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1.- INTERCONEXIN DE REDES A NIVEL 3 .........................................51.1.-FUNCIONES DEL ROUTER............................................................................... 61.2.-NIVEL DE RED.................................................................................................... 71.3.-TIPOS DE SERVICIO ..........................................................................................7

1.4.-ESTRUCTURA DE LA RED ............................................................................... 71.4.1.-CIRCUITO VIRTUAL...................................................................................71.4.2.-DATAGRAMA.............................................................................................. 8

1.5.-SERVICIO SIN CONEXIN ............................................................................... 8

2.- ALGORITMOS DE ENCAMINAMIENTO.........................................112.1.- ENCAMINAMIENTO POR VECTOR DISTANCIA.......................................12

2.1.1.- HOLD DOWN............................................................................................. 182.1.2.-SPLIT HORIZON.........................................................................................222.1.3.-TRIGGERED UPDATES (Actualizaciones Desencadenadas)....................23

2.2.- ENCAMINAMIENTO POR ESTADO DE ENLACE ......................................252.2.1.- ALGORITMOS DE INUNDACIN .......................................................... 262.2.2.-CALCULO DE RUTAS............................................................................... 28

3.- PROTOCOLO DE ENRUTAMIENTO RIP .........................................313.1.-RIP v1.................................................................................................................. 32

3.1.1.- FUNCIONAMIENTO DE RIP PARA IP ................................................... 333.1.2.- FORMATO DE MENSAJES DE RIP v1 ................................................... 343.1.3.- PROBLEMAS DE RIP v1........................................................................... 35

3.2.- RIP v2 ................................................................................................................. 363.2.1.-CARACTERSTICAS DE RIP v2 ...............................................................36

3.2.2.-FORMATO DE MENSAJES DE RIP v2 .................................................... 373.2.3.-AUTENTICACIN EN RIP v2 ................................................................... 383.3.-ENTORNOS MIXTOS DE RIP v1 Y RIP v2..................................................... 39

4.- Open Shortest Path First (OSPF) ...........................................................414.1.- CLASIFICACIN DE LOS ROUTERS OSPF ................................................. 424.2.- FORMATO DE MENSAJE OSPF..................................................................... 43

4.2.1.-FORMATO DEL MENSAJE HELLO......................................................... 444.2.2.-FORMATO DEL MENSAJE DE DESCRIPCIN DE LA BD ..................454.2.3.-FORMATO DEL MENSAJE DE SOLICITUD DE ESTADO DE ENLACE................................................................................................................................ 45

4.2.4.-FORMATO DEL MENSAJE DE ACTUALIZACIN DE ESTADO DEENLACE................................................................................................................. 464.2.5.-FORMATO DEL MENSAJE DE ACUSE DE RECIBO DE ESTADO DEENLACE................................................................................................................. 464.2.6.-INFORMACIN DE ESTADO DE ENLACE............................................ 47

4.3.- MEJORAS DE OSPF FRENTE A RIP..............................................................47

5.- MULTICASTING IP ROUTING ..........................................................495.1.- INTRODUCCIN.............................................................................................. 505.2.- FUNCIONAMIENTO DEL MULTICAST ....................................................... 50

5.2.1.- DIRECCIONAMIENTO CLASE D ........................................................... 525.3.- PROTOCOLO IGMP .........................................................................................52

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5.3.1.- MENSAJES IGMP......................................................................................545.4.-PROTOCOLOS DE ROUTING.......................................................................... 56

5.4.1.-MODO DENSO:........................................................................................... 565.4.2.- MODO DISPERSO: ....................................................................................57

6.- PROTOCOLOS EXTERIORES ............................................................596.1.-SISTEMAS AUTNOMOS ............................................................................... 606.2.- PROTOCOLO BGP ........................................................................................... 61

6.2.1.- FORMATO DE LOS PAQUETES .............................................................62

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1.- INTERCONEXIN DE REDES A NIVEL 3

Hasta ahora habamos supuesto:

Exista una sola red homognea Utilizacin de los mismos protocolos.

Un conjunto de redes consta de mltiples redes separadas e interconectadamediante routers. Los datos se intercambian en paquetes entre origen y destinoa travs de un camino que implica mltiples redes y dispositivos deencaminamiento.

Cules son las razones para usar interconexin a N3?

Existen problemas que no se pueden resolver a N2 o requieren muchasmodificaciones. Ej.: diferentes MTUs.

Cuando se busque segmentar la red con las metas de:o Limitar tormentas de Broadcasto Restringir acceso a servicioso Filtrado selectivoo Seleccin de rutas por donde viajar la informacino Balanceo de cargao Mxima vida de una informacin en la red

Compatibilizar sistemas que no lo son a N3, como IP, IPX, X.25,etc..

DOMINIO DE BROADCAST

DOMINIODE

COLISION

switchswitch

DC

DC

DC DC

DC

DC

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DOMINIO DE BROADCAST DOMINIO DE BROADCAST

Por el contrario: la gestin de los routers es compleja, se debe conocerla arquitectura de la red y los parmetros relacionados con los protocolos deencaminamiento.

A mayor coste Dispositivos ms complejos.

1.1.-FUNCIONES DEL ROUTER

- Proporcionar un enlace entre 2 o ms redes- Encaminar y entregar datos entre sistemas finales operando en diferentes

redes de forma transparente:

Compatibilizar esquemas de direccionamiento si no existe un mtodoglobal.

Ocultar aspectos especficos de enlaces WAN

Gestionar tamaos distintos de paquete Distintos interfaces de red Control de flujo

El protocolo ms comnmente utilizado para la interconexin de redes esIP.

DC

DC

DCDC

DC

DC

DC

SWSW

ROUTER

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1.2.-NIVEL DE RED

Es el responsable de llevar los paquetes de origen a destino, por tanto debeconocer la topologa de la subred de comunicaciones y escoger las trayectoriasadecuadas.

Debe resolver el problema de manejar distintas tecnologas cuando origeny destino estn en redes distintas.

El N3 proporciona servicio al N4 y normalmente define el lmite de la subred.La interface con el N4 debe estar bien definida:

1. Los servicios deben ser independientes de la tecnologa de la subred2. El N4 debe estar aislado de la cantidad, tipo y topologa de las redes

subyacentes3. Las direcciones de red deben seguir un plan de numeracin uniforme.

1.3.-TIPOS DE SERVICIO

El N3 puede proporcionar dos tipos de servicio al nivel superior,diferencindose en donde reside la complejidad:

Con Conexin Complejidad en SUBRED Sin Conexin Complejidad en HOSTS

A favor del servicio con conexin se puede decir que determinados servicios(audio/vdeo) es ms fcil proporcionarlos mediante este tipo de servicio.

A favor del servicio sin conexin se dice que la red no debe sobrecargarsecon caractersticas que pueden ser obsoletas en pocos aos, adems los hostsson cada vez ms potentes y baratos.

1.4.-ESTRUCTURA DE LA RED

Bsicamente existen dos posibilidades, una que utiliza conexiones y otraque no:

Circuito Virtual Datagrama

1.4.1.-CIRCUITO VIRTUAL

- Precisa establecimiento de conexin, en este momento se escoge el camino yse reservan los recursos para la comunicacin.- La red garantiza unos parmetros de calidad cuando se establece la llamada.- Si el camino deja de estar disponible o no se pueden cumplir los parmetrosde calidad se libera la comunicacin.

- La ruta se utiliza para todo el trfico que fluye por la conexin.- Cuando se libera la conexin deja de existir el circuito virtual.

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1.4.2.-DATAGRAMA

- No se determina rutas por adelantado.

- Cada paquete se encamina de forma independiente, debe incorporardireccin fuente y destino.- Dos paquetes consecutivos pueden llevar rutas distintas.- La red puede perder, duplicar, retardar la informacin.

1.5.-SERVICIO SIN CONEXIN

Es el elegido habitualmente para interconexin pues se trata cada paquetede forma independiente para que siga el mejor camino disponible. Hace uso almximo de la capacidad de la red.

Aspectos como ordenacin de la informacin, prdida de paquetes,duplicados, sern tratados por el nivel superior.

Las partes en que se puede dividir un servicio de este tipo son:

Servicio Bsico sin Conexin Relacin con los Vecinos Routing

Servicio Bsico sin Conexin:

Comprende: - formato de los paquetes- mensajes de error (ICMP)- avisos de la red al nodo

ISO CLNP (Connection Less...)TCP/IP IP, ICMP

Relacin con los Vecinos:

Se precisa saber quien est en nuestra LAN para intercambiarinformacin de estado, caminos disponibles, etc..

ISO ES/IS (End System/Intermediate System)TCP/IP ARP, ICMP

Routing:

Se definen los protocolos y algoritmos que los routers utilizan paraelegir caminos.

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Se subdivide la red global en subconjuntos para facilitar el problemade routing en grandes redes.

Los subconjuntos pueden utilizar protocolos internos distintos y secomunican mediante un protocolo comn.

SISTEMAS AUTNOMOS TCP/IPDominios de Encaminamiento ISO

Cada subconjunto es gestionado por una nica organizacin. Los protocolos de encaminamiento dentro de cada subconjunto se

llaman:

ISO (Intradomain Routing Protocols)IS IS (Intermediate System -- IS)

TCP/IP (Internal Gateway Protocols)RIP Routing Information ProtocolOSPF Open Shortest Path First

Para conectar los diferentes subconjuntos:

ISO (Interdomain Routing Protocols)IDRP

TCP/IP (External Gateway Protocols)EGP Exterior Gateway ProtocolBGP Border Gateway Protocol

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2.- ALGORITMOS DE ENCAMINAMIENTO

Bsicamente existen dos tipos de algoritmos de encaminamiento queoperan en entornos distribuidos:

- Vector Distancia

- Estado de Enlace

Todos los protocolos ms utilizados de encaminamiento en redes se basanen uno u otro (RIP-OSPF).

2.1.- ENCAMINAMIENTO POR VECTOR DISTANCIA

Fue el algoritmo original utilizado en ARPANET. Se le conoce tambin comoalgoritmo de Bellman-Ford, y es la base de RIP y RIP II, utilizado para calcularlas rutas ms cortas.

Cada nodo informa a sus nodos vecinos de todas las distancias conocidaspor l, mediante vectores de distancias (de longitud variable segn los nodosconocidos). El vector de distancias es un vector de longitud variable quecontiene un par (nodo:distancia al nodo) por cada nodo conocido por el nodoque lo envia, por ejemplo (A:0;B:1;D:1) que dice que el nodo que lo mandadista "0"de A,"1"de B y "1"de D, y de los dems no sabe nada (sta es laforma en la que un nodo dice lo que sabe en cada momento). El nodo soloconoce la distancia a los distintos nodos de la red pero no conoce la topologia.Estos vectores de distancia se envan peridicamente y cada vez que vare suvector de distancias. Veamos el siguiente ejemplo:

El vector de distancias de A sera:

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Este vector de distancias de A llega al nodo B, el cual lo utiliza paraactualizar el suyo:

Este VDB pasa al nodo A, el cual actualiza el suyo, etc.

Estos protocolos requieren que cada nodo calcule por separado la mejorruta (enlace de salida) para cada destino marcado. Tras seleccionar la mejorruta, un router enva vectores de distancia a sus vecinos, notificndoles laaccesibilidad de cada destino y las correspondientes mtricas asociadas con laruta que se ha seleccionado para alcanzarlo. Paralelamente sus vecinoscalculan tambin la mejor ruta para alcanzar cada destino disponible y luegonotifican a sus vecinos (junto con las mtricas asociadas) la que ellos han

seleccionado para alcanzar su destino. A partir de los mensajes recibidos delos vecinos detallando el destino y las mtricas asociadas seleccionadas, elrouter podra determinar que existe una ruta mejor a travs de un vecinoalternativo. El router notificara nuevamente a sus vecinos sus rutasseleccionadas para alcanzar cada destino. Este ciclo continua hasta que todoslos routers hallan llegado a un comn acuerdo sobre las mejores rutas paracada destino prefijado.

Con todos los vectores recibidos, cada nodo monta su tabla deencaminamiento ya que al final conoce qu nodo vecino tiene la menordistancia al destino del paquete, pues se lo han dicho con el vector de

distancias.

La tabla de encaminamiento de cada nodo contiene un registro para cadarouter de la subred.

El envo de vectores de distancia entre nodos tiene lugar en el plano decontrol.

Si no se sabe a donde enviar un paquete, se descarta.

Nota: si la mtrica es la distancia se cuenta 1 salto de router a router. Si esel retardo se envan paquetes de eco.

R R

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Ejemplo: Utilizando como mtrica el retardo. El router conoce el retardo asus vecinos. Cada Tmsg cada router enva a sus vecinos una lista de retardosestimados y recibe lo propio de stos. Con la informacin recibida cada routerrecalcula su tabla de encaminamiento.

Los datos que tenemos para obtener la tabla de encaminamiento final sonlos vectores de retardo recibidos de los vecinos de J mostrados en la siguientetabla:

A I H K

A 0 24 20 21B 12 36 31 28C 25 18 19 36D 40 27 8 24E 14 7 30 22

F 23 20 19 40G 18 31 6 31H 17 20 0 19I 21 0 14 22J 9 11 7 10k 24 22 22 0L 29 33 9 9

Ahora J procede a calcular su tabla de encaminamiento:

Destino Distancia Ruta

A 8 A B 20 A C 28 I D 20 H E 17 I F 30 I G 18 H H 12 H I 10 I

J 0 -- K 6 K

A B C D

E

F G

H

I J K L

Mtricas estimadas por J:

JA 8JI 10JH 12JK 6

JA + AG = 8+18 = 26JI + IG = 10+31 = 41

JH + HG = 12+6 = 18

JK + KG = 6+31 = 37Estas son los distintos caminos para alcanzar G, y comopodemos observar nos quedamos con la ruta que pasapor H por ser la de mtrica ms corta.

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L 15 KVentajas del mtodo:

Muy sencillo. Muy robusto (gracias al envo peridico de informacin) Consumo de memoria bajo: cada nodo slo ha de almacenar distancias

con el resto de los nodos.

Nota: los nodos no tienen informacin topologica de la red completa, esdecir, pueden conocer la distancia a nodos lejanos, pero no donde estn.

Inconvenientes del mtodo:

Convergencia lenta (los vectores de distancia tardan en estabilizarse). Pueden aparecer bucles.

Adaptabilidad a los cambios baja, ya que slo sabe a quin tiene quereenviar un paquete, pero no tiene informacin de la topologa. Consumo alto de capacidad: se transmiten vectores cuyo tamao es del

orden del nmero de nodos de la red pues cada nodo comunica a suvecino todas las distancias que conoce .

Nota: los bucles (situacin que se da cuando los paquetes pasan ms deuna vez por un nodo) ocurren porque los criterios de los nodos no soncoherentes, generalmente debido a que los criterios de encaminamiento o nohan convergido despus de un cambio en la ruta de un paquete; cuando porcualquier causa un paquete sufre un cambio de encaminamiento, la red tarda

en adaptarse a ese cambio pues la noticia del cambio tiene que llegar a todoslos nodos. Es en ese transitorio cuando se pueden dar los bucles, ya que unosnodos se han adaptado y otros no. El objetivo de los algoritmos deencaminamiento es detener el curso de los paquetes antes de que seproduzcan bucles. Esto es importante sobre todo cuando se envan lospaquetes por varias rutas simultneamente (tcnicas de inundacin, etc...).

El problema clsico de convergencia por vector de distancia se denomina elproblema de contar hasta el infinito y es consecuencia directa del esquema deanuncios asincrnicos. Cuando los enrutadores de RIP para IP agregan rutas a

sus tablas de enrutamiento, dependiendo de las rutas anunciadas por otrosenrutadores, slo conservan en la tabla de enrutamiento la mejor ruta y sloactualizan una ruta de costo inferior con una ruta de costo superior si laanuncia el mismo origen como la ruta de costo inferior actual. En determinadassituaciones, como se ilustra en las figuras 1 a 5, esto provoca el problema decontar hasta el infinito.

Se supone que en la red de la figura 1 se ha producido convergencia. Pormotivos de claridad, no se incluyen los anuncios enviados por el enrutador 1 enla red 1 y el enrutador 2 en la red 3.

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Figura 1 Red en la que se ha producido convergencia

Supongamos ahora que se produce un error en el vnculo del enrutador 2 ala red 3 y el enrutador 2 detecta dicho error. Tal como se aprecia en la figura 2,el enrutador 2 cambia el nmero de saltos para la ruta a la red 3 para indicarque no es accesible, que se encuentra a una distancia infinita. En el caso deRIP para IP, el infinito es 16.

Figura 2 Error en el vnculo a la red 3

Sin embargo, antes de que el enrutador 2 pueda anunciar el nuevo nmero

de saltos a la red en un anuncio programado, recibe un anuncio del enrutador1. Dicho anuncio contiene una ruta a la red 3, que est a 2 saltos. Como ladistancia de 2 saltos es una ruta mejor que 16 saltos, el enrutador 2 actualizasu entrada de la tabla de enrutamiento para la red 3 y cambia de 16 a 3 saltos,como se muestra en la figura 3.

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Figura 3 El enrutador 2 despus de recibir el anuncio del enrutador 1

Cuando el enrutador 2 anuncia sus rutas nuevas, el enrutador 1 advierteque la red 3 se encuentra a una distancia de 3 saltos a travs del enrutador 2.Como la ruta a la red 3 en el enrutador 1 se obtuvo originalmente del enrutador2, el enrutador 1 actualiza a 4 saltos su ruta a la red 3. (Consulte la figura 4.)

Figura 4 El enrutador 1 despus de recibir el anuncio del enrutador 2

Cuando el enrutador 1 anuncia sus rutas nuevas, el enrutador 2 advierteque la red 3 se encuentra a una distancia de 4 saltos a travs del enrutador 1.

Como la ruta a la red 3 en el enrutador 2 se obtuvo originalmente del enrutador1, el enrutador 2 actualiza a 5 saltos su ruta a la red 3. (Consulte la figura 5.)

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Figura 5 El enrutador 2 despus de recibir otro anuncio del enrutador 1

Los dos enrutadores continan anunciando rutas a la red 3 con un nmerode saltos cada vez mayor hasta que se llega al infinito (16). A continuacin, lared 3 se considera no accesible y, finalmente, se agota el tiempo de espera dela ruta a la red 3 de la tabla de enrutamiento. Esta situacin se denominaproblema de contar hasta el infinito.

El problema de contar hasta el infinito es uno de los motivos por los que elnmero mximo de saltos de las redes RIP para IP est definido como 15 (16significa no accesible). Si el nmero mximo de saltos fuera mayor, el tiempode convergencia sera mayor cuando se produjera la cuenta hasta el infinito.Tenga en cuenta tambin que durante la cuenta hasta el infinito del ejemplo

anterior, la ruta del enrutador 1 a la red 3 se realiza a travs del enrutador 2. Laruta desde el enrutador 2 a la red 3 se efecta a travs del enrutador 1. Hay unbucle de enrutamiento entre el enrutador 1 y el enrutador 2 para la red 3mientras dura el problema de contar hasta el infinito.

Se han propuesto varias soluciones para arreglar el problema de laconvergencia lenta en encaminamientos por vectores distancia:

Hold Down Split Horizon Triggered Updates

2.1.1.- HOLD DOWN

Cuando cae un enlace, se espera un tiempo antes de conmutar hacia otrocamino, este tiempo se da para que los routers vecinos conozcan la cada de lalnea.

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Ejemplo:

Camino ptimo desde cada encaminador hacia A (mtrica : retardo)

Supongamos que existen problemas entre B y C, qu ocurrira?C entrara en HOLD DOWN, D se da cuenta de que por C no puede

enviar datos hacia A y entrara tambin en HOLD DOWN , as sucesivamente

hasta hasta que todos los routers se den cuenta de que el enlace entre B y Cha cado.

Tendremos que tener especial cuidado en elegir el tiempo de HOLD DOWNya que si no se elige bien puede ocurrir que cuando le llega a H la noticia, C yano est en HOLD DOWN y encuentre H un camino por C y C por D y as seformara un bucle infinito y funcionara mal.

No es conveniente que el tiempo de HOLD DOWN sea muy alto porquela reaccin de la red ante cambios positivos sera lenta.

Ejemplo: Mostrar la evolucin de las tablas en el intento de adaptarse a lanueva realidad de la subred. Suponer un tiempo de Hold Down = 3

Dest IMP ACoste por

IMP BCoste por

IMP CCoste por

IMP DCoste por

A 0 -- 2 A 9 D 5 B

B 2 B 0 -- 7 D 3 B

C 9 B 7 D 0 -- 4 CD 5 B 3 D 4 D 0 --

A B C

H G

D E

F

C 4 D

A 2 B

10 3

C 4 D

A B

10 3

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En el primer intercambio A y B entran en Hold Down ya que el enlace que losune ha cado.

HD1 HD1

En el segundo intercambio D se entera que enlace ha cado y entra tambin enHold Down.

HD2 HD2 HD1

En el tercer intercambio C se da cuenta que ha cado el enlace, entrando en HoldDown.

HD3 HD3 HD1 HD2

Al finalizar el tiempo de Hold Down en A y B, A busca un nuevo camino atravs de C, no siendo as en B ya que no sabe que por C puede alcanzar a A.

HD2 HD3

DEST AA ----

B

BC BD B

DEST BA A

B -----C 7 DD 3 D

DEST CA 9 D

B 7 DC ----D 4 D

DEST DA 5 B

B 3 BC 4 CD ----

DEST AA ----

B BC BD B

DEST BA A

B ----C 7 DD 3 D

DEST CA 9 D

B 7 DC ----D 4 D

DEST DA B

B 3 BC 4 CD ----

DEST AA ----B B

C

BD B

DEST BA AB ----

C 7 DD 3 D

DEST CA DB 7 D

C ----D 4 D

DEST DA BB 3 B

C 4 CD ----

DEST AA ----B 17 C

C 10 CD 14 C

DEST CA DB 7 D

C ----D 4 D

DEST BA DB ----

C 7 DD 3 D

DEST DA BB 3 B

C 4 CD ----

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D deja de estar en Hold Down, por lo tanto buscar un camino alternativo paraalcanzar A, pero no encuentra ninguno ya que en este intercambio todava se desconoceque puede hacerlo por C, que est en Hold Down.

HD3

El nodo C deja de estar en Hold Down, reconociendo un camino alternativohacia A.

En este intercambio D ya sabe que puede alcanzar A a travs de C.

En este ltimo intercambio, B y por tanto todos los nodos tienen un caminoalternativo para llegar a cualquier nodo de la red sin utilizar el enlace que ha cado.

DEST A

A ----B 17 CC 10 CD 14 C

DEST C

A DB 7 DC ----D 4 D

DEST D

A B,CB 3 BC 4 CD ----

DEST B

A DB ----C 7 DD 3 D

DEST AA ----B 17 CC 10 CD 14 C

DEST CA 10 AB 7 DC ----D 4 D

DEST DA BB 3 BC 4 CD ----

DEST BA DB ----C 7 DD 3 D

DEST AA ----B 17 CC 10 CD 14 C

DEST CA 10 AB 7 DC ----D 4 D

DEST DA 14 CB 3 BC 4 CD ----

DEST BA DB ----C 7 DD 3 D

DEST AA ----

B 17 CC 10 CD 14 C

DEST CA 10 A

B 7 DC ----D 4 D

DEST DA 14 B

B 3 BC 4 CD ----

DEST BA 17 D

B ----C 7 DD 3 D

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2.1.2.-SPLIT HORIZON

El Split Horizon ayuda a reducir el tiempo de convergencia, ya que no

permite a los enrutadores anunciar redes en la direccin desde la que seaprendieron dichas redes. La nica informacin enviada en los anuncios devector distancia es la de aquellas redes que se encuentran ms all delenrutador vecino en la direccin opuesta. No se incluyen las redes aprendidasdel enrutador vecino.

El Split Horizon elimina la cuenta hasta el infinito durante la convergencia enredes con ruta de acceso nica, y reduce las posibilidades de que aparezca elproblema de contar hasta el infinito en las redes con mltiples rutas de acceso.La figura 6 muestra cmo el Split Horizon impide que el enrutador anuncie rutasen la direccin en la que las aprendi.

Figura 6 Horizonte dividido

SPLIT HORIZON CON RUTAS INALCANZABLES

El Split Horizon con rutas inalcanzables se diferencia del Split Horizonsimple en que anuncia todas las redes. Sin embargo, las redes aprendidas en

una determinada direccin se anuncian con un nmero de saltos de 16, lo queindica que la red es inalcanzable. En una red con ruta de acceso nica, el SplitHorizon con rutas inalcanzables no tiene ms ventajas que el Split Horizonsimple. Sin embargo, en una red con rutas de acceso mltiples, el Split Horizoncon rutas inalcanzables reduce en gran medida la cuenta hasta el infinito. Lacuenta hasta el infinito puede seguir producindose en un sistema de redes conrutas de acceso mltiples porque las rutas a las redes pueden aprenderse devarios orgenes.

En la figura 7, el Split Horizon con rutas inalcanzables anuncia rutasaprendidas como inalcanzables en la direccin en la que se aprendieron. El

Split Horizon con rutas inalcanzables tiene la desventaja de que se produce

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una sobrecarga de mensajes de vector distancia adicionales, ya que seanuncian todas las redes.

Figura 7 Horizonte dividido con rutas inalcanzables

Como vemos el problema de conteo a infinito persiste.

2.1.3.-TRIGGERED UPDATES (Actualizaciones Desencadenadas)

El Triggered Updates permite que un enrutador anuncie los cambios en losvalores de medida casi inmediatamente, en vez de esperar al siguiente anuncioperidico. El desencadenador es un cambio en la medida de una entrada de la

tabla de enrutamiento. Por ejemplo, las redes que se convierten en nodisponibles pueden anunciarse con un nmero de saltos de 16 a travs delTriggered Updates. Hay que tener en cuenta que la actualizacin se enva casiinmediatamente, ya que hay un perodo de espera especificado normalmenteen el enrutador. Si todos los enrutadores enviaran inmediatamenteactualizaciones desencadenadas, cada actualizacin desencadenada podraprovocar una cascada de trfico de difusin en la red IP.

El Triggered Updates mejora el tiempo de convergencia de las redes RIP,pero a costa de trfico de difusin adicional a medida que se propagan lasactualizaciones desencadenadas.

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Ejemplo: La subred de la figura utiliza un algoritmo de encaminamientodistribuido. En un momento dado las tablas son:

Dest IMP ACoste por

IMP BCoste por

IMP CCoste por

IMP DCoste por

A 0 -- 6 A 12 A 9 BB 6 B 0 -- 12 A 3 BC 12 C 12 D 0 -- 9 CD 9 B 3 D 9 D 0 --

Mostrar la evolucin de las tablas en el intento de adaptarse a la nuevarealidad de la subred

1 INTERCAMBIO 2 INTERCAMBIODest IMP A

Coste porIMP BCoste por

IMP CCoste por

IMP DCoste por

Dest IMP ACoste por

IMP BCoste por

IMP CCoste por

IMP DCostePor

A 0 -- 3 A 10 A 7 B A 0 -- 3 A 10 A 4 B

B 3 B 0 -- 11 D 1 B B 3 B 0 -- 9 D 1 BC 10 C 10 D 0 -- 8 C C 10 C 9 D 0 -- 8 CD 6 B 1 D 8 D 0 C D 4 B 1 D 8 D 0 --

C 9 D

A 6 B

12 3

C 8 D

A 3 B

10 1

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2.2.- ENCAMINAMIENTO POR ESTADO DE ENLACE

Los algoritmos vector distancia tienen una convergencia lenta, incluso con

Split Horizon, lo que hace que haya nodos que trabajen con informacin que yano es cierta o que enven informacin por rutas que ya no existen.

Con estado de enlace, los routers requieren informacin de la topologa dered completa, lo que quiere decir que los mensajes sern ms grandes amedida que haya ms redes.

Para tener constancia de la topologa de la red, cada nodo debe aprender ladireccin y el coste a cada nodo vecino. Se debe construir un paquete (LSP,Link State Packet) que contiene una lista de nombres y el coste de alcanzarlos.El LSP se transmite a los dems routers, y cada router se queda con el LSP

ms reciente del otro router. Una vez conocido el mapa de la topologa, cadarouter calcula el camino a cada destino.

Como los mensajes de actualizacin se envan a todos los routers, cadarouter construye su propia tabla de ruteo a partir de la misma informacin,reduciendo de esta forma la posibilidad de tener ciclos en el ruteo. En laprctica sin embargo estos protocolos no estn completamente libres de ciclosde ruteo. En grandes redes los mensajes de actualizacin pueden propagarsede forma lenta, debido a que en el encaminamiento por estado de enlace todoslos routers deben tener constancia de la topologa de la red completa, y por lotanto los routers obtendrn las actualizaciones en distintos momentos, estopuede provocar que dos routers calculen sus tablas de ruteo basndose eninformacin distinta.

Para asegurar que cada router construya sus tablas con la mismainformacin, los mensajes de actualizacin deben ser transportados en formaconfiable y las actualizaciones del mismo router deben ser procesadas enforma secuencial.

Las tareas que debe desempear cada uno de los nodos son:

Envo de paquetes de ECO de forma peridica, identificndose a uno mismosi es un enlace punto a punto o a un grupo de direcciones predefinido en elcaso de una LAN.

Una vez conocidos los vecinos se construye un LSP, peridicamente o aldescubrir un nuevo vecino, al cambiar el coste de un enlace o al caer unenlace.

Y por ltimo la distribucin de los LSPs que se realiza mediante el algoritmode Inundacin se debe hacer correctamente, porque de no se as puedensuceder varias cosas:

- que los routers tengan distintos LSPs, con lo que calcularan rutasbasndose en informaciones diferente.

- o que el n de LSPs puede multiplicarse llegando a colapsar la red.

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Mensaje LSP:

FuenteN de secuencia

EdadLista de vecinos

En este ejemplo se muestran los distintos mensajes LSP para dicha red:

A B C D E FSEC SEC SEC SEC SEC SECEDAD EDAD EDAD EDAD EDAD EDADB 4 A 4 B 2 C 3 A 5 B 6E 5 C 2 D 3 F 7 C 1 D 7

F 6 E 1 F 8 E 8

2.2.1.- ALGORITMOS DE INUNDACIN

En este algoritmo los nodos no intercambian informacin de control. Cuandoun paquete llega a un nodo de la red, lo que ste hace es conmutarlo por todoslos puertos de salida sin mirar ninguna tabla de encaminamiento. De estaforma se asegura que el paquete llegue al destino.

Problema:si la topologa presenta bucles el paquete estar dando vueltas demanera indefinida. Como consecuencia, se consume capacidad de redilimitada. Adems, llegan paquetes duplicados.

Solucin: La solucin pasa por limitar la vida del paquete en la redintroduciendo un campo edad al LSP que actua como un TTL, es decir,establecer una caducidad. Cuando se genera un paquete se incluye en uncampo el nmero mximo de saltos que ste puede dar. Cada vez que esepaquete es conmutado el campo "nmero de saltos" se decrementa en unaunidad hasta que sea cero, en cuyo caso los nodos ya no lo conmutan, sinoque lo descartan. De esta manera aseguramos una existencia limitada de

paquete dentro de la red.

B 2 C

43

A D61

5 7E 8 F

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Es necesario establecer el valor inicial del contador lo suficientemente altocomo para que el paquete sea capaz de llegar al destino, pero tampocoexcesivamente alto para que no consuma muchos recursos. La decisin que se

adopta es inicializar el contador al nmero de saltos necesario para llegardesde cualquier nodo de la red a otro (El valor es el mismo para todos lospaquetes generados, sea cual sea el nodo de la red que lo haga).

Otra solucin es determinar si un nodo ha conmutado ya ese paquete. Eneste caso, un nodo origen marca el paquete generado con un nmero desecuencia de tal forma que la unicidad de ese paquete viene dada por el par(origen, secuencia). Cuando un nodo conmuta un paquete mira en tabla; si yalo ha conmutado lo descarta, y si no lo ha conmutado lo introduce en la tabla.Como ventaja respecto de la solucin anterior se consume menos capacidadde red, pero posee el inconveniente de que la tecnologa del nodo es muy

compleja y el tamao de las tablas puede ser muy grande. Adems estasolucin puede dar mayores retardos que la anterior.

Como proteccin contra errores, en las lneas router-router todos lospaquetes de estado de enlace requieren reconocimiento.

Ventajas del mtodo:

Deteccin de errores ms sencilla (si un estado de enlace es infinito,significa que el nodo ha cado).

Convergencia rpida. Alta adaptabilidad a los cambios, ya que los nodos tienen informacin de

toda la red Menor consumo de capacidad: el tamao del trfico enviado es siempre

el mismo independientemente del tamao de la red.

Inconvenientes del mtodo:

Difusin. Consumo de memoria elevado: cada nodo almacena toda la topologa

de la red.

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Haciendo referencia al ejemplo anterior ahora veremos el buffer depaquetes del router B:

ORIGEN SEC EDAD A C F A C F DATOSA 21 60 0 1 1 1 0 0F 21 60 1 1 0 0 0 1E 21 59 0 1 0 1 0 1C 20 60 1 0 1 0 1 0D 21 59 1 0 0 0 1 1

Los indicadores de envo y de estado nos dicen a que nodos debemosenviar un paquete LSP y a cuales se deben reconocer la llegada de unpaquete, porque como hemos comentado anteriormente en lneas router-routerlos LSP requieren reconocimiento.

Si llega una copia del estado de C desde el nodo F antes de reenviarse lacuarta entrada de la tabla, cambiarn los 6 bits de la tabla para indicar que elpaquete ha de ser reconocido ante F y no enviarse, quedando la tabla de la

siguiente forma:ORIGEN SEC EDAD A C F A C F DATOS

C 20 60 1 0 0 0 1 1

Como podemos observar en la tabla el campo edad para los nodos de A,C y F es de 60, ya que estn conectados directamente al router B y slo sereste nodo el que decremente el campo dejndolo en 60.

Para los nodos E y D el campo tiene un valor de 59, esto es as porque para

llegar a B tiene que pasar por un nodo intermedio, el cual decrementa el campoa 60 y cuando llega al nodo B este realizar la misma accin dejndolo en 59.

2.2.2.-CALCULO DE RUTAS

Cuando un router tiene un conjunto completo de LSPs tieneconocimiento de la topologa de la red. El algoritmo ms utilizado para calcularrutas ptimas es el de DIJKSTRA, en el que cada nodo obtiene un rbol delcamino ms corto donde se incluyen todos los destinos posibles en la red.

Luego cada nodo enva los datos de su tabla de ruteo en forma deactualizacin a los dems nodos.

Indicadores de:Envo Estado

Paquete de estado deenlace recin llegado

Lleg 2 veces EAB, EFB.Se ha de enviar a C yreconocerse a A y F

Enviarse a C y F yreconocerse a A

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Cada nodo se etiqueta con su distancia al nodo de origen a travs de lamejor trayectoria conocida. Inicialmente todos tienen infinito, tal como avanza elalgoritmo pueden cambiar las etiquetas reflejando mejores trayectorias.

Tentativa (inicialmente todas)Etiqueta

Permanente

A continuacin se estudiar un ejemplo del algoritmo de Dijkstra, para la redmostrada en la figura (a).

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Paso a paso se explicar cada uno de las seis figuras:

(a) Se marca el nodo inicial A como permanente. Se encaminan porturnos los nodos adyacentes reetiquetndolos con la distancia desde

el nodo inicial A, tambin se indica desde que nodo se hizo la pruebapara reconstruir luego el camino.(b) Habiendo examinado cada nodo adyacente se miran todos los

tentativos en el grafo completo y hacemos permanentes al de laetiqueta ms pequea, este se convierte en el nuevo nodo de trabajo.En nuestro caso, B y G son los nodos tentativos, como B tiene ladistancia ms corta se convierte en el nodo permanente.

(c) C y E pasan a ser los nodos tentativos, al tener E la distancia mscorta, se convierte en el nodo permanente.

(d) F y G sern ahora los nodos tentativos, G pasa a ser el nodopermanente al tener la distancia ms corta.

(e) Ahora los nodos tentativos son C, H y F, pasando a ser elpermanente F.

(f) C y H son los nodos tentativos, convirtindose en permanente elnodo H.

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3.- PROTOCOLO DE ENRUTAMIENTO RIP

3.1.-RIP v1

Hay dos versiones de RIP: La versin 1 (v1) de RIP est definida en RFC1058 y la versin 2 (v2) en RFC 1723.

El protocolo RIP (Routing Information Protocol) para el IP facilita a losrouters el intercambio de informacin de las direcciones IP de las redes (lasdirecciones alcanzables por el router), y la distancia de estas redes.

RIP est clasificado como un protocolo de vector de distancia, lo que implicaque utiliza la distancia, medida en saltos de ruteo, para determinar el caminoptimo de un paquete(el nmero de saltos de RIP es independiente del campoTTL -Tiempo de vida- del encabezado IP).

Esto conlleva un problema fundamental: cuando elige una ruta, RIP no tomaen cuenta la velocidad de los enlaces involucrados, ya que slo entiende desaltos. Por ejemplo: si un camino que consiste exclusivamente en enlaces FastEthernet est un salto ms lejos que un camino que incluye un enlace Ethernetde 10 Mbps, RIP seleccionar como ruta ptima-- al enlace Ethernet de 10Mbps (es decir, escoger la tecnologa ms lenta).

RIP opera en uno de los dos modos siguientes: activo(normalmente lo usanlos routers) y pasivo(normalmente lo usan los hosts). Ambos participantes RIP,activo y pasivo, escuchan todos los mensajes emitidos y actualizan sus tablasde enrutamiento segn el algoritmo vector-distancia, la nica diferencia que hayes que los nodos activos pueden anunciar rutas y los pasivos no.

Los ruteadores, cada 30 segundos, envan anuncios a los demsruteadores. Cada dispositivo que recibe el mensaje incrementa en uno lacuenta de saltos. Si se reciben anuncios de varios ruteadores, se escoge el

camino que apunta en la direccin del ruteador que tiene la cuenta de saltos

R R

H

RED D

Enlace Fast Ethernet. Tres saltos.

Enlace Eternet de 10 Mb s. Dos saltos.

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ms baja. Por otro lado, si la ruta preferida no est disponible, se usar la vacon la cuenta de saltos ms alta como respaldo.

Con RIP (y otros protocolos de ruteo), los ruteadores de la red debenefectuar un proceso para determinar caminos alternos cuando una ruta deja de

estar disponible. Esta operacin lleva el nombre de convergencia. Aqu radicaun gran problema: RIP tarda mucho tiempo en convergir. Este protocolo estdiseado para esperar hasta haber perdido seis actualizaciones (un total de180 segundos), antes de considerar que la ruta no es transitable. Despus, RIPaguarda al prximo anuncio de otra ruta disponible, antes de actualizar la tablade ruteo con la nueva va.

Esto implica que pasarn por lo menos tres minutos antes de que RIP utiliceuna ruta de respaldo, tiempo ms que suficiente para dos cosas: para que losusuarios noten un retraso y para que en la mayor parte de las aplicaciones sevenza el plazo para detectar una respuesta. Desde luego, esto no representa

un problema si slo existe un camino hacia cualquier destino.

RIP para IP, al igual que la mayora de los protocolos de enrutamiento porvector de distancia, anuncia sus rutas de forma asincrnica y sin confirmacin.Esto puede dar lugar a problemas de convergencia. Sin embargo, puedehabilitar modificaciones en los algoritmos de anuncio para reducir el tiempo deconvergencia en la mayora de las situaciones.

Los protocolos de ruteo tambin deben impedir que los paquetes viajen encrculos o caigan en ciclos de ruteo, problema que afecta a las redes que tienenenlaces redundantes. RIP supone que si hay ms de 15 saltos de ruteo, desdeun extremo de la red al otro, entonces deben existir ciclos. Por lo tanto, cuandouna ruta llega a 16 saltos, este protocolo considera red inalcanzable.Obviamente, esto limita al RIP a redes en las que nunca es necesario pasar porms de 15 ruteadores.

Los problemas ms graves de RIP se presentan en las redes grandes queposeen caminos redundantes.

3.1.1.- FUNCIONAMIENTO DE RIP PARA IP

El funcionamiento normal de un enrutador RIP para IP consta de un procesode inicializacin (durante el cual el enrutador aprende las rutas de la redgracias a los enrutadores del entorno), un continuo proceso de anunciosperidicos y el anuncio adecuado de las rutas inalcanzables cuando elenrutador queda inactivo debido a una accin administrativa.

Tras el inicio, el enrutador RIP para IP anuncia las redes que tieneconectadas localmente en todas sus interfaces. Los enrutadores RIP delentorno procesan el anuncio RIP y agregan la red o las redes nuevas a sustablas de enrutamiento.

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El enrutador RIP que se est inicializando tambin enva una solicitud RIPgeneral a todas las redes conectadas localmente. La solicitud RIP general esun mensaje RIP especial que solicita todas las rutas. Los enrutadores RIP delentorno reciben la solicitud RIP general y envan una respuesta de unicastalenrutador solicitante. Las respuestas se utilizan para crear la tabla de

enrutamiento del enrutador RIP que se est inicializando.

Si el enrutador RIP almacenara una lista completa de todas las redes ytodas las formas posibles de llegar a cada red, la tabla de enrutamiento podratener cientos, o incluso miles, de entradas en el caso de una red IP grande conmltiples rutas de acceso. Puesto que slo se pueden enviar 25 rutas en unnico paquete RIP, las tablas de enrutamiento grandes tienen que enviarsecomo mltiples paquetes RIP.

3.1.2.- FORMATO DE MENSAJES DE RIP v1

Los mensajes RIP estn encapsulados en un datagrama UDP (Protocolo dedatagramas de usuario) enviado desde la direccin IP de la interfaz delenrutador y el puerto UDP 520 a la direccin IP de difusin de la subred y elpuerto UDP 520. El mensaje RIP v1 consta de un encabezado RIP de 4 bytes yde hasta 25 rutas RIP. El tamao mximo del mensaje RIP es de 504 bytes.Con el encabezado UDP de 8 bytes, el tamao mximo del mensaje RIP esuna carga IP de 512 bytes. La figura 8 ilustra el formato de los mensajes RIPv1.

0 31COMMAND VERSION Reserved

FAMILIA DE RED 1 ReservedDIR. IP DE RED 1

0...00...0

DISTANCIA HACIA RED 1FAMILIA DE RED 2 Reseved

DIR. IP DE RED 20...00...0

DISTANICA HACIA RED 2Repetir para cada nueva ruta

TRAMA ETHERNETDST.

ADRESSSOURCEADRESS

TYPE IPHEADER

UDPHEADER

RIP CRC

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Command: Campo de 1 byte que contiene 0x01 0x02. 0x01 indica unasolicitud RIP de todas (una solicitud RIP general) o parte de las tablas deenrutamiento de los enrutadores del entorno. 0x02 indica una respuestaRIP que consta de toda o parte de la tabla de enrutamiento de un

enrutador vecino. Se puede enviar una respuesta RIP comocontestacin a una solicitud RIP, o como un mensaje peridico o deactualizacin desencadenada.

Versin: Campo de 1 byte que se establece con el valor 0x01 para RIPv1.

Familia de Red: Campo de 2 bytes que identifica la familia de protocolos.Se establece con el valor 0x00-02 para indicar la familia de protocolosIP.

Direccin IP: Campo de 4 bytes que se establece como el Id. de red IPque puede ser un Id. de red basado en clases, un Id. de red consubredes (anunciado slo dentro de la red con subredes), una direccinIP (para una ruta de host) o 0.0.0.0 (para la ruta predeterminada). En elcaso de una solicitud RIP general, la direccin IP se establece como0.0.0.0.

Distancia hacia Red: Campo de 4 bytes para el nmero de saltos a lared IP que debe ser un valor de 1 a 16. La mtrica se establece como 16en una solicitud RIP general o para indicar que la red es inalcanzable enuna respuesta RIP (anuncio).

3.1.3.- PROBLEMAS DE RIP v1

RIP v1 se dise para las redes IP basadas en clases, donde el Id. de redpuede determinarse a partir de los valores de los 3 primeros bits de la direccinIP de la ruta RIP. Como la mscara de subred no se incluye con la ruta, elenrutador RIP debe determinar el Id. de red basndose en un conjunto limitadode informacin.

RIP v1 no proporciona ninguna proteccin para evitar que un enrutador RIPmalintencionado se inicie en una red y anuncie rutas errneas o imprecisas.Los anuncios RIP v1 se procesan independientemente de cul sea su origen.Un usuario malintencionado podra utilizar esta falta de proteccin para

sobrecargar los enrutadores RIP con cientos o miles de rutas incorrectas oimprecisas.

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3.2.- RIP v2

RIP versin 2 (v2), como se define en RFC 1723, intenta solucionar algunosde los problemas asociados a RIP v1.

3.2.1.-CARACTERSTICAS DE RIP v2

Para que las redes IP actuales minimizaran el trfico de difusin, utilizaransubredes de longitud variable para ahorrar direcciones IP y aseguraran suentorno de enrutamiento frente a enrutadores mal configurados omalintencionados, se agregaron distintas caractersticas clave a RIP v2.

Anuncios RIP con multicast: En vez de difundir anuncios RIP, RIP v2 admiteel envo de anuncios RIP a la direccin de multicast IP 224.0.0.9. Los nodosque no son RIP no se ven afectados por el trfico de anuncios de losenrutadores RIP. Como los anuncios con multicast de RIP v2 se envan a224.0.0.9 con un TTL de 1, no es necesario el uso de Internet GroupMembership Protocol (IGMP, Protocolo de pertenencia a grupos de Internet,que veremos ms adelante) para registrar la pertenencia al grupo del host.

La desventaja de esta nueva caracterstica es que los nodos RIP silenciosotambin deben escuchar el trfico de multicastenviado a 224.0.0.9. Si utilizaRIP silencioso, compruebe que los nodos RIP silencioso pueden escucharanuncios RIP v2 con multicastantes de distribuir RIP v2 con multicast.El uso de anuncios con multicastes opcional. Tambin se admite la difusin deanuncios RIP v2.

Mscaras de subred: Los anuncios RIP v2 envan la mscara de subredjunto con el Id. de red. Se puede utilizar RIP v2 en entornos de subredes, desuperredes y de mscara de subred de longitud variable. Las subredes de unId. de red no tienen que ser contiguas (pueden ser subredes disjuntas).

Autenticacin RIP v2 admite el uso de mecanismos de autenticacin paracomprobar el origen de los anuncions RIP entrantes. En RFC 1723 se defini laautenticacin por clave de acceso simple.

Los enrutadores RIP v1 son compatibles con RIP v2 RIP v1 se diseteniendo en cuenta su compatibilidad con versiones posteriores. Si unenrutador RIP v1 recibe un mensaje y la versin RIP del encabezado no es0x01, no descarta el anuncio RIP pero slo procesa los campos definidos deRIP v1. Adems, los enrutadores RIP v2 envan una respuesta RIP v1 a unasolicitud RIP v1, excepto cuando estn configurados para enviar nicamenteanuncios RIP v2.

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3.2.2.-FORMATO DE MENSAJES DE RIP v2

Para asegurar que los enrutadores RIP v1 pueden procesar anuncios RIP

v2, RIP v2 no modifica la estructura del formato de mensajes RIP. RIP v2 utilizalos campos que en RIP v1 se definieron como Debe ser cero.

El uso de los campos de comando, identificador de familia, direccin IP ymtrica son los mismos que los definidos anteriormente para RIP v1. El campode versin se establece como 0x02 para indicar un mensaje RIP v2.

Los mensajes de RIP-2 al igual que los de RIP-1 se componen de unacabecera de 32 bits seguida de un conjunto de entradas de 20 octetos cadauna.

La cabecera slo modifica la versin, la principal diferencia son lasentradas:

FAMILIA DE RED ROUTE TAGDIRECCIN IP

MSCARA DE SUBREDSIGUIENTE SALTO

DISTANCIA

Route tag: Este campo se utiliza como mtodo para marcar rutasespecficas con propsitos administrativos. Su uso original, tal como sedefine en RFC 1723, fue distinguir las rutas que estaban basadas en RIP(internas al entorno RIP) de las que no lo estaban (externas al entornoRIP). La etiqueta de ruta es configurable en los enrutadores que admitenmltiples protocolos de enrutamiento.

Mscara de subred: Este campo de 4 bytes contiene la mscara desubred del Id. de red en el campo de la direccin IP.

Siguiente salto: Este campo de 4 bytes contiene la direccin IP de

reenvo (tambin denominada direccin de puerta de enlace) para el Id.de red en el campo de la direccin IP. Si el siguiente salto se configuracomo 0.0.0.0, se supone que la direccin IP de reenvo (el siguientesalto) de la ruta ser la direccin IP de origen del anuncio de ruta.

El campo de siguiente salto se utiliza para evitar situaciones deenrutamiento que no sean ptimas. Por ejemplo, si un enrutador anuncia unaruta de hostpara un hostque se encuentra en la misma red que la interfaz delenrutador que anuncia la ruta y no se utiliza el campo de siguiente salto, ladireccin IP de reenvo para la ruta de hostser la direccin IP de la interfaz

del enrutador, no la direccin IP del host. Los dems enrutadores que recibanel anuncio en esa red reenviarn los paquetes destinados a la direccin IP del

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host a la direccin IP del enrutador que efecta el anuncio, en vez dereenviarlos al host. Esto crea una situacin de enrutamiento que no es ptima.

Al utilizar el campo de siguiente salto, el enrutador anuncia la ruta de hostcon la direccin IP del hosten este campo. Los dems enrutadores que recibanel anuncio en esa red reenviarn los paquetes destinados a la direccin IP del

hosta la direccin IP del host, en vez de reenviarlos al enrutador que efecta elanuncio. Como el campo de siguiente salto se convierte en el campo dedireccin de puerta de enlace en la tabla de enrutamiento IP, la direccin IP delcampo de siguiente salto debe poderse alcanzar directamente mediante unainterfaz de enrutador.

3.2.3.-AUTENTICACIN EN RIP v2

El proceso de autenticacin de los anuncios RIP v2 utiliza la primeraentrada de ruta del mensaje RIP para almacenar la informacin de

autenticacin. Se debe utilizar la primera entrada de ruta, con lo que queda unmximo de 24 rutas en un anuncio autenticado de RIP v2. Para indicarautenticacin, el campo de identificador de familia se establece como 0xFF-FF.El campo de tipo de autenticacin, normalmente utilizado como el campo deetiqueta de ruta para una ruta, indica el tipo de autenticacin que se utiliza. Laautenticacin por clave de acceso simple utiliza el valor 0x00-11 para el tipo deautenticacin.

Los 16 bytes que vienen a continuacin del tipo de autenticacin se utilizanpara almacenar el valor de autenticacin. En el caso de la autenticacin porclave de acceso simple, el campo de valor de autenticacin de 16 bytesalmacena la clave de acceso justificada a la izquierda, rellenada con caracteresnulos, con distincin de maysculas y minsculas y en texto no cifrado. Lafigura ilustra el mensaje de autenticacin de RIP v2.

COMMAND VERSION ReservedFFFF TIPO DE AUTENTIFICACIN

DATOS DE AUTENTIFICACIN

(16 bytes)

Los enrutadores RIP v1 descartan la primera ruta de un anuncio autenticadode RIP v2 porque el identificador de familia para la ruta es desconocido.

La autenticacin por clave de acceso simple para RIP v2 evita que en la redse coloquen enrutadores RIP no autorizados o mal configurados. Sin embargo,la clave de acceso simple no es segura porque se enva por la red como textono cifrado. Cualquier usuario con un analizador de protocolos, puede capturar

los paquetes RIP v2 y ver la clave de acceso de autenticacin.

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3.3.-ENTORNOS MIXTOS DE RIP v1 Y RIP v2

Se debe tener precaucin al utilizar conjuntamente enrutadores RIP v2 yenrutadores RIP v1. Puesto que los enrutadores RIP v1 no interpretan elcampo de mscara de subred en la ruta, los enrutadores RIP v2 no deben

anunciar rutas que un enrutador RIP v1 pueda interpretar incorrectamente. Lasmscaras de subred de longitud variable (VLSM) y las subredes disjuntas nopueden utilizarse en entorno mixtos.

En el caso de una interfaz que utilice RIP v2 para realizar anuncios de modoque los enrutadores RIP v1 puedan procesar las rutas anunciadas, losenrutadores RIP v2 deben resumir las rutas de subred cuando se anuncienfuera de un entorno con subredes. Una ruta de subred especfica anunciada aun enrutador RIP v1 puede malinterpretarse como una ruta de host. Adems,los enrutadores RIP v2 no pueden anunciar rutas de superredes. Un enrutadorRIP v1 malinterpretara la ruta como una nica red, en vez de hacerlo como un

intervalo de redes.

Si los enrutadores RIP v2 se encuentran en la misma red que losenrutadores RIP v1, la interfaz del enrutador RIP v2 debe configurarse paradifundir sus anuncios. Los enrutadores RIP v1 no procesan los anuncios RIP v2con multicast.

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4.- Open Shortest Path First (OSPF)

OSPF es un protocolo de ruteo del tipo estado de enlace, que soportaruteo jerrquico dentro de un sistema autnomo. OSPF provee un muy rpido

ruteo y soporta mscaras de subred de longitud variable. OSPF se deriv delprotocolo de ruteo IS-IS de la OSI. Algunas caractersticas especiales de OSPFincluyen ruteo de mltiples caminos de costo y ruteo basado en un tipo de nivelsuperior de solicitudes del servicio (TOS Type-Of-Services). Por ejemplo, unaaplicacin puede especificar que ciertos datos son urgentes y si OSPF tieneenlaces de alta prioridad a su disposicin, ellos pueden ser utilizados paratransportar un paquete urgente. OSPF soporta uno o ms mtricas. As unrouter tendr que examinar de la cabecera IP la direccin destino y el tipo deservicio para seleccionar la ruta.

En OSPF, un router no intercambia distancias con sus vecinos. En vezde eso, cada router chequea el status de cada uno de sus enlaces con losrouters adyacentes y enva a stos la informacin recogida, la que se propagade esta forma a travs del sistema autnomo. Cada router captura estainformacin y construye su tabla de ruteo, y todos los routers involucradostendrn la misma tabla de ruteo.

OSPF proporciona Balance de Carga, es decir, es capaz de distribuir eltrfico entre routers con igual coste hacia un destino.

OSPF permite que se agrupen juntas colecciones de redes y hosts. Estaagrupacin, junto con todos los routers que tienen interfaces a cualquiera delas redes incluidas es llamada un rea. Cada rea ejecuta una copia separadadel algoritmo de ruteo bsico SPF, lo que implica que cada rea tiene su propiabase de datos topolgica.

La topologa de un rea es invisible para cualquier dispositivo que nopertenezca a ella. Es decir, los router internos de un rea especfica no sabennada de la topologa externa al rea. Esta aislacin es la que permite introducirun bajo trfico de ruteo en la red, en comparacin a compartir toda lainformacin del sistema autnomo. Los routers que estn conectados amltiples reas son llamados routers de borde de rea (ABR). Es as como dos

routers que pertenecen a una misma rea tienen, para esa rea, una base dedatos idntica.

El ruteo en un sistema autnomo tiene dos niveles, dependiendo de si lafuente y el destino estn en una misma rea o no. El ruteo intra-reaperteneceal primer caso, los paquetes son ruteados con informacin exclusivamente delrea en cuestin. Esto protege al ruteo de la inyeccin de informacin corrupta.En el ruteo Inter-rea, se obtiene informacin del o las reas exterioresinvolucradas.

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4.1.- CLASIFICACIN DE LOS ROUTERS OSPF

Cada sistema autnomo tiene un rea principal o backbone, al queestn conectadas el resto de las reas en una distribucin de estrella. OSPFclasifica los enrutadores en cuatro tipos, en funcin del rea o reas a las que

pertenezcan:

Enrutadores internos, contenidos en una nica rea. Enrutadores de borde de rea, conectados a varias reas. Estos

enrutadores necesitan la base de datos de ambas reas y debenrealizar, para cada una por separado, la obtencin de rutas ptimas.

Enrutadores de backbone. Estos enrutadores aceptan informacin de losenrutadores de borde de rea con el fin de calcular la mejor ruta a todoslos enrutadores. Esta informacin se propaga de regreso a losenrutadores de borde de rea, quienes la divulgan a su rea. Usandoesta informacin, un enrutador a punto de enviar un paquete inter-reapuede seleccionar el mejor enrutador de salida al backbone. Acontinuacin, el paquete atraviesa el backbone hasta alcanzar elenrutador de borde perteneciente al rea de destino. Finalmente, elmensaje se desplaza desde el enrutador conectado al backbone hasta elnodo destino. Todos los enrutadores de borde de rea sonautomticamente parte del backbone.

Enrutadores de borde de AS, que se relacionan con enrutadores deotros sistemas autnomos.

Ahora mostraremos una figura en la que se reflejan los diferentes tipos de

routers y relaciones en OSPF:

FDDI

Router

Router

Router

Area 1

RoutersInternos

ABR

Router

ABR

Router

Router

Router

RoutersInternos

RoutersInternos

BackboneRouter

Area 2

ABR

Area 3

Area deBackbone

Sistema AutnomoExteno

Router deBorde AS

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Para asimilar cambios de topologa, OSPF opera realizandointercambios de informacin entre enrutadores adyacentes, considerandoadyacenciacomo una relacin formada entre los routers vecinos seleccionadoscon el propsito de intercambiar informacin de ruteo. Es muy frecuente queestos estn conectados a travs de una red de multidifusin (LAN). En estas

situaciones, todos ellos consideran al resto como sus vecinos inmediatos, loque conlleva que la sobrecarga aadida por el mecanismo de encaminamientose incremente considerablemente. Estos efectos indeseables se evitanmediante la eleccin de un enrutador designado, el cual asume que slo l esadyacente a todos los dems. El enrutador designado intercambia informacin(LSP) con el resto de los enrutadores, y estos no intercambiarn informacinentre s. Generalmente, tras un cambio de topologa el enrutador designado esaquel que ya estaba designado antiguamente o (en caso de no haber ninguno)aquel con identificador de mayor prioridad.

4.2.- FORMATO DE MENSAJE OSPF

OSPF es un protocolo que se ejecuta sobre IP, es decir, sus paquetesson transmitidos encapsulados dentro de paquetes IP, lo que se indica con elcampo protocolo asignado a 89. Los paquetes OSPF tienen la mismacabecera de longitud fija, lo que favorece su codificacin compacta y rpidoprocesamiento, a costa de reducir su extensibilidad futura. La cabecera semuestra en la siguiente figura. El significado de cada campo es el siguiente:

Version Packet Type Packet LengthRouter ID

Area IDChecksum Authentification type

Authentification dataAuthentification data

Version:versin del protocolo (2 en la actualidad). Packet type:identifica el tipo de mensaje.

1 Hello (pruebas de accesibilidad)Son peridicas y sirven para saber si el vecino es accesible

2 Descripcin de la base de datos (Topologa)3 Peticin de estado de enlace (para actualizar la Base deDatos Topolgica)4 Actualizacin de estado de enlace5 Acuse de recibo de estado de enlace

Packet length: nmero de octetos del paquete. Router ID: direccin IP del enrutador emisor. Area ID: identificador del rea a la que pertenece el paquete. Checksum: cdigo de error (similar al utilizado en IP).

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Authentification type:0 = sin autentificacin1 = con clave simple2 = criptogrfica

Authentification data: clave de 64 bits

4.2.1.-FORMATO DEL MENSAJE HELLO

Veamos a continuacin cada uno de los cinco tipos de paquetes OSPF.En primer lugar, los paquetes hellopermiten detectar cambios en el estado delos vecinos o de los enlaces que unen a un nodo con sus vecinos. Siempre sontransmitidos entre vecinos inmediatos, y nunca recorren ms de un enlace. Lasiguiente figura muestra el formato de estos paquetes donde se ha obviado la

cabecera. El significado de cada campo es el siguiente:

Network MaskHello int Options Router Priority

Dead intDesignated Router

Backup Designated RouterNeighbor

Network mask: la mscara configurada para este enlace en el enrutadoremisor. Si el receptor no comparte este valor, entonces rechaza elpaquete y no acepta al emisor como vecino.

Hello int: intervalo entre emisin de paquetes hello (expresado ensegundos). Este campo tambin debe coincidir con la informacin delreceptor.

Options: ciertas opciones como el soporte de mltiples mtricas. Router priority: prioridad aplicada en la eleccin de enrutadores

designados (principales y de reserva). Dead int: intervalo de tiempo (expresado en segundos) en que un

enrutador considera a otro desactivado si no recibe paquetes hello. Designated router: identificador del enrutador que el emisor considera

enrutador designado, o cero si no considera ninguno. Backup designated router: identificador del enrutador que el emisor

considera enrutador designado de reserva, o cero si no consideraninguno.

(Common Header)

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Packet Type=1

Se repite para cadaenrutador vecinovlido

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Neighbors: lista de identificadores de vecinos activos, es decir, aquellosde los que ha recibido paquetes hellodentro del intervalo delimitado enel campo dead int.

4.2.2.-FORMATO DEL MENSAJE DE DESCRIPCIN DE LA BD

Cuando se activa un enlace entre dos enrutadores, estos debensincronizar la informacin topolgica que poseen. Para ello, los dos nodosaceptan una relacin maestro / esclavo definida en funcin del UID. El maestrocomunica su informacin topolgica al esclavo mediante paquetes dedescripcin de la base de datos (DD, database description), utilizando tantoscomo sea necesario (cada paquete se identifica por un nmero de secuencia).Por su parte, el enrutador esclavo confirma cada paquete DD enviandopaquetes DD al maestro con el mismo nmero de secuencia, pero conteniendola propia informacin topolgica. El maestro no enva un nuevo DD en tanto en

anterior no haya sido confirmado. Cuando un nodo ha terminado de transmitirsu informacin topolgica continua emitiendo paquetes vacos hasta quetermine el otro. La siguiente figura muestra el formato de estos paquetes. Elsignificado de cada campo es el siguiente:

(reserved) Options FlagsDD Sequence number

Options: similar al campo optionsdel paquete hello. Flags: bits cuyo estado activo indica que:

MS (master/slave): el emisor es el nodo maestroM (more): no es el ltimo paquete DDI (init): es el primer paquete DD

DD packet sequence number: nmero orden en la secuencia de

paquetes de descripcin de topologa. LSA header: es la parte comn a diferentes tipos de LSA (link state

advertisement). Puede repetirse varias veces dentro del paquete. Comootros paquetes tambin incorporan LSAs, estos se describen al final.

4.2.3.-FORMATO DEL MENSAJE DE SOLICITUD DE ESTADO DE ENLACE

En cualquier momento, un enrutador puede solicitar informacintopolgica a otro enrutador vecino. Para ello utiliza un mensaje de solicitud deestado de enlace (link state request). La siguiente figura muestra el formato de

estos paquetes. Los campos LS type, link state IDy advertising routerson en

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(Common Header) Packet Type=2

Se repite para cada

LSA(LSA header)

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realidad un fragmento de la cabecera de un LSA y se describen ms adelante,en la descripcin completa del LSA.

LS TypeLink State ID

Advertising Router

4.2.4.-FORMATO DEL MENSAJE DE ACTUALIZACIN DE ESTADO DE

ENLACE

Los paquetes de actualizacin de estado de enlace (Link state update)contienen uno o varios LSAs, y son difundidos por los routers para informar atodos los otros enrutadores sobre sus enlaces conectados directamente. Lasiguiente figura muestra el formato de estos paquetes.

Number of advertisements

4.2.5.-FORMATO DEL MENSAJE DE ACUSE DE RECIBO DE ESTADO DEENLACE

Los paquetes de acuse de recibo de estado de enlace (Link stateacknowlegment) son paquetes de reconocimiento que proporcionan suconfiabilidad a OSPF. Cada uno puede reconocer varios LSAs. La siguientefigura muestra el formato de estos paquetes.

(Common Header)

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Packet Type=3

Se repite para cadaLSA solicitado

(Common Header)

Link State Advertisement

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Packet Type=4

Longitud variableSe repite tantas veces comoindica el campo anterior

(Common Header)

(LSA Header)

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Packet Type=5

Se repite para cada LSA

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4.2.6.-INFORMACIN DE ESTADO DE ENLACE

Existen cinco tipos de LSAs. Todos ellos tienen una cabecera comn.Primero se describe esta cabecera y despus se comenta la informacinexclusiva de cada tipo. La cabecera tiene una longitud fija de 20 bytes, cuyo

formato se muestra en la siguiente figura. El contenido de cada campo es elsiguiente:

LS Age Options LS TypeLink State ID

Advertising RouterLS Sequence Number

LS Checksum Length

LS age: indica el tiempo en segundos desde que el registro deseado deenlace fue anunciado.

LS type: sirve para identificar el tipo de enlace, y los valores posiblesson:

1 = enlaces del enrutador2 = enlaces de la red

3 = resumen de enlaces (subredes IP alcanzables)4 = resumen de enlaces (enrutadores alcanzables de sistemasvecinos)5 = resumen de enlaces (subredes IP alcanzables de sistemasvecinos)

Link state ID: su significado depende del valor del campo anterior:Type = 1 el ID del enrutador que gener la informacinType = 2 la direccin IP del enrutador designado de la LANType = 3 la direccin IP del enlace que conecta la subredType = 4 el ID del enrutador de bordeType = 5 la direccin IP del enlace que conecta la subred

Advertising router: ID del enrutador (direccin IP) que gener lainformacin.

LS sequence number: nmero de secuencia del LSA. LS checksum: se aplica a la cabecera y contenido de los mensajes. Length: longitud del registro, incluyendo la cabecera.

4.3.- MEJORAS DE OSPF FRENTE A RIP

Adems de ser un protocolo de enlace en vez de distancia, OSPF tieneotras muchas caractersticas que lo hacen superior a RIP:

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OSPF puede calcular un conjunto separado de rutas para cada tipo deservicio IP. Esto quiere decir que para un mismo destino puede habervarias entradas en la tabla de ruteo, una por cada tipo de servicio.

A cada interfaz se le asigna un costo. Este puede asignarse en funcindel ancho de banda de salida, seguridad, fiabilidad, etc. Pueden

asignarse distintos costos para distintos servicios. Cuando existen varias rutas a un mismo destino, con idnticos costos,

OSPF distribuye el trfico por ambas rutas de forma equitativa. OSPF soporta subredes: una mscara de subred es asociada con cada

ruta notificada. Esto permite que una nica direccin IP de cualquierclase pueda ser dividida en mltiples subredes de varios tamaos. Lasrutas a un host son notificadas mediante una mscara de subred contodos los bits a 1. Una ruta por defecto es notificada como una direccinIP de 0.0.0.0 con una mscara con todos los bits a 0.

Los enlaces punto a punto entre routers no necesitan una direccin IP acada extremo. Es lo que se conoce como redes no numeradas. De estaforma se ahorran direcciones IP.

Es posible emplear un pequeo mecanismo de autentificacin ya que esposible enviar un password.

OSPF emplea multicast en vez de broadcast, para reducir la carga enlos sistemas que no emplean OSPF.

Desde un punto de vista prctico, la diferencia ms importante es que unprotocolo de estado del enlace converge con mayor rapidez que un protocolode vector de distancia. Por convergencia se entiende la estabilizacin despusde cambios en la red, como cadas de router o de enlaces.

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5.- MULTICASTING IP ROUTING

5.1.- INTRODUCCIN

A la hora de direccionar un host (interface) dentro de una red, se puedehacer uso de tres tipos diferentes de direcciones:

Direccin unicast. Este tipo de direccin hace referencia a un nico host(interface) dentro de la subred. Un ejemplo de direccin IP unicast es192.168.100.9. Una direccin MAC unicast es, por ejemplo,80:C0:F6:A0:4A:B1.

Direccin broadcast. Con una direccin de este tipo se consiguedireccionar a todos los hosts (interfaces) dentro de una subred. Unadireccin IP broadcast es 192.168.100.255 y una direccin MACbroadcast es FF:FF:FF:FF:FF:FF.

Direccin multicast. Este tipo de direcciones permite direccionar a ungrupo concreto de hosts (interfaces) dentro de una subred.

Se usarn direcciones multicast cuando el destinatario de la informacin nosea una nica maquina, pero tampoco se quiera hacer un broadcast a toda lared. Este escenario ser tpico de situaciones en las que se requiera el envode informacin mutimedia (audio o video en tiempo real) a varios hosts de lared. En casos como este no es ptimo, en trminos de ancho de banda,establecer un envo unicast a cada uno de los clientes que quieran recibir laemisin multimedia. Establecer un envo broadcast tampoco es la solucin,sobretodo si alguno de los clientes estn fuera de la subred local desde la cualse realiza el envo.

Si un host se une a un grupo multicast, recibir todo el trfico unicastdirigido a l, el broadcast dirigido a toda la subred y el trfico multicast dirigidoal grupo al que se ha unido.

5.2.- FUNCIONAMIENTO DEL MULTICAST

El contenido de la transmisin de flujos llega de cualquiera de estas dos

maneras: unidifusin (unicast) punto a punto o multidifusin.Con unidifusin los datos se envan en un flujo separado desde el origen a

cada usuario que lo solicite. Este mtodo funciona en situaciones en las quecada usuario desea un contenido diferente al del resto, pero cuando muchagente quiere el mismo contenido al mismo tiempo. La entrega del mismocontenido a miles de usuarios sera inviable, ya que el ancho de bandanecesario para el servidor sera prohibitivo por su coste.

La transmisin de flujos multidifusin elimina este problema recurriendo almtodo uno a muchos. En lugar de difundir cientos de flujos, el servidor enva

slo uno. El flujo se propaga entre los diversos usuarios que lo han solicitado.

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De esta manera, el ancho de banda necesario, tanto para el servidor comopara la red, se reduce.

Como vemos es una solucin eficiente para mejorar el rendimiento de lared. El multicasting trabaja a partir de una arquitectura de red jerrquica. El flujo

de datos IP multicast es capturado por los routers slo cuando alguno de losordenadores que tienen conectados est suscrito a este flujo de datos. Losrouters envian los datos slo hacia aquellos conmutadores y concentradoresque tengan clientes a la escucha.

En el caso de querer trabajar con multicast en WAN, se necesitan routerscon soporte multicast que se comuniquen entre ellos mediante algn protocolode encaminamiento que contemple el multicast. Cuando un proceso en un hostde una subred se asocia a un grupo multicast, este host enva un mensajeIGMP a todos los routers multicast de su subred, informndoles que cuandoreciban un mensaje multicast destinado al grupo al cual l se ha asociado, lo

enven a la subred para que pueda recibirlo. Estos routers le comunicarn estainformacin al resto de routers multicast de tal forma que todos los routerssepan a quin debern encaminar los mensajes multicast que le lleguen.

Los routers adems envan de forma peridica mensajes IGMP al grupo224.0.0.1 solicitando a los hosts informacin sobre los grupos a los cualesestn asociados. Un host, al recibir este mensaje inicializa un temporizador conun valor aleatorio, y no contestar hasta que este temporizador llegue a cero.Con esto se evita que todos los hosts contesten a la vez, produciendo unasobrecarga innecesaria en la red. Cuando el temporizador de alguno de loshosts llegue a cero, enviar su contestacin a la direccin del grupo multicastconcreto del cual est informando, por lo que el resto de hosts asociado a esegrupo vern la contestacin, y anularn su temporizador no generando portanto su respuesta. Esto se hace porque con un host que conteste essuficiente, al router nicamente le hace falta saber que hay un host interesadoen determinado grupo en esa subred, con eso le basta para redirigir losmensajes multicast destinados al grupo, el resto de hosts los recibirn y no esnecesario por tanto que tambin contesten ellos.

Si todos los hosts que estaban en un determinado grupo, se quitan delmismo, entonces ninguno contestar a los mensajes del router, quin al ver

que ya no hay nadie interesado en determinado grupo en una subred, dejar deencaminar a la misma los mensajes destinados a ese grupo. Otra opcin,implementada en IGMPv2, es que el propio host indique a los routers que haabandonado un determinado grupo, enviando para ello un mensaje a ladireccin 224.0.0.2.

Gran parte del inters del multicasting se ha dirigido a las aplicacionesmultimedia. Las empresas estn considerando seriamente esta opcin paraimplementar aplicaciones como la enseanza a distancia, la difusin de noticiassobre el escritorio y las reuniones de empresas virtuales. Otra aplicacin aconsiderar es la distribucin de software.

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La tecnologa IP multicast tambin puede ayudar a las empresas quenecesiten transmitir pequeos archivos de datos a muchos usuarios.

Al igual que Internet, las intranets y el Web emprenden ms servicios antesgestionados por sistemas cliente / servidor, la tecnologa multicasting puedeproporcionar un camino para la expansin de servicios sin necesidad de

cambiar por completo una red.

5.2.1.- DIRECCIONAMIENTO CLASE D

El espacio de direccionamiento IP se distribuye en cuatro grupos o clasesde direcciones, las direcciones de clase A, B, C y D. La clase D est reservadapara las direcciones multicast y tiene reservado el rango de direcciones IPv4entre la 224.0.0.0 y la 239.255.255.255.

Las direcciones multicast IPv4 a nivel de red, deben mapearse sobre las

direcciones fsicas correspondientes al tipo de red con el se est trabajando. Sise estuviese trabajando con direcciones a nivel de red unicast, se obtendra ladireccin fsica asociada haciendo uso del protocolo ARP.

Entre otras direcciones multicast IPv4 reservadas encontramos lassiguientes:

La direccin 224.0.0.1 identifica a todos los hosts de una subred.Cualquier host con capacidades multicast que se encuentre en unasubred deber unirse a este grupo.

La direccin 224.0.0.2 identifica a todos los routers con capacidadesmulticast de una subred.

El rango de direcciones 224.0.0.0 - 224.0.0.255 est reservado paraprotocolos de bajo nivel. Los datagramas destinados a direccionesdentro de este rango nunca sern encaminados por routers multicast.

El rango de direcciones 239.0.0.0 - 239.255.255.255 est reservadopara usos administrativos. Las direcciones en este rango se asignan deforma local por cada organizacin pero no se asegura que no existanotras direcciones como esas fuera de la red de la organizacin. Losrouters de la organizacin no debern encaminar los datagramasdestinados a direcciones dentro de este rango fuera de la red

corporativa.

5.3.- PROTOCOLO IGMP

IGMP es usado por mquinas y routers que soportan multicasting. Informa ala red fsica sobre qu mquinas pertenecen actualmente a un grupo multicast.Esta informacin es requerida por los routers para saber cuando reenviar undatagrama multicast.

El protocolo IGMP aunque se vale de datagramas IP para transportar

mensajes, pensamos en ste como una parte integral del IP, no como unprotocolo separado.

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IGMP funciona as: se asigna una direccin del rango de clase D al flujomultidifusin. Cualquier equipo que quiera recibir el flujo de datos colocar ladireccin IP clase D de dicho flujo en cualquier interfaz que utilice para IP.Puesto que todos los clientes del flujo tienen la misma direccin clase D, lamultidifusin se enva a una sola direccin y a muchos clientes. Losencaminadores multidifusin utilizan el protocolo de pertenencia a un grupo,como el IGMP (Internet Group Management Protocol o protocolo de gestin degrupos de Internet), para averiguar los equipos conectados a las subredes.Cuando un equipo desea unirse a un grupo, enva u n mensaje IGMP alencaminador multidifusin, indicndole las sesiones que desea recibir. Elencaminador multidifusin empieza a difundir las sesiones solicitadas a losmiembros de una subred y cada miembro aade la direccin de identificacinde grupo a su interfaz para empezar a recibir datos. La escalabilidad se

incrementa a medida que ms miembros se unen, ya que hay msposibilidades de localizar un encaminador multidifusin cerca de una red deflujo ascendente.

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5.3.1.- MENSAJES IGMP

Los mensajes IGMP se envan en datagramas IP. La cabecera IP tendrsiempre un nmero de protocolo de 2, indicando IGMP y un tipo de servicio decero (rutina). El campo de datos IP contendr mensaje IGMP de 8 bytes con el

formato mostrado en la figura que se muestra a continuacin.

Vers Tipo No usado ChecksumDireccin de Clase D

donde:

Vers: Versin IP de 4 bits. Siempre 1. Tipo: Identificador del tipo de datagrama IGMP. Checksum: Informacin para chequeo de errores de transmisin, se

realiza una suma complemento a 1 del mensaje IGMP, tal y comoocurra en ICMP.

Direccin de clase D: Direccin de grupo multicast

Los principales tipos de mensajes son tres:

1) Peticin de miembros de un grupo: mensaje enviado desde elmrouter a los hosts de su subred para preguntarles si quierenapuntarse a un grupo. Se utiliza una subred con capacidad multicast,usando la direccin IP 224.0.0.1 para preguntar a todos los sistemasmulticast de la subred. Este tipo de mensaje lo enva el mrouterperidicamente, y espera las respuestas de los hosts de la subred,configurando sus tablas de encaminamiento multicast con lainformacin recibida. Se mantiene un grupo apuntado en las tablasmientras se reciba respuesta de algn hosts de este grupo.Los datos de los datagramas IP e IGMP de la peticin son:IGMP tipo = 1IGMP direccin de grupo = 0

IP TTL = 1IP direccin destino = 224.0.0.1 (a todos los hosts de la subred)IP direccin fuente = la del router

2)Informe de miembros de grupo: mensaje de respuesta al anterior,desde los hosts al mrouter para informar que se quiere ser miembrode un grupo. Para no colapsar al mrouter, los hosts esperan untiempo aleatorio (entre 0 y 10 segundos) antes de responder a lapeticin de miembros. Adems si un host observa que otro de sugrupo ya ha enviado un informe al mrouter, no es necesario que esteenve el suyo, ya que lo importante es que el mrouter se entere de

que hay alguien en la subred que pertenece a un grupo determinado.La direccin de destino de un datagrama de informe es la del grupo,

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de esta forma esta informacin llega a todos los miembros del grupoen la subred, adems de llegar al mrouter.Los datos de los datagramas IP e IGMP del informe son:IGMP tipo = 2IGMP direccin de grupo = direccin de grupo

IP TTL = 1IP direccin destino = direccin de grupoIP direccin fuente = direccin IP del host

3)Mensaje DVMRP (Distance Vector Multicast Protocol): mensajeenviado por los mrouters a sus vecinos para comunicarles loscambios habidos sobre miembros de grupos. Estos mensajes sepueden enviar bajo dos situaciones distintas:

Mrouters vecinos conectados directamente con una subredmulticast: utilizan la direccin reservada 224.0.0.4.Mrouters vecinos conectados a travs de un tnel: transmiten

datagramas IP multicast encapsulados dentro de datagramas IPunicast, que contiene en su cabecera la direccin de destinounicast del otro extremo del tnel.

Se pueden utilizar otros protocolos multicast como PIM y MOSPF quellevaran asociados sus propios tipos de mensajes. Estos tres tipos demensajes no son propagados ms all de su subred. Utilizan un tiempo de vida(TTL) con valor 1. Si un datagrama tienen el campo TTL a cero es privado parael host origen, si el TTL es dos todos los hosts que sean miembros del grupo ytodos los routers multicast reciben el datagrama, y los datagramas con otrosvalores para la direccin de destino los enva el router multicast comonormales: decrementa el valor de TTL al menos un segundo.

En la siguiente figura se muestra un ejemplo de topologa de red multicastcon las distintas variantes que se han apuntado.

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Esta figura se observa subredes multicast (color azul) conectadasdirectamente a travs de mrouters y la posibilidad de conexin de subredesaisladas mediante tneles por medio de redes IP unicast.

5.4.-PROTOCOLOS DE ROUTING

La multidifusin adopta una de las dos tecnologas de SpanningTree:Dense mode (modo denso) o Sparse Mode (modo disperso).

5.4.1.-MODO DENSO:

Los miembros del grupo estn agrupados densamente en la red. Se

emplean en grandes distribuciones, donde muchos equipos situados en lamisma red o subred reciben los datos desde la misma localizacin. El mododenso tambin supone que el ancho de banda es suficientemente grande parasoportar la transmisin. Protocolos de encaminamiento para distribuir datos enredes de modo denso, tenemos el DVMRP, el PIM-DM y el MOSPF.

DVMRP (Distance Vector Multicast Routing Protocol o protocolo deencaminamiento multimedia de vector distancias): Adopta la inundacin comomtodo para hacer llegar los datos multidifusin a su destino, aunque puedenecesitar de un gran ancho de banda. Los encaminadores DVMRP asumen qtodo el mundo conectado a la subred quiere recibir los datos. Este tipo deextensin del rbol lleva la informacin a todas las hojas del rbol de la formamejor y ms rpida. A medida que los miembros se unan o dejen el grupo, losencaminadores eliminarn las ramas del rbol donde no haya miembros,reduciendo de esta manera el ancho de banda utilizado.

DVMRP depende del camino ms corto para su propagacin. Losencaminadores DVMRP comprueban sus tablas de encaminamiento paradeterminar si tienen mejor ruta hacia el siguiente encaminador multidifusin.Comparando sus tablas de encaminamiento, los encaminadores DVMRP creanun camino eficiente para la transmisin de los datos. Si un encaminador

determina mediante el protocolo IGMP que no tiene miembros a los quetransmitir o no tiene el mejor camino, pedir ser eliminado de la transmisin.Este protocolo emplea la tcnica de broadcast para actualizar todos losencaminadores de la red.

PIM-DM (Protocolo Independent Multicast Dense Mode o multidifusinindependiente del protocolo Modo denso): Similar al DVRMP en sufuncionamiento general, PIM-DM es la versin de modo denso del protocoloPIM, creado para proporcionar un protocolo de encaminamiento multidifusinestndar y escalable. La forma de propagacin de los paquetes de datosde PIM-DM consiste en que cuando llega un paquete al encaminador, PIM-DM

determina si se esta utilizando el camino ms corto hacia el origen. Si es as, elpaquete se enva de forma descendente a todos los interfaces hasta que llegan

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a los miembros, y las ramas que no se usan se eliminan. El funcionamiento essimple, pero puede generar sobrecarga y duplicacin de paquetes.

MOSPF(Multicast Open Shortest Path First o primero el camino ms cortoabierto multidifusin): Es una extensin del OSPF orientada a tratar el trfico

multidifusin en lugar de dedicarse exclusivamente al de unidifusin. MOSPFencamina los datos por las conexiones de coste ms bajo con un ancho debanda disponible, y el menor nmero de saltos se utiliza como criterio paradeterminar el mejor camino. Empleando este mtodo, las rutas mscongestionadas pueden evitarse si se les asigna un coste ms elevado.

Cada encaminador MOSPF mantiene una visin completa de toda la red,creada a partir de la informacin del estado de los enlaces que losencaminadores intercambian entre s. Esto puede limitar la escalabilidad, yaque los encaminadores, adems de intercambiar informacin sobre el estadode los enlaces, envan datos IGMP sobre los miembros, reduciendo de esta

manera el ancho de banda disponible para la transmisin en redes con muchosgrupos de miembros. A medida que el rbol de multidifusin se va creando,cada encaminador MOSPF lleva a cabo una serie de clculos para determinarel mejor camino para los paquetes. Sin embargo, esto se hace una vez paracada uno de los grupos, lo que mantiene la sobrecarga de la red en cotasbajas. A medida que el paquete atraviesa la red, cada encaminador realiza losmismos clculos y crea el rbol final para los miembros.

5.4.2.- MODO DISPERSO:

El propsito es encontrar formas eficientes de llevar los datos a muchagente que se encuentra dispersa en grandes reas. Al contrario que el mododenso, que supone que hay un miembro en cada rincn de la red, el mododisperso asume que para transmisiones especializadas, los miembros estnrepartidos en pequeos grupos de la red. Los protocolos Sparse Mode tambinse han diseado para funcionar bien sobre conexiones congestionadas o conun ancho de banda reducido.

Existen dos protocolos de modo disperso: CBT y PIM-SM. Ambosconst