Protocolos de Enrutamiento

Protocolos de Enrutamiento( daniel)Los protocolos de enrutamiento para la capa de red son usados para resolver peticiones de servicios de envo de paquetes de datos a travs de diferentes redes de datos. El punto ms importante de esta seccin es mostrar algunos algoritmos de enrutamiento vector-distancia.Un protocolo de enrutamiento es un software complejo que se ejecuta de manera simultnea en un conjunto de routers, con el objetivo de completar y actualizar su tabla de enrutamiento con los mejores caminos para intercambiar informacin con otras redes. As, podramos resumir que un protocolo de enrutamiento tiene como objetivos los siguientes:

Descubrir redes lejanas con las que intercambiar informacin

Mantener la informacin de enrutamiento actualizada de manera fiable

Elegir el mejor camino posible en cada momento hacia las redes de destino

Encontrar un nuevas rutas para sustituir a aquellas que dejen de estar disponibles en los trminos necesarios.

Enrutamiento Esttico. El principal problema que plantea mantener tablas de enrutamiento estticas, adems de tener que introducir manualmente en los routers toda la informacin que contienen, es que el router no puede adaptarse por s solo a los cambios que puedan producirse en la topologa de la red. Sin embargo, este mtodo de enrutamiento resulta ventajoso en las siguientes situaciones:

Un circuito poco fiable que deja de funcionar constantemente. Un protocolo de enrutamiento dinmico podra producir demasiada inestabilidad, mientras que las rutas estticas no cambian.

Se puede acceder a una red a travs de una conexin de acceso telefnico. Dicha red no puede proporcionar las actualizaciones constantes que requiere un protocolo de enrutamiento dinmico.

Existe una sla conexin con un solo ISP. En lugar de conocer todas las rutas globales, se utiliza una nica ruta esttica.

Un cliente no desea intercambiar informacin de enrutamiento dinmico.

Enrutamiento Dinmico. Los protocolos de enrutamiento mantienen tablas de enrutamiento dinmicas por medio de mensajes de actualizacin del enrutamiento, que contienen informacin acerca de los cambios sufridos en la red, y que indican al software del router que actualice la tabla de enrutamiento en consecuencia. Intentar utilizar el enrutamiento dinmico sobre situaciones que no lo requieren es una prdida de ancho de banda, esfuerzo, y en consecuencia de dinero.Introduccin

La capa de Red, dentro de una arquitectura de redes de datos, es la que se encarga de llevar los paquetes de datos desde el origen (estacin transmisora) hasta el destino (estacin receptora). Llegar a destino, en tiempo y forma, puede requerir que el algoritmo de ruteo, que es el encargado de escoger las rutas y las estructuras de datos, cumpla con ciertas propiedades que aseguren la eficiencia de su trabajo.

Estas propiedades son: correccin, estabilidad, robustez, equitatividad, sencillez y optimizacin La correccin y la sencillez casi no requieren comentarios; no as la necesidad de robustez, la cual se refiere a que el algoritmo debe ser diseado para que funcione dentro de la red por aos, sin fallas generales. El algoritmo deber estar preparado para manejar cambios de topologa y trfico sin requerir el aborto de las actividades o el rearranque de la red.

La equitatividad y la optimalidad resultan con frecuencia contradictorias, ya que muchas veces se requiere una concesin entre la eficacia global (optimizacin) y la equitatividad; es decir, antes de intentar encontrar un justo medio entre estas dos, se debe decidir qu es lo que se busca optimizar.

Minimizar el retardo de los paquetes (disminuyendo escalas y ancho de banda) y maximizar el rendimiento total de la red sera la combinacin ms apropiada para un algoritmo de ruteo.Propsitos de los protocolos de enrutamiento y de los sistemas autnomos

El objetivo de un protocolo de enrutamiento es crear y mantener una tabla de enrutamiento. Esta tabla contiene las redes conocidas y los puertos asociados a dichas redes. Los routers utilizan protocolos de enrutamiento para administrar la informacin recibida de otros routers, la informacin que se conoce a partir de la configuracin de sus propias interfaces, y las rutas configuradas manualmente.

Los protocolos de enrutamiento aprenden todas las rutas disponibles, incluyen las mejores rutas en las tablas de enrutamiento y descartan las rutas que ya no son vlidas. El router utiliza la informacin en la tabla de enrutamiento para enviar los paquetes de datos.

El algoritmo de enrutamiento es fundamental para el enrutamiento dinmico. Al haber cambios en la topologa de una red, por razones de crecimiento, reconfiguracin o falla, la informacin conocida acerca de la red tambin debe cambiar. La informacin conocida debe reflejar una visin exacta y coherente de la nueva topologa.

Cuando todos los routers de una red se encuentran operando con la misma informacin, se dice que la red ha hecho convergencia. Una rpida convergencia es deseable, ya que reduce el perodo de tiempo durante el cual los routers toman decisiones de enrutamiento errneas.

Los sistemas autnomos (AS) permiten la divisin de la red global en subredes de menor tamao, ms manejables. Cada AS cuenta con su propio conjunto de reglas y polticas, y con un nico nmero AS que lo distingue de los dems sistemas autnomos del mundo.

Algoritmos de Enrutamiento

El algoritmo de enrutamiento es la parte del software de la capa de red encargada de decidir la lnea de salida por la que se transmitir un paquete de entrada.

Si la subred usa datagramas entonces esta decisin debe hacerse cada vez que llega un paquete de datos de entrada, debido a que la mejor ruta podra haber cambiado desde la ltima vez.

Si la subred utiliza circuitos virtuales internamente, las decisiones de enrutamiento se tomarn slo al establecerse el circuito y los paquetes seguirn la ruta previamente establecida.Clasificacin de Algoritmos de Enrutamiento

Los algoritmos de enrutamiento pueden agruparse en dos clases principales:

Algoritmos No adaptables: No basan sus decisiones de enrutamiento en mediciones o estimaciones del trfico ni en la topologa. La decisin de qu ruta tomar de I a J se calcula por adelantado, fuera de lnea y se cargan en los routers al iniciar la red. ste procedimiento se llama enrutamiento estticos.

Cuando se usa enrutamiento esttico, el administrador de la red configura manualmente la informacin acerca de las redes remotas.

Debido a que las rutas estticas deben configurarse manualmente, cualquier cambio en la topologa de la red requiere que el administrador agregue o elimine las rutas estticas afectadas por dichos cambios. En una red de gran tamao, el mantenimiento manual de las tablas de enrutamiento puede requerir de una enorme cantidad de tiempo de administracin. En redes pequeas, con pocos cambios, las rutas estticas requieren muy poco mantenimiento. Debido a los requisitos de administracin adicionales, el enrutamiento esttico no tiene la escalabilidad o capacidad de adaptarse al crecimiento del enrutamiento dinmico. Aun en redes de gran tamao, a menudo se configuran rutas estticas, cuyo objetivo es satisfacer requerimientos especficos, junto con un protocolo de enrutamiento dinmico.

Las operaciones con rutas estticas pueden dividirse en tres partes, como sigue: El administrador de red configura la ruta.

El router instala la ruta en la tabla de enrutamiento.

Los paquetes se enrutan de acuerdo a la ruta esttica.

Algoritmos Adaptables: En contraste con los algoritmos no adaptables, stos cambian sus decisiones de enrutamiento para reflejar los cambios de topologa y de trfico. Difieren de los algoritmos estticos en el lugar de obtencin de su informacin (ej. localmente, en los routers adyacentes o de todos), el momento del cambio de sus rutas (ej. cada t seg., o cuando cambia la carga) y la mtrica usada para la optimazacin (ej. distancia, no de escalas, tiempo estimado del trnsito). Este tipo de algoritmos no pueden ser demasiado complejos ya que son implementados en los routers y deben ejecutarse en tiempo real con recursos de CPU y la memoria con que el router dispone. En las siguientes secciones estudiaremos una variedad de algoritmos de enrutamiento dinmicos, que es el caso de estudio.Principio de Optimizacin

Este postulado establece que, si el enrutador J est en la trayectoria ptima del enrutador I al enrutador K, entonces la trayectoria ptima de J a K tambin est en la misma ruta. Haciendo referencia a la Fig. 1.1, llamemos r1 a la parte de la ruta de I a J, y r2 al resto de la ruta. Si existiera una ruta mejor que r2 entre J y K, podra concatenarse con r1 para mejorar la ruta entre I y K, contradiciendo nuestra aseveracin de que r 1 y r2 es ptima.

Fig. 1.1 (a) Subred. (b) rbol de Descenso para el enrutador B.

Como consecuencia directa del principio de optimizacin, podemos ver que el grupo de trayectorias ptimas de todas las de orgenes a un destino dado forma un rbol con raz en el destino. Ese rbol que se forma, se llama rbol de descenso, donde la mtrica de distancia es el nmero de escalas. El rbol de descenso puede no ser nico, pueden existir otros rboles con las mismas longitudes de trayectoria.

Dado que un rbol de descenso ciertamente es un rbol, no contiene ciclos, por lo que cada paquete ser entregado con un nmero de escalas infinito y limitado.

En la prctica, no siempre sucede esto, los enlaces y los enrutadores pueden caerse y reactivarse durante la operacin, por lo que diferentes enrutadores pueden tener ideas distintas sobre la topologa actual de la subred.

Enrutamiento Vector de Distancia(daniel)El vector de distancia significa que las rutas son publicadas como vectores de distancia y direccin. La distancia se define en trminos de una mtrica como el conteo de saltos y la direccin es simplemente el router del siguiente salto o la interfaz de salida. Los protocolos por vector de distancia generalmente usan el algoritmo Bellman-Ford para la determinacin de la mejor ruta. Algunos protocolos por vector de distancia envan en forma peridica tablas de enrutamiento completas a todos los vecinos conectados. En las redes extensas, estas actualizaciones de enrutamiento pueden llegar a ser enormes y provocar un trfico importante en los enlaces.

Actualizaciones en el enrutamiento por vector-distancia

En el protocolo de vector-distancia, las actualizaciones de las tablas de enrutamiento se hacen peridicamente, o cuando cambia la topologa de la red. Es importante que un protocolo de enrutamiento sea eficiente en su tarea de actualizar las tablas de enrutamiento. Al igual que en el proceso de descubrimiento de la red, las actualizaciones de cambio de topologa se producen de forma sistemtica de un enrutador a otro.

Los algoritmos de vector-distancia requieren que cada enrutador enve toda la tabla de enrutamiento a cada uno de sus vecinos adyacentes. Las tablas de enrutamiento incluyen informacin acerca del costo total de la ruta (definido por su mtrica) y la direccin lgica del primer enrutador en la ruta hacia cada una de las redes indicadas en la tabla.

Bucles en el enrutamiento por vector-distancia

Los bucles de enrutamiento pueden ser el resultado de tablas de enrutamiento incongruentes, las cuales no se han actualizado debido a la lenta convergencia de una red sujeta a cambios. En la siguiente Fig.1.3, se ilustra el resultado de un bucle de enrutamiento.

Fig. 1.3: Bucles de Enrutamiento1. Antes de la falla de la red 1, todos los enrutadores poseen informacin coherente y tablas de enrutamiento correctas. Se dice que la red ha logrado la convergencia. Supongamos, para el resto de este ejemplo, que la ruta preferida del enrutador C hacia la red 1 es a travs del enrutador B y que la distancia del enrutador C a la Red 1 es 3.

2. En el momento en que la red 1 falla, el enrutador E enva una actualizacin al enrutador A. El enrutador A deja de enrutar paquetes hacia la red 1, pero los enrutadores B, C y D siguen hacindolo porque todava no se les ha informado acerca de la falla. Cuando el enrutador A enva su actualizacin, los enrutadores B y D detienen el enrutamiento hacia la red 1; sin embargo, el enrutador C no ha recibido la actualizacin. Para el enrutador C, la red 1 todava se puede alcanzar a travs del enrutador B.

3. El enrutador C enva ahora una actualizacin peridica al enrutador D, que seala una ruta hacia la red 1 a travs del enrutador B. El renrutador D cambia su tabla de enrutamiento para introducir esta informacin buena pero errnea, y transmite la informacin al enrutador A. El enrutador A transmite la informacin a los enrutadores B y E, etc. Cualquier paquete destinado a la red 1 ahora realizar un bucle desde el enrutador C al B, de all al A y luego al D, y volver nuevamente al C.

Envenenamiento de rutas

El envenenamiento de rutas es utilizado por varios protocolos de vector-distancia para resolver grandes bucles de enrutamiento. A menudo, provee informacin explcita cuando no es posible el acceso a una subred o red. Esto se lleva a cabo normalmente mediante la configuracin del nmero de saltos en la cantidad mxima ms uno.

Una forma de evitar actualizaciones incongruentes es el envenenamiento de rutas. En la Fig. 1.4, cuando la red 5 sale fuera de servicio, el enrutador E inicia el envenenamiento de la ruta, mediante una entrada de valor 16 para la red 5, es decir, fuera de alcance.

Debido al envenenamiento de la ruta hacia la red 5, el enrutador C no es susceptible de efectuar actualizaciones incorrectas de la ruta hacia dicha red. Cuando el enrutador C recibe el envenenamiento de ruta desde el enrutador E, enva una actualizacin llamada actualizacin de envenenamiento inversa de vuelta al enrutador E. Esto asegura que todas las rutas del segmento hayan recibido la informacin del envenenamiento de la ruta.

Fig. 1.4: Envenenamiento de Rutas

Cuando se combina el envenenamiento de rutas con las actualizaciones generadas por eventos, se agiliza el tiempo de convergencia ya que los routers vecinos no tienen que esperar 30 segundos antes de publicar la ruta envenenada.

El envenenamiento de rutas hace que el protocolo de enrutamiento publique rutas de mtrica infinita para la ruta que est fuera de servicio. El envenenamiento de rutas no rompe las reglas del horizonte dividido. El horizonte dividido con envenenamiento de rutas es en esencia un envenenamiento de rutas, pero, colocada en los enlaces en los el horizonte dividido no permitira el paso de informacin de enrutamiento. En cualquiera de los casos, el resultado es que las rutas que estn fuera de servicio se publican con mtricas infinitas.

Protocolo RIP (Protocolo de Enrutamiento Vector-Distancia)(jesus)

Proceso de enrutamiento del protocolo RIP

La Internet es una coleccin de varios sistemas autnomos (AS). Cada AS posee una tecnologa de enrutamiento que puede diferir de otros sistemas autnomos. El protocolo de enrutamiento utilizado dentro de un AS se conoce como Protocolo de enrutamiento interior (IGP). Un protocolo distinto utilizado para transferir informacin de enrutamiento entre los distintos sistemas autnomos se conoce como Protocolo de enrutamiento exterior (EGP). RIP est diseado para trabajar como IGP en un AS de tamao moderado. No ha sido concebido para utilizarse en entornos ms complejos. RIP v1 se considera un IGP con clase.RIP v1 es un protocolo de vector-distancia que enva la tabla de enrutamiento completa en broadcast a cada router vecino a determinados intervalos. El intervalo por defecto es de 30 segundos. RIP utiliza el nmero de saltos como mtrica, siendo 15 el nmero mximo de saltos. Si el router recibe informacin sobre una red y la interfaz receptora pertenece a la misma red pero se encuentra en una subred diferente, el router aplica la mscara de subred que est configurada en la interfaz receptora: Para las direcciones de Clase A, la mscara con clase por defecto es 255.0.0.0.

Para las direcciones de Clase B, la mscara con clase por defecto es 255.255.0.0.

Para las direcciones de Clase C, la mscara con clase por defecto es 255.255.255.0.

RIP v1 es un protocolo de enrutamiento comn dado que prcticamente todos los routers IP lo admiten. La popularidad de RIP v1 se basa en la simplicidad y su demostrada compatibilidad universal. RIP es capaz de equilibrar las cargas hasta en seis rutas de igual costo, siendo cuatro rutas la cantidad por defecto.RIP v1 posee las siguientes limitaciones: No enva informacin de mscara de subred en sus actualizaciones.

Enva las actualizaciones en broadcasts a 255.255.255.255.

No admite la autenticacin

No puede admitir enrutamiento entre dominios de VLSM o sin clase (CIDR).

RIP v1 es de muy fcil configuracin.RIP ha evolucionado a lo largo de los aos desde el Protocolo de enrutamiento con definicin de clases, RIP Versin 1 (RIP v1), hasta el Protocolo de enrutamiento sin clase, RIP Versin 2 (RIP v2). Las mejoras en RIP v2 incluyen: Capacidad para transportar mayor informacin relativa al enrutamiento de paquetes. Mecanismo de autenticacin para la seguridad de origen al hacer actualizaciones de las tablas.

Soporta enmascaramiento de subredes de longitud variable (VLSM).

RIP evita que los bucles de enrutamiento se prolonguen en forma indefinida, mediante la fijacin de un lmite en el nmero de saltos permitido en una ruta, desde su origen hasta su destino. El nmero mximo de saltos permitido en una ruta es de 15. Cuando un router recibe una actualizacin de enrutamiento que contiene una entrada nueva o cambiada, el valor de la mtrica aumenta en 1, para incluir el salto correspondiente a s mismo. Si este aumento hace que la mtrica supere la cifra de 15, se considera que es infinita y la red de destino se considera fuera de alcance. RIP incluye diversas caractersticas las cuales estn presentes en otros protocolos de enrutamiento. Por ejemplo, RIP implementa los mecanismos de espera y horizonte dividido para prevenir la propagacin de informacin de enrutamiento errnea.

Comparacin entre RIP v1 y v2

RIP v1RIP v2

Es fcil de ConfigurarEs fcil de Configurar

Solo admite protocolos de enrutamiento con claseAdmite el uso de enrutamiento sin clase

No admite el enrutamiento por prefijo, de manera que todos los dispositivos en la misma red deben usar la misma mascara de subredAdmite el enrutamiento por prefijo con VLSM, de manera que las distintas subredes dentro de la misma red pueden tener diferentes mascaras de subred

No admite la autenticacin en actualizacionesOfrece autenticacin en sus actualizaciones

Enva broadcasts usando la direccin 255.255.255.255Enva las actualizaciones de enrutamiento por medio de un paquete multicast a la direccin clase D 224.0.0.9, lo que lo hace ms eficiente.

Configuracin del protocolo RIPEl comando router rip habilita el protocolo de enrutamiento RIP. Luego se ejecuta el comando network para informar al router acerca de las interfaces donde RIP estar activo. A continuacin, el proceso de enrutamiento asocia las interfaces especficas con las direcciones de red y comienza a enviar y a recibir actualizaciones RIP en estas interfaces.

RIP enva mensajes de actualizacin de enrutamiento a intervalos regulares. Cuando un router recibe una actualizacin de enrutamiento que incluya cambios a una entrada de su tabla de enrutamiento, actualiza la dicha tabla para reflejar la nueva ruta. El valor recibido de la mtrica de la ruta aumenta en 1 y la interfaz de origen de la actualizacin se seala como el salto siguiente en la tabla de enrutamiento. Los routers RIP conservan slo la mejor ruta hacia un destino pero pueden conservar ms de una ruta al mismo destino si el costo de todas es igual.

La mayora de los protocolos de enrutamiento usan una combinacin de actualizaciones causadas por eventos (event-driven) o por tiempo (time-driven). RIP es time-driven, pero la implementacin Cisco de RIP enva actualizaciones tan pronto se detectan cambios. Cambios en la topologa tambin originan actualizaciones inmediatas en routers IGRP, independientes del valor del temporizador de actualizacin. Sin actualizaciones event-driven RIP e IGRP no funcionaran adecuadamente. Una vez que se haya actualizado la tabla de enrutamiento por cambios en la configuracin, el router comienza inmediatamente a transmitir las actualizaciones de enrutamiento, a fin de informar de estos cambios a los otros routers. Estas actualizaciones, denominadas actualizaciones generadas por eventos, se envan independientemente de las actualizaciones peridicas que envan los routers RIP a intervalos regulares.Detalles frecuentes en la configuracin de RIPLos routers RIP dependen de los routers vecinos para obtener la informacin de la red que no conocen de primera mano. Un trmino comn empleado para describir esta funcionalidad es Enrutamiento por rumor. El protocolo RIP usa un algoritmo de enrutamiento por vector-distancia. Todos los protocolos de enrutamiento por vector-distancia tienen detalles importantes que son producto principalmente de una convergencia lenta. La convergencia ocurre cuando todos los routers de una red tienen la misma informacin de enrutamiento.

Entre estos detalles se encuentran los bucles de enrutamiento y la cuenta al infinito. stos generan incongruencias debido a la propagacin por la red de actualizaciones de enrutamiento con informacin obsoleta.

Para reducir los bucles de enrutamiento y la cuenta al infinito, RIP emplea las siguientes tcnicas. Cuenta al infinito

Horizonte dividido

Actualizacin inversa Temporizadores de espera

Actualizaciones generadas por eventos. Algunos de estos mtodos pueden requerir hacer algunas configuraciones, mientras que otros no lo requieren o rara vez lo requieren.

RIP permite un nmero de saltos mximo de 15. Todo destino que exceda los 15 saltos se considera como fuera de alcance. El nmero mximo de saltos restringe en gran medida su uso en redes de gran tamao, pero evita que un problema llamado "cuenta al infinito" produzca bucles de enrutamiento infinitos en la red.

La regla de horizonte dividido se basa en la teora que no es til enviar informacin acerca de una ruta de vuelta a la direccin desde donde se origin. En algunas configuraciones de red, puede resultar necesario inhabilitar el horizonte dividido.

El temporizador de espera es otro mecanismo que puede requerir algunos cambios. Los temporizadores de espera ayudan a prevenir la cuenta al infinito, pero tambin aumentan el tiempo de convergencia. La espera por defecto en el protocolo RIP es de 180 segundos. Esto evita que una ruta menos conveniente ingrese en la tabla de enrutamiento pero tambin puede evitar que se instale una ruta alternativa vlida. Es posible reducir el lapso del temporizador de espera, para agilizar la convergencia pero esto se debe hacer con cautela. El ajuste ideal es el que fije el temporizador con una duracin apenas mayor al lapso mximo de actualizacin posible de la red.

30+30+30+30=120 seg

Establecer Temporizador de espera >120 segundos

Fig. 1.5: Temporizadores de EsperaEn el ejemplo de la Fig. 1.5 el bucle consta de cuatro routers. Si cada router tiene un lapso de actualizacin de 30 segundos, el bucle ms largo posible es de 120 segundos. Por lo tanto, el temporizador de espera debe ser apenas mayor a 120 segundos.

Como RIP es un protocolo de tipo broadcast, el administrador de la red podra tener que configurar RIP para que intercambie informacin de enrutamiento en redes no broadcast, como en el caso de las redes Frame Relay. En este tipo de redes, RIP necesita ser informado de otros routers RIP vecinos.

Protocolo IGRP (Protocolo Interior)(jesus))

Caractersticas del protocolo IGRPIGRP es un protocolo de enrutamiento de gateway interior (IGP) por vector-distancia. Los protocolos de enrutamiento por vector-distancia comparan matemticamente las rutas al medir las distancias. Dicha medicin se conoce como vector-distancia. Los routers que usan los protocolos de vector-distancia deben enviar toda o parte de su tabla de enrutamiento en un mensaje de actualizacin de enrutamiento, a intervalos regulares y a cada uno de sus routers vecinos. A medida que se propaga la informacin de enrutamiento por toda la red, los routers realizan las siguientes funciones: Identificar nuevos destinos. Conocer de fallas. IGRP es un protocolo de enrutamiento de vector-distancia desarrollado por Cisco. IGRP enva actualizaciones de enrutamiento a intervalos de 90 segundos, las cuales publican las redes de un sistema autnomo en particular. Las caractersticas claves de IGRP son las siguientes: La versatilidad para manejar automticamente topologas indefinidas y complejas. La flexibilidad necesaria para segmentarse con distintas caractersticas de ancho de banda y de retardo. La escalabilidad para operar en redes de gran tamao Por defecto, el protocolo IGRP de enrutamiento usa el ancho de banda y el retardo como mtrica.Adems, IGRP puede configurarse para utilizar una combinacin de variables para calcular una mtrica compuesta. Estas variables incluyen: Ancho de banda

Retardo

Carga

Confiabilidad Mtricas de IGRP

La mtrica de IGRP es compuesta y ms precisa que la mtrica del nmero de saltos que usa RIP para elegir una ruta hacia un destino. La ruta de menor valor mtrico es la mejor.

Las mtricas que utiliza el protocolo IGRP son:

Ancho de banda: el menor valor de ancho de banda en la ruta. Retardo: el retardo acumulado de la interfaz a lo largo de la ruta.

Confiabilidad: la confiabilidad del enlace hacia el destino, segn sea determinada por el intercambio de mensajes de actividad (keepalives).

Carga: la carga sobre un enlace hacia el destino, medida en bits por segundos.

Esta mtrica se calcula como funcin del ancho de banda, el retardo, la carga y la confiabilidad. Por defecto, slo se considera el ancho de banda y el retardo. Los parmetros restantes slo se consideran si se habilitan a travs de la configuracin. El retardo y el ancho de banda no son valores medidos, sino que se fijan a travs de los comandos de interfaces relativos al ancho de banda y al retardo. Un enlace de mayor ancho de banda tendr una mtrica de menor valor y una ruta con menor retardo acumulado tendr una mtrica de menor valor.Rutas IGRP

IGRP publica tres tipos de rutas: Interiores

Del sistema

Exteriores

Interiores Las rutas interiores son rutas entre subredes de la red conectada a una interfaz de un router. Si la red que est conectada a un router no est dividida en subredes, IGRP no publica rutas interiores.

Sistema Las rutas del sistema son rutas hacia redes ubicadas dentro de un sistema autnomo. El IOS de Cisco deriva rutas de sistema de las interfaces de red conectadas directamente y de la informacin de rutas de sistema suministrada por otros routers que ejecutan IGRP o por servidores de acceso. Las rutas de sistema no incluyen informacin acerca de las subredes.

Exteriores Las rutas exteriores son rutas hacia redes fuera del sistema autnomo, las cuales se tienen en cuenta al identificar un gateway de ltimo recurso. El IOS de Cisco elige un gateway de ltimo recurso de la lista de rutas exteriores que suministra IGRP. El software usa el gateway (router) de ltimo recurso si no se encuentra una ruta mejor y si el destino no es una red conectada. Si el sistema autnomo tiene ms de una conexin hacia una red externa, cada router puede seleccionar un router exterior diferente como gateway de ltimo recurso.

Caractersticas de estabilidad del protocolo IGRP

IGRP ofrece una serie de funciones diseadas para mejorar su estabilidad, por ejemplo:

Lapsos de espera.

Horizontes divididos.

Actualizaciones inversas envenenadas.

Lapsos de espera. Los lapsos de espera se utilizan para evitar que los mensajes peridicos de actualizacin puedan reinstalar errneamente una ruta que podra estar fuera de servicio. Cuando un router sale de servicio, los routers vecinos detectan ese evento por la falta de mensajes de actualizacin peridicos.

Horizontes divididos. Los horizontes divididos se originan en la premisa que dice que no es til enviar informacin acerca de una ruta de vuelta a la direccin desde donde se origin. La tcnica del horizonte dividido ayuda a prevenir los bucles de enrutamiento entre router adyacentes.

Actualizaciones inversas envenenadas. Las actualizaciones inversas envenenadas son necesarias para romper los bucles de enrutamiento de mayor envergadura. En general, los aumentos en las mtricas de enrutamiento sealan la presencia de bucles. Entonces, se envan actualizaciones inversas envenenadas para eliminar la ruta y colocarla en espera. En IGRP, las actualizaciones inversas envenenadas se envan slo si la mtrica de la ruta ha aumentado en un factor de 1,1 o ms.IGRP tambin mantiene un cierto nmero de temporizadores y de variables que contienen los intervalos de tiempo. Estos incluyen un temporizador de actualizaciones, un temporizador de cada del servicio, un temporizador de espera y un temporizador de purga.El temporizador de actualizaciones especifica a qu frecuencia se deben enviar los mensajes de actualizacin de enrutamiento. Por defecto, en IGRP el valor de esta variable es de 90 segundos.El temporizador de cada del servicio especifica cunto tiempo debe esperar un router ante la ausencia de mensajes de actualizacin de enrutamiento en relacin a una ruta especfica antes de declarar que est fuera de servicio. Por defecto, en IGRP esta variable es tres veces el lapso de las actualizaciones.El temporizador de espera especifica la cantidad de tiempo durante el cual no se toma en cuenta la informacin sobre rutas menos convenientes. Por defecto, en IGRP esta variable es tres veces el lapso de las actualizaciones, ms 10 segundos.Por ltimo, el temporizador de purga indica cunto tiempo debe transcurrir antes de que se purgue una ruta de la tabla de enrutamiento. Por defecto, es siete veces el lapso de las actualizaciones del temporizador de enrutamiento.En la actualidad se hace evidente la antigedad de IGRP, ya que carece de capacidades para manejar mscaras de subred de longitud variable (VLSM). Antes que desarrollar un IGRP versin 2 para corregir este problema, Cisco se ha apoyado en el legado de xito de IGRP para desarrollar el Enhanced IGRP (IGRP mejorado).

Migracin de RIP a IGRPCon el desarrollo de IGRP a principios de los aos ochenta, Cisco Systems fue la primera compaa en resolver los problemas asociados al uso de RIP para enrutar datagramas entre routers interiores. IGRP determina la mejor ruta a travs de la red mediante el examen del ancho de banda y el retardo de las redes entre los routers. IGRP converge ms velozmente que RIP, evitando de esta manera los bucles de enrutamiento causados por desacuerdos respecto al salto que se debe realizar a continuacin. Ms an, IGRP no comparte la limitacin de nmero mximo de saltos que tiene RIP. Como resultados de lo anterior y de otras mejoras que aventajan a RIP, IGRP hizo posible la instalacin de muchas redes de diversas topologas, complejas y de gran tamao.

OSPF(jesus)Open Shortest Path First( El camino mas corto primero) (frecuentemente abreviado OSPF) es un protocolo de enrutamiento jerrquico de pasarela interior, de envestidura dinmica IGP (Interior Gateway Protocol), que usa el algoritmo SmoothWall Dijkstra enlace-estado (LSE - Link State Algorithm) para calcular la ruta ms corta posible, utilizando la mtrica de menor costo, por ejemplo una mtrica podra ser el menor costo de RTT (Round Trip Time). Usa cost como su medida de mtrica. Adems, construye una base de datos enlace-estado (link-state database, LSDB) idntica en todos los enrutadores de la zona.

OSPF es probablemente el tipo de protocolo IGP ms utilizado en redes grandes. IS-IS, otro protocolo de enrutamiento dinmico de enlace-estado, es ms comn en grandes proveedores de servicio. Puede operar con seguridad usando MD5 para autentificar a sus puntos antes de realizar nuevas rutas y antes de aceptar avisos de enlace-estado. Como sucesor natural de RIP, acepta VLSM o CIDR sin clases desde su inicio. A lo largo del tiempo, se han ido creando nuevas versiones, como OSPFv3 que soporta IPv6 o como las extensiones multidifusin para OSPF (MOSPF), aunque no estn demasiado extendidas. OSPF puede "etiquetar" rutas y propagar esas etiquetas por otras rutas.

Una red OSPF se puede descomponer en regiones (reas) ms pequeas. Hay un rea especial llamada rea backbone que forma la parte central de la red y donde hay otras reas conectadas a ella. Las rutas entre diferentes reas circulan siempre por el backbone, por lo tanto todas las reas deben conectar con el backbone. Si no es posible hacer una conexin directa con el backbone, se puede hacer un enlace virtual entre redes.

Los encaminadores (tambin conocidos como enrutadores, o routers) en el mismo dominio de multidifusin o en el extremo de un enlace punto-a-punto forman enlaces cuando se descubren los unos a los otros. En un segmento de red Ethernet los encaminadores eligen a un encaminador designado (Designated Router, DR) y un encaminador designado secundario (Backup Designated Router, BDR) que actan como hubs para reducir el trfico entre los diferentes encaminadores. OSPF puede usar tanto multidifusiones como unidifusiones para enviar paquetes de bienvenida y actualizaciones de enlace-estado. Las direcciones de multidifusiones usadas son 224.0.0.5 y 224.0.0.6. Al contrario que RIP o BGP, OSPF no usa ni TCP ni UDP, sino que usa IP directamente, mediante el protocolo IP 89.Enrutamiento, routers y reasOSPF organiza un sistema autnomo (AS) en reas. Estas reas son grupos lgicos de routers cuya informacin se puede resumir para el resto de la red. Un rea es una unidad de enrutamiento, es decir, todos los routers de la misma rea mantienen la misma informacin topolgica en su base de datos de estado-enlace (Link State Database): de esta forma, los cambios en una parte de la red no tienen por qu afectar a toda ella, y buena parte del trfico puede ser "parcelado" en su rea.

Tipos de router en OSPFUn router OSPF clsico es capaz de enrutar cualquier paquete destinado a cualquier punto del rea en el que se encuentra (enrutamiento intra-area). Para el enrutamiento entre distintas reas del AS (enrutamiento inter-area) y desde el AS hacia el exterior (enrutamiento exterior), OSPF utiliza routers especiales que mantienen una informacin topolgica ms completa que la del rea en la que se sitan. As, pueden distinguirse:

Routers fronterizos de rea o ABRs (Area Border Routers), que mantienen la informacin topolgica de su rea y conectan sta con el resto de reas, permitiendo enrutar paquetes a cualquier punto de la red (inter-area routing).

Routers fronterizos del AS o ASBRs (Autonomous System Border Routers), que permiten encaminar paquetes fuera del AS en que se alojen, es decir, a otras redes conectadas al Sistema Autnomo o resto de Internet (external routing).

Un paquete generado en la red ser enviado, de forma jerrquica, a travs del rea si su destino es conocido por el emisor; al ABR del rea correspondiente si el destino es inter-rea; este lo enviar al router del rea de destino, si este se encuentra en el AS; o al ASBR si el destino del paquete es exterior a la red (desconocida por el ABR).

Tipo de reasCuando los sistemas autnomos son grandes por si mismos y nada sencillos de administrar. OSPF les permite dividirlos en reas numeradas donde un rea es una red o un conjunto de redes inmediatas. Un rea es una generalizacin de una subred. Fuera de un rea, su topologa y detalle no son visibles.

OSPF distingue los siguientes tipos de rea:

rea BackboneEl backbone, tambin denominado rea cero, forma el ncleo de una red OSPF. Es la nica rea que debe estar presente en cualquier red OSPF, y mantiene conexin, fsica o lgica, con todas las dems reas en que est particionada la red. La conexin entre un rea y el backbone se realiza mediante los ABR, que son responsables de la gestin de las rutas no-internas del rea (esto es, de las rutas entre el rea y el resto de la red).

rea stubUn rea stub es aquella que no recibe rutas externas. Las rutas externas se definen como rutas que fueron inyectadas en OSPF desde otro protocolo de enrutamiento. Por lo tanto, las rutas de segmento necesitan normalmente apoyarse en las rutas predeterminadas para poder enviar trfico a rutas fuera del segmento.

rea not-so-stubbyTambin conocidas como NSSA, constituyen un tipo de rea stub que puede importar rutas externas de sistemas autnomos y enviarlas al backbone, pero no puede recibir rutas externas de sistemas autnomos desde el backbone u otras reas.

Interfaces en OSPFLos nodos de una red basada en OSPF se conectan a ella a travs de una o varias interfaces con las que se conectan a otros nodos de la red. El tipo de enlace (link) define la configuracin que asume la interfaz correspondiente. OSPF soporta las siguientes tipos de enlace, y provee para cada uno de ellos una configuracin de interfaz:

Punto a punto (point-to-point, abreviadamente ptp), cuando la interfaz est conectada exclusivamente a otra interfaz.

Punto a multipunto (point-to-multipoint, abreviadamente ptmp).

Broadcast, para enlaces en los que todas las interfaces pueden conectarse directamente entre ellas. El ejemplo tpico de enlace broadcast es el que corresponde a una red de tipo Ethernet.

Enlace virtual (virtual link), cuando no responde a una topologa fsica.

Enlace de acceso mltiple acceso sin difusin (Non-Broadcast Multiple Access, NBMA), para enlaces en los que el medio es compartido, pero no todas las interfaces participantes pueden comunicarse directamente entre s.

Estado de enlace

Estado de enlace Se basa en que un router o encaminador comunica a los restantes nodos de la red, identifica cules son sus vecinos y a qu distancia est de ellos. Con la informacin que un nodo de la red recibe de todos los dems, puede construir un "mapa" de la red y sobre l calcular los caminos ptimos. El encaminamiento por estado de enlace nace en 1979 cuando en ARPANET sustituy al mtodo de vector de distancias.

FuncionamientoLo podemos dividir en cinco pasos fundamentales:

1. Descubrir a sus vecinos y sus direcciones2. Medir el costo a cada uno de sus vecinos3. Construir el paquete con la informacin recabada4. Enviar este paquete al resto de routers.5. Calcular la ruta mnima al resto de routers

Determinar los vecinos de cada nodo. Lo primero que debe hacer un router al activarse es averiguar quienes son sus vecinos. Para ello, manda un paquete especial dependiendo que protocolo se utiliza, si es OSPF utilizara HELLO por cada lnea punto a punto. Todo router que reciba este paquete debe responder indicando su identidad.

Clculo del coste a los vecinos. Para medir el retardo a cada nodo, el router manda un paquete especial ECHO a travs de la lnea el cual debe volver a su origen. El tiempo de ida y vuelta dividido entre dos nodos da una aproximacin razonable del costo a cada vecino de la red.

Elaboracin de paquete de estado de enlace. El siguiente paso consiste en que cada router construye un paquete con todos los datos que informan del estado de la red. La estructura de este paquete es la siguiente:

Identidad del router

Secuencia

Edad

Lista de nodos vecinos

El problema de esta etapa es el momento de la creacin de estos paquetes. Hay varias alternativas como hacerlo de manera peridica o bien cuando haya ocurrido un evento en la red como la cada de un nodo.

Distribucin del paquete de estado de enlace. Es la parte ms complicada del algoritmo. Bsicamente lo que hace, es repartir el paquete por toda la red por inundacin. Para controlarla, cada paquete incluye un nmero de secuencia que aumenta con cada paquete nuevo enviado. Cada router contiene una tabla con toda la informacin de tal manera que:

Si recibe un paquete nuevo, este se enva por todas las lneas excepto por la que llega.

Si se trata de un duplicado, lo elimina.

Si es un paquete con secuencia menor que el mayor visto hasta el momento, lo rechaza.

A pesar de todo, surgen ciertos problemas como el reinicio de la secuencia. Si ocurre esto, se producir un caos en la red. Este problema se soluciona usando secuencias de 32 bits, lo suficientemente grandes para no tener que poner la secuencia a 0 suponiendo que se enva un paquete por segundo. Otros conflictos surgen en el caso de cada de un router (reinicio del nmero de secuencia) o si se recibe un nmero de secuencia equivocado por haberse modificado alguno de sus bits durante la transmisin.

La solucin para esto, es introducir la edad de cada paquete e ir disminuyndola en un intervalo pequeo de tiempo. Cuando la edad llegue a 0, estos paquetes son descartados. Adems, este mtodo permite que los paquetes no circulen de manera indefinida por la red.

Clculo de ruta mnima. Una vez que el router ha completado la recopilacin de informacin, puede construir el grafo de la subred. De esta manera, se puede utilizar el algoritmo de Dijkstra para calcular el camino ms corto a todos los nodos.Protocolos de enrutamiento de estado de enlace(karerlis)A los protocolos de enrutamiento de estado de enlace tambin se los conoce como protocolos de shortest path first y se desarrollan en torno del algoritmo shortest path first (SPF) de Edsger Dijkstra. El algoritmo SPF se analizar con mayor detalle en una seccin posterior.

Los protocolos de enrutamiento de estado de enlace son conocidos por presentar una complejidad bastante mayor que sus vectores de distancia equivalentes. Sin embargo, la funcionalidad y configuracin bsicas de los protocolos de enrutamiento de estado de enlace no son complejas en absoluto. Incluso el mismo algoritmo puede comprenderse fcilmente, como podr ver en el siguiente tema. Las operaciones OSPF bsicas pueden configurarse con un comando router ospf process-id y una sentencia de red, similar a otros protocolos de enrutamiento como RIP y EIGRP.

Los protocolos de estado de enlace construyen tablas de enrutamiento basndose en una base de datos de la topologa. Esta base de datos se elabora a partir de paquetes de estado de enlace que se pasan entre todos los routers para describir el estado de una red. El algoritmo SPF (primero la ruta libre ms corta) usa la base de datos para construir la tabla de enrutamiento. El enrutamiento por estado de enlace, utiliza paquetes de estado de enlace (LSP), una base de datos topologa, el algoritmo SPF, el rbol SPF resultantes y por ultimo, una tabla de enrutamiento con las rutas y puertos de cada red.

Los protocolos de enrutamiento por estado de enlace recopilan la informacin necesaria de todos los routers de la red, cada uno de los routers calcula de forma independiente su mejor ruta hacia un destino. De esta manera se producen muy pocos errores al tener una visin independiente de la red por cada router.Estos protocolos prcticamente no tienen limitaciones de saltos. Cuando se produce un fallo en la red el router que detecta el error utiliza una direccin multicast para enviar una tabla LSA, cada router recibe y la reenva a sus vecinos. La mtrica utilizada se basa en el coste, que surge a partir del algoritmo de Dijkstray se basa en la velocidad del enlace.Los protocolos de estado de enlace son protocolos de enrutamiento de gateway interior, se utilizan dentro de un mismo AS(sistema autnomo) el que pude dividirse en sectores ms pequeos como divisiones lgicas llamadas reas. El Area 0es el rea principal del AS.

Los protocolos de estado de enlace son ms rpidos y ms escalables que los de vector distancia, algunas razones podran ser: Los protocolos de estado de enlace solo envan actualizaciones cuando hay cambios en la topologa Las actualizaciones peridicas son menos frecuentes que en los protocolos por vector de distancia. Las redes que ejecutan protocolos de enrutamiento por estado de enlace pueden ser segmentadas en distintas reas jerrquicamente organizadas, limitando as el alcance de los cambios de rutas. Las redes que ejecutan protocolos de enrutamiento por estado de enlace soportan direccionamiento sin clase. Las redes con protocolos de enrutamiento por estado de enlace soportan resmenes de ruta.Estado de Enlace vs Vector DistanciaA continuacin se realiza una comparativa entre estos dos algoritmos:

Ancho de banda. Puesto que la mtrica de retardo es la longitud de la cola, el vector distancia no considera el ancho de banda usado. Antes de 1979 el mximo ancho de banda era de 56 kbit/s posteriormente se modernizaron las lneas a 230 kbit/s o incluso a 1,5 Mbit/s lo que hizo necesario el uso de mejores tcnicas.

Convergencia. El algoritmo por vector distancia tarda demasiado en converger an con la tcnica del horizonte dividido.

Informacin de la red. En encaminamiento por vector distancia, cada router enva informacin slo a sus vecinos, pero esta es sobre toda la red. Sin embargo el encaminamiento por EE enva a todos los nodos de la red, pero su informacin es relativa a sus vecinos. Adems el enrutamiento por vector distancia no permite conocer la topologa de la red.

Capacidad y uso de memoria. Con algoritmos basados en estado de enlace, el trfico de la red siempre es el mismo sin depender del tamao de la red. Con vectores distancia, se transmiten vectores de un tamao proporcional al nmero de nodos. El routing por vector distancia slo guarda las distancias al resto de nodos. Con estado de enlace se ha de almacenar adems la topologa de la red.

Sucesos en la red. Al no tener informacin sobre la topologa, el routing por vector distancia no se adapta tan bien a los cambios en la red como el basado en estado de enlace. Sin embargo, el encaminamiento basado en vector distancia es mucho ms sencillo que el de estado de enlace, lo que en ocasiones puede resultar bastante til.

A

B

C

D

E

1

Red 1, Inalcanzable

Ruta alterna: Uso de

Red 1, Distancia 4

Ruta alterna:

Red 1,

Distancia 3

B

A

C

E

Red 3

Red 4

Red 5

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