Bağlantı kurulumu. Bazı ağ altyapılarında önemli bir fonksiyondur. ATM, frame relay, X.25

Transkript

1 Bağlantı kurulumu Bazı ağ altyapılarında önemli bir fonksiyondur ATM, frame relay, X.5 Datagram lar iletime başlamadan önce, iki ana sistem ve aradaki yönlendiriciler sanal bir devre kurarlar Ağ ve taşıma katmanı bağlantı servisleri: Ağ: iki ana sistem arasında Taşıma: iki süreç arasında

2 Ağ Servisleri Sunulabilecek ağ servisleri: Garantili teslim Sınırlı gecikme ile garantili teslim Sıralı paket teslimi Garantili en küçük bant genişliği Garantilenmiş maksimum seğirme Güvenlik servisleri

3 Ağ Servis Modelleri Internet in ağ katmanı En iyi çaba servisi (best effort service) aslında hiçbir servis anlamına gelir Diğer ağ mimarileri bunun ötesinde servisler sunmaktadırlar Örn: ATM : birden çok servis modeli sunar Sabit bit hızı ATM ağ servisi (Constant bit rate-cbr) Kullanılabilir bit hızı ATM ağ servisi (Available bit rate ABR)

4 Ağ katmanı servis modelleri: Ağ Mimarisi Servis Modeli Sağlanan garantiler Bantgenişliği Kayıp Sıralama Zamanlama Tıkanıklık Geribildirimi Internet Best effort yok Hayır Hayır Hayır ATM ATM ATM CBR VBR ABR Sabit hız Garantili hız Garantili minimum Evet Evet Evet Evet Evet Evet hayır (kayıp İle anlaşılır) Tıkanıklık olmaz Tıkanıklık olmaz Hayır Evet Hayır Evet ATM UBR YOK Hayır Evet Hayır Hayır

5 Ağ katmanı bağlantılı ve bağlantısız servisi Datagram ağı, ağ katmanı bağlantısız servisi sunar VC ağı, ağ katmanı bağlantılı servisi sunar Taşıma katmanı servislerine benzer ancak: Servis: ana sistemden ana sisteme Seçenek yok: birini sağlar, her ikisini birden değil Uygulama: çekirdekte

6 Sanal devre (virtual circuit) kaynaktan hedefe olan yol telefon devresine çok benzer Veri iletime başlamadan önce her bağlantı için bağlantı kurulumu ve yıkımı Her paket VC tanımlayıcısı taşır (hedef uç sistem adresi yerine) Kaynaktan hedefe olan yol boyunca her yönlendirici geçen her bağlantı için durum bilgisi tutar Hat, yönlendirici kaynakları (bantgenişliği, tamponlar) VC ye ayrılır

7 VC uygulaması Bir VC:. Kaynak ve hedef ana sistem arasında bir yoldan. Yol boyunca her hat için bir numara olmak üzere VC numaraları 3. Yol boyunca bulunan tüm yönlendiricilerin iletme tablolarındaki girişlerden oluşur VC ye ait bir paket başlığında bir VC numarası taşır. VC numarası her hat üzerinde değiştirilmelidir. Yeni VC numarası iletme tablosundan elde edilir

8 İletme tablosu VC number 3 3 Sol üstteki yönlendiricinin olası iletme tablosu: arabirim numarası Gelen arabirim Gelen VC # Giden arabirim Giden VC # Yönlendiriciler bağlantı durum bilgisi tutarlar!

9 Sanal devre: sinyalleşme protokolü VC kurulumu, sürdürümü ve sonladırma için kullanılır ATM, frame-relay, X.5 de kullanılır Günümüz Internet inde kullanılmaz uygulama taşıma ağ Veri bağlantı fiziksel 5. Veri akışı başlar 6. Veri alınır 4. Bağlantı kurulur 3. Çağrıyı kabul et. Bağlantıyı başlat. Gelen çağrı uygulama taşıma ağ Veri bağlantı fiziksel

10 Datagram mı VC ağı mı: neden? Internet Bilgisayarlar arasında veri iletimi elastik servis, katı zamanlama gereksinimi yok akıllı uç sistemler (bilgisayarlar) Adapte olabilirler, kontrol yapabilirler, hata düzeltimi Ek işlevsellik uç sistemlerde daha yüksek seviyede uygulanmaktadır Pek çok hat çeşidi Farklı özellikler Tek bir servis sunmak zordur ATM Telefon dünyasından gelişmiştir İnsan diyaloğu: Katı zamanlama, güvenilirlik gereksinimleri Garantili servise ihtiyaç vardır akılsız uç sistemler telefonlar Ağın içerisinde karmaşıklık fazladır

11 Yönlendirici Mimarisi İki ana yönlendirici fonksiyonu: Yönlendirme algoritmaları/protokolleri çalıştırmak (RIP, OSPF, BGP) Girdi hattından çıktı hattına datagramları iletmek

12 Girdi bağlantı noktası işlevleri (Input Port Functions) Fiziksel katman: Bit-seviyesinde alım Veri-bağlantı katmanı: e.g., Ethernet Merkezi olmayan anahtarlama: datagram hedefine göre, girdi bağlantı noktasında iletme tablosundan çıktı bağlantı noktasını aramak (lookup) amaç: hat hızında girdi bağlantı noktası işlemesini tamamlamak kuyruk: datagramlar anahtarlama yapısına (switching fabric) iletme hızından hızlı gelirse

13 Üç anahtarlama tekniği Switching fabric-anahtarlama yapısı girdi ve çıktı bağlantı noktalarnı bağlar bellek yol sürgü

14 Çıktı bağlantı noktaları işlevleri (Output port functions) Anahtar yapısı Kuyruklama (tampon yönelimli) Veri bağlantısı işlemesi (protokol, sarmalama) Hat sonlanması Depolama (Buffering) datagramlar anahtarlama yapısından iletim hızından daha hızlı geldiğinde gereklidir Zaman programlaması (Scheduling discipline) sıralanan datagramlardan iletim için seçme yapılır

15 Çıktı bağlantı noktaları Anahtardan gelme hızı çıktı hattı hızını aşarsa depolama meydana gelir Tamponda fazlalık olursa Kuyruklama (queueing (delay)) ve kayıp (loss)!

16 Girdi bağlantı noktası kuyruklaması Anahtarlama girdi bağlantı noktasından daha yavaşsa -> girdi bağlantı noktasında da kuyruk olabilir Sıranın başı engellemesi (Head-of-the-Line (HOL) blocking): sıranın başında yer alan datagramın sıradaki diğerlerinin hareketini engellemesi Tamponda fazlalık olursa Kuyruklama (queueing (delay)) ve kayıp (loss)!

17 Ana ağ-katmanı işlevleri İletme (forwarding): bir yönlendiricinin girdi hattına gelen bir paketin yönlendiricinin uygun çıktı hattına iletilmesi Yönlendirme (routing): kaynaktan hedefe paketlerin izleyeceği yolu (rotayı) belirleme Yönlendirme algoritmaları (Routing algorithms)

18 Yönlendirme (routing) ve iletme (forwarding) arasındaki ilişki Her yönlendirici bir iletme tablosuna (forwarding table) sahiptir. Yönlendirici gelen paketi, paket başlığını inceleyerek iletim tablosundan kontrol eder ve hangi hat arabirimine iletilmesi gerektiğini anlar başlık değeri ile çıktı hattı eşleştirilir Yönlendiricilerdeki iletme tabloları nasıl oluşturulur? Yönlendirme algoritmaları

19 AĞ KATMANI - Yönlendirme Yönlendirme Prensibi: Bir paket için takip etmesi gereken yolu bulmak Bunu ağ katmanının yönlendirme protokolleri sağlar Yönlendirme Algoritmaları: Bir paket için takip etmesi gereken iyi yolu (good path) bulmak İyi yol: Maliyeti düşük (Least-cost) olan yoldur

20 AĞ KATMANI - Yönlendirme Grafik Soyutlama (Graphic Abstraction) Düğümler = Yönlendiriciler Bağlantılar= Fiziksel bağlantılar Bağlantı maliyetleri = gecikme, fiyat, tıkanıklık (congestion) seviyesi

21 AĞ KATMANI - Yönlendirme Yönlendirme Algoritmalarının Sınıflandırılması - Küresel (global) veya Dağıtık (merkezi olmayan) (decentralized) Küresel: Tüm yönlendiriciler ağın tüm topoloji ve bağlantı maliyetleri bilgisine sahiptir Dağıtık: Yönlendiriciler sadece kendilerine direk bağlı olan komşuları ve onlarla aralarındaki bağlantı maliyetleri bilgisine sahiptirler. Komşular arasında bilgi paylaşımı ve tekrarlanan hesaplama süreci gerçekleşir

22 AĞ KATMANI - Yönlendirme Ağ topolojisi ve tüm bağlantı maliyetleri tüm düğümler tarafından bilinmektedir Bu bilgiler bağlantı durum yayını (link state broadcast) ile sağlanır Tüm düğümlerde aynı bilgi bulunur Bir düğümden (kaynaktan) diğer tüm düğümlere olan en düşük maliyetli yolu hesaplar O düğüm için iletim tablosunu (forwarding table) oluşturur Tekrarlanandır: K kadar tekrarlama sonrasında K tane düğüme kadar olan en düşük maliyetli yol bilgisini hesaplar

23 Yol Yol {d,d,.dn} Şeklinde düğümler listesinden oluşur. Y = {A, E, B, C,} Y = {B, A, E, C, D} Y = {D, E, B, A, E, C} A B Basit yol düğümleri tekrar etmez. E D C

24 Çevrim (Çember) Çevrim başlangıç ve bitişi aynı olan yoldur. y = {A, E, B, C, D, A} A B y = {B, A, E, B} y = {D, E, B, A, E, C, D} E D C Basit çevrim başlangıç düğümü hariç diğer düğümlerin tekrar etmediği yoldur. y = {A, E, B, C, D, A} y = {B, A, E, B} 4

25 Yol Uzunluğu ve Yol Maliyeti Yol Uzunluğu: Yoldaki kenar sayısı Yol Maliyeti: Her kenardaki ağırlıkların/maliyetin toplamı. Not: ağırlıksız graflarda yol uzunluğu yol maliyetine eşittir. A B 3 6 y = {B, A, E, C, D} 4 7 E 8 Uzunluk(y) = 4 Maliyet(y) = +3++5= D 5 C

26 Algoritmalar İki düğüm arasında en az maliyetle gidilebilen bir yolun belirlenmesi için birçok algoritma geliştirilmiştir. Bunlardan en ünlüleri Dijkstra Ağırlıklı ve yönlü graflar için geliştirilmiştir. Graf üzerindeki kenarların ağırlıkları 0 veya sıfırdan büyük sayılar olmalıdır. Negatif ağırlıklar için çalışmaz. Bellman ve Ford Negatif ağırlıklı graflar için geliştirilmiştir. Floyd 6

27 Dijkstra nın Algoritması Başlangıç olarak sadece başlangıç düğümünün en kısa yolu bilinir (0 dır.) Tüm düğümlerin maliyeti bilinene kadar devam et.. O anki bilinen düğümler içerisinden en iyi düğümü seç (en az maliyetli düğümü seç, daha sonra bu düğümü bilinen düğümler kümesine ekle).. Seçilen düğümün komşularının maliyetlerini güncelle.

28 Güncelleme Adım- de seçilen düğüm u olsun. u düğümünün komşularının maliyetini güncelleme işlemi; s den v ye gitmek için iki yol vardır. Kırmızı yol izlenebilir. Maliyet. Veya mavi yol izlenebilir. Önce s den u ya 3 maliyeti ile gidilir. Daha sonra (u, v) kenarı üzerinden 8 maliyetle v ye ulaşılır. s 0 u 3 5 v Güncelle(u, v) s 0 u 3 5 v 8

29 Güncelleme - Kaba Kod s 0 u 3 5 v Güncelle(u, v) s 0 u 3 5 v 8 Guncelle(u, v){ if (maliyet[u] + w(u, v) < maliyet[v]){ // U üzerinden yol daha kısa ise maliyet[v] = maliyet[u] + w(u, v); // Evet! Güncelle pred[v] = u; // u dan geldiğimizi kaydet. } }

30 AĞ KATMANI - Yönlendirme Dijkstra Algoritmasının Gösterimi c(x,y): Düğüm x ile y arasındaki bağlantı maliyeti; düğümler birbirlerine direk bağlı değillerse = D(v): Kaynaktan hedef v düğümüne kadar olan yolun güncel maliyeti p(v): Kaynaktan v düğümüne olan en az maliyetli yoldaki bir önceki düğüm N': En az maliyetli yolu kesinlikle bilinen düğümler kümesi

31 Dijkstra nın Algoritması A 9 B. O anki en iyi düğümü seç C. Bilinen düğümler kümesine ekle 9 C 3. Seçilen düğümün tüm komşularının 3 maliyetini güncelle. 0 8 D 8 3 E. Komşu A: < maliyet(a) = 9. Komşu D: < maliyet(d) = 8 3. Komşu E: 0 + < maliyet(e) =

32 Dijkstra nın Algoritması A 9 9 C B. O anki en iyi düğümü seç E. Bilinen düğümler kümesine ekle 3. Seçilen düğümün tüm komşularının maliyetini güncelle. D 85 3 E. Komşu D: + 3 = 5 < 8 maliyet(d) = 5

33 Dijkstra nın Algoritması A 98 B. O anki en iyi düğümü seç D. Bilinen düğümler kümesine ekle 9 C 3. Seçilen düğümün tüm komşularının 3 maliyetini güncelle. 0 8 D 5 3 E. Komşu A: = 8 < 9 maliyet(a) = 8

34 Dijkstra nın Algoritması A 8 0 B. O anki en iyi düğümü seç A. Bilinen düğümler kümesine ekle 9 C 3. Seçilen düğümün tüm komşularının 3 maliyetini güncelle. 0 8 D 5 3 E. Komşu B: 8 + = 0 < maliyet(b) = 0

35 Dijkstra nın Algoritması A B. O anki en iyi düğümü seç B. Bilinen düğümler kümesine ekle 9 C 3. Seçilen düğümün tüm komşularının 0 8 maliyetini güncelle. D 5 3 E

36 Dijkstra Algoritması - Örnek Step N' D(v),p(v) D(w),p(w) D(x),p(x) D(y),p(y) D(z),p(z) u,u 5,u,u u 5 v x 3 3 w y 5 z Initialization: N' = {u} 3 for all nodes v 4 if v adjacent to u 5 then D(v) = c(u,v) 6 else D(v) =

37 Dijkstra Algoritması - Örnek Step u 5 v x 3 3 N' u D(v),p(v),u D(w),p(w) 5,u D(x),p(x),u D(y),p(y) D(z),p(z) ux,u 4,x,x w y 5 z 8 Loop 9 find w not in N' such that D(w) is a minimum 0 add w to N' update D(v) for all v adjacent to w and not in N' : D(v) = min( D(v), D(w) + c(w,v) ) 3 /* new cost to v is either old cost to v or known 4 shortest path cost to w plus cost from w to v */ 5 until all nodes in N'

38 Dijkstra Algoritması - Örnek Step u 5 v x 3 N' u ux D(v),p(v),u,u D(w),p(w) 5,u 4,x D(x),p(x),u D(y),p(y),x D(z),p(z) uxy,u 3,y 4,y 3 w y 5 z 8 Loop 9 find w not in N' such that D(w) is a minimum 0 add w to N' update D(v) for all v adjacent to w and not in N' : D(v) = min( D(v), D(w) + c(w,v) ) 3 /* new cost to v is either old cost to v or known 4 shortest path cost to w plus cost from w to v */ 5 until all nodes in N'

39 Dijkstra Algoritması - Örnek Step u 5 v x 3 N' u ux uxy 3 w y D(v),p(v),u,u,u 5 z D(w),p(w) 5,u 4,x 3,y D(x),p(x),u D(y),p(y),x D(z),p(z) 4,y uxyv 3,y 4,y 8 Loop 9 find w not in N' such that D(w) is a minimum 0 add w to N' update D(v) for all v adjacent to w and not in N' : D(v) = min( D(v), D(w) + c(w,v) ) 3 /* new cost to v is either old cost to v or known 4 shortest path cost to w plus cost from w to v */ 5 until all nodes in N'

40 Dijkstra Algoritması - Örnek Step N' u ux uxy uxyv D(v),p(v),u,u,u D(w),p(w) 5,u 4,x 3,y 3,y D(x),p(x),u D(y),p(y),x D(z),p(z) 4,y 4,y uxyvw 4,y u 5 v x 3 3 w y 5 z 8 Loop 9 find w not in N' such that D(w) is a minimum 0 add w to N' update D(v) for all v adjacent to w and not in N' : D(v) = min( D(v), D(w) + c(w,v) ) 3 /* new cost to v is either old cost to v or known 4 shortest path cost to w plus cost from w to v */ 5 until all nodes in N'

41 Dijkstra Algoritması - Örnek Step N' u ux uxy uxyv uxyvw uxyvwz D(v),p(v),u,u,u D(w),p(w) 5,u 4,x 3,y 3,y D(x),p(x),u D(y),p(y),x D(z),p(z) 4,y 4,y 4,y u 5 v x 3 3 w y 5 z 8 Loop 9 find w not in N' such that D(w) is a minimum 0 add w to N' update D(v) for all v adjacent to w and not in N' : D(v) = min( D(v), D(w) + c(w,v) ) 3 /* new cost to v is either old cost to v or known 4 shortest path cost to w plus cost from w to v */ 5 until all nodes in N'

42 Negatif Ağırlıklı Dijkstra Eğer kenarların ağırlıkları negatif ise Dijkstra algoritması en az maliyetli yolu bulmada başarısız oluyor. A 3 B - A dan C ye en az maliyetli yol Dijkstra : A->C, maliyet: Gerçek yol A->B->C, maliyet: C Her kenara pozitif sabit eklersek ne olur?

43 Negatif Ağırlıklı Dijkstra Her kenara pozitif sabit eklersek ne olur? A 3 B - Her kenara ekle A B C C A dan C ye en az maliyetli yol Dijkstra: A->C Gerçek Yol: A->B->C 44

44 Negatif Maliyetli Çember Eğer graf negatif maliyetli çember içeriyorsa, en az maliyetli yol tanımlanamaz. -8 A C 4 B D A dan D ye en az maliyetli yol nedir? Veya B den C ye? 45

45 AĞ KATMANI - Yönlendirme Uzaklık Vektörü Yönlendirme Algoritması Her düğüm periyodik olarak komşularına uzaklık vektörü tahminlerini gönderir Her bir düğüm sadece kendisine direk olarak bağlı komşusundan bilgi alır Herhangi bir düğüm x komşundan yeni bir uzaklık vektörü tahmini aldığında, kendi uzaklık vektörü bilgisini günceller Bellman-Ford Denklemi Daha sonra bu bilgiyi yine komşularına gönderir. Bu süreç tekrarlanan bir şekilde komşular arasında paylaşılacak yeni bilgi kalmayana dek devam eder.

46 Bellman-Ford Algoritması Ana mantık: Her düğüm için bir uzaklık tahmini oluşturulur. Başlangıç olarak maliyet(s)=0 diğer düğümler için maliyet(u)= olarak atanır. En az maliyetli yol hesaplanana kadar tüm kenarlar üzerinden güncelleme yapılır. Algoritma ayrıca grafın negatif maliyetli kenarının olup olmadığını da bulur. Dijkstra nın algoritmasına göre daha yavaş çalışır.

47 AĞ KATMANI - Yönlendirme Uzaklık Vektörü Yönlendirme Algoritması Bellman-Ford Denklemi d x (y) = min {c(x,v) + d v (y) } d x (y) x den y ye en düşük maliyetli yolun maliyeti min {c(x,v) + d v (y) } x in komşusuna ve komşunun da y ye olan uzaklıkları toplamlarının minimumu alınır

48 Bellman-Ford Alg: Örnek A C B Düğüm Ma. Pred 4-3 A 0 - B 4 A- E C 3 BA D D 6 B- E B- (C, D) (A, B) (A, C) (B, C) (B, D) (B, E) (D, E) İlk Yineleme 49

49 Bellman-Ford Alg: Örnek A C B Düğüm Ma Pred 4-3 A 0 - B 4 A E C B - 63 D D 63 CB E B (C, D) (A, B) (A, C) (B, C) (B, D) (B, E) (D, E) İkinci Yineleme 50

50 Bellman-Ford Alg: Örnek A C B D E Düğüm Ma Pred A 0 - B 4 A C B D 3 C E B (C, D) (A, B) (A, C) (B, C) (B, D) (B, E) (D, E) Üçüncü & Dördüncü Yineleme 5

51 Bellman-Ford Alg: Sonuç A C B D E A 0 4 B C E Düğüm Ma Pred A 0 - B 4 A D 3 C B D 3 C E B 5

52 Bellman-Ford Algoritması Ana fikir: V defa tüm kirişlere tek tek bakılıyor ve hafifletme işlemi yapılıyor. Aşağıdaki örnekte verilen kiriş sırası ile Bellman-Ford algoritması uygulayalım (t, x), (t, y), (t, z), (x, t), (y, x), (y, z), (z, x), (z, s), (s, t), (s, y) s t x 7 y 9 z 53

53 BELLMAN-FORD s t x 7 Pass s t x 7 y 9 z 7 y 9 z E: (t, x), (t, y), (t, z), (x, t), (y, x), (y, z), (z, x), (z, s), (s, t), (s, y) 54

54 (t, x), (t, y), (t, z), (x, t), (y, x), (y, z), (z, x), (z, s), (s, t), (s, y). geçiş 5. geçiş s 0 s t y t - 9 x z s 0 3. geçiş 5 4. geçiş 8 y - 9 x z s t y t x z x y z 55

55 Negatif döngüyü bulma (tüm kirişler üzerinden ek olarak bir defa daha geçiliyor) for each edge (u, v) E do if d[v] > d[u] + w(u, v) then return FALSE return TRUE s b 0 st geçiş nd geçiş -8 c 3 s c b s c b 3 (s, b) ye bakalım: d[b] = - d[s] + w(s, b) = -4 d[b] > d[s] + w(s, b) (s,b) (b,c) (c,s) 56

56 Uzaklık Vektörü Algoritması D x (y) = x den y ye en az maliyetin kestirimi X düğümü her komşusuna olan maliyeti bilir v: c(x,v) X düğümü bir uzaklık vektörüne sahiptir D x = [D x (y): y є N ] x düğümü komşularının uzaklık vektörlerine de sahiptir Her komşu v için, x D v = [D v (y): y є N ] uzaklık vektörüne sahiptir

57 Uzaklık Vektörü Algoritması Temel fikir: Her düğüm periyodik olarak kendi uzaklık vektörü tahminlerini komşularına gönderir X düğümü yeni DV tahminini aldığında kendi tablosunu B-F eşitliğini kullanarak günceller: D x (y) min v {c(x,v) + D v (y)} her y N düğümü için Normal olarak D x (y) asıl en az maliyet olan d x (y) ye yakınsar

58 AĞ KATMANI - Yönlendirme Uzaklık Vektörü Yönlendirme Algoritması 3 Bellman-Ford Denklemi d x (y) = min {c(x,v) + d v (y) } u 5 v x 3 3 w y 5 z d v (z) = 5, d x (z) = 3, d w (z) = 3 d u (z) = min { c(u,v) + d v (z), c(u,x) + d x (z), c(u,w) + d w (z) } = min { + 5, + 3,5 + 3} = 4

59 Uzaklık Vektörü Algoritması Tekrarlı, asenkron: her yerel tekrar: Her düğüm: Yerel link maliyet değişiminde yapılır. Komşudan gelen DV güncelleme durumunda bekle ( yerel link maliyetindeki değişim ya da komşunun güncellemesi için) Dağıtık: Her düğüm komşusunu sadece kendi DV si değişince bilgilendirir komşular sonra eğer gerekirse kendi komşularını bilgilendirir Yeniden hesapla (tahminleri) Eğer DV değişirse komşuları uyar

60 kaynak kaynak kaynak AĞ KATMANI - Yönlendirme Uzaklık Vektörü Yönlendirme Algoritması 6 x y 7 x düğümünün tablosu y düğümünün tablosu z düğümünün tablosu zaman hedef hedef hedef x y z x y z x y z x y z 0 7 x y z z x 0 y z 7 0

61 kaynak kaynak kaynak kaynak kaynak kaynak AĞ KATMANI - Yönlendirme Uzaklık Vektörü Yönlendirme Algoritması 7 x y 7 x düğümünün tablosu y düğümünün tablosu z düğümünün tablosu zaman hedef hedef hedef x y z x y z x y z x y z x y z 0 7 hedef x y z x y z x y z z x 0 y z 7 0 hedef x y z x y z hedef x y z D x (y) = min{c(x,y) + D y (y), c(x,z) + D z (y)} = min{+0, 7+} = D x (z) = min{c(x,y) + D y (z), c(x,z) + D z (z)} = min{+, 7+0} = 3 D z (x) = min{c(z,x) + D x (x), c(z,y) + D y (x)} = min{7+0, +} = 3

62 from from from from from from from from from AĞ KATMANI - Yönlendirme Uzaklık Vektörü Yönlendirme Algoritması 8 x düğümünün tablosu y düğümünün tablosu z düğümünün tablosu time cost to cost to cost to x y z x y z x y z x y z x y z x y z 0 7 cost to x y z cost to x y z x y z x y z x 0 y z 7 0 cost to x y z cost to x y z x x y z y 7 cost to x y z cost to x y z 0 3 x 0 3 x y 0 y z 3 0 z 3 0 z

63 kaynak kaynak kaynak kaynak D x (y) = min{c(x,y) + D y (y), c(x,z) + D z (y)} = min{+0, 7+} = x düğüm tablosu hedef hedef x y z x y z x 0 7 y z y düğüm tablosu hedef x y z x y z 0 z düğüm tablosu hedef x y z x y z 7 0 x y z D x (z) = min{c(x,y) + D y (z), c(x,z) + D z (z)} = min{+, 7+0} = 3 zaman x y 7 z

64 from from from from from from from from from D x (y) = min{c(x,y) + D y (y), c(x,z) + D z (y)} = min{+0, 7+} = node x table cost to cost to cost to x y z x y z x y z x 0 7 x 0 3 x 0 3 y y 0 y 0 z z 7 0 z 3 0 node y table cost to cost to cost to x y z x y z x y z x x 0 7 x 0 3 y 0 y 0 y 0 z z 7 0 z 3 0 node z table cost to cost to cost to x y z x y z x y z x y z 7 0 x y z x y z zaman D x (z) = min{c(x,y) + D y (z), c(x,z) + D z (z)} = min{+, 7+0} = 3 x y 7 z

65 AĞ KATMANI - Yönlendirme Uzaklık Vektörü Yönlendirme Algoritması 9 Bağlantı maliyeti değişiklikleri İyi haber hızlı yayılır Kötü haber yavaş yayılır Bunu engellemek için poisoned reverse tekniği kullanılır (Bağlantı maliyeti artan düğüm komşusuna bağlantı maliyeti olarak bilgisini gönderir.)

66 Uzaklık Vektörü: link maliyet değişimleri Link cost changes: Düğüm yerel maliyet değişimini algılar Yönlendirme bilgisini günceller ve maliyeti yeniden hesaplar Eğer DV değişirse komşularını bilgilendirir x 4 y 50 z iyi haber çabuk yayılır t 0 anında, y maliyet değişimini algılar, DV sini günceller, Ve komşularına haber verir. t anında, z y den güncellemeyi alır ve tablosunu günceller. X e yeni en az maliyeti hesaplar ve komşularına gönderir t anında, y z den güncellemeyi alır ve kendi tablosunu günceller. y nin en az maliyetleri değişmez. Dolayısıyla y z ye mesaj göndermez.

67 Uzaklık Vektörü: link maliyet değişimleri Link maliyet değişimleri: İyi haber çabuk yayılır Kötü haber yavaş yayılır - sonsuza sayma problemi! 60 x 4 y 50 z Algoritma kararlı hale gelmeden önce 44 tekrar gerekir Zehirli tersleme: If Z X e gitmek için Y den geçiyorsa : Z Y ye kendisinin X e uzaklığının sonsuz olduğunu söyler (dolayısıyla Y X e Z üzerinden yönlendirme yapmaz)

68 AĞ KATMANI - Yönlendirme Bağlantı Durum ve Uzaklık Vektörü Yönlendirme Algoritmalarının Karşılaştırılması Bağlantı Durum (LS) Uzaklık Vektörü (DV) Mesaj zorluğu (karmaşıklığı) Her düğümün ağdaki tüm bağlantı maliyetini bilmesini gerektirir Sadece birbirine direk olarak bağlı komşular arasında mesaj değişimi gerektirir Yakınsama hızı Çok sayıda mesajlaşma gerektirir. Osilasyonlar olabilir Yavaş olarak yakınsanır ve yönlendirme döngüleri meydana gelebilir. Sonsuza sayma problemi Sağlamlık (Eğer yönlendirici hatalı çalışırsa?) Her düğüm kendi tablosunu hesaplar. Bu da bir miktar sağlamlık sağlar. Düğüm yanlış link maliyeti bildirebilir. Her düğümün tablosu başka düğümler tarafından da kullanıldığından hatalar ağ boyunca çoğalır. Yanlış yol maliyeti bildirebilir

69 AĞ KATMANI - Yönlendirme Hiyerarşik Yönlendirme - Şimdiye kadar incelediğimiz örnekler ideal durumları göstermekteydi Bütün yönlendiricilerin birbirinin aynı Ağın düz bir yapıda olduğunu varsaydık Gerçekte büyüklük: yaklaşık 00 milyon hedef: Yönlendirme tablolarında bunların tümünün bilgisinin tutulması imkansız! Yönlendirme tablolarının iletilmesi bağlantıların çökmesi! İdari özerklik internet = ağların ağı Her ağ yöneticisi kendi ağının içerisindeki yönlendirmeleri kendine göre kontrol etmek ister

70 AĞ KATMANI - Yönlendirme Hiyerarşik Yönlendirme Yönlendiriciler Otonom-Özerk Sistem (OS)(autonomous systems - AS) adı verilen bölgelerde kümelendirilirler Aynı OS içerisindeki yönlendiriciler aynı yönlendirme protokolünü kullanırlar OS içi yönlendirme protokolü Farklı OS ler farklı yönlendirme protokolleri kullanabilirler

71 AĞ KATMANI - Yönlendirme Hiyerarşik Yönlendirme - 3 Ağ geçidi yönlendiricileri: Başka bir OS içerisindeki yönlendiricilere direk bağı olan yönlendirici 3c b c 3c 3a 3b AS3 a c d b AS a c AS b

72 AĞ KATMANI - Yönlendirme Hiyerarşik Yönlendirme - 3 Ağ geçidi yönlendiricilerinde iletim tablosu hem OSiçi hem de OSler arası yönlendirme algoritmaları tarafından ayarlanır OS içi Yönlendirme algoritması OSler arası Yönlendirme Algoritması 3c İletim tablosu b c 3c 3a 3b AS3 a c d b AS a c AS b

73 Dahili özerk sistem (OS) yönlendirme (Intra- OS Routing) Dahili ağ geçidi protokolleri (Interior Gateway Protocols (IGP)) olarak da bilinirler Sıklıkla kullanılan Intra-OS routing protokolleri: RIP: Routing Information Protocol Yönlendirme Bilgisi Protokolü OSPF: Open Shortest Path First Önce En Kısa Açık Yol IGRP: Interior Gateway Routing Protocol (Cisco proprietary)

74 RIP ( Routing Information Protocol) Uzaklık vektörü (distance vector) algoritmasını kullanır Uzaklık ölçü birimi olarak : hopların atlamaların # (max = 5 hops) z u A C B D v y w x destination hops u v w x 3 y 3 z

75 RIP advertisements Distance vectors: Komşular arasında her 30 sn de bir Response Message (advertisement-ilan mesajı) ile paylaşılır Her ilan (advertisement): Bir OS içinde 5 hedef alt ağa kadar bir liste içerir

76 RIP: Örnek z w x y A D B C Hedef Network Sonraki Router Hedefe doğru atlama (hop) sayısı w A y B z B 7 x D deki routing tablosu

77 RIP: Örnek Hedef Next hops w - - x - - z C A dan D ye gelen ilan mesajı w x y A D B z C Hedef Network Sonraki Router Hedefe doğru atlama (hop) sayısı w A y B z B A 7 5 x Routing table in D

78 RIP: Hat hatası ve düzeltme 80sn içerisinde komşudan herhangi bir mesaj gelmezse --> komşu/hat ölmüş kabul edilir O komşu yönündeki yollar geçersiz sayılır Bu durum diğer komşulara da ilan edilir Diğer komşularda sırayla ilanlarını gönderirler (eğer tabloları değiştiyse) Hat hata bilgileri, ağın tamamında hızlıca yayılır Ping-pong döngüleri engellemek için poison reverse kullanılır (sonsuz uzaklık = 6 hops)

79 RIP Tablo İşlemi RIP routing tabloları uygulama seviyesindeki route-d (daemon) süreci ile yönetilirler İlanlar periyodik olarak tekrar edilen UDP paketleri içerisinde gönderilirler routed routed Transport (UDP) Transport (UDP) network (IP) forwarding table forwarding table network (IP) link link physical physical

80 OSPF (Open Shortest Path First) açık-open : genel tarafından kullanılabilir Link State algoritmasını kullanır LS paket dağıtımı Tüm düğümlerde ağın topolojik haritası bulunur Yol hesaplaması Dijkstra s algoritması ile yapılır OSPF ilanı (advertisement) her komşu router için bir giriş taşır İlanlar (advertisements) tüm OS ye dağıtılır (baskın ile - via flooding) OSPF mesajları direk IP üzerinde taşınır (TCP veya UDP yerine)

81 OSPF gelişmiş özellikleri (RIP de olmayan) Güvenlik: yönlendiricileri arasındaki alışverişler için kimlik denetimi yapılır (Basit veya MD5) Birden çok aynı maliyetli yol (RIP de sadece bir yol kullanılır) Unicast ve multicast yönlendirme için bütünleştirilmiş destek : Multicast OSPF (MOSPF) OSPF hat veritabanını kullanır Tek yönlendirme etki alanında hiyerarşi desteği.

82 Hiyerarşik OSPF (sınır) (omurga) (alan sınırı) (dahili)

83 Hiyerarşik OSPF İki seviyeli hiyerarşi: yerel alan (local area), omurga (backbone.) Her alan içerisinde hat durum ilanları Her düğüm detaylı alan topolojisine sahiptir; diğer alanlara olan yönü (kısa yolu) bilirler. Alan sınırı (area border) routers: Her alan içerisinde paketleri alan dışına yönlendirmekten sorumludur Omurga (backbone) routers: AS deki diğer alanlar arası trafiği yönlendirmekten sorumludur. Sınır (boundary) routers: diğer AS lere yönlendirmeden sorumludurlar.

84 Internet inter-as routing: BGP BGP (Border Gateway Protocol): Sınır Ağ Geçidi Protokolü BGP her OS ye aşağıdakileri sunar:. Komşu OS lerden alt ağ erişilebilirlik bilgisini elde eder. OS de dahili olan tüm yönlendiricilere erişilebilirlik bilgisini yayar 3. Erişilebilirlik bilgisine ve OS politikasına göre alt ağlara olan iyi yolları belirler Her alt ağın Internet te : Ben de varım diye ilan etmesini sağlar

85 BGP temelleri BGP de yönlendirici çiftleri, bağlantı noktası 79 u kullanarak yönlendirme bilgi alışverişini yarı kalıcı TCP bağlantıları üzerinden yaparlar: BGP oturumları 3c 3a 3b AS3 a AS c d b a c AS b ebgp oturumu ibgp oturumu

86 Erişilebilirlik bilgisinin dağıtımı 3a ve c arasındaki ebgp oturumu sırasında, OS3 OS in erişilebilir ön ek bilgisini (örn /) gönderir. c daha sonra ibgp yi nu ön eki AS içerisindeki diğer yönlendiricilere dağıtmak için kullanır b AS ye bu bilgiyi b-a arasındaki ebgp oturumu sırasında ilan eder Yönlendirici yeni bir ön ek (prefix) öğrendiğinde bununla ilgili girişi iletme (forwarding) tablosuna ekler. 3c 3a 3b OS3 a OS c d b a c OS b ebgp session ibgp session

87 Yol nitelikleri & BGP yönleri Bir ön ek ilan ederken BGP nitelikleri de ilan edilir. Ön ek (prefix) + nitelikler (attributes) = yön ( route ) İki önemli nitelik: AS-PATH: Ön ek ilanlarının üzerinden aktarılacağı OS leri içerir. Döngüsel ilanları tespit etmek ve onlardan kaçınmak için kullanılır NEXT-HOP: Bir sonraki atlamadaki dahili-os yönlendiricisini belirlemek için kullanılır. (Şu anki OS den bir sonraki atlamadaki OS ye birden fazla hat olabilir.) Bir ağ geçidi yönlendiricisi bir ilan aldığında yönü kabul etmek ya da filtrelemek için alma politikası (import policy) kullanır

88 BGP yön seçimi Bir yönlendirici herhangi bir ön eke doğru bir yoldan fazlasını öğrenebilir. Router olası yönlerden birisini seçmelidir. Aynı ön eke sahip birden fazla yol varsa aşağıdaki eleme kuralları sırayla uygulanır:. Yerel tercih değeri: politik bir karadır. En kısa AS-PATH 3. En yakın NEXT-HOP router: 4. Hala birden fazla yön varsa ek kriterler uygulanabilir

89 BGP mesajları BGP mesajları TCP kullanılarak değiş tokuş edilir. BGP mesajları: OPEN: eşle TCP bağlantısını başlatır UPDATE: yeni yolu ilan eder KEEPALIVE UPDATE ler yokken bağlantıyı canlı tutar; aynı zamanda OPEN isteğini ACK ler NOTIFICATION: Bir önceki mesajdaki hataları raporlar; aynı zamanda bağlantıyı kapatmak için kullanılır

90 BGP yönlendirme politikası W A B C X legend: provider network customer network: Figure 4.5-BGPnew: a simple BGP scenario A,B,C sağlayıcı (provider) ağlar X,W,Y müşteriler X is çift-evli (dual-homed): iki ağa bağlı Y X, C ye B den kendi üzerinden yol vermek istemiyor.. Bu yüzden X, B ye C ile bağlantısı olduğunu ilan etmez

91 BGP yönlendirme politikası W A B C X legend: provider network customer network: Figure 4.5-BGPnew: a simple BGP scenario A, B ye AW yolunu ilan eder B, X e BAW yolunu ilan eder B C ye BAW yolunu ilan etmeli midir? Y Olmaz! B CBAW yolunu kullanamaz çünkü ne W ne de C B nin müşterisi değildir B, C yi w ye A üzerinden gitmesine zorlamak ister B sadece kendi müşterilerine /müşterilerinden yönlenmek ister

92 Neden farklı OS ler arası ve dahili OS yönlendirme protokolleri var Politika: Inter-OS: yönetim kendi trafiğinin nasıl yönlendiğini ya da hangi yönlendirmelerin üzerinden geçtiğini kontrol etmek ister. Intra-OS: tek yönetim, politika kararına gerek yok Ölçek: Hiyerarşik yönlendirme tablo boyutunu azaltır, güncelleme trafiğini azaltır Performans: Intra-OS: performansa odaklanılabilir Inter-OS: politika performansın üzerindedir

93 Broadcast ve multicast yönlendirme Broadcast yönlendirmede ağ katmanı bir paketin kaynak düğümden ağdaki diğer tüm düğümlere teslim servisi Multicast yönlendirme bir tek kaynak düğümün, bir paketin kopyasını diğer ağ düğümlerinin bir alt setine göndermesini sağlar

94 duplicate R duplicate creation/transmission R R R duplicate R3 R4 R3 R4 (a) (b) Kaynakta kopyalamaya karşı ağ içerisinde kopyalama (a) Kaynak kopyalama, (b) ağ içerisinde kopyalama

95 Multicast Yönlendirme Amaç: yerel mcast grup üyelerini içeren yönlendiricileri birleştiren ağacı (tree) bulma Ağaç (tree): yönlendiriciler arasındaki tüm yollan kullanılmaz Kaynak-temelli (source-based): her göndericiden alıcıya farklı ağaç Ortak-ağaç (shared-tree): tüm grup üyeleri tarafından aynı ağaç kullanılır Shared tree Source-based trees

96 Mcast ağaçlarını oluşturma yaklaşımları Yaklaşımlar: Kaynak tabanlı ağaç (source-based tree): her kaynak için bir ağaç Grup tabanlı ağaç (group-shared tree): grup bir ağacı kullanır

97 ÇOK NOKTAYA YAYIN YÖNLENDİRME PROTOKOLLERİ. DVMRP (Uzaklık Vektörlü Çok Noktaya Yayın Yönlendirme Protokolü) ve. Yoğun modlu PIM (Protokol Bağımsız Çok Noktaya Yayın) Temel farkı, DVMRP'nin kaynağı yönlendirmenin en iyi yolunu belirlemek için kendi yönlendirme tablosunu hesaplamasına karşın, DM-PIM alttaki tek noktaya yayın yönlendirmeyi "Protokolden Bağımsız" terimini kullanmasıdır

98 . Internet Multicasting Routing: DVMRP DVMRP: distance vector multicast routing protocol, RFC075 flood and prune: reverse path forwarding ve source-based tree uygular Bu protokoller, ters yönlü çok noktaya yayın algoritmaları olarak bilinir. Gönderen ilk gönderimi başlattığında, trafik ağ üzerinden sızdırılır. Bir yönlendirici, trafiği, farklı arabirimlerdeki birden fazla yol boyunca alabilir; bu durumda, tek noktaya yayın paketini kaynağa geri göndermek için kullanacağı herhangi bir başka arabirimden gelen herhangi bir paketi reddeder. Ardından her pakete ait her kopyanın kopyasını, kaynaktan geri kalan her arayüz dışında gönderir. Bu şekilde, tüm ağdaki her bağlantı, her yönde en fazla bir kez geçilir ve veriler, ağdaki tüm yönlendiriciler tarafından alınır.

99 . PIM: Protocol Independent Multicast Tek bir unicast algoritmasına dayanmaz (works with all) İki farklı multicast dağıtım senaryosu : PIM(Protocol-Independent Multicast) ise unicast routing mekanizmalarından bağımsız olarak çalışır. PIM çalıştıran sistemler bir komşuluk kurarak adeta bir ağaç yapısı oluştururlar. Dense mod ve Sparse mod olmak üzere iki modu vardır. Dense modunda DVMRP ile çalışma mantığı açısından büyük bir benzerlik göstermektedir. Tek farkı IP protokol 03 kullanmasıdır. Yoğun: Grup üyeleri yoğun veya yakındır. Seyrek: Bağlı grup üyelerine bağlı yönlendirici sayısı toplam yönlendirici sayısına göre azdır Grup üyeleri dağıtıktır

100 Dense Mod: Bu modda kök yönlendirici yerel ağdaki bütün yönlendiricilerin multicast trafiğine üye olmak istediğini varsayar. Yönlendiriciler, kendilerine bağlı olan hostlar eğer multicast trafiğini istemiyorsa kök yönlendiriciye budama (prune) mesajı gönderir ve üyelikten çıkar. Dense modda kaynak temelli bir dağıtım söz konusudur. Sparse Mod: Dense Modun aksine Sparse Modda yönlendirici ağdaki hiçbir ucun multicast trafiği istemediğini varsayar. Bu durumda multicast yayın almak isteyen istemciye en yakın yönlendiriciye PIM join mesajı iletilir ve birbirine direk bağlı olan yönlendiriciler PIM Join mesajını birbirleri üzerinden buluşma noktasına (Rendezvous Point - RP) iletirler. RP olarak tabir edilen yönlendirici aslında buluşma noktası olarak ayarlanmış bir yönlendiricidir. RP in görevi multicast gruplarına giden yolları tutmaktır. RP multicast kaynağına giden yönlendiricilere join mesajını gönderir ve kaynak ile alıcı arasındaki multicast akışı başlar. PIM ile IGMP nin bir arada nasıl çalışabileceğine dair basit bir şekil aşağıda yer almaktadır.

101 Özetle; Multicast özel IP adresleri kullanarak tekil bir kaynaktan çok kişiye gönderim yapmamızı sağlar. Göndericinin tek bir kopya yollaması yeterlidir. Hostlar ve Routerlar multicast gruplarına IGMP protokolünü kullanarak katılırlar ve kendilerine bağlı bu multicast grubu ile ilgilenen routerlara yine IGMP kullanarak bilgi verirler. Dense protokoller (DVMRP ve PIM dense mod) flooding ve prune işlemleri yapar, Sparse mod ise bir RP noktası oluşturarak gereksiz flooding işlemini ortadan kaldırarak bandwidth korunumu sağlar.

102 ÖDEV Aşağıdaki grafta A düğümünden diğer düğümlere giden en kısa yolu Dijkstra algoritmasıyla bulunuz