Sistemas de Conmutación: Encaminamiento

Encaminamiento en redes de conmutación
Problema:
Cómo establecer una ruta óptima para una instancia de
comunicación desde una fuente a un destino.

La ruta elegida debe optimizar en lo posible algún parámetro o
conjunto de parámetros, como el retardo de tránsito, el número de
saltos, el tamaño de las colas, el caudal de salida. . .

En general, las decisiones de encaminamiento son incrementales:
Cada nodo de conmutación sólo debe decidir a qué nodo
adyacente debe transmitir los datos, quedando así
establecida la parte correspondiente de la ruta.

˜ ı ´
Departamento de Enxener´a Telematica ´
Sistemas de Conmutacion Encaminamiento– p.1

Encaminamiento: elementos de la solución

Algoritmo de encaminamiento Dado un destino
decide la línea de salida adecuada

Tabla de encaminamiento Almacena localmente los
pares (destino-línea de salida) resultantes

Protocolo de encaminamiento Permite a los nodos
coordinar el cálculo de las rutas e informarse
entre sí de los cambios que se produzcan,
por ejemplo en la topología de la red
˜ ı ´

Propiedades de los algoritmos de encaminamiento

Deben ser robustos, capaces de adaptarse a los
posibles cambios de topología (fallos, bajas o altas en
enlaces y nodos) sin necesidad de abortar y
reinicializar toda la red.

Deben ser estables, en el sentido de converger a un
resultado de la forma más rápida posible.

No deben generar bucles en el encaminamiento.

Si no hay ningún motivo no deben favorecer a algunos
usuarios frente a otros.

˜ ı ´

Clasificación de los algoritmos de encaminamiento
´ Rutas precalculadas que permanecen invariantes durante
Estaticos o no adaptativos
largos períodos de tiempo.

´
Dinamicos o adaptativosReaccionan ante cambios en la topología y/o en el tráfico.
Pueden diferir en los instantes de adaptación (de manera periódica o cuando
cambie de manera significativa la topología o el tráfico) y en la forma de
obtener la información y tomar las decisiones:
Aislados Los nodos basan sus decisiones en información obtenida localmente.
Centralizados Un nodo de control utiliza la información obtenida de todos los
nodos de la red y toma las decisiones de encaminamiento, que transmite
posteriormente al resto de los nodos de la red.
Distribuidos Las decisiones de encaminamiento se toman localmente en los
nodos y se basan en información que obtienen de parte (sólo adyacentes) o
de la totalidad del resto de nodos.

En las redes actuales el encaminamiento es dinámico y distribuido.

˜ ı ´

Optimización y árbol sumidero
Si modelamos la red como un grafo etiquetado, esto es, como una colección de nodos y
enlaces punto a punto y a cada enlace le asignamos un valor que representa el coste de
enviar un paquete por dicho enlace, que será función de uno o más parámetros según lo que
interese optimizar, el coste de una ruta se obtiene a partir de la suma del coste de cada uno
de sus enlaces.

Principio de optimización

Cualquier subcamino dentro de un camino óptimo es, a su vez, óptimo.

Como consecuencia de este principio:

El conjunto de rutas óptimas a un destino dado desde cualquier nodo forma un árbol,
que puede no ser único, cuya raíz es el nodo destino, y que se conoce como árbol
sumidero (sink tree).

Las decisiones de encaminamiento se pueden tomar localmente.

El cálculo de los caminos óptimos puede llevarse a cabo de manera distribuida.

Los algoritmos de encaminamiento intentarán obtener rutas lo más aproximadas a las del
árbol sumidero.
˜ ı ´

Árbol sumidero: Ejemplo (I)
Árbol sumidero hacia el nodo B para métrica número de saltos.
B

A C

E
F
D
G
J
I

H
N
L

K
M O
˜ ı ´

Algoritmos de encaminamiento: Shortest Path
Calcula para cada par de nodos con los costes asignados a cada
enlace, la ruta de menor coste total, es decir, el camino más corto; a
partir de ellos se construyen las tablas de encaminamiento.

Hay varios algoritmos propuestos para ello, aunque quizá el más
popular sea el de Dijkstra, que es iterativo: Tras la k-ésima iteración,
para una fuente se conocen los caminos de coste mínimo a k nodos
destino, y entre los caminos de coste mínimo a todos los nodos
destino, estos k caminos tienen los k menores costes.

Shortest Path por sí solo y de forma estática raras veces se usa
como tal, pero las técnicas para hallar el camino más corto son
ampliamente usadas en otros algoritmos de encaminamiento.

˜ ı ´

Algoritmos de encaminamiento
Caminos múltiples (Multipath)
Dado que, en general, se obtienen mejores prestaciones repartiendo
el tráfico entre varias rutas, una mejora del algoritmo Shortest Path
consiste en tomar las N mejores rutas entre cada par de nodos, y
repartir el tráfico entre ellas en base a algún criterio, por ejemplo,
prioridad del tráfico, o simplemente de forma aleatoria asignando a
cada una de ellas una determinada probabilidad.
Aleatorio
Cada nodo elige de forma aleatoria una línea de salida de entre las
posibles.
Si la red es rica en conexiones hace un elevado uso de las rutas
alternativas, conviertiéndolo en un algoritmo muy robusto en teoría,
aunque ineficiente y de bajas prestaciones en la práctica.
˜ ı ´

Algoritmos de encaminamiento: Inundación (Flooding)
Un paquete se reenvía por todas las líneas excepto por la que llegó.
Se ha de tomar medidas para parar la explosión de paquetes, como
por ejemplo incluyendo un contador que se decrementa en cada
salto, y descartando el paquete cuando llega a cero. Este contador
debe inicializarse, al menos, al número de saltos entre fuente y
destino. Si éste no fuese conocido, debe ser inicializado a la distancia
mayor (en saltos) entre cualesquiera dos nodos de la red.
Aplicaciones del Flooding:
Aplicaciones sensibles a pérdidas, dada su enorme robustez.
Aplicaciones de difusión (broadcast).
Evaluación de otros algoritmos, ya que al elegir todos los
caminos, también elige el más corto.
˜ ı ´

Algoritmos de encaminamiento
Hot Potato
Sencillo algoritmo dinámico aislado: reenvía cada paquete hacia la
línea que posee menos paquetes en cola, independientemente de
cuál sea su destino.
Posible variación: asignar costes a las líneas de salida, y basar la
decisión también en los mismos.
Aprendizaje hacia atrás
Algoritmo dinámico aislado: cada nodo atravesado por un paquete
aprenda de éste donde está su nodo fuente, para cuando tenga que
encaminar un paquete hacia él. Para ello, debe incluirse en los
paquetes la dirección del nodo fuente y un contador que se
incrementa en cada salto. Los nodos irán registrando en una tabla la
información obtenida de los paquetes vistos, descubriendo tras cierto
tiempo la ruta de menor número de saltos a cada nodo.
˜ ı ´

Algoritmos centralizados(I)

Cada cierto tiempo cada nodo envía a un nodo central, RCC (Routing
Control Center ), la información de estado que ha podido recoger
localmente, como una lista de nodos adyacentes, longitudes actuales
de sus colas, tráﬁco procesado por línea, etc.
Basado en toda la información, el RCC calcula la mejor ruta para
cada par de nodos, por ejemplo con un algoritmo Shortest Path,
construye las tablas de encaminamiento y las envía a los nodos.
Ventajas:

El RCC posee una información muy completa, por lo que sus
decisiones son casi perfectas.

Se libera a los nodos de tener que ejecutar algoritmos de
encaminamiento.
˜ ı ´

Algoritmos centralizados (y II)
Inconvenientes:
Si el tráﬁco y la topología son muy cambiantes son
necesarios cálculos muy frecuentes con el
consiguiente exceso de carga en la red.
Vulnerabilidad del RCC: Problemas si se cae el RCC o
si algún nodo no puede comunicarse con el RCC, por
caídas en la ruta usada para tal efecto.
Los nodos próximos al RCC pueden sufrir un peor
servicio al estar las líneas más cargadas con tráﬁco
de control.
Los nodos próximos al RCC conocen las nuevas
tablas antes que los más alejados, lo que puede dar
lugar a inconsistencias en el encaminamiento.
˜ ı ´

Vector de Distancias (I)
Ideado por Bellman y mejorado por Ford y Flukerson (también recibe el nombre de
Bellman-Ford distribuido)fue el algoritmo inicial de ARPANET y desde entonces se ha
utilizado en muchos protocolos, p.e. RIP (Routing Information Protocol), y es la
idea seminal de otros como p.e. BGP (Border Gateway Protocol).
Características:

DistribuidoCada nodo recibe cierta información de sus vecinos, recalcula las tablas
de encaminamiento y distribuye los resultados de vuelta a sus vecinos.

Iterativo Este proceso continúa hasta que no se intercambia más información entre
los vecinos (se detiene a sí mismo).

As´ncrono
ı No precisa que todos los nodos operen al unísono.

La estructura de datos principal del algoritmo es la tabla de distancias que se
mantiene en cada nodo, que contiene una ﬁla para cada destino de la red y una
columna para cada vecino directo del nodo.

˜ ı ´

Vector de Distancias (II)

La entrada (i, j) de la tabla para un nodo X da la distancia estimada
de x a i a través del vecino j, y se calcula como:

Dx (i, j) = c(x, j) + m´ (Dj (i, w))
ın
w

siendo w cualquier vecino de j.
Cada cierto tiempo, cada nodo recibe de (y envía a) sus vecinos una
lista de la distancia estimada a cada nodo de la red (distancia = ∞ si
ésta es desconocida): el vector de distancias.
Suponiendo que cada nodo conoce la distancia a sus vecinos, el
cálculo de la tabla de encaminamiento con las líneas de salida de la
mejor ruta a cada nodo destino es inmediato. Cabe resaltar que en el
cálculo de la nueva tabla no intervienen las computadas previamente.

˜ ı ´

Vector de distancias (III)
A B

D

C E

Vectores recibidos por A Nueva tabla de encaminamiento para A,
de sus vecinos: que distribuirá a sus vecinos:

Destino B C D Distancia a A de Destino Distancia Línea de salida
cada vecino:
A 5 4 6 A 0 -
+ →
B 0 9 3 AB AC AD B 4 B
C 12 0 3 4 6 2 C 5 D
D 6 6 0 D 2 D
E 2 7 5 E 6 B

˜ ı ´

Vector de distancias: Cuenta hasta inﬁnito (I)

A B C D E A B C D E

Inf. Inf. Inf. Inf. Inicialmente 1 2 3 4 Inicialmente
1 Inf. Inf. Inf. Tras 1 intercambio 3 2 3 4 Tras 1 intercambio
1 2 Inf. Inf. Tras 2 intercambios 3 4 3 4 Tras 2 intercambios
1 2 3 Inf. Tras 3 intercambios 5 4 5 4 Tras 3 intercambios
1 2 3 4 Tras 4 intercambios 5 6 5 6 Tras 4 intercambios
7 6 7 6 Tras 5 intercambios
... ... ... ...
Inf. Inf. Inf. Inf.

Contar desde infinito Contar hasta infinito

˜ ı ´

Vector de distancias: Cuenta hasta inﬁnito (II)
Si bien las buenas noticias (como que un nodo que había
caído se recupera) se extienden rápidamente, las malas
noticias (como la caída de un nodo) se propagan
lentamente.
El número de intercambios necesarios para converger
dependerá del valor numérico elegido para representar
inﬁnito (inalcanzable), que dependerá de la métrica de
trabajo.
Caso de métrica el número de saltos, debe elegirse al
menos la longitud del camino más largo más uno.
Más problemático es, por ejemplo, el caso de métrica el
retardo, pues un retardo grande hacia un nodo podría
inducir a error al considerar al nodo en cuestión caído.
˜ ı ´

Vector de distancias: Split Horizon

Una solución ampliamente usada para el problema de contar hasta
inﬁnito:

la distancia a un nodo i es enviada como inﬁnita sobre la
línea usada para enviar paquetes hacia i

A B C D E
A B

1 2 3 4 Inicialmente
C
Inf. 2 3 4 Tras 1 intercambio
Caida enlace C-D
Inf. Inf. 3 4 Tras 2 intercambios
Inf. Inf. Inf. 4 Tras 3 intercambios D
Inf. Inf. Inf. Inf. Tras 4 intercambios

Contar hasta infinito Caso donde falla el
con "Split Horizon" "Split Horizon"

˜ ı ´

Estado de Enlace
Distribuido e iterativo. Cada nodo debe:

1. Descubrir a sus vecinos y aprender sus direcciones de red.
2. Medir el coste a cada vecino.
3. Construir el paquete de estado de enlace: incluye la dirección del emisor, un número de
secuencia y una lista de vecinos con los costes estimados hasta ellos.
4. Enviar dicho paquete a todos los nodos de la red: periódicamente, o cuando ocurre
algún hecho signiﬁcativo, como la caída o recuperación de una línea o de un nodo.
5. Con los paquetes de estado de enlace recibidos, calcular el camino más corto a cada
nodo, por ejemplo con el algoritmo de Dijkstra.

D ISTRIBUCIÓN DE LOS PAQUETES DE ESTADO DEL ENLACE

Es una parte delicada del algoritmo, ya que el hecho de que algunos nodos reciban los
paquetes primero, y por tanto también cambien su forma de encaminar, puede llevar a
inconsistencias.
Se distribuyen usando el algoritmo Flooding con número de secuencia (ﬁjado en origen)
para controlar la explosión de paquetes: no se almacena ni se hace Flooding de un paquete
cuyo número de secuencia no supera el del ya almacenado para ese origen.
˜ ı ´

Estado de enlace: Algoritmo de Dijkstra

Algoritmo iterativo que calcula el camino de coste mínimo desde un nodo
fuente al resto de k nodos de la red en k iteraciones. Ampliamente utilizado
en protocolos de las redes actuales.
Consideramos la notación:

c(i, j): coste del enlace del nodo i al nodo j, ∞ si no están conectados
directamente, no es necesario c(i, j) = c(j, i).

D(v): coste del camino menos costoso desde el nodo fuente al destino
v, en esta iteración del algoritmo.

p(v): nodo previo (vecino a v) a lo largo del camino de coste mínimo
desde la fuente a v, en esta iteración del algoritmo.

N : conjunto de nodos para los que se conoce deﬁnitivamente el camino
de coste mínimo desde la fuente.
˜ ı ´

Estado de enlace: Algoritmo de Dijkstra
Pseudocódigo para cálculo desde nodo fuente A:

Inicialización:
N = {A}
para cada nodo v
D(v) = c(A, v)

Hasta que todos los nodos estén en N :
buscar w no en N tal que D(w) sea mínimo
añadir w a N
para cada v no en N y adyacente a w:
D(v) = m´ (D(v), D(w) + c(w, v))
ın
˜ ı ´

Algoritmo de Dijkstra: ejemplo

5

B 3 C
Calcularemos los caminos de coste mínimo de A 2 5
a cada destino considerando c(i, j) = c(j, i). 2 1
A 3 F

1 2
D E
1

it N D(B), p(B) D(C), p(C) D(D), p(D) D(E), p(E) D(F), p(F)
0 A 2, A 5, A 1, A ∞,– ∞,–
1 AD 2, A 4, D 2, D ∞,–
2 ADE 2, A 3, E 4, E
3 ADEB 3, E 4, E
4 ADEBC 4, E
5 ADEBCF

˜ ı ´

Jerarquía en el encaminamiento
El encaminamiento en Internet no se resuelve con todos los nodos implementando el mismo
protocolo de encaminamiento con intercambio bien de la información local con todos, bien
de toda la información con todos los vecinos, por dos motivos fundamentalmente:

Escala: según crece el número de nodos, la sobrecarga debida al cálculo,
almacenamiento y distribución de la información de encaminamiento se hace prohibitiva.

Autonomía administrativa: Deseo de cada compañía de administrar su red de forma
autónoma, aunque pueda seguir accediendo a y ser accesible desde el exterior.

Por tanto los nodos se organizan en regiones o sistemas autónomos (SA):

Todos los nodos dentro de un SA ejecutan, en principio, el mismo algoritmo de
encaminamiento intradominio, compartiendo información entre sí.

Para conectar los SA entre sí, uno o más routers frontera en cada SA, se responsabilizan del
encaminamiento de paquetes hacia fuera, implementando, a mayores del intradominio, un
protocolo de encaminamiento interdominio, y llevando a cabo la distribución de rutas entre
los mismos. El resto de nodos sólo intercambia información con nodos de su mismo SA.

˜ ı ´

Inter e intradominio
B.a

C.b
Plano intercambio BGP SA B
A.a
c

A.c
a

a b b H2

SA C
a

c

H1 d

b

SA A

Protocolo de encaminamiento Protocolo de encaminamiento
inter-SA intra-SA

Tabla de encaminamiento

˜ ı ´

Encaminamiento intra Sistema Autónomo en Internet
Históricamente, se han venido usando en mayor medida dos protocolos de encaminamiento
en el interior de los SA de Internet (otros: EIGRP, IS-IS):
RIP (Routing Information Protocol )
Protocolo del tipo Vector de Distancias con métrica el número de saltos y coste máximo de
un camino limitado a 15 saltos. Los vectores de distancia se intercambian entre vecinos cada
30 segundos, y si no se tiene noticias de un vecino en 180 segundos se considerará que
éste es inalcanzable: modifica la tabla de encaminamiento local y propaga esta información.
OSPF (Open Shortest Path First )
Protocolo del tipo Estado de Enlace, propaga la información mediante Flooding y utiliza el
algoritmo de Dijkstra. No impone ninguna métrica concreta, el coste de cada enlace se fija
por el administrador de la red. Las actualizaciones se hacen al menos cada 30 minutos, o
antes si un nodo detecta un cambio en el estado de un enlace.
Soporta jerarquía dentro de un SA. Cada SA puede configurarse en áreas y cada área
ejecutar su propio algoritmo de encaminamiento de estado de enlace OSPF. Dentro de cada
área uno o más routers frontera de área son los responsables de encaminar los paquetes
hacia fuera del área.
˜ ı ´

Encaminamiento inter SA en Internet: BGP

BGP (Border Gateway Protocol) es el protocolo de encaminamiento entre
sistemas autónomos actualmente en uso en Internet.
Es un protocolo de vector de rutas, donde nodos BGP vecinos intercambian
información sobre rutas (lista de SA en el camino hacia cierto destino e
identidad del router BGP de próximo salto).
Cada SA se identiﬁca por un número (NSA), que es globalmente único y es
asignado, como las direcciones IP, por el ICANN (Internet Corporation for
Assigned Names and Numbers).
A diferencia de los altoritmos de encaminamiento intradominio, en los que
se trata de buscar rutas óptimas en base a algún criterio, aquí se priman
factores políticos que pueden invalidar ciertas rutas por restricciones
administrativas (se controla el tráﬁco que dejan pasar a su través los SA).

˜ ı ´

Encaminamiento para difusión
En algunas aplicaciones, un nodo necesita enviar simultáneamente mensajes a todos los
nodos de la red: difusión (broadcast).
Existen varios métodos:

Supone un elevado gasto de ancho de banda, además de ser
Un paquete por destino
necesario conocer la lista de destinos.

Flooding Da lugar a un elevado gasto de ancho de banda.

Spanning Tree Basado en la idea de un Sink Tree invertido (el destino en el Sink Tree pasa a
ser la fuente en el Spanning Tree), cada nodo hace reenvío múltiple del paquete por las
líneas del árbol, generándose así el número mínimo de paquetes necesario para la
difusión. Necesita que cada nodo pueda calcular algún Spanning Tree para la fuente:
perfecto complemento con protocolo de estado de enlace en el encaminamiento unicast.

Reverse Path ForwardingSi un paquete llega por la línea usada en modo unicast para
encaminar hacia la fuente de la difusión, se hace ﬂooding, y en caso contrario se
descarta (posible duplicado). No requiere que lo nodos calculen ningún árbol, ni
conozcan listas de destinos, ni son necesarios mecanismos extra para detener la
explosión de paquetes.
˜ ı ´

Encaminamiento para difusión: Ejemplos

Spanning Tree Reverse Path Forwarding

A A
4 4
3 3
B B
2 2
C 1 C 1

2 2 D 2 2 D
1
E 1
F 3 E F 1 3
G 1 G

˜ ı ´

Encaminamiento multidestino (multicast)
G1
Entrega de paquetes provenientes de G1
uno o más emisores a un grupo de re- 7
2
ceptores.
La fuente envía un único paquete a
5 G1
una dirección multidestino, que es co-
nocida por todos los nodos que inter-
8 G1
vienen en la comunicación, encargán- 1
dose de que llegue a todos los miem-
bros del grupo multidestino el algorit- 4
mo de encaminamiento: ha de calcu- 6
G2

G1: fuente
lar un árbol, bien único bien especíﬁco
para cada emisor, para alcanzar todos 3 G2
los nodos con terminales en el grupo
multidestino.
G3

˜ ı ´

Encaminamiento multidestino: Árbol de grupo compartido
Todos los paquetes enviados al grupo de multidifusión
son encaminados a través del mismo árbol,
independientemente del emisor.

Se elige primeramente un nodo central (punto de
encuentro), al que se unirán los nodos perteneciente al
grupo mediante mensajes unicast, deﬁniendo al mismo
tiempo las ramas del árbol al pasar por los routers hacia
el nodo central.

Al recibir el router de la subred del terminal un paquete
multidestino, lo envía encapsulado al punto de encuentro,
el cual se encarga de reenviarlo por el árbol de grupo
compartido.
˜ ı ´

Encaminamiento multidestino: Árbol basado en fuente
Se construye un árbol multicast para cada fuente.
Cada árbol puede calcularse como la unión de los caminos unicast
de menor coste de cada fuente a cada uno de los demás nodos con
terminales pertenecientes al grupo.
Con este método se necesita que cada router conozca los árboles
para cada fuente, por lo que suele utilizarse el algoritmo de camino
inverso en el que cada router si recibe un paquete por el enlace
óptimo hacia la fuente lo transmite por todos sus enlaces de salida y
en otro caso lo descarta. Para evitar la transmisión hacia routers que
no forman parte del grupo, un router que no tenga terminales
adheridos a ese grupo, cuando recibe un paquete para ese grupo
envía un mensaje de poda al router que se lo mandó. Si un router
recibe mensajes de poda desde cada uno de sus routers hacia abajo,
envía un mensaje de poda hacia arriba.
˜ ı ´

Encaminamiento multidestino: Ejemplos

Árbol basado en fuente
Árbol de grupo compartido

fuente
A
3
4 A
B 4
2 3
C 1 B
2
2 2 D C 1

E F 1
3 2 2 D
1
G
E F 1 3
centro 1 G

˜ ı ´

Encaminamiento multicast en Internet
DVMRP: D ISTANCE V ECTOR M ULTICAST ROUTING P ROTOCOL
Implementa árboles basados en la fuente con encaminamiento de camino inverso y
poda. Usa un algoritmo de Vector de Distancias que permite a cada router calcular
el enlace saliente, en su camino de vuelta más corto a cada fuente.
PIM: P ROTOCOL I NDEPENDENT M ULTICAST
No hace ninguna suposición sobre el protocolo de encaminamiento unicast
subyacente.
Dos modos de operación:
PIM denso Emplea árbol basado en fuente con encaminamiento de camino inverso
con poda, similar a DVMRP. Se emplea en situaciones donde una mayoría de
routers están involucrados en los grupos multidestino (sus miembros
concentrados en la red).
PIM disperso Emplea árbol compartido con punto de encuentro. Se emplea en
situaciones donde son pocos los routers de la red implicados, dada la
dispersión de los terminales participantes.
˜ ı ´

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