IP Tunneling und Anwendungen - userpages.uni-koblenz.deunikorn/lehre/gdrn/ws18/06... · Routing...

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)

R2R1Netz 1.x Internet Netz 2.x

IP‐Header,Destination = 2.x

IP‐Payload


IP‐Payload

IP‐Header,Destination = 18.5.0.1


IP‐Payload

18.5.0.1

Netz‐Nummer Next‐Hop

1 Interface 0

2 Virtual Interface 0

Default Interface 1

Internet‐Routing

SS 2012 16Grundlagen der Rechnernetze ‐ Internetworking

Forwarding und Routing

H3H2H1

H5H4 H7H6

R1

R3R2

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 ‐ InternetworkingSS 2012 17

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

1

4

47

Was wäre wohl „per draufgucken“ der kürzeste Pfad P von A nach F?Was ist das Gesamtgewicht w(P) dieses Pfades?

SS 2012

Routing AlgorithmenLink‐State‐RoutingDistanzvektor‐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

… …


Internet‐RoutingDistanzvektor‐Routing (aka. Bellman‐Ford)


Grundlagen der Rechnernetze ‐ Internetworking

Stetiger Austausch und Aktualisierung dieser Tabellen

(Routing‐Update)

Neue Tabelle von A

Tabelle von B Tabelle von C

B C

A

GrundideeInitiale Distanzvektortabellen

A

CB

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

Ziel Next Dist

A ‐‐ 0

B B 1

C C 1

D B 2

E C 2

Initiale Tabelle von AZiel Next Dist

A ‐‐ 0

B B 1

C C 1

D ??

E ??

Kantengewichte hier verein‐facht alle auf 1 gesetzt.

SS 2012 21

Details zu Routing‐Updates

Generelle Regel für Knoten u:

1. Aktualisiere iteTabellenzeile (xi, yi, di), wenn für die von Knoten v empfangene Tabellenzeile (xi, zi, ci) gilt: di > ci + 1

2. Die aktualisierte Tabellenzeile ist dann (xi, v, ci + 1)

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

uv

Ziel Next Dist

… … …

xi zi ci… … …

Ziel Next Dist

… … …

xi vi di… … …

xi v ci+1


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.)

Forwarding anhand der Routing‐Tabellen


A

CB

D E

Ziel Next Dist

A ‐‐ 0

B B 1

C C 1

D B 2

E C 2

Ziel Next Dist

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 Forwardingbenötigt

• Kann ein und dieselbe Tabelle sein; muss es aber nicht.

Beispiel eines Link‐Ausfalls


B

D

C

F

A

E

G

Dst Next Hops

G F 2

Dst Next Hops

G G 1

Tabelleneinträgebzgl. Knoten G: Dst Next Hops

G D 2

Stabilisiert sich das Netz immer in dieser Form?

Count‐to‐Infinity‐Problem


A BC

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 withPoison Reverse. Routing‐Updates zu allen Nachbarn. Allerdings Routing‐Update zu denen, die selber der nächste Hop sind.

Funktioniert das immer?

Internet‐RoutingLink‐State‐Routing


Link‐State‐RoutingZweiter 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

WX

Y

(R,U)(R,V)(R,W)(R,X)(R,Y)


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

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 vm(v) = Markierung der schon behandelten Knotenpre(v) = Vorgänger von v entlang der kürzesten Route nach s

Dijkstra‐Algorithmus:Für alle v in N-{s} setze c(v)= und m(v)=falsec(s)=0 und m(s)=falseSolange noch unmarkierte Knoten existieren:

Finde unmarkierten Knoten v mit kleinstem Wert c(v)m(v) = trueFür jeden unmarkierten Nachbarknoten w:

Wenn c(w) > c(v) + l(v,w) dannpre(w) = vc(w) = c(v) + l(v,w)

Beispiel an der Tafel


Internet‐RoutingKonkrete Realisierungen im Internet


Anwendung dieser Verfahren im Internet?

Skalierbarkeit

KommunikationsoverheadSpeicheroverhead

Langsame oder keine Konvergenz

Administrative Autonomie

Freie Wahl von Routing‐ProtokollenVerbergen von Netzinterna


Autonomous‐Systems (AS)

3c 3a

3b

1c

1a

1d

1b

2a

2c

2b

AS1

AS2

AS3

H1

H2

Gateway‐Router

H2 inAS2

Intra‐AS‐RoutingBeispiel: Routing Information Protocol (RIP)Beispiel: Open Shortest Path First (OSPF)

Inter‐AS‐RoutingBorder Gateway Protocol (BGP)


OSPF erlaubt zusätzliche Hierarchie in einem AS:

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

Area 1Area 2

Area 3

Area‐Border‐Router

Backbone‐Router

Separates OSPF in Backbone und jeder Area

H1

H2 inArea 3

H2

Internal‐Router


BGP Grundlagen

3c3a

3b 1c

1a1d

1b

2a

2c

2bAS1

AS2AS3

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 DistanzwertAber: Distanzvektortabelle muss zusätzlich den ersten Hop speichernAber: Distanzvektortabellen werden nicht „unreflektiert“ ausgetauschtAber: Zwei AS können durch mehrere Kanten verbunden sein


IP Tunneling und Anwendungen - userpages.uni-koblenz.deunikorn/lehre/gdrn/ws18/06... · Routing...

Documents

Transcript of IP Tunneling und Anwendungen - userpages.uni-koblenz.deunikorn/lehre/gdrn/ws18/06... · Routing...