u v

… … …

x_i z_i c_i

… … …

x_i v_i d_i

… … …

x_i v c_i+1

SS 2012 22

(9)

Wann versendet ein Knoten ein Routing‐Update?

Periodic‐Update: Tabellen werden regelmäßig an Nachbarn geschickt

• Damit wissen die Nachbarknoten, dass es den Link und Knoten noch gibt.

• Werden über einen bestimmten Zeitraum keine Updates mehr empfangen, so wird der Link als ausgefallen interpretiert

Triggered‐Update: Wann immer ein Knoten seine Routing‐Tabelle geändert hat

• Nach lokal festgestelltem Link‐Ausfall

• Nach Empfang eines Routing‐Updates von einem Nachbarn

• Das kann wiederum eine Änderung in den Nachbarknoten und damit Routing‐Updates von den Nachbarn bewirken (usw.)

(10)

Forwarding anhand der Routing‐Tabellen

A

C B

D E

A ‐‐ 0

B B 1

C C 1

D B 2

E C 2

A A 1

B B 1

C ‐‐ 0

D D 1

E E 1

Randbemerkung

• Routing‐Tabelle: speichert alles was man für das Routing benötigt.

• Forwarding‐Tabelle: speichert alles was man für das Forwarding

benötigt

• Kann ein und dieselbe Tabelle sein;

muss es aber nicht.

(11)

Beispiel eines Link‐Ausfalls

B

D C

F A

E

G

Dst Next Hops

G F 2

Dst Next Hops

G G 1

Tabelleneinträge

bzgl. Knoten G: ^Dst ^Next ^Hops

G D 2

Stabilisiert sich das Netz immer in dieser Form?

(12)

Count‐to‐Infinity‐Problem

A B

C

A

B

C

D

Lösungsansatz 1: ignorieren. Am Ende wird sowieso bis  hoch gezählt.

Lösungsansatz 2: Split‐Horizon.

Routing‐Updates nur zu Nachbarn, die nicht selber der nächste Hop sind.

Lösungsansatz 3: Split‐Horizon with Poison Reverse. Routing‐Updates zu allen Nachbarn. Allerdings Routing‐

Update  zu denen, die selber der nächste Hop sind.

Funktioniert das immer?

(13)

Internet‐Routing

Link‐State‐Routing

(14)

Link‐State‐Routing

Zweiter Schritt

Jeder Knoten hat globale Sicht und kann alle kürzesten Pfade berechnen

R R Erster Schritt

Jeder Knoten teilt allen anderen seine adjazenten Kanten mit (Flooding)

R U

V

X W Y

(R,U) (R,V) (R,W)

(R,X) (R,Y)

SS 2012 28

(15)

Reliable‐Flooding

Jeder Knoten versendet Link‐State‐Pakete (LSP) mit folgender Info:

• ID des Knotens, der das LSP erzeugt hat

• Liste der direkten Nachbarn (inklusive Link‐Kosten)

• eine Sequenznummer

• Ein TTL‐Wert für das Paket Jedes LSP wird geflutet, d.h.:

• LSP‐Erzeuger inkrementiert eine lokale Sequenznummer und versendet das LSP mit dieser Nummer

• Jeder Knoten, der ein „neueres“ (d.h. höhere Sequenznummer) LSP empfängt, leitet dieses an alle Nachbarn (außer dem, von dem das LSP empfangen wurde) weiter

• LSP mit älteren oder gleicher Nummer werden ignoriert

• Des Weiteren werden LSPs ab bestimmtem TTL‐Wert ebenfalls verworfen

(16)

Routenberechnung mittels Dijkstra‐Algorithmus

Es sei s der Startknoten, N die Menge aller Knoten und l(v,w) die Kosten der Verbindung von v nach w. Wir definieren:

c(v) = aktuelle Kosten von v

m(v) = Markierung der schon behandelten Knoten

pre(v) = Vorgänger von v entlang der kürzesten Route nach s Dijkstra‐Algorithmus:

Für alle v in N-{s} setze c(v)= und m(v)=false c(s)=0 und m(s)=false

Solange noch unmarkierte Knoten existieren:

Finde unmarkierten Knoten v mit kleinstem Wert c(v) m(v) = true

Für jeden unmarkierten Nachbarknoten w:

Wenn c(w) > c(v) + l(v,w) dann pre(w) = v

c(w) = c(v) + l(v,w)

(17)

Beispiel an der Tafel

(18)

Internet‐Routing

Konkrete Realisierungen im Internet

(19)

Anwendung dieser Verfahren im Internet?

Skalierbarkeit

Kommunikationsoverhead Speicheroverhead

Langsame oder keine Konvergenz

Administrative Autonomie Freie Wahl von Routing‐Protokollen

Verbergen von Netzinterna

SS 2012 33

(20)

Autonomous‐Systems (AS)

3c 3a

3b

1c 1a

1d

1b

2a

2c

2b

AS1

AS2 AS3

H1

H2 Gateway‐Router

H2 in AS2

Intra‐AS‐Routing

Beispiel: Routing Information Protocol (RIP) Beispiel: Open Shortest Path First (OSPF)

Inter‐AS‐Routing Border Gateway Protocol (BGP)

SS 2012 34

(21)

OSPF erlaubt zusätzliche Hierarchie in einem AS:

RIP und OSPF

Routing Information Protocol (RIP) = Distanzvektor‐Routing (ungewichtet) Open Shortest Path First (OSPF) = Link‐State‐Routing (gewichtet)

Area 1 Area 2

Area 3

Area‐Border‐

Router Backbone‐Router

Separates OSPF in Backbone und jeder Area

H1 H2 in Area 3

H2

Internal‐Router

SS 2012 35

(22)

BGP Grundlagen

3c

3a

3b 1c

1a 1d

1b

2a

2c

2b AS1

AS3 AS2

Ziel Pfad Next

x in AS1 AS1 3a‐1c y in AS2 AS1‐AS2 3a‐1c

z in AS3 ‐‐ ‐‐

… Border Gateway Protocol (BGP) = Distanzvektor‐Routing (ungewichtet)… …

Aber: Distanzvektortabelle speichert komplette Pfade anstatt Distanzwert Aber: Distanzvektortabelle muss zusätzlich den ersten Hop speichern

Aber: Distanzvektortabellen werden nicht „unreflektiert“ ausgetauscht Aber: Zwei AS können durch mehrere Kanten verbunden sein

SS 2012 36