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Le Routage


Le Routage

Principe d'un algorithme de routage

Un des protocoles les plus connus est RIP (RIP: ROUTING INFORMATION PROTOCOL) également connu sous le nom d'un programme qui le met en œuvre : routed . Le logiciel routed a été réalisé à l'université de Californie : Berkeley. Il assure un routage cohérent et permet l'échange d'informations d'accessibilité entre machines sur les réseaux locaux de cette université. Il Utilise la diffusion sur le réseau physique pour propager rapidement les informations de routage. Il n'a pas été initialement conçu pour être utilisé sur les réseaux grande distance. Routed s'appuie sur des travaux de recherche antérieurs menés par le centre de recherche de la compagnie Xerox (PARC: Palo Alto Research Center), à Palo Alto. Il met en œuvre un protocole dérivé du protocole d'informations de routage de Xerox (NS) et l'a généralisé à un ensemble de familles de réseau.
La popularité de RIP, en dépit de légères améliorations par rapport à ses précurseurs, ne tient pas à ses mérites techniques. Au contraire, elle résulte de la distribution de ce protocole avec les logiciels du célèbre système d'exploitation UNIX 4 BSD Ainsi, de nombreux sites TCP/IP ont adopté et commencé à utiliser routed et RIP, sans en avoir étudié les caractéristiques techniques ni les limitations. Une fois installé et opérationnel, il a constitué la base du routage local et les groupes de recherches l'ont adopté pour des réseaux plus grands.
Le fait le plus surprenant concernant RIP est peut-être d'avoir été mis en œuvre bien avant que la norme (RFC plus exactement) correspondante ne soit spécifiée. La plupart des mises en œuvre sont dérivées du code de Berkeley et l'interfonctionnement de ce protocole est limité par la compréhension des détails et des subtilités non commentés qu'en avaient les programmeurs. Avec l'apparition de nouvelles versions, de nouveaux problèmes se sont posés un RFC est enfin apparue en juin 1988.
Le protocole RIP sous-jacent est une application directe du routage à vecteurs de distance utilisé pour les réseaux locaux. Il classe les participants en machines passives ou actives. Une passerelle active propage les routes qu'elle connaît vers les autres machines; les machines passives écoutent les passerelles et mettent à jour leurs routes en fonction des informations reçues, mais n'en diffusent pas elles-mêmes. Habituellement, les passerelles utilisent RIP en mode actif et les machines l'utilisent en mode passif.
Une passerelle utilisant RIP en mode actif diffuse un message toutes les 30 secondes. Le message contient des informations extraites de ses tables de routage courantes de la passerelle. Chaque message est constitue d'une partie contenant l'adresse IP d'un réseau et un entier mesurant la distance de la passerelle vers ce réseau. RIP utilise une métrique à nombre de sauts (hop count metric) pour mesurer la distance qui la sépare d'une destination. Dans la métrique RIP, une passerelle est située à une distance d'un saut d'un réseau directement accessible, a deux sauts des réseaux accessibles par l'intermédiaire d'une autre passerelle et ainsi de suite. Le nombre de sauts (number of HOP OU hop count metric) mesure donc le nombre de passerelles que doit traverser un data gramme pour atteindre sa destination, sur un chemin reliant une source donnée à une destination donnée. Il doit être clair que l'utilisation du nombre de sauts pour déterminer les plus courts chemins ne conduit pas toujours à une solution optimale. Par exemple, un chemin qui traverse trois réseaux Ethernet et comporte trois sauts peut être nettement plus rapide qu'un chemin qui ne comporte que deux sauts, mais emprunte deux liaisons séries basse vitesse. Pour compenser les différences inhérentes à la technologie, de nombreuses mises en œuvre de RIP utilisent des nombres de sauts artificiellement élevés lorsqu'elles diffusent des informations relatives des réseaux à bas débit.
Partenaires RIP actifs et passifs écoutent tous les messages et mettent à jour leurs tables de routage, conformément à l'algorithme de routage à vecteurs distance décrit précédemment. Ainsi, dans l'interconnexion présentée 


La passerelle Gl diffusera sur le réseau un message qui contient la paire (1, 1), ce qui signifie que G1 peut atteindre le réseau 1 pour un coût de 1. Les passerelles G2 et G5 reçoivent ces informations et mettent leurs tables à jour en créant une route qui paisse par la passerelle G1 pour atteindre le réseau 1 (pour un coût de 2). Ultérieurement, les passerelles G2 et G5 propagent la paire ( 1, 2) lorsqu'elles diffusent leur message RIP sur le réseau 3. Le cas échéant, toutes les passerelles et les machines créeront une route vers le réseau 1.
RIP définit quelques règles d'amélioration des performances et de la fiabilité. Ainsi, lorsqu'une passerelle apprend d'une autre passerelle l'existence d'une nouvelle route, elle conserve cette dernière jusqu'à ce qu'elle en connaisse une meilleure. Dans notre exemple, si les passerelles G2 et G5 propagent des informations de routage indiquant que le réseau 1 a un coût de 1, les passerelles G3 et G4 créeront une route passant par la première passerelle dont elles auront reçu le message. Nous pouvons le résumer ainsi:

Pour empêcher l'oscillation entre deux ou plusieurs passerelles de même coût

RIP indique que les routes crées doivent être conservées jusqu'à ce qu'une route de coût strictement inférieur apparaisse.

Que se passe-t-il lorsque la passerelle qui a propagé les informations de routage tombe en panne ? RIP indique que tous les récepteurs doivent associer une temporisation aux routes acquises. Lorsqu'une passerelle définit une route dans ses tables, elle lui associe une temporisation et l'active. La temporisation doit être réarmée à chaque fois que la passerelle reçoit un message RIP référençant cette route. La route est invalidée s'il s'écoule 180 secondes sans qu'elle soit de nouveau référencée.
RIP doit prendre en compte trois types d'erreurs causés par l'algorithme sous jacent. D'abord, l'algorithme ne détecte pas les boucles de façon explicite, RIP doit donc supposer que ses partenaires sont fiables ou prendre des précautions pour détecter les boucles. RIP doit ensuite utiliser une petite valeur comme distance maximale possible (RIP utilise la valeur 16) pour éviter les instabilités. Les administrateurs de réseaux doivent utiliser un autre protocole pour les interconnexions dans lesquelles le nombre de sauts avoisine normalement la valeur 16 (de toute évidence, la petitesse de la valeur limite du nombre de sauts de RIP le rend inutilisable dans les grands réseaux).
Troisièmement, l'algorithme de routage à vecteurs de distance utilisé par RIP entraîne une convergence lente (slow convergence) ou un problème de valeur infinie (count to infinity) qui produit des incohérences parce que les messages se propagent lentement à travers le réseau. Le, choix d'une faible valeur infinie (16) limite le phénomène de valeur infinie, sans pour autant l'éviter.
L'incohérence des tables de routage n'est pas spécifique de RIP. C'est un problème fondamental inhérent à tout protocole à vecteurs de distance où les messages ne véhiculent que des paires (réseau destination, distance). Considérons, pour comprendre le problème, l'ensemble de passerelles de la figure suivante : 


La figure représente les routes vers le réseau 1 pour l'interconnexion le la figure précédente.

La passerelle Gl accède directement au réseau 1. Sa table de routage comporte une route à laquelle est associée une distance 1. Cette route fait partie des informations de routage diffusées périodiquement. La passerelle G2 apprend la route de Gl, l'inscrit dans sa table de routage et propage les informations relatives à cette route, en indiquant une distance 2. Enfin, G3 apprend la route de G2 et propage les informations relatives à cette route en indiquant une distance 3.

Supposez maintenant que l'accès de G1 au réseau 1 tombe en panne. G 1 met immédiatement à jour sa table de routage et affecte une distance infinie (16) à 1a route correspondante. Dans la diffusion d'informations suivante, G1 diffuse le coût élevé associé à cette route. A Moins toutefois que le protocole ne comporte des mécanismes supplémentaires pour éviter l'apparition de ce phénomène, une autre passerelle peut, avant G1 propager des informations relatives à cette route. Supposez., en particulier, que G2 diffuse ses informations de routage juste après que l'accès de G1 au réseau 1 est tombé en panne. Dans ce cas, G 1 reçoit des messages de G2 et applique l'algorithme de routage à vecteurs de distance: elle constate que G2 l'informe de l'existence d'une route vers le réseau 1 dont le coût est inférieur au sien et en déduit que le coût d'accès au réseau 1 est de 3 sauts ( 2 sauts pour atteindre le réseau I depuis G2 plus un pour l'atteindre depuis Gl). Gl inscrit donc dans sa table de routage la route qui passe par G 2 pour atteindre le réseau 1.

Les diffusions RIP ultérieures de ces deux passerelles ne résolvent pas rapidement le problème. Au cycle de diffusion d'informations de route suivante, G1 diffuse le contenu de l'entrée de sa table. Lorsque G2 apprend que la route vers le réseau 1 a un coût de 3, elle recalcule le coût associé à cette route, celui-ci prend la valeur 4. au troisième tour, G1 reçoit de G2 des informations qui signalent une augmentation du coût associé à la route vers le réseau 1. Elle augmente donc la valeur dans sa table de routage. Celle-ci vaut maintenant 5. et elles poursuivent ce processus jusqu'à atteindre la valeur infinie de RIP. 

Protocoles utilisés pour les grands réseaux

RIP est simple à mettre en place mais ne résout pas tous les problèmes.

De plus vu le nombre de réseaux, les tables de routage RIP peuvent devenir énormes. En plus des informations statiques, généralement on utilise une route par défaut.

Lorsque l'on envoie un data gramme à une passerelle, cette dernière regarde sa table de routage pour voir si elle connaît la prochaine passerelle pour atteindre le réseau. Si oui elle lui remet de data gramme sinon, elle remet ce dernier à une passerelle spécifique qui procédera de même. Généralement, les passerelles RIP connaissent toutes les routes du réseau de l'entreprise et ignorent les routes vers les réseaux extérieures.

Elles transmettent donc tous les data grammes destinés à l'extérieur à une autre passerelle. Cette passerelle est souvent appelée passerelle extérieure par opposition à "passerelles intérieures". Les passerelles extérieures vont utiliser d'autres algorithmes tels que SPF(Link-state, Shortest First).

Ce protocole suppose que toutes les passerelles l'utilisant connaissent la topologie de l'ensemble des réseaux qu'elles gèrent.

EGP (Exterior Gateway Protocol) est un protocole qui est souvent mis en œuvre sur des passerelles qui font l'interconnexion de sites avec des réseaux fédérateurs. Le principe d'EGP est simple. Chaque passerelle ne connaît que ces voisins immédiats et met en place une route par défaut sur l'un de ces voisins pour pouvoir router les paquets vers des réseaux qu'elle ne connaît pas.

Toutes ces méthodes permettent donc à IP de trouver un chemin lorsqu'il existe. Cependant il existe aujourd'hui encore des cas qui posent problèmes.

La fragmentation.

Le but d'IP est de trouver un chemin pour envoyer un datagramme. Ce datagramme va circuler de passerelles en passerelles. Ces passerelles sont connectées sur un support physique qui peut avoir des MTU (Maximum Transfert Unit) différent (c'est-à-dire qui échange des trames de longueurs différentes). 



Le réseau1 dispose d'un MTU M1, il est connecté au réseau 2, via G1, qui dispose d'un MTU M2, qui ... via Gn-1, qui dispose d'un MTU Mn.
Supposons qu'une machine du réseau 1 envoie un data gramme IP de longueur L à destination d'une machine sur le réseau N, alors 5 cas de figures peuvent se présenter:

1°) L < min(M1,M2,...Mn)
alors, le datagramme est émis de passerelles en passerelles jusqu'à ce qu'il atteigne sa destination sur le réseau N.

2°) L > min(M1,M2,...Mn)
alors si le datagramme ne doit pas être fragmenté, un message ICMP d'erreur est émis vers la machine source et le data gramme est détruit par la passerelle qui ne peut pas le faire transiter sur l'autre réseau.

3°) L > min(M1,M2,Mn)
alors si le data gramme peut être fragmenté, la passerelle qui ne peut émettre directement ce data gramme va le couper en autant de petits data grammes que nécessaire et émettre tous les fragments sur l'autre réseau.
Lorsque les fragments arrivent sur la passerelle suivante, cette dernière ignore que ce sont des fragments, et les traite comme des data grammes normaux.

4°) le data gramme arrive sur une passerelle qui ne peut le traiter faute de ressources suffisantes, alors ce dernier est détruit sans autre forme de procès.

5°) le data gramme arrive sur la passerelle Gi qui ne dispose pas d'information pour router ce data gramme, alors elle le détruit et émet un message ICMP qui signale une erreur de routage.

Conclusion

IP envoie des data grammes de machines à machines.
IP garantie qu'il fera tout son possible pour envoyer le data gramme (Best effort).
IP peut détruire un data gramme.
IP ne garantie pas qu'un data gramme émis arrive à l'identique sur l'autre machine. Il peut fragmenter le data gramme et émettre ces fragments sur différents chemins en fonction des tables de routages.
IP n'est pas un protocole fixe, mais est en perpétuel évolution.
IP ne fixe pas seul les routes, il utilise d'autres protocoles (GGP,RIP, …)

 

 

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