Racunarske_Mreze_-_Marko_Milicic

7/17/2019 Racunarske_Mreze_-_Marko_Milicic

http://slidepdf.com/reader/full/racunarskemreze-markomilicic 1/260

1/21 Ra~unarske mreè (E lektronski Fakultet , Ni{) - Marko Mil i~ i}

UVOD

Razlozi za nastajanje ra~unarskih mreà:

Uvo|enje ra~unarskih mreà je bi lo uslovl jeno ~isto ekonomskim faktorom. Nekada

su se na vi{e ra~unara jedne firme nalazi l i va`ni podaci. To je pove}avalo

tro{kove a i ~ini lo sinhronizaci ju vrlo te{kom. Postojala su ~i tava odeljenja u

vel ik im firmama koja su se bavi la iskl ju~ivo sinhronizaci jom podataka. Te`nja je

bi la da se samo na jednom mainframe ra~unaru ~uvaju podaci, a ostal i ra~unar

da po potrebi pristupaju t im podacima preko MRE@E . To je delovalo kao >> san

snova<< danas je to STVARNOST.

[ta omogu}avaju ra~unarske mreè:

Pored ovih ekonomskih razloga tako|e bitan razlog je mogu}nost del jenja

hardverskih resursa ({to se ponovo svodi na ekonomiju, al i nema veze ) i to pre

svega onih skupih kao {to su laserski {tampa~i, kopir-ma{ine i td. Dakle, za

organizaci je, mreè omogu}avaju ekonomi~ni je poslovanje a za pojedince one

omogu}avaju lak pristup informaci jama, razmenu informaci ja, komunikaci ju me|u

korisnic ima i naravno Counter Str ike u svim igraonicama {irom planete. Jednom

re~ju, danas pod ra~unarom uglavnom podrazumevamo ra~unar koj i ima pristup

mreì dok su oni usamljeni tzv. >>elektronska ostvrva<< ve} odavno u manjini .

S lede}i grafikon prikazuje dinamiku razvoja interneta i l i mreè svih mreà tokom

godina. Trend koj i vidimo opravdava ulaganja mnogih internacionalnih kompanija u

istraìva~ke delatnost i vezane za ra~unarske mreè, zar ne?




[ta je to ra~unarska mreà?:

Ra~unarsku meù ~ini skup au t onomn i h

al i me|usobno spregnut ih ra~unara. Ta

sprega se ostvaruje na razl i~ i te na~ine. Moè se korist i t i bakarna ìca-telefonska

parica, koaksi jalni kabl, opt i~ka vlakna, radio-talasi , satel i t i i td. Ra~unar

komuniciraju me|usobno tako {to razmenjuju poruke. Uostalom zar tako ne

komuniciramo i mi ?

Ono autonomni zna~i da su svi ra~unari u mreì nezavisni t j . da nema odnosa

Master-Slave. Ovaj odnos sre}emo u organizaci j i procesora i peri feri ja. Tada je

uglavnom neki od peri fernih ure|aja Master i za vreme svoje >>vladavine<< on

zahteva neke informaci je i l i ~ak kontrol i{e neki drugi ure|aj. Me|utim takav vid

me|usobne komunikaci je kod mreà ne postoj i . Ovo prakt i~no zna~i, da nikako ne

moè jedan ra~unar da upravl ja drugim. Njihova me|usobna komunikaci ja se svod

na razmenu poruka! Ukol iko se u toj poruci nalaze upravl ja~ki podaci, onda moè

jedan da upravl ja drugima, al i ipak to je samo zahtev za odre|enim vidom

samoupravl janja a ne kontrola u pravom smislu te re~i .Ra~unarska mreà ni je samo prosta mreà kablova koja povezuje dva i l i vi{e

ra~unara, ona je ne{to vi{e od toga jer ima odre|eni stepen logike ugra|en u

svoju infrastrukturu, koja pomaè da komunikaci ja izme|u ra~unara bude

efikasni ja.

Pogledajte sada sl ike. Ako uvedemo dogovor da se mreà sastoj i od ~vorova, vrlo

lako moèmo zakl ju~i t i da se t i ~vorovi me|usobno razl ikuju po ne~emu —

jednostavno nisu svi ist i . Razl ikujemo ~vorove koj i komuniciraju i ~vorove koj i tu

komunikaci ju omogu}avaju. Ukol iko bi mreù predstavi l i kao graf, u ~vorovim grafa

bi bi l i ra~unari i l i bi lo koj i ure|aji koj i komuniciraju i l i omogu}avaju tu

komunikaci ju. Dakle, razl ikujemo termine End System i Intermediate System . End

System je ure|aj (ma{ina) koja komunicira a Intermediate System je ure|aj koj

omogu}ava tu komunikaci ju.




End Systemi mogu bit i Kli jent i i l i Serveri , a Intermediate Systemi mogu bit i Router

i l i Bridgevi .

Ova sl ika predstavl ja vizuelni prikaz d efinic i je ra~unarske mreè. Naravno, ova

sl ika je oslobo|ena svih detal ja da bi pokazala osnovnu ideju, a to je da jeosnovna uloga mreè da prenosi informaci je.

Ova sl ika je malo detal jni ja i otkriva neke detal je koje prethodna ni je prikazivala.

Sa ove sl ike razl ikujemo pojmve kao {to su nd S y s t em i I n t e rmed ia t e S y s t em i pojmove kao {to je K l i j en t il i Se r ve r .

Pode la ra~unarsk i h mreà :

Generalno gledano, postoj i mnogo na~ina da se podele ra~unarske mreè

Me|utim i same ra~unarske mreè su samo jedna podvrsta mreà uop{te. Mreè




treba shvat i t i kao graf u matematic i . ^vorovi tog grafa su ra~unari , a veze izme|u

~vorova su kablovi i l i govore}i op{t i je to je komunikacioni medijum. Slede}a sl ika

govori o mreàma i tehnikama koje one koriste za omogu}avanje komunikaci je. Sa

sl ike se vidi da postoj i nekol iko vida komunikaci je.

Po in t- to-po in t komun i kac i j aPrvi vid je point-to-point komunikaci ja i ona je analogna starinskim telefonskim

sistemima gde je jedan od u~esnika u komunikaci j i , morao da ru~no uspostav

f iz i~ku vezu izme|u sebe i sagovornika. Ovo je, nadam se da svi prime|ujete , vrlo

primit ivan vid mre`ne komunikaci je. Kada razdalj ina me|u izvori{tem i odredi{tem

postane duà od najduèg mogu}eg kabla, veza se uspostavl ja preko nekog tre}eg

ra~unara. Ovo je prikazano slede}om sl ikom.

Svaki ra~unar ima poseban komunikacioni kanal ka drugom ra ~unaru. Ako pak dva

ra~unara nisu direkto povezana oni moraju komunicirat i preko drugih ra~unara koj

su izme|u nj ih. Naravno, ne mora da budu fiz i~ki izme|u nj ih, ve} treba da budu

izme|u nj ih na logi~kom nivou(u logi~kom smislu) . Tada postoj i vi{e alternat ivnih

puteva. Upravo zbog ovoga, kod ovih mreà su algori tmi za rut iranje vrlo va`ni

naime performanse mreè zavise od efikasnost i t ih algori tama.




Ukol iko se ova arhitektura korist i za komunikaci ju izme|u svih pojedina~nih ra~unra

u mreì, kada sve ra~unare poveèmo na ovaj na~in, dobi}mo ~itavu hrpu veza

kablova, {to je prikazano na slede}oj sl ic i .

Na toj sl ic i je prikazan postupak kreiranja jedne cele mreè kori{}enjem principa

point-to-point povezivanja ra~unara. Ono {to defini t ivno najvi{e upada u o~i jebroj l ini ja koj i je potrebno sprovest i ( f iz i~ki ) . Ovaj broj je drast i~no ve}i od onoga

{to se smatra ekonomi~nim umreàvanjem. Dakle, logi~no je bi lo da se potra`

bolje re{enje koje }e nekako uspet i da postoje}e resurse dinami~ki rekonektuje

sklapa i preklapa. Ovo je bio povod za osmi{l javanje 3 switching tehnike:




C i r cu i t -Sw i t ched Ne tworks

Slede}i vid komunikaci je - Circuit-Switched Networks je unapre|en u odnosu na

prethodni jer postoj i >>pametna<< infrastruktura koja nam omogu}ava da na nek

na~in adresiramo sagovornika i nakon tog adresiranja sagovornika, mreà nam

obezbe|uje komunikacioni kanal. Ovaj vid komunikaci je je analogan modernom

telefonskom saobra}aju. Ovakve mreè mogu bit i mnogo ve}e od predhodnih i to

uz manji utro{ak kablova, jer ~vorovi koj i me|usobno komuniciraju ne moraju bit

povezani svi sa svakim, ve} je potrebno da u grafu postoj i spre`no stablo i to jedovol jno za nesmetanu komunikaci ju me|u ~vorovima.

Vrat imo se za~as na sl iku na kojoj smo obja{l javal i point-to-point komunikaci ju.

Kako korisnic i koriste ovakvu mreù?

Kori{}enje mreè po~inje fazom konektovanja. Ova faza prakt i~no setuje digi talna

kola t j . ure|aje tako da se uspostavi f iz i~ka konekci ja izme|u izvori{ta i odredi{ta

Nakon {to se konekci ja ostvari , korisnik korist i mreù, a kada zavr{i posao, onda

konekci ju treba oslobodit i (diskonektovat i ) . Ceo ovaj cik lus kori{}enja mreè prikazan

je na sl ic i .




Pogledajmo sada slede}u sl iku

Razl ika u odnosu na predhodni na~in komunikaci je je u tome {to ovde umesto

stalnih veza imamo infrastrukturu koja omogu}ava re-povezivanje mre`nih veza u

zavisnost i od odredi{nog ra~unara sa koj im izvori{te èl i da komunicira. Dakle,

princip je pribl i`no ist i s tom razl ikom {to se pre nego {to komunikaci ja po~ne

veze unutar mreè automatski prepoveù tako da omogu}e izvori{tu da komunicira

sa odre|enim odredi{tom. Dakle, ponovo se svodi na point-to-point mreù, al i samogu}no{}u rekonfiguraci je u zavisnost i od zahteva. Razl ika me|u ova dva vida

komunikaci je se lepo moè uo~it i na slede}em dijagramu koj i predstavl ja tok jedne

komunikaci je.




Message Sw i t ched Ne tworks

Message Switched Networks je na~in komunikaci je bl i` i internet komunikaci j i nego

telefonskoj komunikaci j i . Treba shvat i t i , da se ovaj vid komunikaci je bazira na

razmeni cel ih poruka, a ne na bazi delova poruka, kao {to }e to bit i s lu~aj u

narednom vidu komunikaci je. Dakle, cela poruka je osnovna jedinica komunikaci je.

Na slede}oj sl ic i se vidi princip komunikaci je. Kada odrdi{te {al je poruku, ono je

po{alje lokalnom switch-u, a on kasi je {al je tu poruku dalje kroz mreù, sve dok

ona ne st igne na odredi{te.

Na slede}oj sl ic i moè se videt i tok podataka u toku jedne komunikaci je kroz

message switched mreù. Dakle, vidimo da se poruka prvo {al je do lokalnog




switch-a i da se tamo snima u bafer. Zat im taj switch prosle|uje dalje poruku do

odredi{ta i l i do narednog switcha. Tako poruka uspeva da se domogne odredi{ta

indirektnim putem. Dakle, ovaj vid komunikaci je je za razl iku od prethodna dva

indirektan.

Vrat imo se ponovo na{em primeru.

Prethodna metoda je funkcionisala tako {to je posredno uspostavi la vezu izme|u

~vorova A i D a sve to preko ~vorova B i C. Me|utim, ponekad ovakva konekci jamoè bit i vrlo duga~ka, pa je ovo neekonomi~no re{enje. Message switched

Networks funkcioni{u na principu primopredaje poruke. Dakle, poruka ide >> iz ruke

u ruku<< sve dok ne do|e do odredi{ta. Dakle, da bi poruka st igla iz ~vora A u

~vor D, ~vor A mora poruku prenet i ~voru B, on }e je prenet i ~voru C a ~vor C

~voru D. Izgleda da i ova metoda dobro radi zar ne?

Ovaj metod se naziva i Store forfard metod jer svaki ~vor prvo sa~uva(store

poruku a zat im je prosledi ( forward) dal je.




Na ovoj sl ic i vidimo princip koj i sam malope opisao. Postoj i jo{ jedno pitanje na

koje nismo dali odgovor, a to je za{to ~vor uop{te tro{i memori ju i pamti poruku,

kada moè odmah da je prosledi dal je? Odgovor je vrlo prost : Kanal moè da

bude zauzet. Dakle, ukol iko je kanal kroz koj i ~vor B treba da po{alje poruku

zauzet, onda on mora da sa~eka i da po{alje poruku tek kada se kanal oslobodi.

Prime}ujemo da su zadràvanja u ovoj tehnici druge prirode u odnosu na

zadràvanja iz predhodne tehnike. Nekada je ~ekanje bi lo potrebno zbog kona~nog

vremena uspostavl janja veze, a sada je ~ekanje neophodno zbog toga {to neki od

kanala mogu bit i zauzet i , pa poruka mora >>~ekat i u redu<<. Ovo ni je kona~no

vreme ~ekanja, jer kanal moè bit i ve~no zauzet (naravno ovo je samo najcrnj

s lu~aj i retko se de{ava u praksi ) .

Jo{ jedan zna~ajan izvor ka{njenja je duìna same poruke. U ovoj tehnologij

poruke su mnogo duè (ve}e) od poruka u predhodnoj vari jant i . Dakle, i kol i~nik

vel i~ ine poruke i brzine kanala ima zna~ajnu ulogu.

Packe t Sw i t ch ing Ne tworks

Packet Switching Networks su mreè koje komunikaci ju svode na komunikaci ju

paketa podataka. Dakle, poruka se prvo podeli na poruke, a zat im poruke putuju

kroz mreù. Paket i putuju odvojeno i tek na odredi{tu se ponovo grupi{u i stvaraju

poruku. Naravno, prime}ujete da je ovaj vid komunikaci je najbl i` i , ako ne

potpuno ist i , komunikaci j i koju sre}emo kod interneta. Na internetu, svaki ra~unar

mora da ima svoju adresu, koja ga jednozna~no odre|uje u mreì. Adresiranje je

vrlo {irok pojam, tako da zahteva dodatno obja{njenje. Packet switch princip rada

je vrlo sl i~an malopre pomenutom principu. On vrlo lako moè bit i i lustrovan

slede}om ilustraci jom:




Ovde se poruka del i na pakete, koj i mogu putovat i kroz mreù razl i~ i t im putevima

Va`no je napomenuti da u ovom slu~aju mogu uspostavi t i vi{estruke konekci je t j

sada se jedno izvori{te moè povezat i sa vi{e odredi{ta. Svaki od paketa sadrì u

sebi i header u kome se nalaze potrebni podaci za putovanje paketa i njegovo

ponovno sklapanje u poruku kada st igne do odredi{ta.

Vrat imo se ponovo na{em primeru:

Postoje dve vrlo bitne stavke koj i se karakteri{u kao dobra strana ove tehnike.

Prvo, paket i} i su mnogo manji od cel ih poruka, tako da je nj ihovo vreme

slanja mnogo manje. Pored toga treba naglasit i da kroz jedan ist i kana

mogu prot icat i paket i koj i pot i~u od razl i~ i t ih poruka, i to na primer prvo

pro|u dva paketa poruke 1 pa onda 3 paketa poruke 2 pa onda opet

nekol iko paketa poruke 1 i tako dalje. Ovim se ravnopravno raspodeljuje

~ekanje na pristup kanala.

Druga vel ika prednost ovog na~ina komunikaci je je paralelnost . Za vreme

dok paket 1 putuje od ~vora A do ~vora B, neki drugi paket neometano

putuje od ~vora B do ~vora C. Ovim se post iè izuzetno vel ika efikasnost




Na kraju moèmo da sastavimo preglednu tabelu koja govori o na~inima za

komunikaci ju o koj ima je ovde bi lo re~i .

Pored ovih razl i~ i t ih vidova komunikaci je, u okviru istog principa komunikaci je

razl ikujemo simplex, unicast i mult icast mogu}nost i komunikaci je

Adres i ran je

Svi ent i tet i u ra~unarskim mreàma moraju bit i na neki na~in jednozna~no

odre|eni, da bi bi lo mogu}e da podaci namenjeni nekom od ent i teta dospeju do

njega. Ovo jednozna~no ozna~avanje ne re{ava sve probleme ali re{avanjem

jednozna~nost i dolazimo u si tuaci ju da uop{te re{avamo problem komunikaci je

Drugim re~ima, da bi re{i l i komunikaci ju izme|u nekih ent i teta, moramo pre svega




jednozna~no odredit i u~esnike u toj komunikaci j i a zat im se bavit i komunikaci jom

Nadam se da sam bio jasan.

Ovo jednozan~no odre|ivanje se u tehni~kom svetu obi~no naziva >>adresiranje<<

Svaki ~vor u mreì obi~no ima bar jednu adresu, al i moè imati i vi{e adresa. Na

primer, svi f iksni telefoni u nekoj zemlj i , al i i u svetu su jednozna~no odre|en

telefonskim brojem. Me|utim, ukol iko imate i mobilni telefon u ku}i, onda je va{a

ku}a adresirana sa dve adrese. Prva adresa je broj f iksnog telefona, a druga

adresa je broj mobilnog telefona.

Adrese su obi~no u numeri~kom obliku kao na primer telefonski brojevi . Ovakvo

adresiranje je zgodno jer ma{ine mnogo bolje( lak{e) pamte brojeve nego re~i i l

re~enice. Me|utim, to ni je slu~aj sa l judima. Mnogi l judi dosta lak{e pamte imena

u odnosu na brojeve. Naravno, l judi se me|usobno ne zovu po jedinstvenom

mati~nom broju, ve} po imenima. Ovde nastaje problem. Ra~unari bol je razumeju

brojeve a l judi bol je razumeju imena !?! Sve u svemu, name}e se logi~no re{enje,

da je potrebna neka komponenta koja }e ra zumeti i l jude i ra~unare, a koja }e bit

izmenju nj ih. Ta komponenta je Name Server . Name Server je mre`ni resurs koj

sadrì spisak imena i spisak numeri~kih adresa koj i odgovara spisku imena. Ovim

se post iè da u Name Serveru imamo i imena i brojeve i to tako organizovane da

se ta~no zna koj i broj odgovara kom imenu i obratbno.

Vrs te ~vo rova mreè :

Ukoliko ~vorovi u mreì omogu}avaju korisniku da pristupi mreì t j . da komunicira

koriste}i mreù, onda se takav ~vor naziva End System i l i Host . Me|utim, ~vorov

koj i nemaju dodirnih ta~aka sa korisnic ima i koj i jedino {to rade je primanje

prosle|ivanje poruka iz jednog u drugi ~vor zovu se Intermediate System . Naravno

neki ~vorovi mogu bit i i End System i Intermediate System u istom trenutku. Zavisno

od funkci je koju trenutno obavl ja, ~vor }e bit i i l i ES i l i IS.




^vorovi su me|usobno povezani l inkovima t j . vezama. Ruta i l i put predstavl ja vezu

me|u ~vorovima a proces rut iranja je proces nalaènja odgovaraju}eg skupa

puteva kroz koj i treba prote}i informaci ja, da bi do{la od izvora do odredi{ta.

Me|utim, ovaj vid komunikaci je ni je jedini mogu}i. Kasni je }ete videt i kako se vr{

komunikaci ja u vidu EMISIJE — broadcast .

Na~ in i p renosa poda taka (Un i cas t , mu l t i cas t , b roadcas t )

Postoj i nekol iko podela ra~unarskih mreà. Prva podela se odnosi na tehnologi ju

prenosa ( t ransmisi je) a druga na samu vel i~ inu ra~unarske mreè. Naravno

podelama nikad kraja pa i malo znat ièl jni j i ~ i talac moè mreè podeli t i minimum

po jo{ dva kri teri juma. [to se t i~e prvog kri teri juma (tehnologi ja prenosa) mreè

delimo na: Broadcast mreè (emisione) i Unicast i Mult icast mreè.

[to se ti~e Broadcast mreà, kod nj ih postoj i samo jedan komunikacioni kanal na

koj i su spregnut i svi ra~unari u mreì. Ra~unar koj i generi{e poruku {al je je na

komunikacioni kanal, a u zaglavl ju poruke je adresa primaoca. Tako emitovana

poruka dolazi do svih ra~unara. Svaki ra~unar primi tu poruku i procesira je. Ako

zakl ju~i da ni je za njega odbaci je je a ako je za njega zadràva je. Ovakav na~in

umreàvanja se koristu na manjim geografskim podru~i j ima. Pretpostavl jate, da jeovo ne ba{ dobro re{enje, jer se kapacitet kanala ne korist i racionalno. Na

slede}oj sl ic i dat je pregled na~ina komunikaci ja.




Unicast — Point to point , na~in transmisi je podataka podrazumeva takav na~in

transmisi je gde imamo ta~no jednog po{i l jaoca i ta~no jednog pri jemnika. Ova

sistem transmisi je odgovara klasi~nom telefonskom razgovoru!

Mult icast na~in transmisi je podrazumeva da sada moèmo imati vi{e izvori{ta, a

tako|e moèmo imati i vi{e odredi{ta. Me|utim, regularna je i si tuaci ja kada

uop{te nemamo odredi{te. Dakle, mult icast tehnika je tehnika pri kojoj se jedan

paket podataka simultano prenosi do ve}eg broja odredi{ta. Ovakav na~in slanja

podataka bukvalno je spasao industr i ju kablovske televiz i je, jer kada bi cable TV

provajder svakom svom kl i jentu posebno slao video signal, za vrlo kratko vreme

mreà bi se zagu{i la i posao bi propao. Moramo obavezno napomenuti da TCP

protokol ne podràva mult icast transmisi ju i da za te svrhe treba korist i t i UDP

protokol. Iz ovog ugla mult icast i broadcast nam deluju potpuno isto me|utim to

ni je tako. Kod broadcast transmisi je svi ~vorovi primaju istu informaci ju, a kodmult icast transmisi je samo ~vorovi koj i su na neki na~in >>naru~i l i<< informaci ju

primaju pakete podataka. ^vorovi u toku vremena mogu da menjaju mi{l jenje. Na

primer, ako ja sedim ku}i i menjam TV kanale to zna~i da ja menjam informaci je

koje sam naru~io. Upravo zbog ovog razloga ruteri imaju veoma vel iku ulogu u

mult icast transmisi j i i moraju imati >>pametne<< algori tme da bi se minimiziralo

dupliranje poruka i da bi svaki paket naj jekonomi~ni je korist io mre`ne resurse. Sve

u svemu mult icast transmisi ja ekonomi~ni je raspolaè kapacitetom komunikacionog

kanala. NPR Iskori{}enje/optere}enje kanala za unicast je reda vel i~ ine N a zamult icast 1/N. Danas ve}ina LAN mreà podràva mult icast reìm transmisi je.




Smer komun i kac i j e ( s imp lex , dup lex , f u l l d up lex )

[to se t i~e smera komunikaci je t j . pi tanja da l i konkretni komunikacioni kana

podràva dvosmernost komunikaci je i u kojoj meri , postoje Simplex , half Duplex

Ful l Duplex mreè.

Simplex je jednosmerna komunikaci ja. Na primer to je kao slu~aj kada gledamo TV

program. Mi nemamo nikakvu interakci ju sa programom jednostavno primamo

podatke.

Half Duplex je t ip komunikaci je gde informaci je mogu da idu u oba smera, al i ne

istovremeno. Primer je telefonski razgovor. Prvo mi kaèmo ne{to, pa onda ~ekamo

odgovor.

Ful l Duplex je t ip komunikaci je koj i podràva komunikaci ju u oba smera

istovremeno. Primer za ovaj vid komunikaci je je >>sva|a<< preko telefona, kada

niko nikog ne slu{a i obojica pri~aju u isto vreme. Dakle, dvosmerna komunikaci jai to u isto vreme.

Pode la po ve l i ~ i n i ( LAN , MAN, WAN, INTERNET )

Drugi kri teri jum: (vel i~ ina)

Mult ira~unari : Udaljenost procesora mora bit i manja od jednog metra t j

ure|aji se nalaze u jednom ku}i{tu.

LAN mreè (Local Area Network) . Udaljenost moè bit i od jednog do

nekol iko deset ina metara. Takve mreè su naj~e{}e mreè u nekoj zgradi

LAN mreè su po pravi lu emisione (broadcast ) mreè i imaju vel ike brzine

prenosa podataka reda 10-100 Mb/s. [to se t i~e topologi je, one mogu bit

organizovane u vidu niza (BUS ) i l i u vidu prstena (RING ) . U ovakvim mreàma

je problem da se spre~i da vi{e ra~unara istovemeno {al je poruku

Standardi po koj ima se vr{i razmena poruka su IEEE 802.3 i IEEE 802.5




MAN mreè (Metropoli ten Area Network) . To su gradske mreè koje za

razl iku od LAN mreà mogu da pokrivaju i povr{inu ve}u od 10 km u

pre~niku. I one uglavnom koriste broadcast metodu komunikaci je. Ovde se

koriste dve jednosmerne magistrale umesto jedne dvosmerne. Dakle, sada

imamo BUS-A i BUS-B. Ovaj standard se zove DQDB (D is tr ibuted Queue

Dual Bus). Ako BUS-A sluì za slanje podataka onda }e izvesno BUS-B

sluì t i za pri jem podataka. Ra~unar koj i ho}e da po{alje poruku korist

razl i~ i tu magistralu u odnosu na to kom susedu {al je.WAN mreè su naj~e{}e Point-to-Point t ipa. WAN objedinjuju vi{e LAN

mreà. Razl ika u odnosu na MAN je {to je MAN samo vel ik i LAN a WAN je

skup nekol iko LAN mreà. Ove mreè obuhvataju kont inente, zemlje, i td . . .

INTERNET mreà je mreà svih mreà i ona povezuje sve mreè u jedan

sistem.

Javne i p r i va tne mreè

Tre}i kri teri jum: (privatnost )

Prema na~inu pristupa sve mreè se dele na:

Javne

Privatne

P r va ra~unarska mreà

Distr ibuirani sistemi i mreè :

Razl ika izme|u distr ibuiranih sistema i mreà je su{t inska. Kod distr ibuiranihsistema imamo samo jedan ra~unar ~i ja je arhitektura geografski distr ibuirana, a

kod mreà imamo nekol iko ra~unara.

Prva mreà koja je projektovana nosi la je ime ARPANET. Ona je za ra~unare koj

komuniciraju korist i la termin HOST. Alternat ivni termin je bio End-System. Ovo je

bi la izuzetno prosta mreà, al i je predstavl jala izuzetan pomak u ra~unarsko

industr i j i , jer je po prvi put povezala ra~unare koj i su do tada bi l i usamljena

>>elektronska ostrva<<.




Ra~unar A Ra~unar B

Aplikativniproces

Aplikativniproces

Komunikac.Interfejs

Komunikac.Interfejs

Komunikaciona mreà

Komunikacija

Komunikacija

Korisnik-korisnik

Ra~unar-ra~unar

Ova sl ika predstavl ja princip rada mreè t j . princip komunikaci je dva ra~unara

Aplikat ivni procesi razmenjuju poruke, a komunikacioni interfejs sluì da bi im u

tome pomogao t j . da bi im to omogu}io. Na slede}oj sl ic i vide}emo kako

funkcioni{e komunikaciona mreà. Koja ima za ci l j da fiz i~ki uspostavi vezu

prosle|ivanjem poruka od jednog do drugog ra~unara

Host

Host

Ruteri ili (IMPs)InterfaceMessageProcessors

HOST-ovi se dele na kl i jente i servere . Apl ikat ivni proces koj i se izvr{ava na

kl i jentu zahteva neku uslugu od aplikatvnog procesa koj i se izvr{ava na serveru

Kli jet-server aplikaci je su distr ibuirane aplikaci je ( jedna ista aplikaci ja se nalazi

na jednom i na drugom ra~unaru. Na primer, danas najpopunarni j i servis interneta - WEB - zasnovan je na ovom principu. Neki sajt nalazi se na nekom serveru, a

nama treba neki kl i jent da bi smo pristupi l i sadràju tog sajta. Kl i jent je obi~no

internet explorer a server je neki od poznat ih web servera (Appache, I IS , i td. . )




Komunikaciona podmreà:

Komunikaciona podmreà moè da bude:

Sa komutaci jom kola

Sa komutaci jom poruka

Sa komutaci jom paketa

O ovome je ve} vo|ena rasprava !

Da tag ram i v i r t ue ln i kana l

Na osnovu toga kako se prosle|uje paket ? , dele se na:

Datagram mreè i

One koje koriste virtuelni kanal (Virtual Chanel)

Kod datagram mreà svaki paket u sebi sadrì punu adresu izvori{ta i odredi{ta

(s l i~no kao pismo). Paket i koj i predstavl jaju delove iste poruke mogu putovat

razl i~ i t im putevima do odredi{ta, pa ~ak i da u razl i~ i tom redosledi st iù na

odredi{te.

Kod modela sa virtuelnim kanalom pre po~etka razmene informacionih paketa je

slanje uprvl ja~kih paketa i izvr{ava se neka handshake procedura kojom se

uspostavl ja veza izme|u korisnika ( to je taj vir tuelni kanal) . Upravl ja~ki paketsadrì punu adresu izvori{ta i odredi{ta. Na osnovu nje se uspostavl ja virtueln

kanal izme|u izvora i odredi{ta preko rutera. Ovaj proces se zove i t rasiranje puta

Posle toga se {al ju informacioni paket i i oni u sebi ne sadrè adresu izvori{ta

odredi{ta ve} samo broj vir tuelnog kanala. Ovaj trasirani put mogu da koriste

drugi korisnic i . Ovde je redosled primljenih i poslanih paketa ist i zato {to se korist

is t i put. Sa~uvan redosled je jedna od najve}ih prednost i ovog modela

komunikaci je. Ovom modelu komunikaci je odgovra telefonksa komunikaci ja za

razl iku od datagram mreà koje su ekvivalent komunikaci j i putem pisama. Primer

za datagram mreù je upravo INTERNET a za Virtual Chanel model je X.25. ATM,

Frame relay.




Konekc ion i i beskonekc ion i se r v i s

Sa stanovi{ta aplikat ivnog procesa usluge koje mu pruà mreà su:

Konekcioni servis (Connect ion oriented)

Bezkonekcioni servis (connect ionless)

Konekcioni servis . Mreà obezbe|uje aplikaci j i savr{en komunikacioni kanal, poruka

st iè bez gre{aka a konekcioni servis se postavl ja uz pomo} neke handshake

procedure sa 3 koraka. Ovde je obezbe|ena detekci ja gre{ke, kontrola toka i td. .

Kontrola toka obezbe|uje se tako {to se svaka poruka koja se po{alje, potvrdi da

je dobro st igla na odredi{te.

Na aplikaci j i je da odabere na~in komunikaci je (connect ionless i l i connect ion

oriented). Ovo se odre|uje jo{ u fazi projektovanja same aplikaci je.

Bezkonekcioni servis . Ovde nema nikakvih garanci ja o pri jemu poruke al i je zato

prenos mnogo brì . Ovakav na~in komunikaci ja se korist i kod video-konferenci jaOvo je mogu}e zato {to i gere{ke u sl ic i ipak ne ut i~u na rad aplikaci je (malo

}emo slabi je videt i sagovornika al i je u principu sve OK).

Virtual channel . Uvek pruà konekcioni servis apl ikat ivnom procesu a datagram

model moè da pruì i connect ionless i connect ion oriented servis.

Komunikaci ja izme|u ra~unara:

Da bi komunikaci ja izme|u udaljenih ra~unara bi la ostvariva treba nam

odgovaraju}i software i hardware . Rani je je komunikaci ja bi la mogu}a izme|u ist ih

t ipova ra~unara NPR. {ezdeset ih godina SNA (System Network Architecture) koju je

predloìo IBM. Firma DEC je predloì la DNA (Data Network Architecture) . Komisi ja

za ISO standardizaci ju je definisala kako treba da se projektuje software

hadrware koj i }e omogu}it i komunikaci ju izme|u ra~unara bez obzira koje

proizvo|a~ ra~unara. Takav software ima hi jerarhi jsku organizaci ju pri ~emu svak

nivo obavl ja precizno definisani skup funkci ja. Funkci je koje obavl jaju ovi nivo

mogu bit i podeljeni u dve grupe:

Mre`no ori jent isane(zavisne) funkci je (zavise od strukture komunikacione

mreè)

Aplikat ivno ori jent isane funkci je (zavise od t ipa mre`nih aplikaci ja)




Uvod ............................................................................................................................................................................... 1

Podela ra~unarskih mreà:....................................................................................................................................3

Point-to-point komunikacija ..................................................................................................................................4

Circuit-Switched Networks......................................................................................................................................6

Message Switched Networks ................................................................................................................................8

Packet Switching Networks .................................................................................................................................. 10

Adresiranje.............................................................................................................................................................. 12

Vrste ~vorova mreè: ............................................................................................................................................ 13

Na~ini prenosa podataka (Unicast, multicast, broadcast) ............................................................................. 14

Smer komunikacije (simplex, duplex, full duplex) ........................................................................................... 16

Podela po veli~ini (LAN, MAN, WAN, INTERNET).............................................................................................. 16

Javne i privatne mreè......................................................................................................................................... 17

Prva ra~unarska mreà........................................................................................................................................ 17

Datagram i virtuelni kanal ................................................................................................................................... 19

Konekcioni i beskonekcioni servis ..................................................................................................................... 20




OS I Open Sys tem In te r connec t i on)

OSI je slojevi t i model mre`ne komunikaci je. [to je ve}i broj slojeva u OSI strukturi

to je komunikaci ja pouzdanija al i je arhitektura glomaznija i sloèni ja. OSI mode

omogu}ava standardno povezivanje ra~unara na mreù. Hijerarhi jski je

organizovan. Funkci ja jednog nivoa je uvek ista i to takva da uvek treba da

obezbedi usluge nivou koj i je iznda njega a korist i usluge nivoa (slojeva) koj i je

neposredno ispod njega. OSI je standard koj i je kona~no standardizovao najbol ja

re{enja vode}ih kompanija iz oblast i ra~unarskih mreà. Kao posledica ovestandardizaci je, projektant ima mreà je bi lo mnogo lak{e da rade jer ta~no znaju

interfejs svakog nivoa, {to im olak{ava da razl i~ i ta re{enja za razl i~ i te nivoe ipak

budu me|usobno kompatibi lna. U OSI modelu postoj i sedam ovakvih nivoa( leyer) :

Apl ikat ivni

Prezentacioni

Nivo sesi je

Transportni

Mre`ni

Nivo veze

Fizi~ki

Ovih sedam nivoa mogu bit i grupisat i u neke kategoije:

Fiz i~ki , Nivo veze i Mre`ni (mre`no zavisni nivoi )

Transportni , Nivo sesije, prezentacioni i apl ikat ivni (apl ikat ivno zavisni )




Transportni nivo ima za zadatak da {t i t i protokole vi{ ih nivoa detal ja funkcionisanja

i organizaci je komunikacione podmreè. Sve promene u strukturi podmreè kao

ograni~enja, transportni nivo ~ini transparentnim za sve ostale nivoe.

Komun i kac i ja u OS I mode lu

Funkci je svakog nivoa su formalno definisane preko p rotokola odgovaraju}eg nivoa

Protokolom se pored funkci ja defini{u i pravi la konverzaci je koj ih se moraju

pridràvat i u~esnici . Nj ime je definisan format i sadràj poruka koje se razmenjuju.

Svaki nivo u protokolnoj hi jerarhi j i pruà sve definisane usluge za slede}i nivo.

Zadatak svakog nivoa je da obezbedi izvr{enje jednog i l i vi{e od slede}ih

zadataka:

Kontrola gre{ke (Error Control ) obezbe|uje da logi~ki komunikacioni kanal

budu pouzdanij i .

Kontrola toka (Flow Control ) obezbe|uje regulisanje brzine prenosa izme|u

u~esnika u komunikaci j i .

Segmentiranje i Reasembliranje poruka proist i~e iz ograni~enja koje

name}e komunikaciona podmreà. Podrazumeva del jenje poruke na

blokove iste vel i~ ine (segmentiranje) a na pri jemnoj strani reasembliranje

(sastavl janje poruke iz del i}a).




Mult ipleksiranje i demult ipleksiranje poruka. Vi{e aplikat ivnih procesa del

ist i komunikcioni kanal ako je kapacitet kanala dovol jno vel ik i da : :primi:

informaci je. U izvornoj strani se odvi ja mult ipleksiranje a u odredi{no

demult ipleksiranje. Me|utim, ako neki proces zahteva nekol iko

komunikaciona kanala, onda je si tuaci ja obrnuta.

Uspostavl janje veze je definisanje handshake procedure kojom se defini{e

kako se uspostavl ja veza izme|u jednakih nivoa.

Odredi{teIzvor

4

3

2

1

4

3

2

1

Protokol nivoa 4

Protokol nivoa 3

Protokol nivoa 2

Protokol nivoa 1

Hijerarhija sa 4 nivoa

V i r t ue lna komun i kac i ja :

Svaki nivo ima ut isak da direktno komunicira sa jednakim (njemu ekvivalentnim

nivoom druge ma{ine/ra~unara. Pravi la po koj ima oni komuniciraju su protokol

odgovaraju}eg nivoa.

Izme|u svakog od nivoa postoj i precizno definisan interfejs SAP-Service Access

Point ) . Preko SAP-a se pristupa usluzi koju pruà susedni nivo. Sve dok je interfejs

izme|u razl i~ i t ih nivoa ist i , na~in implementaci je mreè da se menja. Dakle, na~in

funkcionisanja je po pt incipu crne kut i je. .




Podaci koj i se razmenjuju izme|u jednakih nivoazovu se PDU Protocol Data Unit

i l i na srpskom — protokolske jedinice podataka.

Stvarna(f iz i~ka) komunkaci ja postoj i samo na najnièm fiz i~kom nivou. Komunikaci ja

se odvi ja po slede}em {ablonu enkapsulaci ja: Poruka M (originalna por uka) se del

na dva dela, i svakom delu se pridodaje HEADER tog nivoa na kome je poruka

podeljena. Svaki naredni nivo ponovo del i poruku i dodaje svoje hedere. Na

pri jemnoj strani se de{ava ist i proces al i u obrnutom redosledu. Dakle, sada svaknivo spaja nekol iko poruka i bri{e svoje hedere. Zat im takvu poruku preuzima

slede}i nivo i td. Ovo je prikazano slede}om {emom:




Tako|e je va`no napomenuti da jedan nivo uvek pruà uslugu nivou koj i se nalaziznad njega a ne nivou ispod njega. Ovaj princip komunikaci je je prikazan slee}om

slikom.




Po{to smo kazali da svako od nivoa ima ut isak da komunicira sa svoj im

ekvivalentom na drugoj strani moramo i pomenuti da se ta virtuelna komunikaci ja

obavl ja po ode|enom protokolu. Svaki nivo ima svoj protokol. [ema koja }e ovo

pojasnit i je slede}a:

Komunikaci ja izme|u nivoa se odvi ja preko SAP-ova. O ovome smo ve} dosta rekl i

me|utim, komunikaci ja na nivou kl i jent — server se odvi ja pomo}u nekol ikoprimit iva. Komunikaci ja izme|u kl i jenta i servera se odvi ja na slede}i na~in:

Ovom sl ikoj je prikazan princip komunikaci je sa potvr|ivanjem. Za razl iku od ovog

principa, komunikaci ja se moè svest i i na komunikaci ju bez potvr|ivanja. Ovo je

manje pouzdana komunikaci ja, al i je i brà, jer se ne gubi kapacitet

komunikacionog kanala na potvrde ve} se non-stop {al ju : :korisne:: informaci je.

Ap l i ka t i vn i n i vo

Aplikat ivni nivo pruà podr{ku razl i~ i t im korisnic ima. Drugim re~ima, on daje

korisni~ki interfejst za usluge koje pruà mreà. Za svaki mre`ni servis na

aplikat ivnom nivou postoj i protokol preko koga se pristupa tom servisu (na prime

za faj love je to FTP , za mail je SMTP , i td. . . ) Apl ikat ivni nivo pruà aplikat ivnim




procesima jo{ i ident i f ikaci ju korisnika po imenu, utvr|ivanje spremnost i druge

strane da stupi u komunikaci ju, na~in {i fr iranja podataka (ako se zahteva tako

ne{to) . Dakle, apl ikat ivni nivo samo odre|uje na~in {i fr iranja dok samo {ifr iranje

obavl ja nardni nivo (prezentacioni ) .

P rezen tac ion i n i vo

Bavi se predstavl janjem podataka koj i se prenose izme|u dva aplikat ivna procesa

Aplikat ivni Procesi na razl i~ i t im ma{inama koriste razl i~ i to predstavl janje podataka

pogotovu ako se radi o razl i~ i t im operat ivnim sistemima. Prezentacioni nivo pruà

zajedni~ki obl ik koj i omogu}ava da se ostvari komunikaci ja izme|u aplikacionih

procesa. Ovde moè da se obavl ja {i fr iranje podataka ako se to traì u ci l ju

sigurnost i podataka.

Ni vo ses i j e

Nivo sesi je omogu}ava aplikacionim procesima da uspostave vezu (konekci ju) . Sesi ja

pruà servis upravl janja di jalogom. Sesi ja moè da dozvol java da se komunikaci ja

obavl ja dvosmerno i l i jednosmerno . Ako je dvosmerno, treba da se zna koja jestrana na redu da vr{i prenos. Upravl janje t im dijalogom se zove token

menad`ment (èton menad`ment) . Stana koja poseduje èton moè da vr{i prenos

i tada predaje èton drugoj strani.

Pored ove uloge nivoa sesi je, ona sluì sa sinhronizaci ju npr. Sesi ja traje 2h

pukne veza pa mora da se opet uspostavi da bi se sesi ja dovr{i la. Zato se u

podatke koj i se prenose ubaci ju sinhronizacione ta~ke tako da ako do|e do

prekida nastavak prenosa ide od poslednje sinhronizacione ta~ke. [to je vi{e ovih

sinhronizacionih ta~aka, to }e nastavak sesi je mo}i da bude pribl i`no ist i trenutku

kada je sesi ja prekinuta. Na primer, ako imamo sesi ju duga~uku 1 sat i imamo

samo jednu sinhronizacionu ta~ku, onda }e sesi ja mo}i da se ponovo uspostavi (u

slu~aju nasi lnog prekida) tek na 30-tom minutu. Ukol iko bi prekid nastao u 29-om

minutu, ceo na{ trud bi propao je ponovo bi moral i sve iz po~etka.

T ranspor tn i n i vo

Poruka sa nivoa sesi je se razdel i na cel ine i preda se mre`nom nivou, a u

pri jemnoj strani se radi obrnuto. Za svaki zahtev iz nivoa sesi je on otvara novu

konekci ju prema mre`nom nivou.




Mre`ni

Nivo sesije

Transportni nivo

MultipleksiranjeDemultipleksiranje

Kao {to vidimo, ukol iko je aplikacja takva da joj je potreba ve}e propusnost, onda

se uspostavl ja nekol iko konekci ja. Tako|e, ukol iko aplikaci ja zahteva vrlo malu

propusnost, onda se nekol iko zahteva {al ju preko istog kanala. Ovaj nivo u vodi jo{

jedan nivo adresiranja, a to su takozvani portovi 0-16000 koj i sluè za

ozna~avanje odre|ene aplikaci je. Oni omogu}avaju da se ve}i broj apl ikaci ja

prosledi na jedan mre`ni sloj (radi kao mult iplekser) .

Mre`n i n i vo

Zadatak ovog nivoa je definisanje puta podataka kroz mreù (kako da st igne doodredi{ta) . Ovo je poznat i je kao RUTIRANJE. To definisanje moè bit i obavl jeno

stat i~ki (na osnovu tabl ica koje koje su formirane u fazi konfigurisanja mreè). Na

primer u tabl ic i se moè definisat i da se sve {to dolazi iz pravca 1 treba usmeri t i

na pravac 4.

1 2

3

45

6

1

Tablica

4A C




Drugi na~in je da se obavi dinami~ko konfigurisanje na osnovu pra}enja stanja

mreè. Ove metode su komplikovanije al i su bol je jer se pametno ulazi u mreù t j

tamo gde je najmanja gu`va, pa se t ime post iè ve}a brzina protoka informaci ja

od hosta do hosta.

Da ta- l i nk

Na datal ink nivou defini{e se kako se vr{i prenos izme|u dva ~vora u mreì pr

~emu je ~vor host i l i ruter. Bavi se problemom naru{avanja , gubljenja i l

duplic iranja poruka koje se razmenjuju izme|u dva ~vora. Ovde se reguli{e

brzina prenosa . On treba da obezbedi kontrolu toka porta. Tako|e, treba da vr{

framing . Da bi sve ovo moglo da funkcioni{e mora se uvest i neki vid adresiranja

da bi se znalo kome su podaci poslat i (ovo je naro~ito bitno kod broadcast

mreà).

F i z i ~ k i n i vo



10/11 Ra~unarske mreè (E lektronski Fakultet , Ni{) - Marko

Mil i~ i}

Fiz i~ki nivo se bavi elektr i~nim i f iz i~kim interfejsom izme|u ra~unara (~ora, host-a

i komunikacionog kanala ( t ransportnog medijuma). Obezbe|uje nivou veze seri jsk

prenos bitova du` komunikacionog kanala. Sastoj i se od mehani~kog i elektr i~nog

dela. Mehani~ka komponenta defini{e mehani~ki interfejs, (kavi su konektori

raspored niìca, i td) . Kod elektr i~ne komponente f iz i~kog sloja, t ipi~ni problemi su:

Koj i naponski nivo treba da se korste za log i~ku 0 i 1

Trajanje bitskog intervala (kol iko se napon nule i l i jedinice drì)

Kol iko ima pinova na mre`nom hardveru i ~emu svaki sluì

Poroceduralna komponenta fiz i~kog nivoa odre|uje funkci ju svakog pina, i koje

radnje treba izvr{i t i da bi se izvr{i la neka funkci ja.



11/11 Ra~unarske mreè (E lektronski Fakultet , Ni{) - Marko

Mil i~ i}

OSI (Open System Interconnection)....................................................................................................................... 1

Komunikacija u OSI modelu..................................................................................................................................2

Virtuelna komunikacija:...........................................................................................................................................3

Aplikativni nivo..........................................................................................................................................................6

Prezentacioni nivo....................................................................................................................................................7

Nivo sesije.................................................................................................................................................................7

Transportni nivo........................................................................................................................................................7

Mre`ni nivo ...............................................................................................................................................................8

Data-link....................................................................................................................................................................9

Fizi~ki nivo .................................................................................................................................................................9



1/81 Ra~unarske mreè (E lektronski Fakultet , Ni{) Marko Mil i~ i}

TCP/IP MODEL

OSI model nikada u potpunost i ni je zaìveo u praksi. U praksi je TSP/IP model. Prv

put je implementiran na ARPANET -u. TCP/IP naziv je od dva najva`ni ja protokola:

TCP (Transmision Control Protocol) — protokol transportnog nivoa

IP ( Internet protocol ) — protokol mre`nog nivoa

Ovde ne postoje jasno izdvojeni nivoi ve} na osnovu protokola koj i su u upotreb

moè da se izdvoj i 5 nivoa.

Ovde PDU (Protocol Data Unit ) koj i se razmenjuju imaju imena. Na aplikat ivnom

nivou se zovumessage

, na transportnom nivou se zovudatagrami

, na mre`nom se

nazivaju segmenti , na nivou veze frejmovi, a za fiz i~ki nivo nemaju posebno ime

ve} se zovu prosto PDU.

Protokol i mogu bit i implementirani hardverski i l i softwerski i l i kombinovano. Po

pravi lu su protokol i ni` ih nivoa implementirani hardverski a vi{ ih softverski . Mre`n

nivo moè bit i implementiran kombinovano.

U ovom slu~aju imamoNetwork Access

t j .Host-to-Network

sloj koj i obezbe|uje

f iz i~ki i data-l ink nivo. Postoj i zat im mre`ni sloj koj i vr{i rut iranje ( IP protokol )

Zat im postoj i Host-to-Host nivo t j . Transportni sloj (TCP protokol ) koj i vr{i kontrolu

toka. Iznad toga je applicat ion nivo , on obuhvata i ap l ikacioni i prezentacioni i slo

sesi je.




APL IKAT IVNI NIVO

Jedan protokolski nivo moè bit i real izovan softverski i l i hardverski. Po pravi lu su

najvi{ i nivoi softverski (apl ikacioni nivo) a ni` i slojevi su naj~e{}e hardversk

implementirani i to u vidu mre`nih kart ica. Aplikat ivni nivo moè imati ve}i bro

protokola (FTP, SMTP, HTTP, Telnet i td . . . ) Svaki od ovih protokola se obi~no sastoj

iz dva dela, kl i jent strane i server strane. NPR: WEB browser je kl i jent a WEB serve

je server HTTP protokola.

Nivoi ispod aplikat ivnog nivoa imaju zadatak da obezbede pouzdan prenos, al i on

ne izvr{avaju nikakav realan posao za korisnika. Me|utim, i na aplikat ivnom nivou

postoj i potreba za protokol ima koj i }e podràt i realnu aplikaci ju i l i funkci ju. Treba

napravit i razl iku izme|u mre`ne aplikaci je i protokola aplikat ivnog nivoa. Protoko

aplikat ivnog nivoa je samo jedan deo mre`ne arhitekture i to vrlo VA@AN deo.

Evo par primera:

WEB je mre`na aplikaci ja koja omogu}ava korisniku da dobije dokumente sa WEB

servra po zahtevu. WEB aplikaci ja sadrì mnogo komponent i :

Standard za format WEB dokumenata (HTML)

WEB Kl i jente (Netscape navigator)

WEB servere (Apache)

Protokol apl ikacionog nivoa (WEB-ov protokol apl ikacionog nivoa je HTTP

(Hyper Text Transfer Protocol ) koj i defini{e kako se poruke prenose izme|u

traga~a (browsera) i WEB servera.




Drugi primer je E-mail apl ikaci ja. Ona ima mnogo komponent i ukl ju~uju}i :

Mail servere koj i sadrè mailbox-ove

îta~e poruka koj i omogu}avaju korisniku da ~ita i kreira poruke

Standard za definisanje strukture e-mail poruke MIME (Mult ipurpouse

Internet Mail Extension)

Protokol apl ikat ivnog nivoa koj i defini{e kako se poruke prenose izme|u

servera i servera, izme|u servera i ~i ta~a i kako se sadràj pojedinihdelova mail poruke interpret ira (npr header mail poruke). Osnovni protoko

aplikacionog nivoa za e-mail apl ikaci ju je SMTP (Simple Mail Transfe

Protocol )

Protokol ima aplikacionog nivoa se defini{e:

Tip poruka koje se razmenjuju (npr: pitanja i odgovor)

S intaksa razl i~ i t ih t ipova poruka

Semantika, t j . zna~enje informaci ja u polju poruke

Pravi la koja defini{u kada i kako procesi {al ju pitanja (zahteve) i odgovore

K l i j en t i i se r ve r i

Aplikat ivni protokol i obi~no imaju dve strane; kl i jent stranu i server stranu . Kl i jen

strana na jednom hostu komunicira sa server stranom na drugom hostu NPR. WEB

traga~ implementira kl i jent stranu HTTP-a a WEB Server server stranu HTTP-a.

Kod elektronske po{te, izvorni mail server implementira kl i jent stranu SMTP-a a

pri jemni (odredi{ni ) mail server server stranu SMTP-a.

U mnogim aplikaci jama HOST ce implementirat i i k l i jent i server stranu aplikaci je

NPR: Telnet (udaljeni Log-In) . Ako host A inic ira Telnet sesi ju tada je A-kl i jent a B-

server. Naravno, mogu}e je i obrnuto. Sl i~an primer je i FTP.

Kod ve}ine aplikaci ja host koj i inic ira sesi ju je ozna~en kao kl i jent . Ovo je pravi lo!

Host moè jednovremeno da deluje i kao kl i jent i kao server za datu aplikaci juNpr Mail server host izvr{ava kl i jent stranu SMTP-a za slanje poruka a server

stranu SMTP-a za pri jem poruka.




DNS

Programi se retko obra}aju hostovima, mailbox-ovima i drugim resursima na

osnovu binarnih adresa. Umesto binarnih adresa koriste se ASCII nizovi kao na

primer: [email protected] .ac.yu. Me|utim, sama mreà razume samo binarne adrese

pa je potrebno izvr{i t i konverzi ju iz jednog oblika u drugi. Da bi se ovo ostvari lo

korist i se DNS. Osnovni zadatak DNS-a je presl ikavanje imena hostova i e-mai

dest inaci ja u IP adrese.

Veoma kratko, DNS se korist i na slede}i na~in: Da bi se ostvari lo presl ikavanje

imena hosta u IP adresu. Aplikat ivni program (Web, E-mail , FTP i td. . . ) poziva

bibl iote~ku funkci ju koja se zoveRESOLVE

predaju}i joj ime kao parametar. Funkci ja

tada {al je UDP paket lokalnom DNS serveru, koj i zat im pretraùje imena i nalaz

odgovaraju}u IP adresu. Tada je vrat i kao iz laznu vrednost aplikat ivnom programu.

[ta je DNS?

DNS je distr ibuirana baza podataka implementirana hi jerarhi jski u name-

serverima

DNS je protokol apl ikat ivnog nivoa koj i dozvol java hostovima i name-

serverima da komuniciraju da bi obezbedio uslugu presl ikavanja.

Name-serveri su naj~e{}e UNIX ma{ine na koj ima se izvr{ava BIND software. DNS

server korist i UDP i port 53. Usluge DNS-a koriste i drugi protokol i apl ikat ivnog

nivoa da bi prevel i korisni~ku adresu u IP adresu.

Koncepci jski , internet je podeljen na nekol iko stot ina povr{inskih domena(oblast i )

pri ~emu svaki domen pokriva vel ik i broj hostova. Svaki domen je dalje podeljenna poddomene, a oni dalje i td. . . Svi ovi domeni ~ine jedno stablo. L istovi stabla

predstavl jaju domene koj i nemaju poddomene (al i sadrè hostove).

Domen u korenu stabla nema ime. Ovaj domen je podeljen nekol iko stot inama

poddomena. Podela je izvr{ena u odnosu na neke kl ju~ne osobine (generi~ka

podela) i l i na osnovu geografske pripadnost i . Tako npr: generi~ki domeni su .com,

.edu, .gov i td. geografski domeni ukl ju~uju domene za svaku zemlju, po ISO 3166.

U praksi, gotovo sve organizaci je u USA koriste generi~ke domene, a skoro sveorganizaci je van USA geografske domene (domene zemalja) . Svaki domen je

imenovan putem koj i ide od posebnih ka op{t im domenima. Prelaz (suàvanje

domena ozna~ava se ta~kom. Na primer:Elfak.ni .ac.yu

Svaki domen kontrol i{e kreiranje domena ispod sebe. NPR: Japan ima domene

ac. jp i co. jp koj i predstavl jaju academsku mreù i mreù komerci jalnih f irmi




Holandija ne pravi ovu razl iku i sve organizaci je stavl ja direktno ispod domena .nl

tako na primer u slede}em primeru sve tr i adrese predstavl jaju Computer Science

department na univerzi tetu.

Cs.yal l .edu (Yal l je univerzi tet u USA)

Cs.VU.nl (neki univerzi tet u Holandij i )

Cs.keo.ac. jp (Keo univerzi tet u Japanu)

Da bi se kreirao novi domen, traì se dozvola od domena u koj i }e on bit iukl ju~en. NPR: da bi se kreirao domen katedre za ra~unarstvo u okviru

elektronskog fakulteta traì se dozvola od domena elfak.ni .ac.yu. Da bi se kreirao

domen elfak.ni .ac.yu, traì se dozvola od domena ni.ac.yu i td. Kada se jednom

kreira i registruje domen, on moè kreirat i svoje poddomene, a da pri tome ne

traì niodkoga.

DNS prostor je podeljen na nepreklapaju}e zone. Svaka zona sadrì neki deo

stabla i name-server koj i sadrì autorizovane informaci je o toj zoni na svom hard-

disku.

Pored presl ikavanja imena u IP adresu, DNS obezbe|uje jo{ nekol iko va`nih

servisa:

Host Al iasing — Host sa komplikovanim imenom moè imati jednu i l i vi{e

skra}enica. NPR. Host sa imenom rely1.west-cost .enterprise.com moè imat

na primer dve skra}enice (enterprise.com il i www.enterprise.com). U ovom

prmeru se za prvo ime kaè da je korisni~ko ime.

Mail server al iasing — Poèl jno je da e-mail adrese budu mnemoni~ke i

{to kra}e, pa se i ovde uvode skra}enice imena za kanoni~ka imena mai

servera.

Distr ibuci ja optere}enja. DNS se korist i za balansiranje optere}enja izme|u

optere}enih servera. Naime, ~esto su dosta pose}eni sajtovi repl ic irani na

nekol iko servera, pri ~emu se svaki server izvr{ava na razl i~ i toj ma{ini t j .

Sa razl i~ i tom IP adresom. Za repl ic irane web servere jedno kanoni~ko ime

je vezano za nekol iko IP adresa. DNS baza podataka sadrì ovaj skup IP

adresa. Kada kl i jent napravi DNS upit za ime koje se presl ikava u nekol iko

adresa, server odgovara sa celokupnim setom adresa, al i rot ira u levo

spisak adresa za svaki upit . Ovim se post iè da se iz jedna~i optere}enje

na svakom serveru jer kl i jent obi~no komunicira sa prvom adresom koju

dobije kao odgovor na DNS upit . Sl i~no se korist i i kod e-mail servera.




DNS je primer distr ibuirane baze podataka. On korist i vel ik i broj name-servera

organizovanih hi jerarhi jski i distr ibuiranih po svetu. Ni jedan name-server ne

sadrì sva presl ikavanja za sve hostove na internetu, ve} su ta presl ikavanja

distr ibuirana po name-serverima. (S l i~no kao kod hi jerarhi jskog rut i t i ranja na

mre`nom nivou). Za prvu aproksimaci ju uvodimo da pstoje tr i t ipa name-servera:

Lokalni

Root

Autorizovani name serveri

Ovi serveri interaguju jedni sa drugim i naravno, sa hostovima koj i {al ju upit na

slede}i na~in:

Lokalni Name-serveri : svaki ISP (provajder) kao {to je univerzi tet

akademski department, rezidenci jalni ISP, imaju lokalni name-server . Kada

host izda DNS upit , poruka se prvo prenosi do lokalnog name-servera. IP

adresa lokalnog name-servera se obi~no ru~no postavl ja u hostu. Lokaln

name-server je obi~no bl izu kl i jenta. Ako host zahteva translaci ju imena za

drugi host koj i je deo istog lokalnog ISP-a tada lokalni name-serve

odmah obezbedi zahtevanu IP adresu. NPR. Kada host alfa.el fak.ni .ac.yu

traì IP adresu za beta.el fak.ni .ac.yu, lokalni name-server >>elfak<< }e bit

u stanju da obezbedi zahtevanu IP adresu bez kontakt iranja drugih name-

servera.

Root name serveri : Na internetu postoj i na deset ine takozvanih root-name-

servera. Kada lokalni name server ne moè direktno da odgovori na upit

od hosta, lokalni name-server upu}uje upit jednom od root-name-servera

Ako root-name-server ima zapis za traèni host , on {al je DNS odgovor

lokalnom name-serveru , a lokalni-name-server odgovara hostu koj i je

uput io upit . Ako pak root-name-server nema zapis za traèni host , on zna

IP adresu autorizovanog name-servera koj i ima presl ikavanje za dato ime

hosta.

Autorizovani name serveri : Svaki host je registrovan u autorizovanom name

serveru. Obi~no je autorizovani name-server za host , name-server uhostovom lokalnom ISP-u. Po definic i j i , name-server je autorizovan za hos

ako on uvek ima zapis koj i prevodi ime hosta u IP adresu hosta. Kada

autorizovani name-server dobije upit od root-name-servera, on odgovara

traènom IP adresom. Root-name-server zat im prosle|uje to lokalnom




name-serveru, koj i to prosle|uje hostu koj i je traìo upit . Mnogi name-

serveri deluju istovremeno i kao lokalni i kao autorizovani.

Pr imer za DNS

Razmorimo jedan jednostavan primer. Pretpostavimo da host surf.eurecom.fr èl i IP

adresu hosta gaia.cs.ummas.edu. Zat im pretpostavimo da se eurecom-ov lokaln

name-server zove dns.eurecom.fr a da se autorizovani name-server za

gaia.cs.umass.edu zove dns.umass.edu.

Host surf.eurecom.fr {al je upit lokalnom name serveru dns.eurecom.fr. Upit sadr`

ime hosta ~i ja se IP adresa traì . Lokalni name-server prosle|uje upit root-name-

serveru. Root name-server prosle|uje upit autorizovanom name-serveru za sve

hostove koj i se nalaze u domenu umass.edu t j . Name-serveru dns.umass.edu

Autorizovani name-server zat im {al je traènu IP adresu hostu koj i je uput io upit

preko root-name-*servera i lokalnog name-servera. U ovom primeru 6 DNS poruka

je razmenjeno (3 upita i tr i odgovora ).

Do sada smo pretpostavl jal i da root-name-server zna IP adresu autorizovanogname-servera za svaki host . Ovo ne mora bit i ta~no. Za dato ime hosta, root-

name-server moè znat i samo IP adresu me|u name-serverima, koj i dal je zna IP

adresu autorizovanog name servera za dato ime hosta.

Da bi smo ovo i lustroval i razmotrimo ponovo ist i primer. Pretpostavimo da

Univerzi tet u Masa~usetsu ima name server za univerzi tet , koj i se zove

dns.umass.edu. Tako|e, pretpostavimo da svaki department na univerzi tetu u

masa~usetsku ima svoj sopstveni name-servr, i da je svaki od nj ih autorizovan za

hostove u svom departmentu. Kada root-name-server primi upit za host ~i je se

ime zavr{ava sa umass.edu. Ovaj name-server prebacuje sve upite za imena

hostova koj i se zavr{avaju sa cs.umass.edu ka name-serveru dns.umass.edu, koj

je autorizovan za sve hostovge ~i ja se imena zavr{avaju sa cs.emass.edu

Autorizovani name-server prosle|uje èl jenu adresu, me|u-serveru dns.umass.edu

koj i je zat im prosle|uje root-name-serveru, koj i je prosle|uje lokalnom name-

serveru dns.eurecom.fr, a koj i kona~no moè da prosledi odgovor ka izvornom

hostu. U ovom primeru razmenjeno je 8 DNS poruka. U su{t ini i vi{e DNS poruka

moè bit i razmenjeno da bi se dobila èl jena IP adresa.

U prethodnim primwerima smo usvoj i l i da svi upit i imaju rekurzivnu strukturu. Kada

host i l i name-server A u~ini rekurzivni upit name-serveru B, tada name-server B

dobija èl jeno presl ikavanje a zaim ga prosledi ka A. DNS protokol tako|e

dozvol java >>iterat ivne<< upite u bi lo kom koraku u lancu izme|u izvornog hosta




autorizovanog name-servera. Kada name-servea A upit i i terat ivni upit name

serveru B, ako name server B ne poseduje èl jeno presl ikavanje, on smesta {al je

DNS odgovor sa IP adresom slede}eg name-servera u lancu, recimo C. Name

server A zat im upu}uje upit direktno name-serveru C.

U nizu upita koj i su potrebni da bi se za dato ime hosta dobila IP adresa, neki

upit i mogu bit i i terat ivni a neki rekurzivni. Naj~e{}e su svi upit i u lancu upita

rekurzivni izuzev za upit od lokalnog name-servera do root-name-servera, koj i je

i terat ivan.

DNS zap i s i (DNS Reco rds )

Name-serveri koj i zajedno implementiraju DNS distr ibuiranu bazu podataka pamte

izvorne zapise (Resource Records — RR) za presl ikavanje imena hosta u IP adresu

Svaka DNS poruka nosi jedan i l i vi{e RR. RR je ~etvorka koja sadrì slede}a polja:

(Name, Value, Type, TTL)

TTL: Time to l ive za RR odre|uje kada RR treba da bude uklonjen iz ke{a

Informaci j i koja je visoko stabi lna se dodeljuje vel ika vrednost npr 1 dan (86400

sec). Informacj i koja je nestabi lna dodeljuje se mala vrednost npr 1 minut (60 sec)

U primeru koj i s ledi }emo videt i ovo polje.

Zna~enje pol ja Name i Value zavise od polja Type.

Ako je Type=A , tada je Name ime hosta a Value je njegova IP adresa . Tako, zapis

t ipa A sadrì standardno presl ikavanje imena hosta u IP adresu.

NPR:

(relay1.bar. foo.com, 145.37.93.126,A)

je zapis t ipa A ( ime_hosta, IP_adresa, A)

Ako je Type=NS

, tada je Name ustvari domen kao npr foo.com a value je ime

servera koj i zna kako da dobije IP adresu hosta u svom domenu. Ovaj Zapis se

korist i da prosledi DNS upite du` lanca upita. NPR:

( foo.com, dns.foo.com, NS)

Ovo je zapis t ipa NS ( Ime_domena, DNS_server, NS)




Ako je type=CName , tada je Value korisni~ko ime hosta za al ias ime NAME. Ova

zapis moè obezbedit i dobijanje kanoni~kog imena za al ias ime.

NPR:

(Foo.com, rely1.bar. foo.com, CNAME)

Ovo je zapis t ipa CNAME (al ias, kanoni~ko_ime, CNAME)

Ako je type=MX , tada je Value ime mail servera koj i ima alias ime u polju name

NPR:

( foo.com, mail .bar. foo.com, MX)

Ovo je MX zapis. Ovaj zapis omogu}ava da imena mail servera imaju jednostavne

adrese.

(al ias, kankoni~ko_ime_mail_servera, MX)

Ako je name-server autorizovan za odre|eno ime hosta, tada }e name-server

sadràt i t ip A zapisa za ime hosta. âk i ako name server ni je autorizovan on

moè sadràt i t ip A zapisa u svom ke{u.

Ako server ni je autorizovan za dato ime hosta, tada }e on sadràt i zapis t ipa NS

za domen koj i ukl ju~uje dat i host . On }e tako|e sadràt i zapis t ipa A koj i daje IP

adresu name-servera u Value polju NS zapisa. NPR: pretpostavimo da root server

ni je autorizovan za host gaia.cs.umass.edu. Tada }e root-server sadràt i zapis za

domen koj i sadrì host cs.umass.edu t j .

(umass.edu, dns.umass.edu, NS)

Root server }e tako|e sadràt i t ip A zapisa koj i presl ikava name-server

dns.umass.edu u IP adresu

(dns.umass.edu,128.119.40.111,A)




TRANSPORTNI NIVO (HOST-TO-HOST NIVO)

Ovaj nivo obezbe|uje razbi janje poruka na pakete. Ovaj nivo pruà aplikaci j i dve

vrste servisa:

Konekcioni (connect ion oriented) servis

Bezkonekcioni (connect ionless) servis

Protokol koj i pruà konekcioni servis jeTCP

. Protokol za bezkonekcioni servis je

UDP (User Datagram Protocol ) . UDP pruà ve}e brzine prenosa (transportni nivo

teì da brè prosledi poruke al i ovde nema garanci ja da }e to i da se 100% prim

na odredi{tu) . Dakle, kada nam nije bitna 100%-tna ta~nost , al i je brzina zna~ajan

paramtar, onda }emo birat i UDP protokol.

MRE`NI NIVO ( IP NIVO)

Is to kao i kod OSI modela. Sve komponente ra~unara koj i èle da budu povezan

moraju da podràvaju ( izvr{avaju) Internet Protocol . Osnovna funkci ja je rut iranje

paketa i kontrola zagu{enja. Ovaj protokol je lepak koj i ra~unare drì zajedno.

DATAL INK NIVO

O ovom nivou bi}e posebno re~i , i zato je njemu dodeljeno celo poglavl je.

Osnovni zadatak je pouzdani prenos poruka izme|u dva ~vora u mreì. ^vor moè

bit i HOST i l i RUTER. Protokolska jedinica podataka PDU se u ovom nivou zove okvir

(FRAME ) . Protokol i Data Link nivoa defini{u format poruka koje se razmenjuju kao

akci je koje ~vorovi preduzimaju kod pri jema i slanja poruka. Ove akt ivnost

obuhvataju detekcju gre{aka , numeraci ju poruka , retransmisi ju poruka ( u slu~aju

gre{ke),kontrolu toka

islu~ajni pristup

(Random Access). Primeri protokola ovog

nivoa su:

Ethernet protocol (postoj i vel ik i broj vari jant i kada su u pitanju emision

kanali t j . medijumi za prenos)

FDDI (za prenos po opt i~kom vlaknu)

Token ring ( jkada su u pitanju emisioni kanali )




Za dat i komunikacioni kanal protokol data l ink nivoa je ug lavnom u paru adaptera

Adapter je kart ica koja ima RAM memori ju, DSP ~ipove, Host-Bus interfejs

interfejs prema komunikacionom kanalu. Adapteri se tako|e nazivaju i mre`ne

kart ice. Poruku sa mre`nog nivoa prihvata mre`na kart ica, uramljuje je i prosle|uje

formirani ram na komunikacioni kanal. Na pri jemu adapter prihvata ram. Vr{

proveru na gre{ke i onda predaje vi{em nivou.

Poruka moè bit i preno{ena po razl i~ i t im protokol ima. Svaki protokol moè da pru`

razl i~ i t t ip usluga mre`nom nivou, al i svaki mora da pruì slede}e servise:

Uramlj ivanje (Framing) . Ovim se obezbe|uje da u~esnici u komunikaci j

mogu bit i u stanju da prepoznaju granice svakog frejma. Ovo se post iè

uramlj ivanjem poruke koja treba da se prenese u par rezervisanih bajtova

i l i karaktera.

Kontrola toka . Baferi na krajevima komunikacionih kanala imaju ograni~en

prostor. Ako bi izvor slao poruke ve}om brzinom nego {to je brzinaprocesiranja u odredi{tu, do{lo bi do prepunjivanja bafera t j . odre|ene

poruke bi bi le izgubljene. Kontrola toka ba{ takve stvari regul i{e.

Kontrola gre{aka podrazumeva tehnike za detekci ju gre{aka u toku

prenosa. Na primer ATM (Asinhrone Transfer Mode) omogu}ava detekci ju

korekci ju gre{aka.

Adresiranje. Za Point To Point veze potreba za adresiranjem ne po stoj i . Za

emisione kanale koriste se Ethernet i l i Token Ring mreè. Ovde adresiranje

ima vel ikog zna~aja jer se vi{e host-ova prik l ju~uje na ist i komunikacion

kanal.

Upravl janje vezom (L ink Management) . Ovo podrazumeva mehanizme za

uspostavl janje, odràvanje i prekidanje veze.

Postavl ja se pitanje kako se ostvaruju ovi servis i?

F raming

Metoda brojanja karaktera :

Prvi bajt frejma nosi informaci ju o tome kol ika je duìna celog frejma (ukl ju~uju}i

taj bajt ) problem se javl ja ukol iko do|e do gre{ke u prenosu prvog bajta ( tada se

gubi sinhronizaci ja) .




Metoda po~etnog i krajnjeg karaktera :

Uramlj ivanje u par rezervisanih bajtova i l i karaktera. Karakteri koj i ozna~avaju

po~etak svakog rama su DLE STX (Postoje ASCII kodovi za ova dva karaktera). Kra

svakog rama se ozna~ava karakterima DLE ETX . Dakle, ukol iko èl imo da uramimo

neke podatke, onda bi posle uramlj ivanja imali slede}u si tuaci ju:

DLE STX /podaci/ DLE ETX

Vrlo ~esto do zabune moè da dovede ukol iko se u karakterima podataka na|e

neki od terminalnih i l i startnih simbola. Problem se re{ava tako {to u izvorno

strani mre`na kart ica kad nai|e na DLE karakter automatski ubacuje jo{ jedan DLE

karakter i taj DLE ukazuje da karakter koj i s ledi ni je upravl ja~ki karakter. Na

pri jemu kad se detektuju 2 DLE karaktera jedan se izbacuje.

NPR: Poruka HELDLE0 }e uokvirena izgledat i ovako:

DLE STX H E L DLE DLE O DLE ETX

Ova tehnika se zove character stuff ing . Problem je {to se na ovaj na~in zahteva da

polje podataka bude celobrojni umnoàk karaktera (ne mogu bit i bi tovi najmanja

jedinica podataka).

Po~etni i zavr{ni f legovi

:

Ukol iko se umesto rezervisanih karaktera koriste rezervisani bajtovi tog ograni~enja

nema. Sada se umesto grani~nih karaktera koriste nizovi bitova:

01111110 /podaci/ 01111110

Na izvoru: Automatski se posle 5 uzastopnih jedinica ubacuje 0 ~ime se izbegava

sekvenca za flag.

Na pri jemu : Kada se uspostavi 5 uzastopnih jedinica hardver izbacuje onu nulu.

Ova tehnika se nazivabit stuff ing

.

Na primer:

poruka je 011011111011111110110. Posle uokviravanja izvor }e u komunikacioni kana

poslat i s lede}i niz bitova:

01111110 01101111100111110110110 01111110

Podvu~ene nule su une{ene da bi se izbegla dvosmislenost t j . da bi se re{io

problem {ta je poruka a {ta okvir .




Kon t ro la g re{ke

Postavl ja se pitanje kako da odredi{te zakl ju~i da l i je poruka koju je primilo

korekna? Za to se koriste razl i~ i te metode na primer bit parnost i , CRC i td. . . Tako|e

se postavl ja pitanje kako da izvor zna da je poruka st igla na adresu korektno?

Re{enje ovog drugog problema se dobija kroz mehanizam potvrdj ivanja .

Detekci ja gre{ke

se obezbe|uje uvo|enjem odre|enog broja bitova u info deo rad

utvr|ivanja gre{ke. Ovim uvodimo redundansu al i sve u ci l ju odbrane od gre{aka.

B i t pa rnos t i :

Najjednostavni j i metod je dodavanje bita parnost i . Ovaj metod se koris i za prenos

malog broja podataka i uspe{no detektuje jednostruke gre{ke. Ne korist i se ukol iko

postoj i opravdana sumnja da }e se javi t i vi{estruke gre{ke u prenosu podataka.

Slede}a tabl ica daje primer kako se odre|uje bit parnost i :

Bi t parnost i

0 0 0

0 1 1

1 0 1

1 1 0

Na primer ukol iko nam na odredi{te st igne 111 zna}emo da ne{to ni je uredu, zato

{to je 111 nepostoje}a kombinacja.

Kon t ro l na suma b loka — BCC (B l ock Check Sum) :

Za svaki karakter koj i se prenosi generi{e se kontrolna cifra parnost i (neparnost i )Na kraju bloka se dodaje jo{ jedna kontrola koja se dobija tako {to se za svaku

bitsku pozic i ju u nizu karaktera koj i se prenose formira ci fra parnost i (neparnost i )

Ovim postupkom se ukr{taju jedno P i jedno N.

Npr. Zamisl imo da imamo blok od 3 trobitna podatka:




1 0 1 0

0 0 0 0

1 1 0 0

1 0 0 1

Dakle, vidimo da se postavl ja kontrolni bit za podatke koj i se nalaze u istoj koloni

i za podatke iz iste vrste. Naravno, ovakav prikaz nema fiz i~kog smisla, al i ovako

je prikazano da bi se shvat io princip. Ova tehnika omogu}ava i detekci ju

vi{estrukih gre{aka.

Naravno, treba primet i t i da se u kontrolnom bitu za vrste korist i 0 da se ozna~

parnost broja jedinica u vrst i , a 1 da se ozna~i neparnost broja jedinica u vrst i

[to se t i~e kontrolne cifre kolona, ona sledi suprotnu logiku t j . 0 sluì da ozna~i

neparnost broja jedinica u koloni a jedinica da ozna~i parnost broja jedinica u

koloni.

Gre{ke koje nastaju u prenosu podataka su vrlo ~esto navalnog t ipa ( bursty ) t j

obi~no ni je samo jedan bit naru{en ve} je cela grupa bitova naru{ena (podlegla je

gre{ci ) . Duìna navalne gre{ke B je jednaka broju bitova izme|u prvog

poslednjeg naru{enog bita ukl ju~uju}i i nj ih. Iza navalne gre{ke duìne B treba da

usledi bar B korektnih bitova da bi se ona mogla nazvat i gre{kom duìne B

Ukoliko imamo manje korektnih bitova posle grupe od B neta~nih, onda to ni je

gre{ka duìne B ve} neke duìne D koja je duà od duìne B. Za detekci ju ovakvih

gre{aka koriste se napredne tehnike, kao {to je pol inomalna detekci ja putem CRC

postupka.

CRC (Cyc l i c Redundancy Code ) :

Za otkrivanje ovih gre{aka koriste se cik l i~ni i l i polinomni kodovi . Na osnovu bloka

podataka koj i se prenosi formira se odre|en broj kontrolnih bitova i pridodaje se

poruci. Pri jemnik po istom principu izra~unava (generi{e) kontrolne cifre i ako

nastupi neslaganje smatra se da je nastupi la gre{ka u toku prenosa. Kako se

odre|uje CRC?

Elementi m-bitbne poruke se posmatraju kao koefic i jent i pol inoma (m-1)-og reda

pri ~emu je bit najve}e teìne koefic i jent uz najvi{ i stepen. Na primer:

Message = 110 001 (duìna je 6 bitova)




Message(x) = X5+X4+X0 (korist imo polinom m-1 og stepena)

Niz kontrolnih ci fara koj i se pridodaje poruci za detekci ju gre{aka formira se

deobom polinoma Message(x) generatorskim polinomom G(x) . Stepen generatorskog

polinoma mora da bude niì od stepena Message(x) pol inoma. Koefic i jent i uz

najvi{ i i najni` istepen G(x)-a treba da su jednaki jedinic i (zbog boljeg odre|ivanja

gre{aka).

Algori tam za formiranje CRC:

Pomnoìt i pol inom Message(x) sa XR (X na R) {to je ekvivalentno dodavanju

r nula na kraj.

Podeli t i XR (X-na-R) *(puta) Message(x) sa G(x) pri ~emu se kod operaci je

del jenja sve operaci je izvr{avaju po modulu 2 t j . u moduo 2 ari tmet ic i . To

zna~i da nema prenosa kod sabiranja nit i pozajmice kod oduzimanja

Deljenje se obavl ja tako {to se smatra: del i lac se sadrì u del jeniku ako

deljenik ima isto onoliko bitova kol iko i del i lac.

Ostatak del jenja R(x) se oduzima od X R (X-na-R) *(puta) Message(x)

Rezultat tog oduzimanja je poruka sa CRC-om T(x) .( )

( ) ( )xR

XG

xMX)x( T

r

−=

Provera na gre{ku se vr{i tako {to se ispita da l i ostatak del jenja

polinoma T(x) pol inomom G(x) ima ostatak jednak nul i . Ukol iko je ostatak

razl i~ i t od nule onda zna~i da se dogodila gre{ka.

Standardi za generatorske polinome:

CRC 1 6=x 16+x 1 2+x5+x0 - za prenos osmobitnih karaktera

CRC 1 2=x 12+x 1 0+x3+x2+x+1

CRC32=x32+x26+x23+x22+x 1 6+x 12+x 1 1+x 1 0+x8+x7+x5+x4+x2+1 —za prenos bitova bez obzira

na duìnu karaktera




Na primer: M(x) = 11100110, a generatorski pol inom je x4+x3+1

X r (x-na-r) *(puta) M(x) = 111001100000

111001100000 : 11001. rezultat ovog deljenja ni je tol iko bitan. Nama je od

interesa samo ostatak. Ostatak ovog deljenja je 0110.

111001100000 — 0110 = 111001100110 = T(x )

T(x) je poruka sa CRC-om

Hardver za generisanje CRC-a se sastoj i od XOR kola i pomera~kog registra

Pomera~ki registar ima n }el i ja i m XOR kola (kola za sumu po modulu 2).

CRC hardware:

C0 C1 C(n-1)+ + +

* * *A0 A1

Clk




Tehn i ke po t v rde p renosa

Kako da izvor sazna da je u odredi{te st igla korektna poruka?

Za to postoje dva na~ina:

Prvi se zasniva na kori{}enjuECHO

-a (provera odjeka — Echo Checking)

Drugi se zasniva na tehnici potvr|ivanja primljenih poruka (ARQ —

Automatic Repeat Request ) .

ECHO tehn i ka :

Primenjuje se kada je u pitanju mala (kratka) poruka duìne jednog karaktera

Svaki prenet i karakter (sa terminala) st iè do centralnog ra~unara i kao ECHO se

vra}a do terminala i tek tada se prikazuje na terminalu. Ako je nastupi la gre{ka

korinik {al je karakter Del da izbri{e poslednji karakter jer ni je dobro prene{en.

Kada je u pitanju komunikaci ja izme|u ra~unara ovakav na~in provere nema

smisla. Tada se korist i druga strategi ja.

ARQ tehnka :

Ideja je da ako u odredi{te prist igne korektna poruka, odredi{te {al je izvoru kratku

poruku — potvrdu. Ako pak poruka ni je korektno primljena postoje dve mogu}nost i :

Odredi{te {al je negat ivnu potvrdu (NAK)

Odredi{te ne {al je ni{ta (~eka se odre|eni vremenski interval — Time Out )

kada taj vremenski interval istekne vr{i se retransmisi ja poruke ({al je se

nova poruka sve dok se ne dob ije potvrda).

Postoj i nekol iko vari jant i koje se razl ikuju po tome da l i se priori tet daje

iskori{}enost i komunikacionog kanala i l i zahtevanom baferskom prostoru u izvoru

odredi{tu. U odnosu na ove dve alternat ive postoje dve vari jante:

Slobodni ( idle) ARQ

Kontinualni ARQ

Kod Kont inualnog ARQ postoje dve vari jante u odnosu na to kako se protokopona{a kada nastupi gre{ka:

Selekt ivna retransmisi ja

Go Back N (vrat i se na N)

Kod slobodnog ARQ ni je potreban neki vel ik i bafer tako da ukol iko nam je to

priori tet logi~no je da }emo izabrat i ovu vari jantu. Postoje i lo{e stane ove u{tede




a to je lo{a iskori{}enost komunikacionog kanala. Protokol i koj i koriste ovu tehniku

su protokol i t ipa Stop & Wait . Najjednostavni ja vari janta ovakvog protokola se

moè opisat i na slede}i na~in:

S top & wa i t p ro toco l :

Izvor moè poslat i najvi{e jedan IR ( Informacioni ram) pre nego {to se

zaustavi da sa~eka pri jem potvrde. Dakle, ~im se ram po{alje izvor odmah

zastaje i o~ekuje potvrdu.

Svaki put kada se inic ira prenos IR-a u izvoru se startuje jedan ~asovnik

(Timer) . Ako u odredi{te st igne korektan IR ono {al je potvrdu

(ACKNOWLEDGEMENT) izvoru. Kada izvor primi ACK signal tek tada moè da

po~ne sa slanjem narednog IR-a i tada se ~asovnik resetuje.

Ako u odredi{te st igne naru{eni IR, on se odbacuje.

Ako izvor primi naru{eni ACK signal i l i u predvi|enom vremenskom roku

(t ime-out na{eg ~asovnika) ne prist igne ni{ta izvor vr{i retransmisi ju t j

ponovno slanje IR-a.




Na ovaj na~in je obezbe|eno da u odredi{te st igne bar jedna korektna kopija IR-a

( informacionog rama). Moè se desit i da ACK bude naru{en umesto samog frejma,

i posle t ime-out intervala izvor ponovo {al je ist i IR jer misl i da on ni je dobro

st igao u odredi{te — sve ovo izvor zakl ju~uje na osnovu odsustva ACK-a koj i se

negde izgubio, tako da u odredi{tu postoj i duplikat tog IR-a. Zbog toga se vr{

numeraci ja IR-ova . Dovol jno je izvr{i t i numeraci ju poruke po modulu dva (0 i l i 1

jer duplikat nastaje samo izme|u dve susedne poruke.

I u izvoru i u odr edi{tu treba da postoje broja~i poruka . U izvoru broja~ poslat ih au odredi{tu broja~ primljenih poruka. U izvoru mora postojat i bafer u kome }e bit

zapam}ena poruka koja je poslata a ni je potvr|en njen uspe{ni prenos. Mala je

iskori{}enost komunikacionog kanala.

Ako je CRC uredu, onda se proverava redni broj rama. Ako se redni broj sloì sa

o~ekivanim, ram se prihvata i broja~ se uve}ava za 1 ( i to po modulu 2).

Da bi se omogu}i lo izvoru da se sinhronizuje, svaki put kada st igne korektan ram

{alje se ACK . Kada primi ACK izvor uve}ava svoj broja~, ugra|uje ga u ram {alje. Al i , mora postojat i bafer koj i ~uva poruku koja je poslata a ni je se potvrdi la

zbog eventualne retransmisi je. Na slede}oj sl ic i prikazan je princip rada ovog

protokola preko jednog kona~nog automata.




I s ko r i { }enos t kana la :

I(N) I(N+1)

Izvor

Odredi{te

I(N)

Tt

Tp Tix Tip Tp Tap

Tax

Tp - propagaciono ka{njenje

Tix - Vreme prenosa poruke

Tip - Vreme procesiranja Informacionog rama ( IR-a)

Tax - Vreme potrebno za prenos ACK rama (ACKNOWLEDGE signala)

Tar - Vreme procesiranje ACK poruke

Tt - Minimalno vrme prenosa

Tt = 2Tp + Tix * Tip + Tax + Tap

Da bi poruka bi la uspe{no primljena t j . da se ne bi poslao duplikat vreme Tt mora

da bude manje i l i jednako Time-out vremenu.




Po{to je vreme Tip mnogo kra}e u odnosu na Tix dobijamo pribl i`nu formulu:

Tt=2Tp + Tix

Pored vremena za prenos podataka nas interesuje i iskori{}enost kanala :

a21

1U

Tix

Tp21

1

Tix Tp2

Tik

Tt

Tik U

+==

+

=+

== Ovde je uvedena smena da je Tix

Tpa =

Primer:

Kapacitet kanala je 50 kb/s i razmenjuje se poruka vel i~ ine 1000 bit . Tp=250ms

Tt = 2Tp + 1000 bit / 50 000 bit/s = 2*250 + 20 = 520ms

Dakle, samo 20/520=4% vremena se korist i za prenos podataka a ostatak vremena

se tro{i na ~ekanje o pri jemu potvrde.

Iskori{}enost komunikacionog kanala se moè pobolj{at i ako dozvol imo izvoru da

po{alje m poruka pre nego {to se zaustavi i po~ne da ~eka na potvrduprvoposlate poruke. Kada izvor po{alje m poruka za koje ni je prist igla potvrda on

se zaustavl ja dok ne prist igne prva potvrda. Kaèmo da je prozor izvora popunjen

Sa odgovaraju}im izborom vel i~ ine prozora W mogu}e je post i} i da izvo

kont inualno {al je poruke a da se prozor ne popuni.

Ako dozvol imo da izvor po{alje 26 ramova t=0. U trenutku t=320 (26*20) kada je

poslata 26-ta poruka prist igla je potvrda za prvu poruku. W poruka moraju da

budu zapam}ene u baferskom prostoru. (bafer pamti poslate a nepotvr|ene

poruke).

U odnosu na to kako se izvor pona {a kada nastupi gre{ka kod kont inualnog ARQ :

Selekt ivna retransmisi ja

Vrat i se nazad na N (Go Back N) — retransmisi ja se vr{i od pogre{no

primljene poruke pa nadalje. .

Postoj i razl ika u odredi{tu u odnosu na ove dve vari jante. Kod selekt ivne

retransmisi je u odredi{tu se zahteva postojanje baferskog prostora vel i~ ine W, a

ako se radi o vari jant i Go Back N dovol jan je bafer vel i~ ine jedne poruke(W=1)

Svaka primljena potvrda uklanja poruku iz bafera.




Se lek t i vna re t ransmis i ja

je jedan od protokola za otklanjanje gre{aka. Bol je je ustvari re}i , to je jedan od

protokola za detekci ju gre{ke (obave{tavanje o gre{ci ) . Selekt ivna retransmisi ja je

najkomplikovanija tehnika al i naravno i najef ikasni ja. Ova tehnika implementirana

je i u vrlo poznatom TCP protokolu. Postoj i nekol iko uslova koj i moraju bit

ispunjeni da bi selekt ivna retransmisi ja bi la mogu}a.

Svaki paket i} koj i se po{alje mora bit i numerisan. Za numeraci ju se obi~no

korist i ari tmet ika po modulu X jer se t ime omogu}ava da se ist i brojev

iskoriste po nekol iko puta. Naime, kada pro|e odre|eni vremenski interva

i kada smo sigurni da je paket sa rednim brojem 0 sigurno zavr{io svo

put, onda ponovo moèmo krenut i od nule i t ime u{tedet i na kapacitetu

memori je koja bi bi la potrebna da se pamte ogromni brojevi .

Izvori{te mora uredno da beleì u bafer sve one pakete koj i su poslat i a

jo{ uvek nisu potvr|eni.

Odredi{te pamti broj paketa koj i je poslednji potvr|en t j . broj paketa kojje poslednji >>dobro<< st igao na svoje odredi{te.

Odredi{te tako|e mora da sadrì bafer u kome }e bit i svi paket i} i koj i su

primljeni al i jo{ uvek nisu st igl i na red da se za nj ih po{alje potvrda.

Dakle, ove ~etr i ta~ke govore o zahtevima koje mora da ispunjava neki sistem da

bi se ova tehnika mogla primenit i . Sama tehnika otkrivanja gre{aka funkcioni{e na

slede}i na~in.

Prvo, kada odredi{te otkri je da je do{lo do gre{ke, ono automatskuni{tava o{te}eni paket.

Zat im, odredi{te traì od izvora da mu ponovo po{alje paket koj i je

pretrpeo gre{ku u kanalu. Nadalje odredi{te ~eka da mu st igne taj paket

al i ako u me|uvremenu prist ignu neki paket i} i koje on ne o~ekuje

posmatraju}i nj ihove brojeve, on ih stavl ja u bafer.

Kada izvori{te primi zahtev za retransmisi jom, ono ponovo {al je

problemati~ni paket.Kada problemati~ni paket st igne, odredi{te ga prihvata i tada iz bafera

vadi paket i}e koj i s lede (ako ima takvih paket i}a u baferu).

Ovaj princip prikazan je slede}om sl ikom:




Ovaj princip i lustrova}emo na slede}em primeru!

Na ovoj sl ic i vidimo da je izvori{te poslalo 4 paket i}a. Me|utim prvi paket i} je

doìveo gre{ku u kanalu i ni je regularno primljen u odredi{tu. Odredi{te }e saznat

da ne{to ni je u redu onda kada uspe{no primi paket i} broj 2 a ta~no zna da ni je

primio paket i} broj 1. Tada }e se odredi{te zapitat i >>a gde je paket i} broj 1

???<< îm se to zapita, pdredi{te sme{ta paket i} broj 2 u bafer i {al je zahtev za

retransmisi jom paketa broj 1. Kada izvori{te primi ovaj zahtev, ono }e poslatpaket i} broj 1, a zat im nastavi t i da {al je paket i}e 5,6 i 7. U me|uvremenu, u

odredi{te st iù paket i} i 3 i 4, al i po{to ih ono ne o~ekuje, stavl ja ih u bafer. E

kona~no sada st iè i paket i} koj i je naru~en. Odredi{te potvr|uje da ga je dobro

primilo i zavr{ava sa nj im. Naravno, sada u svom lokalnom baferu ima paket i}e 2-

4. Odmah i nj ih potvr{uje, a u me|uvremenu st iù na vreme i paket i broj 5-7




Al i ukol iko sama potvrda bude naru{ena, {ta onda?

Ova selekt ivna retransmisi ja ne pravi razl iku izme|u izgubljene poruke i one ~i ja je

potvrda izgubljena. Potvrda se gubi kada joj istekne Time Out . Pona{a se potpuno

isto kao da je poruka izgubljena. To zahteva da se u odredi{tu duplikat registruje

To se vr{i mehanizmom numeraci je poruka. Svaki put kada se pr imi poruka vr{i se

njeno potvr|ivanje.

Go back N :

je tako|e jedna od tehnika za detekci ju gre{ke u komunikacionom kanalu.

Svaki paket i} koj i se po{alje mora bit i numerisan. Za numeraci ju se obi~no

korist i ari tmet ika po modulu x jer se t ime omogu}ava da se ist i brojev

iskoriste po nekol iko puta. Naime, kada pro|e odre|eni vremenski interva

i kada smo sigurni da je paket sa rednim brojem 0 sigurno zavr{io svo

put, onda ponovo moèmo krenut i od nule i t ime u{tedet i na kapacitetu

memori je koja bi bi la potrebna da se pamte ogromni brojevi .

Izvori{te mora uredno da beleì u bafer sve one pakete koj i su poslat i a

jo{ uvek nisu potvr|eni.

Odredi{te pamti broj paketa koj i je poslednji potvr|en t j . broj paketa koj

je poslednji >>dobro<< st igao na svoje odredi{te.

Sam proces otkrivanja gre{ke odvja se kroz slede}e korake:

Kada izvori{te primi o{te}eni paket, ono ga odmah uni{tava.

Odmah nakon toga odredi{te {al je signal NACK i l i REJECT {to zna~i da je

otkrio gre{ku. Nakon emitovanja ovog signala odredi{te o~ekuje da mu

st igne paket i} koj i je naru~io i automatski sve paket i}e koj i mu u

me|uvremenu prist iù odbija i uni{tava.

Kada izvori{te primi REJECT zahtev, ono po~inje da {al je ponovo sve

paket i}e po~ev od onog za koj i je zatraèna retransmisi ja NACK signalom

il i REJECT signalom.

Slede}a i lustraci ja reprezentuje ove korake:




Evo primera i za ovu tehniku !

Izvori{te {al je 4 paket i}a, me|utim prvo od nj ih ni je uspe{no primljeno. Slede}

paket i} koj i st iè (uspe{no) je paket i} broj dva. E, sada odredi{te zna da ne{to ni je

bi lo uredu sa paket i}em broj 1 i zato traì da mu se ponovo po{alje paket i} broj 1

i svi paket i} i koj i s lede. U me|uvremenu, on odbija sve prispee paket i}e (pa makar

oni i bi l i urdu) jer o~ekuje paket i} broj 1. Kada odredi{te primi signal GoBackN(1

ono zna da treba po~et i sa transmisi jom ponovo od po~etka t j . od paket i}a broj 1.




[ta se de{ava ako se naru{i ram potvrde? Ako su naru{eni ACK(N+1) i ACK(N+2). U

izvor st iù ovi ACK-ovi sve do ACK(N+1), po{to izvor vidi da mu nije st igla potvrda

on smatra da se izgubio ACK(N+1). Me|utim, po{to mu nest igne ni NAK, on sada

zna da je pogre{io i da je u pitanju samo naru{avanje potvrde i da je ram

uspe{no st igao. Dakle, u tom slu~aju on ne}e vr{i t i retransmisi ju.

Primer: W=3.

Sa kol iko razl i~ i t ih rednih brojeva treba ozna~it i poruke da bi sve ovo

funkcionisalo? Izvor moè poslet i 3 poruke pre zaustavl janja (da sa~eka pri jem

potvrde). Vr{imo numeraci ju 0,1,2 i u odredi{te st iù 0,1,2 korektno. Ukol iko istekne

t ime-out i bude naru{ena poruka 0, vr{i se retransmisi ja i ponovo se {al je 0

Duplikat ni je otkriven zato {to se posle dvojke {al je 0. Dakle, nismo obezbedil i

dobru numeraci ju. Ako numeraci ju vr{imo sa 0,1,2,3 . . . (w+1) {ta }e bit i ako?

Go back N:

Tada je sve korektno ali istekne t ime-out za poruku broj 0. Tada se vr{

retransmisi ja poruke 0 i odredi{te detektuje da se radi o duplikatu, jer on o~ekuje

poruku sa rednim brojem 3. ( Ispituje se CRC i redni broj, ako se poklapaju {al je se

ACK).

Select ive retransmit ion:

Veli~ ina prozora i u izvoru i u odredi{tu je ve}a od 1. Neka budu jednaki (w)

Vr{imo numeraci ju sa w+1 razl i~ i t ih poruka. Kada se korist i selekt ivna retransmisi ja

u odredi{tu postoj i opseg vaè}ih rednih brojeva (prihvata sve i duplikate) .

Ako ACK(0) bude naru{en odredi{te se prebacuje na slede}i skup rednih brojeva.

Odredi{te ponovo {al je poruku sa rednim brojem 0. Duplikat ni je ident i f ikovan, iz

~ega zakl ju~ujemo da numeraci ja sa w+1 ni je dobra. U odredi{tu imamo

preklapanje izme|u dva susedna prozora. Zato moramo da imamo 2w razl i~ i t ih

brojeva. Ako je razl i~ i ta vel i~ ina prozora onda se uzima w1+w2.

I s ko r i { }enost komun i kac ionog kana la

- Slobodni RQ (stop & wait) kor ist i numerisanje po modulu 2

- Go Back N (kont inualni RQ) kor ist i numerisanje po modulu (w+1)

- Selektivna retransmisi ja korist i numerisanje po modulu 2w.




Stop & Wait :

Ukupno vreme potrebno za slanje poruke razbi jene na n frejmova je T=n*Tf, gde je

Tf vreme koje zahteva svaki pojedina~ni frejm i ono iznosi:

Tf = Tprop + Tframe + Tproc + Tprop + Tack + Tproc

Gde je:

Tprop — Propagacioni ka{njenje kroz kanal

Tframe — Vreme potrebno za slanje jednog frejma

Tproc — Vreme potrebno da bi se obradila(procesirala) prist igla poruka

Tack — vreme potrebno za slanje ACK frejma

Zanemaruju}i neka vremena, moèmo uprost i t i izraz za T:

T=n(2*Tprop + Tframe)

Sada, na osnovu svega re~enog, moèmo definisat i iskori{}enost kanala kao:

( ) aTframeTprop

Tframe

TframeTpropn

TframenU

21

1

22 +=

+⋅=

+⋅

⋅=

V

d

e propagacij Brzina

predajnikai prijemnika RastojanjeTprop ==

_

_ _ _

R

L

slanja Brzina

bitovimau frejma DuzinTframe ==

_

_ _ _

Ako uvedemo smenu da je:

Tframe

Tpropa =

tada dobijamo:

aU ⋅+= 21

1

Ovaj parametar a moèmo izrazi t i kao:

VL

RD

R

LV

D

novremeTransmisioa ===

vremenoPropagacio




Gde su:

D — Rastojanje pri jemnika i predajnika

V — Brzina propagaci je (za opt i~ko vlakno je to pribl i`no jednako brzini svet lost

3*108 m/s, a za bakarne provodnike se kre}e oko 0.67 od brzine svet lost i .

L — Duìna frejma u bitovima

R — Brzina slanja (data rate)

Ef ikasnost iskori{}enja kanala se zna~ajno pove}ava ako se omogu}i slanje ve}eg

broja frejmova bez potvrde bi lo kojeg od nj ih. Ako sa w ozna~imo broj bafera na

prednjoj strani, a sa a odnos propagacionog ka{njenja i vremena potrebnog za

slanje jednog frejma (kao u predhodnom primeru), iskori{}enost kanala se moè

aproksimirat i izrazom:

⎪⎩

⎪⎨⎧

+⋅+⋅

+⋅≥=

12,12

12,1

awa

waw

U p

Ovi izrazi dobijeni su pod pretpostavkom da je vreme prenosa 1 (normalizaci ja) , te

da je a zapravo propagaciono ka{njenje. Ukol iko je broj bafera ( t j . Vel i~ ina

prozora) na prednjoj strani dovol jno vel ik i t j . da je: TframeTpropTtransw +⋅⋅ 2f

iskori{}enost kanala je 100% (u idealnom slu~aju bez gre{aka u kanalu i uz

zanemarivanje vremena obrade i slanja ACK frejmova). Ako broj bafera na prednjo

strani ni je dovol jan, nastaje zastoj nakon poslat ih w frejmova sve dok se ne prim

potvrda.

SA GRE[KOM:

Verovatno}a nastajanja gre{ke se zove BER (Bi t Error Rate) i to je verovatno}a da

neki bit bude naru{en. Ako je E=0.0001 verovatno}a da }e na 10 000 bitova 1 bit

bi t i naru{en. Problem je {to se poruke prenose u blokovima, u ram-u fiksne

vel i~ ine. Verovatno}a da tu bude naru{en je mnogo ve}a.

E — Bit Error

P = 1 — (1-E) n — Verovatno}a da se javi la gre{ka u paketu duìne n




P je verovatno}a da je jedan bit naru{en. I neka se poruke prenose u blokovim

vel i~ ine N bitova. Data }e verovatno}a da ceo paket bude na ru{en bit i jednak gore

napisanom obrascu: P = 1 — (1-E) n

Postavl ja se pitanje kol ika je iskori{}enost kanala ako do|e do gre{ke u prenosu

Sa Nr ozna~imo o~ekivani broj retransmisi ja u toku prenosa. Onda je iskori{}enos

kanala:

Tt Nr

TixU

⋅=

Kako da odredimo Nr ako znamo verovatno}u nastupa gre{ke.

P — Verovatno}a da ram bude naru{en. Tada je o~ekivani broj retransmisi ja

obrnuto proporci jalan verovatno}i da ram ne bude naru{en.

p Nr

−=1

1

STOP & WAI T

( ) a

p

a Nr U

⋅+

−=

⋅+⋅=

21

1

21

1

Se lec t i v re t ransmi t i on

( )⎪⎩

⎪⎨⎧

+⋅+⋅

−+⋅≥−

=12,12

112,1

awa

P waw P

U p

Go Back N

( )( )( )⎪

⎪⎩

⎪⎪⎨

⎧

+⋅+−+⋅

−

+⋅≥+

−

=12,

112

1

12,21

1

awwP P a

P w

awaP

P

U p

Za W=1 i Select ive Retransmit ion i Go Back N se svode na Stop & Wait .

Zak l j u~ak za razma t ran ja sa g re{kom:

Umesto da se korist i obrazac:Tt

Tf U = , Gde je:

Tf — vreme slanja jednog frejma

Tt — ukupno vreme za koje je kanal zauzet tokom slanja jednog frejma




Ukol iko postoj i mogu}nost pojave gre{ke u kanalu, neki frejmovi se moraju poslat

ponovo. To degradira iskori{}enost kanala i ona se sada r a~una po obrascu:

Tt Nr

Tf U

⋅= Gde je Nr o~ekivani broj slanja frejma.

Stop & Wait :( ) a

P

a Nr U

⋅+

−=

⋅+=

21

1

21

1

Select ive reject : ( )⎪⎩

⎪⎨⎧

+⋅+⋅

−+⋅≥−

=12,

12

112,1

awa

P waw P

U p

Go Back N: ( )( )( )⎪

⎪⎩

⎪⎪⎨

⎧

+⋅+−+⋅

−

+⋅≥+

−

=12,

112

1

12,21

1

awwP P a

P w

awaP

P

U p

P je verovatno}a da je jedan frejm naru{en (smatra se da ACK i NAK frejmovi nisu

naru{eni ) .

Za stop & wait i selekt ivnu retransmisi ju je:

( ) P Nr

−=

1

1

Za Go back N je daleko sloèni ja formula! Tako da o njoj ne}e bit i re~i .

Ve rova tno}a nas ta jan ja g re{ke

se ozna~ava kao bitska brzina gre{ke (BER). Npr. BER=10 -4 t j . Od prose~no 10000

bitova 1 bit je naru{en. To ni je mnogo, al i obzirom da se ne {al ju bitovi nego

ramovi, verovarno}a da ram bude naru{en je ve}a.

E — Verovatno}a da jedan bit bude naru{en

N — Vel i~ ina rama (u bitovima)

(1-E) — Verovatno}a da bit bude ne naru{en

(1-E)n — Verovatno}a da poruka ne bude naru{ena t j . Da bude korektno primljena.

P=1-(1-E)n — verovatno}a da ram bude naru{en.

Mora da postoj i mehanizam koj i }e nas za{t i t i od gre{aka koje nastaju usled

vel ike brzine protoka ramova. Taj mehanizam je kontrola toka.




Ako izvor {al je podatke ve}om brzinom nego {to odredi{te st iè da ih procesira,

popuni}e se baferski prostor u odredi{tu, tako da ne}e slat i potvrde za nj ih, pa }e

se popunit i i bafer za nj ih u izvori{tu. Ovo }e dovest i do toga da izvor mora da

stane sa slanjem.

Primer:

Niz poruka vel i~ ine 1000 bita treba da se prenese preko 100 Km dugog

komunikacionog kanala kapaciteta 20 Mbps (to je brzina prenosa). Brzina

propagaci je po kanalu iznosi 2*108 m/s i BER=4*10 -5 . Odredit i iskori{}enost kanala:

a) Stop & Wait

b) Select ive Retransmit ion (w=10)

c) Go Back N (w=10)

Re{enje:

( ) ( )

( )96.01

11

96.000004.011

10

105/102

10100

_

1051020

1000

2

1000

10001000

4

8

3

5

6

=−−−=

≈−=−

==

⋅=⋅

⋅=

−

⋅=⋅

=

+=

−

−

P E P

E

Tix

Tpa

s sm

mTp

e propagacijvremeTp

sbps

bit Tix

TpTixTt

a)

046.021

1≈

+

−=

a

P U

b)

( )46.0

21

1

12

=+

−=

+=

a

P wU

aw

c)

338.0=U




P ro toko l i da ta- l i nk n i voa

HDLC — High Level Data Link Control - (HDLC je predloèn kao standard po

ISO)

PPP — Point to Point - ( ov o je internetov standard za data-l ink nivo)

SL IP — Serial L ink Interupt Protocol

High Leve l Da ta L i nk Con t ro l

Ovo je protokol koj i je nastao iz IBM-ovih protokola SDLC

HDLC — Protokol koj i pruà potpuni komunikacioni servis . To je bit-orjent isan

protokol. Duìna poruke moè bit i proizvol jna t j . Ne mora bit i umnoàk broja

bajtova. Omogu}ava povezivanje terminala na ra~unara.

Podràva dva reìma rada:

Neba l an s i r a n i r e ` im no rma l n i h odgo vo r a ( inbalanced Normal Responce

Mode). Ovaj protokol funkcioni{e ako su u pitanju terminalske mreè

Centralni ra~unar je taj koj i je zaduèn za uspostavl janje i raskidanje veze

Asinhroni balansirani reìm rada (asynchronous Balanced Mode). Korist i se

kada su u pitanju mreè ra~unara, kada se na obe strane nalaze jednak

(ravnopravni ) ra~unari .

Formati okvira za ovaj protokol je f iksan bez obzira da l i se radi o informacionom

il i upravl ja~kom ramu.

8 8(8x) 8(16) 16 8

f lag ad resa con tr ol --- in fo rmac ij a--- FCS f lag

Flag sluì da ograni~i okvir : 01111110

Adresa: Kod nebalansiranog reìma se javl ja ovo polje i to je adresa terminala sa

koj im se uspostavl ja veza. Ovo polje moè imati 8-bitno i l i pak umnoàk ovevrednost i .

NPR: Ako ima 3B (bajt a ne bit ) adresa. Prvi bit u oktetu nam ozna~ava da l i je to

poslednji bajt adresnog polja (0=nije, 1=jeste) . Dakle, ako ima 3 bajta, u prva dva

bajta }e prvi bit bi t i obavezno 0, da bi inic irao da postoj i jo{ bajtova posle njega

Samo zadnji bajt na svojoj prvoj pozic i j i (prvi bit ) ima jedinicu, koja kaè da je to




bio poslednji bi t . Ukol iko èl imo da paket skigne do svih adresa, onda u polje

adrese upisujemo 11111111.

Vrs te ramova :

HDLC razl ikuje tr i vrste ramova:

Informacioni

Nenumerisani

Supervizorski

U Control bloku se defini{e o kojoj vrst i rama se radi.

Information: Je informaci ja koja se prenosti .

FCS: Je u su{t in i CRC, a generatorski pol inom za ovaj protokol je: X 1 6+X 1 2+X5+1

Ovde je malo modif ikovana procedura za CRC. Umesto dodavanja 16 nula, dodaje

se 16 jedinica pa se to del i sa generatorskim polinomom, a dobijeni ostatak se

prvo invertuje, pa se onda vr{i sabiranje po modulu dva invertovanog ostatka

Sada, kad se vr{i kontrola gre{ke del i se sa generatorskim polinomom i ako nema

gre{ke ne dobije se ostatak nula ve} definisana sekvenca bitova i to je (1D0F)HEX .

Control :

1 3(7) 1 3(7)

0 N(S) Pool/Final N(R)

- Nula u prvom polju govori da je u pitanju informacioni ram

- N(S) je redni broj poruke koja se {alje. Ovaj protokol dozvol java numeraciju

poruka po modulu 8 i l i modulu 128. Dakle, 8 i l i 128 poruka moè bit i poslato a

nepotvr|eno.

- Pool/Final je bit prozivke i l i krajnji bit . Naziva se bit prozivke , kada ga upu}uje

strana koja uspostavl ja vezu, za drugu stranu to je Final bit . Ako je postavl jen na 1

zahteva se od druge strane potvr|ivanje teku}eg rama.

- N(R) sadrì redni broj poslednje ko rektnog pr imljenog rama. Ova informaci ja je

korist i ujedno i kao ram potvrde, ako je u pitanju dvosmerna komunikaci ja (Piggy

Backing — na le|ima).




Ako je u pitanju nenumerisani ram. On se korist i za uspostavl janje i raskidanje

veza. Ovakvi ramovi ne sadrè informaci je o rednim brojevima. Samo jedan ovakav

ram moè bit i poslat a nepotvr|en.

Ovi M-ovi zajedno sluè kao operacioni kod komande koja se korist i pr

uspostavl janju i raskidanju veze. Te komande su:

SNRM(E) — Set Normal Response. Za uspostavl janje veze(za numeraci ju po

modulu 8, i l i za numeraci ju po modulu 1 28

SABM(E) — Uspostavl ja se asinhroni balansni reìm rada. (E )-po modulu 128

UA — Unnumber Acknowledgement

DISC — Zahteva se raskidanje veze.

UP — Nenumerisana prozivka — U terminmalskim mreàma za prozivku

terminala

DM — Kada primenik odbije uspostavl janje veze

Supervizorski ram :

Korist i se za kontrolu gre{ke i oporavak od gre{ke. Dakle, sluì za potvr|ivanje

rama ako druga strana nema informacione ramove za slanje. Mogu}esupervizorske komande su slede}e:

2 2 1 3

1 0 S Pool/Final N(R)

Ovi ramovi sluè za potvr|ivanje u slu~aju da druga strana nema svoje

informacione ramove za za potvr|ivanje.

RR = 00 -> Receive Ready — Spreman za pri jem, vr{i se potvr|ivanje

da je poruka primljena uredu.

RNR = 01 -> Receive Not Ready — Sadrì redni broj poruke koja je

primljena al i saop{tava da privremeno treba prekinut i sa slanjem poruke.

REJ = 10 -> Korist i se za detekci ju gre{ke u primljenom ramu

2 2 1 3

1 1 M Pool/Final M




SREJ = 11 -> Korist i se za detekci ju gre{ke u primljenom ramu

Kada se detektuje gre{ka u toku prenosa. Ona se emituje ako u odredi{te prist igne

poruka van o~ekivanog rednog broja.

REJ i SREJ govore da se vr{i retransmisi ja poruka po principu vrat i se na N

(Goback N). Ako se emituje SREJ, re~ je o selekt ivnoj transmisi j i t j . {al je se

samoporuka koja je naru{ena.

Kod asinhronog balansnog reìma rada bilo koja strana moè da prekine vezu.

PPP p ro toko l

Point-to-Point protocol. Ranije je bio SLIP. PPP se korist i za povezivanje lokalne

mreè na internet, i l i za povezivanje PC-a preko modema do internet provajdera

HDLC je bit-ori jent isan protokol, a PPP je ba j t o r i j en t i san protokol ( informaciono

polje je umnoàk bajtova). Osnovni zadaci PPP-a su:

Uramlj ivanje paketa (PPP urami paket koj i je prist igao sa mre`nog nivoa

tako da je pri jemnik u stanju da odredi po~etak i kraj paketa.

Transparentnost : Ne smeju da postoje ograni~enja u vidu sadràja paketa

koj i dolazi sa mre`nog nivoa.

Da podrì razl i~ i te protokole mre`nog nivoa preko iste point-to-point veze.

Treba da podrì i razl i~i te protokole f iz i~kog nivoa

Detekci ja gre{aka

Odràvanje veze: Treba da detektuje otkaz na data-l ink nivou i da ostal im

nivoima signaliz ira.

Pregovaranje oko mre`ne adrese

Pored ovol ik ih zaduènja za koja je PPP zaduèn, od njega se ne o~ekuje da:

Koriguje gre{ke

Kontrol i{e tok

Numeri{e poruke ( to rade vi{ i nivoi )

Format okvira:




8 8 8 8 (1 6) 1 6(32) 8

F lag adresa Con tro l protocol Info rmac ija CLR F lag

Ovaj protokol je strogo namenjen poin-to-point mreàma. Adresa je uvek 11111111

jer je PPP protokol samo emisioni (broadcast ) protokol. Flag je 01111110. Control je

00000011. Ova polja koja su konstantna, mogla su i da se izostave, a da se

podrazumevaju, me|utim, zbog eventualne promene i l i evoluci je protokola, ova

polja su ostakla.

Protocol ozna~ava koj i je protokol mre`nog nivoa u pitanju ( IP, IPX, . . . ) . Sadrà

ovog polja moè da bude iLCP

(L ink Control Protocol ) koj i se korist i za

uspostavl janje veze i tada je u Info pol ju komanda za uspostavl janje veze.

Info pol je je maksimalno 1500 bajtova. Ako se u info na|e Flag ume}e se

speci jalni ESC karakter. ESC bajt ukazuje da posle njega ni je upravl ja~ki bit ve}

info. Ako je upravl ja~ki bajt = ESC onda se dodaje jo{ jedan ESC, tako da se uvek

moè prepoznat i da l i je ESC kao speci jalni karakter i l i je u sastavu upravl ja~kogbita.

Uspostavl janje i raskidanje veze : Korist i se LCP protocol. U info delu je sada

konekcioni zahtev, a u polju za protokol nalazi se LCP.

Configure Request (konfiguracioni zahtev koj i se {al je u info delu) u kome moè da

se defini{e maksimalna kol i~ ina podataka koj i se razmenjuju i l i koj i je mehanizam

potvr|ivanja. Dakle, specif ic iraju se uslovi veze. Druga strana moè da po{alje kao

odgovor Configure ACK (Uredu, dogovori l i smo se), Configure NACK (znam {ta

ho}e{, al i mi je to neprihvat l j ivo, Configure REJ (Ne razumem tvoje opci je

verovatno je nastala gre{ka u prenosu).

Nakon uspostavl janja konekci je treba da se defini{e komunikaci ja prema vi{em

nivou. Ciklus je prikazan preko automata na slede}oj sl ic i .

Zatvorena

veza Uspostavljanje veze

Autentifikacija

Konfigurisanje mreznog ivoaOtvorena

veza

Zatvaranje veze




MRE`NI NIVO

Primarni interfejs izme|u HOST-a i komunikacione podmreè se doga|a na ovom

nivou. Mre`ni nivo je zaduèn za prenos paketa izme|u dva HOST-a za razl iku od

Data Link nivoa koj i je imao zadatak da prenese paket izme|u dva kraja veze

( izme|u >>rutera i rutera<< i l i izme|u >>hosta i rutera<<. Da bi ovo mogao da

obavi, mre`ni nivo mora da poznaje topologju komunikacione podmreè.

Osnovno pitanje oko koga se vode rasprave je koju vrstu usluge treba mre`ni nivo

da obezbedi transportnom nivou:

Konekcioni i l i

Beskonekcioni servis

O konekcionim i bezkonekcionim servis ima smo govori l i u uvodnom delu ove

knj ige. Samo podse}anja radi nave{}u neki l iko osnovnih principa.

Konekcioni servis: obezbe|uje idealan komunikacioni kanal za transportni nivo

(nema gre{ke-paket i} i se isporu~uju po redosledu).Beskonekcioni servis ne pruà nikakve garanci je transportnom nivou. Kontrola

gre{ke je ostavl jena u nadle`nost i hosta.

Rasprava:

Telefonske kompanije su pobornici konekcionig servisa a kao opravdanje navode

100-godi{nje uspe{no iskustvo sa telefonskim sistemima. Drugu grupu pobornika

predstavl ja internet populaci ja koja smatra da je zadatak podmreè samo prenospaketa i ni{ta vi{e. Po nj ihovom mi{l jenju koje se zasniva na 30 godi{njem

iskustvu u radu sa realnim mreàma, komunikaciona podmr eà je nepouzdana bez

obzira na to kako je projektovana. Zato HOST treba da prihvat i tu ~injenicu i da on

obavl ja kontrolu gre{aka i kontrolu toka. U su{t ini pitanje se svodi na to gde se

stavl ja kompleksnost . Kod konekcionog servisa, mre`ni nivo nosi teret dok je kod

beskonekcionog servisa to t ransportni nivo t j . HOST(na{ ra~unar)

Pobornic i beskonekcionog servisa kao ~injenicu navode to da su ra~unari postal

mo}nij i i jeft ini j i , pa nema razloga da HOST ne obezbedi funkci je rut iranja, kontrolu

toka. Me|utim, za mnoge real-t ime aplikaci je je mnogo bitni ja brzina od

pouzdanost i (na primer prenos glasa i l i s l ike) . S druge strane pristal ice

konekcionog servisa kaù da mnogi korisnic i ne èle da na nj ihovim ma{inama

izvr{avaju kompleksni protokol i transportnog nivoa.




INTERNET ima beskonekcioni mre`ni nivo, a ATM (Asynchonius Transfer Mode

konekcioni. Vide}emo kako komuniciraju hostovi koj i se nalaze u mreàma sa

razl i~ i t im mre`nim nivoima. Konekcioni servis je obi~no implementiran preko

virtuelnog kanala

, a konekcioni kaodatagram

.

Virtualni kanal :

Kada se korist i model vir tuelnog kanala, onda se pre po~etka slanja podataka

{alje speci jalni paket CALL REQUEST koj im se uspostavl ja veza ( i odre|uje put

izme|u izvornog i odredi{nog hosta. Taj paket sadrì punu adresu izvora

odredi{ta i jedan referent i broj koj i se zove logi~ki broj vir tuelnog kanala(port )

Kada se veza uspostavi , t j . obezbedi put izme|u izvora i odredi{ta, taj put se

korist i za sve pakete koj i su deo jedne poruke. Svi paket i sadrè ist i broj vir tuelnog

kanala, al i bez adresa izvora i odredi{ta. Paket i prist iù u odredi{e u redosledu u

kom su poslat i , jer svi koriste ist i put. Moè se uspostavi t i ana logi ja sa telefonskim

pozivom — prvo se uspostavi veza, pa se onda obavl ja komunikaci ja) .

Ako se korist i model virtuelnog kanala svaki ruter mora da sadrì tabl icu u kojopamti redne brojeve vir tuelnih kanala koj i su ostvareni preko njega. U tabl ic i se

vodi evidenci ja odakle je st igao paket, sa koj im rednim brojem, po kom kanalu

treba da se uput i i sa koj im rednim brojem. Pri tome treba napomenuti da kada

se uspostavl ja vir tuelni kanal bira se na jni` i neiskori{}eni redni broj za datu vezu

ut iskuje se u paket. Pri tome treba napomenuti da broj koj i je ut isnut u paket u

izvoru ne moè da bude ist i kao broj koj im on prist iè u odredi{te, al i sve dok se

odredi{ni host vidi sa ist im dolaznim brojem nema problema. Virtuelni kanal se

bri{e i logi~ki broj napu{ta nakon okon~anja razmene podataka. Mogu}e je da jevir tuelni kanal stalno uspostavl jen, tako da korisnik koj i èl i stalno da komunicira

sa drugim korisnikom ne mora da uspostavl ja novi vir tuelni kanal. Ovo je poznato

kao permanentni vir tuelni kanal . Ova vrsta usluge se posebno pla}a.

Datagram:

Kod datagram usluge, nema inic i jalnog uspostavl janja veze. Svaki paket se {al je

nezavisno od prethodnog i sadrì punu adresu izvora i odredi{ta. Paket i mogu

putovat i razl i~ i t im putevima i mogu prist izat i u odredi{te van redosleda. Datagram

je analogan slanju pisama. Svako pismo pismo se prenosi kao posebna jedinica

ima kompletnu adresu i izvora i odredi{ta. Ako se pismo izgubi, po{tanski sistem

ne korist i t ime-out, ve} je kontrola gre{aka u nadle`nost i korisnika.




Ru t i ran j e pake ta

Kao {to smo ve} napomenuli , osnovne funkci je mre`nog nivoa su rut iranje t j

odre|ivanje puta paketa kroz mreù i spre~avanje zagu{enja. Odre|ivanje puta

paketa se vr{i na osnovu tabl ica koje se nalaze u svakom ruteru. U zavisnost i da

l i se korist i model virtuelnog kanala i l i datagram model.

Kod modela virtuelnog kanala put paketa se odre|uje u samoj fazi uspostavl janja

vir tuelnog vir tuelnog kanala, a zat im svi paket i koriste ist i trasirani put. Kod

datagram modela se za svaki paket i} utvr|uje novi put kroz topologi ju mreè

Tablice koje se formiraju u ruteru i koje se koriste za odre|ivanje puta paketa

imaju slede}i izgled.

Za svako potenci jalno odredi{te ( t j . svaki ruter) postoj i po jedna vrsta u tabl ic i . U

toj vrst i se navodi po kom kanalu se paket upu}uje da bi st igao do datog

odredi{ta. Nekad se navodi i alternat ivni put.

CAB

DEF

12

32 1 3

4

NPR: Ako je mreà ovakva, tabl ica za ~vor A bi bi la ovakva:

Odredi{te Put Alternat ivni put

B 1 2

C 1 2

D 3 2

E 3 2

F 2 1

Paket ulazi u mreù sa adresom odredi{ta u zaglavl ju. Odluke o putu se donose u

svakom ruteru kroz koj i paket prolazi na osnovu tabl ica za odre|ivanje rute(puta)




Ove tabl ice mogu bit i stat i~e i dinami~ke. Stat i~ke tabl ice su unete u ruter u faz

projektovanja mreè i retko se menjaju. Dinami~ke tabl ice se koriste kada se

odluke o putu donose na osnovu saobra}aja kroz mreù, jer se èl i uvek poslat i

paket kroz l ini ju gde je gu`va manja. Algori tmi kol i se koriste za ovakvo rut iranje

nazivaju se adaptivni algori tmi .

Adaptivni algori tmi se razl ikuju po tome odakle dobijaju informaci je (npr: lokalno

samo od susednih rutera i l i iz svih rutera), kada menjaju puteve (na odre|en

interval vremena se osveàvaju tabele jer se u me|uvremenu promenilooptere}enje t j . topologi ja mreè). Koja metrika se korist i za opt imizaci ju (npr bro

skokova, rastojanje, ka{njenje i td. . )

P r i nc ip op t ima lnos t i

Pre nego {to damo neke konkretne algori tme za rut iranje, navedimo kako se

donosi odluka o opt imalnom putu (bez obzira na topologi ju i saobra}aj ) .

Princip opt imalnost i glasi : Ako je ruter J na opt imalnom putu od I do K, tada je

opt imalni put od J do K na istom putu.

DOKAZ

: Ozna~imo put od I do J sa R1, a ostatak R2. Ako postoj i bol j i put od J do

K od R2, on bi opt imalan put bio R1 + R3 a ne R1 + R2 kao {to smo pretpostavi l i

Dakle, i l i je opt imalan za sve rutere koj i se nalaze na njemu i l i uop{te ni je

opt imalan.

Kao direktna posledica principa opt imalnost i moè se zakl ju~i t i da najkra}i putev

od svih izvora do jednog odredi{ta formiraju stablo sa korenom u odredi{nom

~voru. Ovo stablo ne mora bit i jedinstveno. Ci l j algori tma za rut iranje je daprona|e ovo stablo za sve rutere.

DOKAZ da svi ptevi ~ine stablo ->

Pretpostavimo suprotno, da postoj i pet l ja u putu, pri ~emu za svaki mogu}i pu

tvrdimo da je opt imalan.

I J

P

KL1

L2 L3

Put od I do J ima teìnu L1. S druge strane od I do J se moè st i} i i preko P i za

taj put tako|e tvrdimo da je opt imalan. Iz ovoga bi moralo da vaì da je L1=L2+L3




Put od P do J preko L3 je opt imalan. S druge strane od P do J se moè do}i i

preko L2+L1, koj i je tako|e opt imalan. To je ta~no ako je L3=L2+L1. Ako saberemo

ove dve jedna~ine dobi}emo da je L1+L3=2L2+L1+L3 => L2=0 Dakle, dokazali smo

da nema pet l je.

S ta t i ~ k i a lgo r i tm i

Dijkstra algori tam (1959). Zadate su pozic i je rutera i rastojanja izme|u nj ih (ni je

obavezno da metrika bude rastojanje, moè da bude i broj skokova, ka{njenje

i td. . . ) Ci l j je na}i najkra}i put od izvora do odredi{ta. Algori tam startuje od izvora

svakom ~voru pridruùje jednu labelu (oznaku) koja sadrì informaci ju o rastojanju

od izvornog ~vora i informaci ju preko kog ~vora se dobija to rastojanje. Labele

mogu bit i privremene i permanentne . Labela je privremena sve dok se ne utvrdi da

je to najkra}i put od izvora do tog ~vora. Tada se labela progla{ava

permanentnom. Algori tam se zavr{ava kada sve labele postanu permanentne

Algori tam je i terat ivne prirode. U po~etku svi ~vorovi imaju oznaku ( )−,0α . Izuzev

izvornog ~vora. Zat im se odre|uje rastojanje od izvora do najbl i` ih suseda i lab ela

se menja. Zat im se od svih privremenih labela bira ona sa najmanjom vredno{}u

rastojanja i progla{ava se permanentnom. Zat im se za tu permanentnu labelu

utvrdi najbl i` i sused sa privremenom labelom i odre|uje novo rastojanje, i td . .

Primer:

A A

A A

A A

B B

B B

B B

C C

C C

C C

D D

D D

D D

E E

E E

E E

F F

F F

F F

G G

G G

G G

H H

H H

H H

2 2

2 2

2 2

2 2

2 2

2 2

6 6

6 6

6 6

1 1

1 1

1 1

4 4

4 4

4 4

2 2

2 2

2 2

7 7

7 7

7 7

3 3

3 3

3 3

3 3

3 3

3 3

2 2

2 2

2 2

2 2

2 2

2 2

(a,-) (6,A)

(6,A) (5,E)

(5,E) (5,E)

(a,-) (a,-)

(4,B) (4,B)

(4,B) (4,B)

(a,-) (2,A)

(2,A) (2,A)

(2,A) (2,A)

(a,-) (a,-)

(9,B) (9,B)

(9,B) (9,B)

(a,-) (a,-)

(a,-) (6,E)

(6,E) (6,E)

(a,-) (a,-)

(a,-) (a,-)

(9,G) (8,F)

(a,-) (a,-)

(a,-) (a,-)

(a,-) (a,-)




F l ood ing A lgo r i t am (bu j i ca , pop lava )

Kod ovog algori tma svaki paket koj i st igne u ruter se {al je po svakom izlaznom

kanalu (osim po onom iz koga je do{ao). O~igledno je da ovaj algori tam generi{e

mnogo duplikata paketa, pa je potrebno uvest i neku meru da se okon~a proces

Jedna takva mera je broja~ skokova u zaglavl ju svakog paketa koj i se

dekrementira pri svakom prolasku kroz neki ruter, a paket se odbacuje kada b roja~

padne na nulu. Idealno bi bi lo da se broja~ postavi na duìnu puta od izvora do

odredi{ta. Ako izvor nezna rastojanje, onda se broja~ mora inic i jal izovat i nanajduì put t j . di jametar mreè.

Ovaj algori tam nije prakt i~an za mnoge primene al i ipak ima svoje korisnike. NPR

u vojnim aplikaci jama gde ruteri mogu bit i uni{teni u bi lo kom trenutku, robusnos

ovog algori tma je izuzetno poèl jna. U aplikaci jama sa distr ibuiranim bazama

podataka ponekad je potrebo aùrirat i sve odjednom. I u takvim slu~ajevima

flooding ima presudni zna~aj. Tre}a mogu}nost kori{}enja ovog algori tma je kao

mera (reper) u odnosu na koj i se mere svi ostal i algori tmi. Buj ica uvek bira

najkra}i put, jer bira svaki mogu}i put paralelno. Shodno tome ni jedan drugi

algori tam ne moè dat i manje ka{njenje kroz mreù.

Adap t i vn i a lgo r i tm i

Mogu bit i :

Globalni i

Decentral izovani

Kod globalnih adaptivnih algori tama najbol j i put izme|u izvora i odredi{ta

odre|uje se na osnovu globalnog znanja o mreì, a zat im se odre|ivanje puta vr{

u jednom centru (central izovani algori tam) i l i u vi{e centara. Kl ju~no kod ovih

algori tama je da oni poseduju potpune informaci je o povezanost i i ceni veza

Najpoznat i j i predstavnik ove grupe je L INK STATE algori tam.

Kod decentral izovanih algori tama najbol j i put se odre|uje i terat ivno t j . jedan ~vor

nema potpunu informaci ju o ceni veza u mreì. Svaki ~vor u po~etku posedujeznanje samo o ceni veza sa najbl i` im susedima, a zat im se u toku i terat ivnog

procesa razmenjuju informaci je sa najbl i` im susedima. Najpoznat i j i predstavnik ove

frupe algori tama je distance vector algori thm .




D i s tance vec to r a lgo r i t hm

Svaki ruter sadrì tabelu sa ulazom za svaki drugi ruter u mreì. Svaka vrsta (ulaz

sadrì dva dela:

Najpoèl jni ju l ini ju za tu dest inaci ju i

Procenu rastojanja i l i ka{njenja do te dest inaci je

Usvaja se da ruter zna rastojanje do svakog svog suseda. Rastojanje ne mora bit

duìnsko! Ono moè bit i broj koraka, vel i~ ina reda za ~ekanje, ka{njenje i td . . .Akoje metrika ka{njenje ruter moè da ga odredi kori{}enjem speci jalnog ECHO paketa

koj i pri jemnik veri f ikuje i vra}a ga {to pre moè.

Pretpostavimo da je metrika ka{njenje i da ruter zna ka{njenje do svakog od svoj ih

suseda. Svakih T mikrosekundi ruter {al je svoj im susedima l is tu ustanovl jenih

ka{njenja za svaku dest inaci ju. Tako|e, prima sl i~nu l is tu od svoj ih suseda. Ovo se

naziva osveàvanje tabl ica .

Pretpostavimo da je jedna od ovih tabela svakog od suseda X, pri ~emu X

ozna~ava X-ovu cenu za ka{njenje do rutera i . Ako ruter koj i je prmio tabl icu zna

da ka{njenje do rutera X iznosi m mil isekundi, onda on zna da do rutera xi moè

st i} i za vreme xi + m preko rutera X.

Obavl jaju}i ovakva izra~unavanja za svakog suseda, ruter moè prona}i koja je

procena cene najbol ja i tu procenu iskorist i t i i aùrirat i odgovaraju}i ulaz u svojo

tabl ic i rut iranja. Stara tabela se ne korist i u izra~unavanju.

PRIMER: Za mreù sa 5 ~vorova, datu na sl ic i 2, prikazat i postupak punjenja tabela

rastojanja u svim ~vorovima primenomDistance Vector Rout ing

algori tma.

Re{enje:




A

A

A

B

B

B

C

C

C

D

D

D

E

E

E

B

B

B

C

C

C

D

D

D

E

E

E

A

A

A

C

C

C

D

D

D

E

E

E

A

A

A

B

B

B

D

D

D

E

E

E

A

A

A

B

B

B

C

C

C

E

E

E

A

A

A

B

B

B

C

C

C

D

D

D

B

B

3

3

B

3

3

3

7

712

9

9

E

E

5

5

E

11

11

14

13

8

8

5

5

5

A

A

3

3

A

3

3

31011

8

8

C

C

4

4

C

11

4

4

4

9

9

13

12

E

E

6

6

E

11

11

15

14

9

9

6

6

6

B

B

4

4

B

7

7

4

4

413

10

10

D

D

5

5

D

1314

5

5

5

8

8

E

E

9

9

E

14

14

15

15

12

12

9

9

9

E

E

3

3

E

8

8

9

9

12

11

3

3

3

C

C

5

5

C

12

9

9

5

5

5

14

13

A

A

5

5

A

5

5

5

8

81213

B

B

6

6

B

9

9

6

6

6

10

1015

C

C

9

9

C

16

13

13

9

9

9

14

14

D

D

3

3

D

1112

8

8

3

3

3

Diskusi ja re{enja:

U prvom redu tabela, popunjavaju se samo razdalj ine do direktnih suseda.

U drugom redu tabela, sledi se slede}a logika:

1. Da bi iz A do{ao do B, kre}u}i se preko B, potrebno mi je 3 ( jedinice cene)

Ovo je direktna veza.

2. Da bi iz A do{ao do B, kre}u}i se preko E, prvo moram da izra~unam kol iko }e

mi trebat i da do|em od A do E. Nakon {to sam to izra~unao ( pogledav{i u

tabele iz prvog reda ) dopisao sam plavom bojom broj 5 iznad kolone E. Ova

broj mi ozna~ava da mi od A do E treba 5 jedinica cene. Sada, kada znam

koliko mi treba od A do E treba da na|em kol iko mi treba od E do B i da turazdalj inu saberem sa onim plavim brojem 5 iznad tabele. Hmmmm, od E do B

}e mi trebat i 6 jedinica cene. Dakle, kada saberem onu plavu pet icu i ovu

{est icu, dobijam 11.

3. Is tom logikom se sluìmo za sve mogu}e dest inaci je.




U tre}em redu tabela se sledi sl i~na logika kao u drugom koraku. Ja }u dat i

primer ponovo za tabelu A:

1. Da bi se iz A do{lo do B, kre}u}i se preko B, potrebno mi je 3 jedinica cene.

Ovo je, kao i u pro{lom primeru, direktna veza.

2. Da bi se iz A do{lo do C preko E, moramo prvo da vidimo kol iko nam treba od

A do E, i da napi{emo onaj plavi broj iznad tabele. Po{to sam ve} jedared

odredio sve plave brojeve za prvi red tabl ica, prosto }u prepisat i plavu pet icu

iznad kolone za E. Sada, treba odredit i , kol iko mi je potrebno od E do C

Posmatram drugi red tabela i zakl ju~ujem da je ovog puta na raspolaganju tr

vari jant i . Te vari jante su 10, 9 i 8 jedinica cene. Naravno, sluè}i se principom

ekonomi~nost i , biram ono 8. Dakle, sada treba sabrat i 8+5 i dobijamo 13

jedinica cene. Prime}ujemo da je za ovaj ist i put u drugom redu tabela bi lo

potrebno 14 jedinica cene! Naravno, jer tada smo za put izme|u E i C imal

samo jednu opci ju koja je ko{tala 9 jedinica cene. Sada su nam se otvori le

nove opci je, mi smo biral i naj jeft ini ju i tako je na{a tabela po~ela da

konvergira ka najjekonomi~ni jem re{enju.

Is tom logikom se sluìmo za sve mogu}e dest inaci je.

Ovaj algori tam teori jski dobro funkcioni{e, al i u praksi ima mnogo mana. Mada

konvergira ka konkretnom re{enju to moè bit i veoma sporo . Na dobre vest

reaguje brzo, al i na lo{e veoma sporo.

Posmatrajmo ruter ~i j i je najbol j i put do X veoma vel ik i . Ako kod slede}e razmene

sused, NPR A, raport ira kratko ka{njenje do X, ruter }e jednostavno odmah po~et

da korist i l ini ju prema A za saobra}aj do X. U toku jedne razmene vektora dobra

vest je primljena.

Da bi smo videl i kojom brzinom se dobre vest i prenose, uzmimo primer slede}e

mreè pri ~emu je kao metrika uzet broj skokova.

EA B C D

Pretpostavimo da inic i jalno A ne funkcioni{e i svi ostal i ruteri to znaju. Drugim

re~ima, svi imaju procenjeno ka{njenje do A jednako beskona~nost i . Kada se A

vrat i ostal i ruteri saznaju za to razmenom vektora. Kod prve razmene B uo~ava da

njegov levi sused ima nulto ka{njenje do A, pa aùrira svoju tabelu i kaè da je




broj skokova do A jednak = 1. Svi ostal i ruteri misle i dal je da je A van upotrebe.

Kod slede}e razmene C uo~ava da je rastojanje od B do A = 1, pa aùrira svoju

tabelu, i td . . .

O~igledno je da }e se dobra vest prenosit i brzinom od jednog skoka po razmeni

Ovi koraci prikazani su slede}om tabelom:

A B C D E

+beskona~no +beskona~no +beskona~no +beskona~no

1 +beskona~no +beskona~no +beskona~no

1 2 +beskona~no +beskona~no

1 2 3 +beskona~no

1 2 3 4

A sada pogledajmo i lustraci ju za brzinu {irenja lo{ih vest i . Posmatrajmo sada

situaci ju kada su inic i jalno sve l ini je i ruteri akt ivni . Ruteri B,C,D i E imaju

rastojanja 1, 2, 3 i 4 do A respekt ivno. Iznenada A prestane da radi.

Kod prve razmene B ne ~uje ni{ta od A. Na sre}u C mu kaè >>ne brini , ja imam

put duìne 2 do A<<. Pri tome B nema pojma da taj put vodi preko njega

samoga. Kao rezultat toga B shvat i da moè st i} i do A preko C za 3 skoka.

Kod druge razmene, C uo~ava da svaki od njegovih suseda tvrdi da ima rastojanje

3 do A. On odabira jedan od puteva (random — odabir ) , i ozna~ava da je novorastojanje do A jednako 4. Ostatak korak se odvi ja po istom principu. Ovo je

prikazano tabelom:

A B C D E

1 2 3 4

3 2 3 4

3 4 3 4

5 4 5 4

+beskona~no +beskona~no +beskona~no +beskona~no




O~igledno je da broj razmena teì +beskona~nost i . Ovaj problem je poznat pod

nazivom >>brojanje do beskona~nost i<< i l i >>Count To Inf ini ty<<.

Predloèno je mnogo re{enja u l i teraturi za ovaj problem (pri ~emu je svako novo

re{enje sloèni je i manje efikasno od prethodnog).

Sp l i t ho r i zon a lgo r i t am

Nave{}emo SPLIT HORIZON algori tam koj i radi isto kao Vector Distance s jednom

izmenom: Ako Z korist i Y da st igne do X, tada }e Z re}i da ima rastojanje

+beskona~no do X. Z }e nastavi t i da govori ovu la ` Y sve dok put do X vod i preko

Y. Po{to Y veruje da Z nema put do X, Y nikako ne}e poku{at i da st igne do X

preko Z, sve dok Z komunicira sa X preko Y.

EA B C D

Z Y X

Inic i jalno C kaè D ist inu o rastojanju do A, al i kaè la` B-u da mu je rastojanje

do A +beskona~no. Sl i~no D kaè ist inu E-u a la` C-u. Da vidimo {ta se de{ava

kada A otkaè. Kod prve razmene B }e utvrdit i da je direktna veza pukla. C ga

laè da je njegovo rastojanje do A +beskona~no (ne postoj i ) pa on aùrira svoju

tabl icu da mu je rastojanje do A = +beskona~no. U slede}oj rameni C ustanovl java

da oba njegova suseda imaju +beskona~no rastojanje do A, pa i on svoje

rastojanje setuje na +beskona~no, i td . . .Me|ut im, i ovaj algori tam moè da ima problem >>brojanje u beskona~nost<<

Razmotrimo NPR: slede}u mreù.

A B

C

D

Inic i jalni A i B imaju rastojanje 2 do ~vora D, a C rastojanje 1 do ~vora D.

Pretpostavimo da l ini ja CD pukne. A i B kaù C-u da ne mogu da do|u do D t j .

Da im je rastojanje do D +beskona~no jer je put do D vodio preko C. Na taj na~in

C odmah zakl ju~I da je D nedostupan, i izve{tava o tome A i B. Na àlost , a ~uje




do B ima put duìne 2 do D, pa zakl ju~uje da moè do}I do D za 3 koraka. Sl i~no

zakl ju~uje i B. U slede}oj razmeni A i B postavl jaju svoje rastojanje do D na 4,

I td… Ovo dovodi upravo do si tuaci je koju smo htel i da izbegnemo (brojanje do

beskona~nost i ) .

L i nk s ta te a lgo r i t hm

Distance Vector

je kori{}en u Arpanetu do 1979 godine, kada je zamenjen saL ink

State algori tmom. Dva razloga su postojala za to:

Prvo, po{to je metrika za ka{njenje bi la duìna reda ~ekanja, nisu se

uzimali u obzirkapacitet i l ini ja

kod promene putanje. Inic i jalno su sve

l ini je bi le 56kb/s, al i su kasni je neke zamenjene sa 239 kb/s a zat im sa

1.544 Mb/s. Ne uzimanje kapaciteta l ini ja u obzir bio je vel ik i problem.

(Naravno, metrika je mogla da se promeni da se uzme u obzir kapacitet

l ini ja)

Drugi problem je bio {to je nekada bilo potrebno mnogo vremena da

Distance Vector algoriam konvergira do najbol jeg re{enja, ~ak i saSpl i

Horizon metodom.

Zbog ovih problema Distance Vector je 1979-te zamenjen potpuno novim

algori tmom (L ink State algori tmom). Mnoge vari jane Link State algori tma se i dan

danas koriste. Ideja na kojoj se bazira Link State zasniva se na pet stavki :

Otkri t i svoje susede i ustanovit i nj ihove mre`ne adrese

Izmenit i ka{njenje i l i cenu do svakog suseda

Konstruisat i paket koj i sadrì sve {to zna

Poslat i ovaj paket svim ruterima

Izra~unat i najkra}i put do svih akt ivnih rutera

U su{t ini potpuna topologi ja i ka{njenja se eksperimentalno utvr|uju i distr ibuiraju

svim ruterima. Zat im se DIJKSTRA algori tam moè upotrebit i za odre|ivanje

najkra}eg puta do svakog rutera. Svaku od etapa u Link State algori tmu }emo

obradit i pojedina~no.




Ustanovl jenje mre`nih adresa suseda

:

Kada se ruter postavi u mreù, njegov primarni zadatak je da otkri je ko su mu

susedi. Ovo se post iè slanjem speci jalnog HELLO paketa na svaku point-to-poin

l ini ju. Od rutera na drugom kraju veze se o~ekuje da odgovori ko je. Imena (t j

Adrese) rutera moraju bit i jedinstvena.

Odre|ivanje cene l ini je

:

L ink State algori tam zahteva da svaki ruter zna, i l i bar ima dobru procenu o

ka{njenju do suseda. Direktan na~in da se odredi ka{njenje je da po{alje ECHO

paket i da se od druge strane zahteva da ga odmah vrat i . Test moè bit

ponovl jen vi{e puta. Interesantno je pitanje da l i treba uzet i u obzir optere}enje

veze kod merenja vremena. Da bi se uzelo u obzir, meri se vreme do trenutka

kada jeECHO

paket stavi u red ~ekanja pa dok se ne vrat i .

Generisanje Link State paketa :

Kada su informaci je o susedima prikupl jene, slede}i korak je da svaki ruter

napravi paket koj i sadrì sve informaci je do koj ih je do{ao. Paket ima slede}

izgled:

Adresa izvora

Redni broj

Starost (age)

L ist suseda Ka{njenja

. .

. .




Primer:

A

B C

D

EF

4

5 6

1

2

3

7

8

Generisanje paketa je jednostavno. Teì deo posla je odredit i kada da se generi{e

paket. Jedna mogu}nost je da se oni generi{u periodi~no u regularnim vremenskim

razmacima. Druga vari janta je da to bude kada do|e do neke zna~ajni je promene

kao {to je otkaz rutera i l i komunikacionog kanala, i l i povratak nekada prekinutog

kanala i l i rutera. Naravno zna~ajan doga|aj je i promena performansi veze.

A

Redni broj

Starost (age)

L ista suseda Ka{njenja

B 4

F 5

I tako dalje za ostale ~vorove !

Distr ibuci ja Link State paketa :

Naj interesantni j i deo algori tma je pouzdana distr ibuci ja Link State paketa

Opisa}emo prvo osnovni algori tam a zat im neke njegove modif ikaci je.

Osnovna ideja je da se korist ibujica ( f looding)

sa distr ibuci jom Link State paketa

Da bi se bujica dràla pod kontrolom, svaki paket sadrì redni broj koj i se

inkrementira kod slanja svakog novog paketa. Ruteri vode ra~una o svakom paru

( izvor, redni broj ) koj i su >>v ide l i

<<. Kada prist igne novi L ink State paket, ruter

proverava da l i je ve} video taj paket. Ako ustanovi da je u pitanju novi paket




prosle|uje ga po svim l ini jama onim po onoj po kojoj je paket do{ao. Ako otkri je

duplikat odbacuje ga. Ako se primi paket sa rednim brojem koj i je ni` i od

poslednje vi|enog odbaci je se kao da je zastareo.

Ovaj algori tam ima nekolko problema, al i se sa nj ima moè iza}i na kraj.

Prvo

, ako se vr{i numeraci ja paketa po nekom modulu, moglo bi do|i do konfuzi je

koj i je paket stari j i . Re{enje je da se koriste 32-bitni redni brojevi . Ako bi se svake

sekunde slao po jedan Link State paket, bi lo bi potrebno 137 godina da se onove

ist i redni brojevi , pa se ovaj problem moè ignorisat i .

Drugo , ako ruter otkaè, izgubi}e trag o svoj im rednim brojevima. Ako startuje

ponovo od 0, slede}i paket }e bit i odba~en kao dup likat .

Tre}e, ako do|e do naru{avanja rednog broja, i primi se na primer 65540 umesto

4 (1-bitna gre{ka) paket i od 5 do 65540 }e bit i odba~eni kao zastarel i .

Re{enje za ove probleme je da se ukl ju~i starost (age) paketa nakon rednog br oja

i da se dekrementira za 1 nakon svake sekunde. Kada starost dost igne 0, paket se

odbacuje.

Normalno, novi paket prist iè recimo, na svakih 10 min, pa ruterima informaci ja

istekne samo kada je ruter otkazao. Pol je starost se dekrementira u svakom ruteru

u toku inic i jalnog procesa bujice, da bi se obezbedilo da ni jedan paket ne moè

da se izgubi i ìvi beskona~no.

Da bi se obezbedio od gre{aka na ruter-ruter l ini jama, svaki l ink state paket se

potvr|uje. Kada su l ini je slobodne, one se kru`no test iraju.

Primer:

Za mreù na sl ic i , struktura podataka koju formira ruter B ima slede}i izgled:

S end f lags ACK fl ag s

Izvor Rbr. Age A C F A C F

A 21 60 0 1 1 1 0 0

F 21 60 1 1 0 0 0 1

E 21 59 0 1 0 1 0 1

C 20 60 1 0 1 0 1 0

D 21 59 1 0 0 0 1 1




Svaka vrsta u tabel i odgovara nedavno primljenom, al i jo{ potpuno ne obra|enom

Link State paketu. U tabel i se vodi informaci ja odakle paket pot i~e, njegov redn

broj, starost i podaci. Pored toga postoje f lagovi za slanje i potvr|ivanje (ACK) za

svaku od 3 l ini je za B (prema A, C i F ruterima). Send Flag zna~i da paket moè

bit i poslat po ozna~enoj l ini j i , a ACK da potvrda treba da bude poslata po

ozna~enoj l ini j i .

Odre| i van je nov ih pu teva

Kada je ruter prikupio sve Link State pakete, moè da konsrui{e graf cele mreè.

Sada moè da iskorist i DIJKSTIN algori tam u svakom ruteru lokalno, da se prona|e

najkra}i put do svih mogu}ih odredi{ta.

Hijerarhi jsko rut iranje :

U dosada{njoj analiz i smo mreù posmatral i jednostavno kao skup povezanih

rutera. Svi ruteri su izvr{aval i is t i algori tam za rut iranje kroz celu mreù. U praks

ovaj model ne funkcioni{e iz najmanje dva razloga:

Za mreù koja ima n rutera, pri ~emu svaki ima K suseda, memori ja

potrebna da se zapamte svi potrebni podaci je proporcionalna Kn (t j . O(Kn

). Za vel ike mreè, kao {to je internet koj i se sastoj i od nekol iko mil iona

rutera i vi{e od 50 mil iona ra~unara ovo moè bit i problem. Ne samo da

se pove}avaju zahtevi za memori jskim prostorom, ve} se zahteva i vi{e

CPU-ovog vremena. Jednog trenutka mreà moè postat i tol iko vel ika danema dovol jno memori je za pam}enje podataka o njoj .

Administrat ivna autonomija mora da pruì mogu}nost organizaci jama da

administr iraju svoje mreè po èl j i a da ipak imaju mogu}nost povezivanja

sa spoljnim svetom (ostatkom interneta).

Zbog svega ovoga se ruteri dele na regione i l i autonomne sisteme , a rut iranje se

obavl ja hi jerarhi jski . Ruteri unutar istog regiona svi izvr{avaju ist i algori tamrut iranja (na primer Distance Vector i l i L ink State ) . Naravno, potrebno je povezat

autonomne sisteme me|usobno, pa }e jedan i l i vi{e rutera u Autonomnom sistemu

imati dodatnu odgovornost za rut iranje paketa van tog autonomnog sistema. Ruter

koj i imaju ovu funkci ju se zovu GATEWAY ruteri (kapi je ka svetu) .




Za vel ike mreè dvo-nivoiska hi jerarhi ja ~esto ni je dovol jna . Moè bit i potrebno da

se regioni grupi{u u grozdove (c lasters) , k lasteri u zone , zone u grupe i tako dalje.

Na sl ic i je dat primer rut iranja u dvodimenzionalnoj hi jerarhi j i sa pet regiona

Tabela rutiranja za ruter 1A bez hi jerarhi jskog rut iranja ima 17 ulaza. Kada se

rut iranje obavl ja hi jerarhi jski , u tabel i postoje ulazi za sve lokalne rutere, al i za

sve ostale regione postoj i samo jedan ulaz. Hijerarhi jsko rut iranje je smanji lo

tabelu sa 17 na 7 ulaza.

1A

1B

1C 2A 2B

2C 2D

3A3B

4A

4B

4C

5A

5B5C 5D

5E

Prvo }emo sastavi t i potpunu tabelu za A a zat im hi jerarhi jsku tabelu:

Dest inaci ja Lini je Br. Skokova

1A - -

1B 1B 1

1C 1B 1

2A 1B 2

2B 1B 3

2C 1B 3

2D 1B 4

3A 1C 3

3B 1C 2

4A 1C 3




4B 1C 4

4C 1C 4

5A 1C 4

5B 1C 5

5C 1C 5

5D 1C 6

5E 1C 5

Hijerarhi jska tabela za A:

Dest inaci ja l ini ja Broj skokova

1A - -

1B 1B 1

1C 1C 1

2 1B 2

3 1C 2

4 1C 3

5 1C 4

Me|utim, ovaj dobitak ni je besplatan. Moraju se plat i t i izvesna kazna koja se

ogleda u pove}anju duìne puta. NPR: najbol j i put iz 1A do 5C je preko regiona 2

ali sa hi jerarhi jskim rut iranjem sav saobra}aj ka regionu 5 ide preko regiona 3, je

je to bol j i put za ve}inu dest inaci ja u regionu 5 .

Kada jedna mreà postane veoma vel ika, postavl ja se interesantno pitanje, a to je

Kol iko nivoa hi jerarhi je je potrebno imati?

NPR: Ako imamo mreù sa 720 rutera, i ako nema hijerarhi je svaki ruter mora da

ima tabelu sa 720 ulaza. Ako se mreà podeli na 24 regiona sa po 30 rutera,

svakom ruteru je potrebna tabela sa 30 lokalnih ulaza + 23 externa ulaza (za

ostatak mreè). To je ukupni 53.




Ako se odabere tronivoiska hi jerarhi ja pri ~emu svaki nivo sadrì 9 regiona sa po

10 rutera, svakom ruteru je potrebna tabela sa 10 ulaza za lokalne rutere i 8 ulaza

za druge regione unutar istog klastera i 7 ulaza za ostale klastere. To je ukupno

25 ulaza.

Opt imalan broj nivoa za mreù od N rutera jeednak je lnN, {to zahteva lnN ulaza

u tabel i svakog rutera, tako|e je ustanovl jeno da je srednje pove}anje efekt ivne

duìne puta hi jerarhi jskim rut iranjem prihvat l j ivo.

L i nk S ta te A lgo r i t am:

Kao {to smo rekl i ovaj algori tam spada u frupu globalnih rut ing algori tama jer

zahteva znanje o svim vezama u celoj globalnoj mreì.

Korak 1:

Prevo|enje topologi je mreè u usmereni graf.

^vorove grafa ~ine:

Ruteri

Mreè >> Tranzitne-(povezane na vi{e rutera) i terminalne-(povezane sa

jednim ruterom)

Grane ~ine

Point-to-point veze izme|u 2 rutera

Veze rutera na lokalnu mreù

Sve veze su dvosmerne, pri ~emu se teìne iste grane u razl i~ i t im smerovima

razl ikuju. Zato se naj~e{}e svaka grana razbi ja (pri l ikom crtanja) na dva zasebna

usmerena potega, svaki sa svojom teìnom. Iz lazne grane iz rutera imaju teìnu

koju dodeljuje sistem administrator ( i l i se izra~unava na osnovu ka{njenja kroz

vezu. Grane koje vode od mreè ka ruteru imaju teìnu 0 .

Korak 2:

Formiranje SPF-stabla za svaki ruter. Polaze}i od datog rutera izra~unava se

putanja sa najniòm cenom do svake odredi{ne mreè. Za to se korist i Di jkstra

algori tam. Rezultat ovoga je formiranje ( jednostruko povezanog usmerenog grafa

SPK stabla za dat i ~vor/ruter.

Korak 3:

Unos adresa susednih ~vorova (prvog skoka) za svaku odredi{nu mreù u rut ing

tabelu.




MRE@NI NIVO INTERNETA - IP PROTOKOL

Mre`ni nivo u Internetu se moè posmatrat i kao skup podmreà i l i autonomnih

sistema (AS) koj i su me|usobno povezani. Ne postoj i jedinstvena struktura ve}

nekol iko vel ik ih ki~mi. Ki~me su napravl jene od visokopropusnih l ini ja i brzih

rutera. Na ki~mu su zaka~ene regionalne mreè, a na regionalne mr eè LAN mreè

mnogih univerzi teta, kompanija i Internet provajdera.

Lepak koj i spaja internet je protokol mre`nog nivoa t j . IP protokol. Za razl iku od

rani j ih mre`nih protokola on je u startu projektovan tako da omogu}

internetworking. Njegov zadatakje da pruì najbol ju mogu}u uslugu za prenos

datagrama od izvora do odredi{ta, bez obzira da l i se oni nalaze u susestvu i l i su

razdvojeni.

Komunikaci ja u internetu se odvi ja na slede}i na~in:

Transportni nivo preuzima podatke iz aplikacionog nivoa i del i ih na datagrame

Teori jski , datagrami mogu bit i vel i~ine do 64 Kbyte, al i su paketi obi~no vel i~ ine od

oko 1.5 kByte. Svaki datagram se prenosi kroz internet, pri ~emu moè bit

fragmentiran na manje delove. Kada svi delovi kona~no st ignu u odredi{te, mre`n

ih nivo reasemblira u originalni datagram. Datagram se zat im predaje

transportnom nivou, koj i ih zat im predaje aplikat ivnom.

I P P ro toko l

Format IP datagrama se sastoj i od zaglavl ja (header) i podataka (text part )

Zaglavl je ima 20 byte f iksnog dela i opcioni deo promenlj ive vel i~ ine.

4 4 8 16

Verzi ja IHL Tip servisa Ukupna duìna

Ident i f ikaci ja Fragment offset

Vreme ̀ ivota protokol ~eksum zaglavlja

Adresa izvora

Adresa odredi{ta

Opci je (0 i l i vi{e re~i )




Polje verzi ja :

Ukazuje na verzi ju IP protokola. Na osnovu ovog 4-bitnog polja ruter moè da

utvrdi kako da interpret ira ostatak IP datagrama. Razl i~ i te verzi je IP protokola

koriste razl i~ i te formate datagrama. Teku}a verzi ja IP je IP v4 . Na prethodnoj sl ic

je prikazan upravo taj format IP protokola. Najnovi ja vrezi ja IP protokola je v6.

IHL (Header Lenght ) :

Po{to duìna zaglavl ja ni je konstantna ovo polje govori kol ika je duìna zaglav l ja u

32-bitnim re~ima. Minimalna vrednost je 5, kada nema nikakvih opci ja

Maksimalna vrednost je 15, {to zna~i da je maksimalna vel i~ ina zaglavl ja 60 byte

To zna~i da je opciono polje maksimalne veli~ine 40 Byte. Za neke, kao {to je

beleènje mar{ute paketa, 40 byte je malo.

Tip Servisa (Type of Service) :

Ovim poljem HOST kaè podmreì koju vrstu servisa èl i . Razl i~ i te kombinaci je

brzine i pouzdanost i su mogu}e. NPR, za prenos digital izovanog glasa mnogo je

bitni ja brzina od pouzdanost i . S druge strane, za prenos faj lova mnogo je bitni je

da prenos bude 100% ta~an nego brzina.

Prva tr i bi ta ovog polja ukazuju na priori tet od 0 (normalni paket i ) do 7 (kontroln

paket i ) . S lede}a tr i bi ta (D-Delay, T-Throughtput, R-Rel iabi l i ty ) omogu}avaju da se

ozna~i ~emu se daje priori tet u toku prenosa (Malo ka{njenje, propusnost i l

pouzdanost ) .

Polje ukupna duìna ( total lenght ) :

Defini{e ukupnu vel i~ inu datagrama u bajtovima: Zaglavl je + data. Maksimalna

duìna je 65535 bajta. Me|utim datagrami su retko ve}i od 1500 bajtova.

Ident i f ikaci ja

:

U slu~aju da se vr{i fragmentaci ja, treba omogu}it i odredi{nom hostu da utvrd

kome datagramu pripada novoprist igl i fragment. Svi fragmenti jednog datagrama

nose istr i broj t j . Iden t i f ikaci ju.

DF -zna~i Don ’ t fragment (ne fragmentiraj ) . To nare|uje ruteru da ne vr{

fragmentaci ju, jer odredi{te ni je u stanju da delove ponovo spoji . Sve ma{ine

moraju da prihvate 576 byte.

MF -zna~i More Fragments ( jo{ fragmenata). Sv i fragmenti osim poslednjeg imaju

postavl jen ovaj bit . Naravno, posle poslednjeg fragmenta nema vi{e fragmenata

tako da je tada MF=0.




Fragment Offset (13 bitova) redni broj fragmenta i datagrama. Svaki fragmen

izuzev poslednjeg mora bit i umnoàk od 8 bajtova (8 byte je elementara duìna

fragmenta). Po{to je ovo polje 13 bitno, to zna~i da jedan datagram moè imati

najvi{e 8192 fragmenata.

Vreme ìvota(Time to Live) :

Je broj koj i se korist i da ograni~i duìnu ìvota paketa. Zami{l jeno je da se vreme

broj i u sekundama, pa najvi{e vreme 255 sekundi. Ovo vreme se dekrementira u

svakom ruteru kroz koj i datagram prolazi . U praksi ovo zna~i da se broje skokov

a ne sekunde. Kada broja~ dst igne nulu, paket se odbacuje.

Polje Protokol :

Korist i se kada kompletan datagram st igne u odredi{te. Ovo polje kaè kom

protokolu transportnog nivoa je datagram namenjen. 6-TCO, 17-UDP itd. . .

Header Checksum :

S luì za kontrolu zaglavl ja. Formira se na slede}i na~in. Vr{i se sabiranje 16-bitnih

polure~i kori{}enjem ari tmet ike jedini~nog komplementa, a zat im se pronalaz

jedini~ni komplement rezultata. Header Checksum se mora izra~unavat i u svakom

ruteru jer se u svakom ruteru bar jedno polje menja (makar t ime to l ive) .

Polja adresa izvora i odredi{ta:

Sadrè 32-bitne IP adrese izvora i odredi{ta. O adresiranju }e bit i re~i kasni je.

Opcije:

Ovo polje je razl i~ i te duìne. Svaka opci ja po~inje jedno-bajtnim kodom kojident i f ikuje opci ju. Do sada je ident i f ikovano 5 opci ja.

Securi ty — kaè kolka je tajnost datagrama

Str ic t source rout ing (str ik tno rut iranje kako je zadato u izvoru) t j . Defini{e

se kompletan put koj i mora da se korist i

L is t Source Rout ing — Daje l is tu rutera koj i ne smeju bit i presko~eni u putu

Record route — Zahteva da svaki ruter kroz koj i prolazi datagram upi{e

svoju IP adresu.

Time stamp — svaki ruter treba da upi{e svoju IP adresu i vreme prolaska




I P Ad rese

Svaki HOST i ruter na Internetu imaju IP adresu koja defini{e broj mreè i bro

hosta u mreì. Ruteri mogu imati vi{e IP adresa (svaka za po jednu iz laznu l ini ju) .

Ova kombinaci ja je jedinstvena (ne postoje dva ra~unara sa istom IP adresom). IP

adrese su 32-bitne i koriste se u polj ima >>adresa izvora<< i >>adresa

odredi{ta<< u IP paket ima. Formati koj i se koriste za IP adrese mogu bit i razl i~ i t i .

Ma{ine koje su povezane na vi{e mreà imaju razl i~ i te IP za svaku mreù

posebno. Postoje 4 klase formata IP adresa (Peta je rezervisana za budu}e

namene):

8 16 24

Mreà Host

Mreà

Mreà

Multicast adrese

Rezervisano za budu}e namene

Host

Host

0

0

0

0

0

1

1 1

1 1 1

1 1 1 1

1.0.0.0 - 127.255.255.255

128.0.0.0 - 191.255.255.255

192.0.0.0 - 223.255.255.255

224.0.0.0 - 239.255.255.25

240.0.0.0 - 247.255.255.25

Klasa A dozvol java (omogu}ava) konfigurisanje do 126 sa po 16 mil iona Hostova u

svakoj.

Kalsa B

dozvol java 16382 mreà sa po 64K hostova

Klasa C 2 Mil iona mreà sa po 254 hostova

Klasa D Omogu}ava slanje datagrama u vi{e hostova

Adresa koja po~inje sa 11110 je rezervisana za budu }e kori{}enje.

Deset ine hi l jada mreà je trenutno povezano na Internet, a ovaj broj se

udvostru~ava svake godine. Mre`ni brojevi se dodeljuju od strane posebne

ogranizaci je NIC (Network Information Center) da ne bi do{lo do nekih konfl ikata

Mre`ne adrese se obi~no pi{u u dotted decimal formatu t j . Svaki bajt je

predstavl jen decimalnim ekvivalentom i razdvojen ta~kom od ostatka adrese. Svak

od 4 bajta moè imati vrednost od 0-255 npr: 192.41.6.20

Najnià IP adresa je 0.0.0.0 a najvi{a 255.255 .255.255. IP adresa 0.0.0.0 se korist

od strane hosta kada se on butuje, al i je posle toga vi{e ne korist i . Adrese oblika

127.xx.yy.zz su rezervisane zaLOOP BALL

test iranje. Paket i poslat i po toj adresi se

procesiraju lokalno i tret iraju se kao dolaze}i paket i . Ovo se korist i kod

debagovanja mre`nog softwera.




I n t e rne t Con t ro l Mesage P ro toco l

Pored IP, koj i se korist i za prenos podataka, Internet ima nekol iko upravl ja~kih

(control l ) protokola koj i se koriste na mre`nom nivou. To su ICMP. ARP (Address

Resolut ion Protocol l ) , RARP (Reverse Address Resolut ion Protocol ) i td . . .

ICMP:

ICMP se ~esto tret ira kao deo IP, al i hi jerarhi jski se nalazi iznad IP, jer se ICMP

poruke prenose unutar IP paketa. ICMP koriste hostovi i ruteri za razmenu

upravl ja~kih informaci ja. Tipi~no kori{}enje ICMP-a je za raport iranje o gre{kama

NPR: Kada izvr{avate Telnet . FTP, HTTP sesi je, moète da primite poruku

>>dest inat ion network unreacheble<< i l i odredi{na mreà je nedostupna. Ova

poruka je deo ICMP-a. Ako IP ruter ni je mogao da prona|e put do hosta koj i je

FTP, Telnet i l i HTTP aplikaci ja traì la, ruter formira i {al je t ip 3 ICMP poruke hostu

ukazuju}i na gre{ku. Tada host prima ICMP poruku i vra}a kOd gre{ke

transportnom nivou, a transportni nivo to prosle|uje aplikaci j i . Postoj i 12 t ipova

ICMP poruka. Svaka poruka je inkapsul irana u IP paketu. Neke od najva`ni j ih

poruka su slede}e:

DESTINATION UNREACHEABLE

— korist i se kada podmreà i l i ruter ne mogu

da lociraju odredi{te, i l i paket sa DF (Don ’ t Fragment) bitom ne moè bit

otposlat jer mreà sa >>malim paket ima<< stoj i na putu.

TIME EXCEEDED — [al je se kada je paket odba~en zato {to je njegov broja~dost igao 0. Ovaj doga|aj je simptom da paket i kruè, i l i da postoj i vel iko

zagu{enje, i l i je pak mo`da vrednost tajmera posavl jena na vrlo kratko

vreme.

PARAMETER PROBLEM

— Ukazuje da je i legalna vrednost bi la otkrivena u

zaglavl ju paketa. Ovaj problem ukazuje na bag (bug) u IP softweru

izvornog hosta, i l i rutera kroz koj i je paket pro{ao.

SOURCE QUENCH (ugasit i izvor) — je rani je kori{}en da reguli{e brzinuhosta koj i {al je mnogo podataka (paketa). Kada host primi ovu poruku od

njega se o~ekuje da uspori . Sada se retko korist i , jer kada nastup

zagu{enje ovi paket i samo pogor{avaju ve} ionako te{ku si tuaci ju. Kontrola

zagu{enja se na internetu uglavnom sprovodi u transportnom nivou.




REDIRECT — korist i se kada ruter primet i da ima izgleda da je paket

pogre{no rut iran. Korist i ga ruter da izvest i izvorni host o verovatno

gre{ci .

ECHO REQUEST i ECHO REPLY — koriste se da bi se ustanovi lo da l i su

odgovaraju}e dest inaci je dostupne i ìve. Nakon pri jema ECHO REQUEST

poruke od odredi{ta se o~ekuje da po{alje ECHO REPLY nazad. (Ove poruke

korist i program~e P ING ) .

TIMESTAMP REQUEST i TIMESTAMP REPLY — su sl i~ne prethodnim, sem {to se

jo{ beleì vreme prist izanja i vreme slanja poruke. Ova mogu}nost se

korist i za merenje performansi mreè.

ARP P ro toco l

I ako svaka ma{ina na Internetu ima jednu i l i vi{e IP adresa, one se ne mogu

stvarno korist i t i za slanje paketa, jer data l ink hardware ne razume IP adrese

Danas je ve}ina hostova povezana na LAN preko mre`ne kart ice koja razume samo

LAN adrese. NPR svaka Ethernet kart ica koja je proizvedena dolazi sa 48-bitnomethernet adresom. Proizvo|a~i ethernet kart ica dobijaju blok adresa od centralne

slu`be da bi se sigurno moglo tvrdit i da ne postoje dve plo~e sa istom adresom

Ovim se izbegava konfl ik t ukol iko bi se u istom LAN-u na{le dve kart ice sa istom

adresom. Mre`ne kart ice {al ju i primaju frejmove na osnovu 48-bitnih etherne

adresa. One neznaju ni{ta o 32-bitnim IP adresama.

Postavl ja se pitanje kako se IP adrese presl ikavaju u adrese data l ink nivoa kao

{to su Ethernet adrese?

F1 F3

F2

E1 E2 E3 E4 E5 E6

192.31.65.7

192.31.65.5

Ruter ima 2 IP

192.31.66.4

192.31.65.4

Prema WAN

Ruter ima 2 IP

192.31.60.4

192.31.63.3

192.31.63.8

1 2 3 4

CS Ethernet

192.31.65.0EE Ethernet

192.31.63.0




Na sl ic i je prikazana mreà jednog univerzi tetskog kampusa koj i se sastoj i od

nekol iko mreà klase C. Na sl ic i su prikazane dve Ethernet mreè; jedna Computer

Science department a druga Electr ical Engenering department. CS mreà ima IP

adresu 192.31.65.0, a EE mreà ima adresu 192.31.63.0. Svaka ma{ina u ethernetu

ima jedinstvenu Ethernet adresu, ozna~enu sa E1 do E6, a u FDDI prstenu, FDD

adresu F1 do F3.

Da vidimo prvo, kako HOST 1 {al je paket hostu 2. Pretpostavimo da po{i l jalac zna

ime pri jemnika, npr [email protected]. Prvi korak je da se prona|e IP adresaza host koj i je poznat pod imenom alfa.cs.uni.edu. Ovo pretraìvanje obavl ja DNS

(Domain Name System), {to je deo aplikat ivnog nivoa. Za sada pretpostavimo da

DNS vra}a IP adresu hosta 2 — 192.31.65.5. Software vi{eg nivoa gradi paket sa

192.31.65.5 u polju adresa odredi{ta i predaje ga IP software-u za prenos. IP

software moè da ustanovi da je dest inaci ja u sopstvenoj mreì, al i mu je

potrebno da prona|e ethernet adresu odredi{ta.

Jedno re{enje je da postoj i konfiguracioni faj l negde u sistemu, koj i }e presl ikat i IP

adrese u Ethernet adrese. Ovo re{enje je zaista mogu}e, al i za organizaci je koje

imaj hi l jade ma{ina, odràvanje ovakvih faj lova je podlo`no gre{kama i veoma

vremenski zahtevno.

Bol je re{enje je da HOST 1 po{alje broacast paket (emisioni paket ) na ethernet

>>ko poseduje IP adresu 192.31.65.5 ? <<.Ova poruka }e st i} i do svih ma{ina na

Ethernetu i svaka }e proveri t i svoju IP adresu. Jedini HOST 2 }e odgovori t i svojom

Ethernet adresom. Na ovaj na~in Host 1 ustanovl java da je IP adresa 192.31.65.5

na hostu sa ethernet adresom E2. Protokol koj im se postavl ja ovo pitanje i dobijaodgovor zove se ARO (Address Resolut ion Protocol ) . Skoro sve ma{ine na Internetu

izvr{avaju ovaj protokol.

Prednost kori{}enja ARO nad konfiguraci jskim faj lom je njegova jednostavnost

Sistem administrator nema mnogo posla, sem da svakoj ma{ini dodeli IP adresu

odlu~i kako izgleda maska kojom se izdvaja broj mreè; ARP obavl ja sve ostalo

Nakon {toje dobio adresu E2, IP software na hostu 1 gradi Ethernet ram adresiran

sa E2, stavl ja svoj IP paket u polje podataka u ram i pu{ta ga na ethernet

Ethernet kart ica na hostu 2 detektuje ovaj ram, prepoznaje svoju adresu, pokup

paket i izaziva prekid. Ethernet drajver izvla~i IP paket iz pol ja podataka i predaje

ga IP software-u koj i ustanovl java da je on korektno adresiran i procesira ga.

Mogu}e su razl i~ i te modif ikaci je ARP da bi se on u~inio jo{ efikasni j im. NPR. Kada

jednom ma{ina izvr{i ARP, ona ke{ira rezultat u slu~aju da joj je potrebno da

kontakt ira istu ma{inu uskoro. Tako da }e slede}i put prona}i presl ikavanje u svom




ke{u i ne}e morat i da ponovo postravl ja isto pitanje. Po{to je i hostu 2 potrebna

IP adresa hosta 1, host 1 moè da po{alje u ARP paketu i svoju adresu t j . Par

(192.31.65.7, E1) .

Da bi projektovanje IP adresa u ad rese data l ink nivoa moglo da se promeni, NPR

kada se ethernet kart ica pokvari i zameni novom (i tako ima novu Ethernet adresu

Zbog ovoga ulazi u ARP ke{u treba da se bri{u nakon nekol iko minuta.

Posmatramo situaci ju sada u kojoj host1 èl i da po{alje paket hostu4 (192.31.63.8)

Kori{}enje ARP ne}e dat i rezultate jer host 4 ne}e videt i emisi ju (ruteri neprosle|uju ethernet level emisi ju) . Za ovo postoje dva re{enja!

Prvo, CS ruter moè bit i konfigurisan da odgovara na ARP zahteve za mreù

192.31.63.0 ( i mo`da druge lokalne mreè). U ovom slu~aju }e host 1 napravit i ARP

ke{ ulaz za (192.31.63.8, E3) i prosledit i ceo saobra}aj za host 4 lokalnom ruteru

Ovo re{enje zove se PROXY ARP (PROXY zna~i zastupnik — punomo}nik) .

Drugo re{enje je da host 1 odmah vidi da je odredi{te na drugoj mreì, da ceo

takav saobra}aj prosledi na default Ethernet adresu koja upravl ja svim udaljenimsaobra}ajem, u ovom slu~aju to je E3. Ovo re{enje ne zahteva da CS ruter zna

koju udaljenu mreù usluùje.

U oba slu~aja, ono {to se de{ava je da host 1 pakuje IP paket u polje podatka u

Ethernet frame adresiran za E3. Kada CS ruter dobije Ethernet frame, on uklanja IP

paket iz pol ja podataka i traì IP adresu u svojoj tabel i rut iranja. On utvr|uje da

paket i za mreù 192.31.63.0 treba da idu uruter 192.31.60.7. Ako on jo{ ne zna

FDDI

adresu (Adresa data-l ink nivoa) do 192.31.60.7, on emituje ARP paket na ring

(prsten), saznaje da je njegova adresa F3. On zat im ubacuje IP paket u poljepodataka FDDI rama (frame-a) odre|enog na F3 i {al je ga na ring.

U EE ruter, FDDI drajver uklanja paket iz pol ja podataka FDDI rama, i predaje ga

IP software-u koj i ustanovl java da treba da po{alje paket u 192.31.63.8.

Ako ova IP adresa ni je u ARP ke{u, on emituje ARP upit na EE Ethernet

ustanovl java da je odredi{na adresa E6, gradi ethernet Ram adresiran na E6,

stavl ja IP paket u polje podatka i {al je ga na Ethernet. Kada Ethermnet ram st igne

u Host 4, paket se izvla~i iz rama i prosle|uje IP software-u na p rocesiranje.Slanje IP paketa iz Hosta 1 u neku udaljenu mreù preko WAN radi u su{t ini na ist

na~in, osim {to sada tabela u CS ruteru kaè da treba da se korist i WAN ruter,

~ i ja je FDDI adresa F2.




RARP — Reve rse ARP

ARP re{ava proble presl ikavanja IP adresa u adrese data l ink nivoa (kakva je

Ethernet adresa). Me|utim, moè se pojavi t i i obrnut i problem. On nastupa kada se

nova ma{ina povezuje na mreù.

Kako ma{ina koja zna svoju Ethernet adresu da sazna koja joj je IP adresa?

Re{enje je da se korist iRARP

. Ovaj protokol dozvol java novo-postavl jenoj ma{in

da emituje svoju Ethernet adresu i kaè: >>Moja Ethernet adreasa je xxxxxxxxxxx,

da l i neko zna moju IP adresu? <<. RARP server vidi ovaj zahtev, pretraùje svo

konfiguracioni faj l i vra}a odgovaraju}u IP adresu.




TRANSPORTNI NIVO

Transportni nivo ni je samo jo{ jedan nivo. On je sr ce cele protokol hi jerarhi je

Osnovni zadatak transportnog nivoa je da obezbedi efikasan, pouzdan servis

svoj im korisnic ima, t j . procesima na aplikat ivnom nivou, nezavisno od fiz i~ke

mreè. Bez transportnog nivoa ceo koncept vi{enivojske hi jerarhi je bi imao malo

smisla.

Ukratko, funkci je transportnog nivoa su slede}e:

Protokol transportnog nivoa obezbe|uje logi~ku komunikaci ju izme|u

aplikat ivnih procesa koj i se izvr{avaju na razl i~ i t im hostovima. Pod

logi~kom komunikaci jom misl i se da aplikat ivni procesi nisu f iz i~k

povezani, al i sa ta~ke gledi{ta aplikat ivnih procesa nj ima izgleda kao da

su fiz i~ki povezani.

Protokol i transportnog nivoa su implementirani u hostovima a ne u

mre`nim ruterima.

Na izvornoj strani transportni nivo prima poruke sa aplikat ivnog nivoa

del i ih na manje delove, dodaju}i svakom delu zaglavl je transportnog

nivoa kreiraju}i 4 PDU segmente (protokolne jedinice podataka). Transportn

nivo zat im predaje te segmente mre`nom nivou gde se svaka 4-PDU

enkapsul ira u 3-PDU. U odredi{tu, transportni nivo prima 4-PDU-ove od

mre`nog nivoa, uklanja zaglavl je transportnog nivoa iz 4-PDU i ponovo

sklapa poruku od vi{e PDU-ova i prenosi je u aplikat ivni nivo.

Ra~unarska mreà moè nudit i vi{e protokola transportnog nivoa aplikaci j i

NPR internet ima dva protokola TCP i UDP . Ovi protokol i pruàju razl i~ i te

vrste usluga aplikat ivnim procesima

Svi protokol i transportnog nivoa obezbe|uju aplikaci j i usluge

mult ipleksiranja i delmult ipleksiranja

Primer:

Da bi objasni l i funkci ju transportnog nivoa potraìmo analogi ju sa primerom iz

svakodnevnog ìvota. Pretpostavimo da u Ni{u i Novom Sadu ìve dve orodice,

povezane rodbinskim vezama, sa mnogo dece u svakoj. Deca iz ovih porodica vole

da se dopisuju. Svako dete pi{e svakom svom ro|aku pismo svake nedelje. U

svakoj od porodica po jedno dete je zaduèno da prikupl ja i distr ibuira pisma. U




Ni{u Mujo i u Novom Sadu Haso . Svake nedelje Mujo prikupl ja pisma od svoje

bra}e i sestara i predaje ih po{taru koj i svakodnevno pose}uje ku}u. Kada pisma

st ignu u Ni{ Mujo ih distr ibuira bra}i i sestrama. Sl i~an zadatak ima Haso u

Novom Sadu.

U ovom primeru, po{ta obezbe|uje logi~ku komunikaci ju izme|u dva doma}instva

(ku}e). Po{ta prenosi pisma od ku}e do ku}e al i ne od osobe do osobe. S druge

strane Mujo i Haso obezbe|uju logi~ku komunikaci ju izme|u ro|aka. Mujo i Haso

prikupl jaju pisma i predaju pisma svojoj bra}i i sestrama. Sa ta~ke gledi{ta decekoja se dopisuju Mujo i Haso im pruàju po{tanske usluge, mada su oni zapravo

samo deo primo-predaje pisama.

Potraimo sada analogi ju da bi objasni l i odnos izme|u transportnog i mre`nog

nivoa:

Hostovi = ku}e

Procesi = ro|aci

Aplikat ivne poruke = pisma

Protokol mre`nog nivoa = Po{ta

Protokol transportnog nivoa = Mujo i Haso

Nastavimo ovu porodi~nu pri~u dalje. Pretpostavimo da su Mujo i Haso ot i{ l i na

odmor i da ih zamenjuju Fata i Miki Maus . Naàlost , Fata i Miki Maus ne obavl jaju

svoj posao isto kao Mujo i Haso. Po{to su mla|i i manje odgovorni Fata i Miki

Maus re|e prikupl jaju i {al ju pisma, pa ~ak povremeno neka pisma i zagube

Dakle, ro|a~ki par Fata i Miki Maus ne pruàju ist i kval i tet usluge kao Mujo i

Haso.

Ako se vrat imo na mreè ra~unara, to zna~i da transportni nivo moè da ima vi{e

protokola transportnog nivoa, pri ~emu oni p ruàju razl i~ i te usluge. Sl i~no mre`nom

nivou, transportni nivo moè da pruì apl ikat ivnim procesima konekcioni

bezkonekcioni servis . Konekcioni servis transportnog nivoa je u mnogome sl i~an

konekcionom servisu mre`nog nivoa. U oba slu~aja konekci ja ima tr i faze:

Uspostavl janje konekci je

Prenos podataka

Osloba|anje

Adresiranje i kontrola toka su tako|e sl i~ni .




Beskonekcioni transportni servis je tako|e veoma sl i~an beskonekcionom mre`nom

servisu. Name}e se onda logi~no pitanje: Ako je servis transportnog nivoa sl i~an

servisu mre`nog nivoa, za{to onda postoje dva odvojena nivoa?

Odgovor je supt i lan, al i k l ju~an. Naime, mre`ni nivo je deo komunikacione

podmreè i protokol i mre`nog nivoa su implementirani u komunikacioni j podmreì

me|utim, {ta se de{ava ako mre`ni nivo nudi konekcioni servis, al i je ona

nepouzdana (~esto gubi pakete podataka). [ta se de{ava ako ruteri s vremena na

vreme otkaù?

Nastaju problemi. Korisnic i nemaju nikakvu kontrolu nad podmreòm, tako da on

ne mogu da re{e problem lo{e usluge kori{}enjem bolj ih rutera i l i uslo`njavanjem

data-l ink nivoa za kontrolu gre{aka na komunikacionim kanalima.

Jedna mogu}nost je da se stavi drugi nivo iznad mre`nog nivoa koj i }e pobolj{at

kval i tet servisa. Transportni nivo omogu}ava da transportne usluge budu mnogo

pouzdanije nego odgovaraju}e mre`ne usluge. Izgubljeni i naru{eni podaci mogu

bit i detektovani i kompenzovani transportnim nivoom.Odnos izme|u aplikat ivnog, transportnog i mre`nog nivoa prikazan je na slede}o

sl ic i :

Aplikacija Aplikacija

Mre`ni nivo Mre`ni nivo

Transportnientitet Transportnientitet Transportniprotokol

Mre`na adresa

Transportna adresa

Transportni enti tet je hardver i l i software unutar transportnog nivoa preko koga se

moè pristupit i razl i~ i t im uslugama. Transportni ent i tet moè bit i u jezgru (kernel-u

operat ivnog sistema u odvojenom korisni~kom procesu, i u bibl iote~kom paketu

vezanom za aplikaci ju.




P r im i t i ve t ranspor tn i h se r v i sa

Ove primit ive omogu}avaju korisniku transportne usluge (apl ikat ivnim programima

da pristupe usluzi . Svaka transportna usluga ima svoje primit ive preko koj ih im se

pristupa.

Razmotrimo primerkonekcionog transportnog servisa kome se pristupa preko pet

primit iva. Primer je pojednostavl jen, al i al i prikazuje su{t inu toga {ta konekcion

transportni interfejs treba da ostvari . On omogu}ava aplikacionim programima da

uspostave, koriste i oslobode konekci ju. To je dovol jno za mnoge aplikaci je.

Primit iva Transportna PDU koja se

{al je

Zna~enje

LISTEN Ni{ta Blokiraj dok neki proces ne poku{a

konekci ju

CONNECT Zahtev za konekci jom Akt ivno poku{ava da uspostavi konekci ju

SEND Podaci [al je informaci je

RECEIVE Ni{ta Blokiraj dok PDU sa podacima ne st igne

DISCONNECT Zahtev za diskonekci jom Ova strana èl i da raskine konekci ju

Da bi videl i kako ove primit ive mogu da se iskoriste, razmatramo aplikaci ju sa

jednim serverom i vi{e udaljenih kl i jenata.

Za po~etak, server izvr{ava L ISTEN primit ivu, naj~e{}e tako {to poziva bibl iote~ku

proceduru koja obavl ja sistemski poziv da blokira server dok se kl i jent ne pojavi

Jedan kl i jent èl i da pr i~a sa serverom, on izvr{avaCONNECT

primit ivu

Transportni enti tet prenosi ovu primit ivu tako {to blokira poziva~a i {al je pake

serveru. U polju podatka ovog paketa je poruka transportnog nivoa za serversk

transportni ent i tet .

Kl i jentov poziv CONNECT primit ive, uzrokuje da CONNECTION REQUEST PDU budeposlat serveru. Kada ovo st igne transportni ent i tet proverava da l i je server

blokiran naL ISTEN

(da l i èl i da prihvat i zahteve). On zat im deblokira server i {al je

CONNECTION ACCEPTED PDU nazad kl i jentu. Kada ova PDU st igne kl i jent je

deblokiran i konekci ja je uspostavl jena.

Sada mogu da se razmenjuju podaci kori{}enjemSEND

iRECEIVE

primit iva.




Kada konekci ja vi{e ni je potrebna, ona se mora oslobodit i . Raskidanje ima dve

vari jante:

Asimetri~na i

Simetr i~na vari janta

Kod asimetri~ne vari jante bi lo koj i host moè da izda DISCONNECT primit ivu, {to

uzrokuje da se DISCONNECTION REQUEST PDU po{alje udaljenom transportnom

enti tetu. Po pri jemu, konekci ja je okon~ana.

Kod simetri~ne vari jante, svaki smer se zatvara nezavisno od onog drugog. Kada

jedna strana izvr{i DISCONNECT to zna~i da ona nema vi{e podataka za slanje, al

je jo{ uvek vol jna da prihvat i podatke sa druge strane. U ovom modelu konekci ja

se okon~ava kada obe trane izvr{e DISCONNECT primit ivu.

TCP PROTOCOL

T RANSM I S ION CONTROL PROTOCOL

TCP obezbe|uje mult ipleksiranje i demultipleksiranje, kontrolu gre{aka, ful l-duplex

prenos podataka, point-to-point konekci ju (emisi ja ni je mogu }a).

To je connect ion oriented protokol (t j . Pruà konekcioni serv is aplikaci j i ) za razl iku

od UDP-a. Pre nego {to aplikat ivni procesi po~nu da razmenjuju podatke, oni mora

da pro|u kroz odre|enu handshke proceduru.

Da vidimo kako se uspostavl ja konekci ja. Pretpostavimo da proces koj i se izvr{ava

na jednom hostu èl i da inic ira konekci ju sa drugim procesom na drugom hostuHost koj i inic ira konekci ju ozna~ava se kao kl i jent , a onaj koj i odgovara na zahtev

se naziva server. NPR kl i jent program u javi to ~ini tako {to izdaje komandu:

Socket cl ientSocket = new Socket (hostname,portname)

TCP u kli jentu zat im nastavlja sa uspostavl janje TCP konekci je sa TCP u serveru

Kl i jent {al je speci jalni TCP segment na koj i odgovara server slanjem drugog

speci jalnog TCP segmenta. Kona~no, kl i jent odgovara ponovo sa tre}im speci jalnim

segmentom. Prva dva segmenta ne sadrè nikakve podatke sa aplikacionog nivoa,dok tre}i segment moè da ih ima. Zbog toga {to se razmenjuju 3 segmenta u

fazi konekci je, ova procedura se zove three-way handshame.

Kada se TCP konekci ja uspostavi , apl ikacioni procesi mogu da {al ju i primaju

podatke. Po{to je TCP ful l-duplex, podaci mogu da se razmenjuju u oba smera u

isto vreme. Razmotrimo slanje podataka iz kl i jent procesa u server proces. Kl i jen




proces predaje niz podataka kroz socket (vrata procesa) gde ih preuzima TCP

software i sme{ta podatke u iz lazni bafer koj i je uspostavl jen (pu{ten u rad) u toku

handshake procedure. TCP od ovih podataka gradi segmente. Maksimalna vel i~ ina

segmenta je ograni~ena, ona zavis i od TCP implementaci je (zavisno od operat ivnog

sistema) i moè se konfigurisat i . Naj~e{}e je 1.5 kb.

TCP izlaznibafer

TCP ulaznibafer

Aplikacijaupisujepodatak

Aplikacija~itapodatak

Segment

Socket

Segmenti se predaju mre`nom nivou, gde se enkapsul iraju u IP datagrame. IP

datagrami se zat im {al ju u mreù. Kada PCP primi segement na drugoj strani,

podaci se sme{taju u TCP pri jemni bafer. Aplikaci ja ~i ta podatke iz ovog bafera

Svaka strana ima i iz lazni i pri jemni (senr i r eceive) bafere.

Fo rma t TCP segmen ta

TCP segment se sastoj i od Zaglavl ja (koje ima fiksni deo od 20 bajtova i opcion

deo) i podataka.

8 16 24 32

Source port #

Redni broj (sequence number)

Redni broj za potvr|ivanje (ack number)

Destination port #

Duìnazaglavlja Extra Veli~ina prozora prijemnika

Internet checksum Pointer na urgent podatke

Opcije

P o d a c i




Source port , i dest inat ion port :

Ident i f ikuju krajnje ta~ke konekci je. Svaki host moè da odlu~i kako }e vr{i t i dodelu

portova od 256 pa nadalje.

Sequence number i ACK number:

To su jedna od najva`ni j ih pol j u TCP segmentu. Ova polja igraju klju~nu ulogu u

post izanju pouzdanog TCP servisa. Pre nego {to vidimo kako se ova polja koriste

za post izanje prenosa, da vidimo {ta TCP stavl ja u ova polja.

TCP vidi podatke kao nizove bajtova. Redni brojevi ozna~avaju redne brojeve

prenet ih bajtova, a ne segmenata. Redni broj segmenta je jednak rednom broju

prvog bajta u datom segmentu. Razmotrimo jedan primer.

Pretpostavimo da proces na hostu A èl i da po{alje niz podataka procesu na

hostu B preko TCP konekci je. TCP u hostu A }e implic i tno numerisat i svaki bajt u

nizu podataka. Pretpostavimo da se niz podataka sastoj i od 500 000 bajtova, da

je maksimalna vel i~ ina segmenta 1000 bajtova, i da je prvi bajt podataka

numerisan sa 0. TCP }e konstruisat i 500 segmenata. Prvi segment dobija redni bro

0, drugi dobija redni broj 1000, tre}i 2000 i tako dalje. Ovi redni brojevi se ume}u

u polje seq number u zaglavl ju odgovaraju}eg TCP segmenta.

Razmotrimo sada ACK brojeve. Po{to je TCP ful l-duplex, ist i segment koj i prenos

podatke moè se iskorist i t i i za potvr|ivanje primljenih segmenata. ACK polje

sadrì redni broj slede}eg bajta koj i se o~ekuje da se primi. Ako je npr: host A

primio sve brojeve od 0 do 999 iz B, on }e u ACK polju segmenta koj i {al je hostu

be upisat i 1000.

Postavl ja se pitanje {ta se de{ava ako u host A iz hosta B st igne prvi segment

(bajtovi od 0 do 999) pa tre}i segment (bajtovi od 2000 do 2999), t j . Ako st igne

segment van redosleda? Nigde se ekspl ic i tno ne kaè {ta se tada de{ava. Jedna

vari janta je da se odbace svi segmenti koj i st ignu van redosleda dok se ne popun

sekvenca. Koja }e se vari janta korist i t i navodi se u polju >>opci je<<.

Jo{ jedan interesantan detal j ! Mi smo u primeru uzel i da se bajtovi numeri{u od 0

realno, obe strane slu~ajno odabiraju prvi redni broj bajta da bi se izbegla

eventualna konfuzi ja ako neki segment iz predhodne konekci je (sa ist im brojem

porta) jo{ kruì kroz mreù, pa da se on slu~ajno ne shvat i kao segment teku}e

konekci je koja ima iste >>IP Port #<< oznake .

Slede}a 4 bita:




Ozna~avaju duìnu zaglavl ja u 32-bitnim re~ima. Ova informaci ja je bitna jer

opciono polje moè bit i razl i~ i te duìne. Ovo odre|uje u su{t ini gde po~inje pol je

podataka.

Slede}ih 6 bitova:

Se ne koriste (ostavl jeno je da se eventualno jo{ ne{to doda zaglavl ju, al i to do

danas ni je u~injeno.

URG Bit :

Ovaj bit je postavl jen na 1 ako se korist i urgent pointer. Urgent pointer se korist i

da ukaè na offset u bajtovima od teku}eg rednog broja do mesta gde se nalaze

urgentni podaci u segmentu. U praksi se ovo vrlo retko korist i . Urgentni podaci su

zamena za prekid.

ACK Bit :

Je postavl jen na jedinicu da ukaè da je ACK broj val idan. Tj . Da segment nos

potvrdu. Ako je ACK=0, segment ne nosi potvrdu, pa se polje ACK number

ignori{e.

PSH:

Ukazuje na >>push<< podatke t j . Podatke koj i moraju odma da se prenose nakon

pri jema iz aplikaci je, a ne da se baferuju i da se sa procesom ~eka dok se bafer

ne popuni. Ovo je u slu~ajevima kada se zahteva interakt ivni rad, kao npr telnet

sesi je i td . . .

RST bit :

Se korist i da resetuje konekci ju koja je postala konfuzna zbog pada hosta i l i nekog

drugog razloga. Korist i se i za odbacivanje nevaè}eg segmenta i l i kada se odbija

konekci ja.

SYN Bit :




Se korist i da uspostavi konekci ju. Konekcioni zahtev ima SYN=1 i ACK=0. Odjava na

konekci ju ima SYN=1 i ACK=1. U su{t ini SYN bit se korist i da ozna~i CONNECTION

REQUEAST i CONNECTION ACCEPTED, pri ~emu se ACK polje korist i da bi se

napravi la razl ika izme|u nj ih.\

FIN Bit :

Se korist i za osloba|anje konekci je. On kaè da izvor nema vi{e podataka da

slanje. Me|utim, posle zatvaranja konekci je proces moè da nastavi da prima

podatke.

SYN i FIN segmenti imaju redne brojeve i t ime se garantuje da }e oni bit

procesirani u korektnom redosledu.

Kontrola toka u TCP se ostvaruje pomo}u kl izaju}eg prozora (s l iding window). Pol je

vel i~ ine prozora kaè kol iko bajtova moè bit i poslato po~ev od potvr|enog bajta

Vrednost WIN=0 je legalna i kaè da su bajtovi do rednog broja ACK-a primljeni

al i da pri jemnik trenutno ne èl i da primi vi{e podataka. Dozvola za nastavak

slanja se moè poslat i kasni je slanjem segmenta sa ist im ACK brojem i WIN<>0.

INTERNET CHECKSUM:

Je CRC zaglavl je. Formira se na isti na~in kao kod IP.

Pol je opci je:

Omogu}ava da se defini{u dodatne opci je koje standardnim zaglavl jem nisudefinisane. Najva`ni ja je ona opci ja koja omogu}ava hostu da defini{e maksimalnu

mogu}u vel i~ inu segmenta koju on moè da prihvat i . Ef ikasni je je prenosit i duè

segmente. U toku uspostavl janja konekci je svaka strana najavl juje svoj maksimum

Usvaja se manja vrdnost . Na internetu svi hostovi moraju da mogu da prihvate

20+536=556 bajtova

U polju opci ja moè da se specif ic ira selekt ivno ponavl janje i l i Go Bak N protoko

ako nastupi gre{ka.

.




Uspos tav l j an j e veze kod TCP

Veza se uspostavl ja 3-way handshake procedurom. Da bi se veza uspostavi la,

jedna strana, npr server pasivno ~eka izvr{avaju}i L ISTEN i ACCEPT primit ive.

Druga strana, kl i jent izvr{ava CONNECT primit ivu speci jal iz iraju}i IP adresu i port sa

koj im ho}e da uspostavi vezu, kao i maksimalnu vel i~ inu TCP segmenta koju moè

da prihvat i . CONNECT primit iva {al je TCP segment sa SYN=1 i ACK=0 i ~eka

odgovor.

Kada segment st igne u odredi{te, ako neki proces oslu{kuje (L ISTEN) dat i ort , TCP

mu prosle|uje segment. Proces moè da prihvat i i l i odbije vezu. Ako prihvat i vezu

{al je potvrdu. Ako se veza odbija {al je se segment sa RST=1.

Ako u kl i jent st igne segment potvrde konekci je, on {al je potvrdu sa SYN=0.

Ovo se moè videt i na slede}oj i lustraci j i :

ServerKlijentConnection requestsyn=1 seq=x , ACK=0)

Connection acceptedsyn=1 seq=y , ACK=x+1)

ACK

SYN=0, SEQ=x+1, ACK=y+1

Vreme Vreme

Raskidanje veze je simetr i~no. Svaki smer se zatvara posebno. Da bi se raskinula

veza, jedna od strana {al je segment FIN=1, {to zna~i da nema vi{e podataka za

slanje. Kada se FIN potvrdi, taj smer je zatvoren. Podaci mogu da se prenose u

drugom smeru. Kada se oba smera uga{ena, konekci ja je okon~ana.

TCP po l i t i ka s lan ja poruka

Pretpostavimo da pri jemnik ima 4096-bajtni bafer. Ako izvor po{alje 2048 bajtn

segment koj i je korektno primljen, pri jemnik }e potvrdit i segment. Me|utim, po{to

pri jemnik sada ima samo 2048 bajtova slobodnog prostora (dok aplikaci ja ne

pro~ita podatke), on }e promenit i prozor na 2048 (t j . WIN=2048).




Sada izvor po{alje narednih 2048 bajtova, koj i se potvr|uju, al i je sada WIN

popunjen i postavl ja se na 0. Izvor mora da se zautavi dok aplikat ivni proces u

odredi{tu ne ukloni podatke i oslobodi bafer. Kada se to desi, TCP u pri jemniku

pove]ava prozor na 2048 i {al je segment izvoru, {to mu omogu}ava da ponovo

po~ne sa slanjem.

Kada je WIN=0, izvor ne sme da {al je segmente sem u dva slu~aja. Prvo, ugra|en

podatak se moè poslat i , npr. Da dozvol i korisniku da ubije proces koj i se izvr{ava

na udaljenoj ma{ini . Drugo, izvor moè poslat i 1-bitni segment da bi nateraopri jemnika da ponovo po{alje ACK i WIN. Ovo je u~injeno da bi se izbeglo

blokiranje ako se desi da se izgubi segment koj i najavl juje novi WIN koj i je razl i~ i

od nule.

UDP (Use r da ta p ro toco l )

Pruà beskonekcionu uslugu (servis ) apl ikat ivnim procesima. To zna~i da nema

inic i jat ivnog uspostvl janja veze t j . Nikakve handshake procedure. Zaglavl je UDPsegmenta se sastoj i od 8-nitova. Iza tog zaglavl ja dolaze podaci.

Source port # Destination port#

CRCDuìna UDP

Zaglavlje UDP protokola

Brojevi izvornog i odredi{nog porta: imaju isto zna~enje kao i kod TCP-a t j . Treba

da ident i f ikuje krajnje ta~ke u komunikaci ju.

Duìna UDP-a: je ukupna duìna UDP segmenta ukl ju~uju}i i zaglavl je i podatke.CRC: se formira isto kao kod TCP




Mul t i p l e ks i ran j e i demu l t i p l e ks i ran j e

Da bi razumeli za{to je va`na usluga mult ipleksiranja/demult ipleksiranja podset imo

se da IP razmenjuje podatke izme|u dva hosta, pri ~emu svaki host ima

jedinstvenu IP adresu, IP ne razmenjuje podatke izme|u aplikat ivnih procesa. To je

zadatak transportnog servisa MUX/DMUX.

U odredi{nom hostu, transportni nivo prima segmente sa mre`nog nivoa. Zadatak

transportnog nivoa je da ih pr eda odgovaraju}em aplikat ivnom procesu u hostu.

Razmotrimo ovakvu jednu situaci ju. Pretpostavimo da sedite za ra~unarom

downloadujete web stranice, dok izvr{avate jednu FTP i dve telnet sesi je. To zna~

da se na va{em ra~unaru izvr{avaju 4 mre`na aplikat ivna procesa. Kada

transportni nivo u va{em ra~unaruprimi podatke od mre`nog nivoa, potrebno je da

ih usmeri ka jednom od ova 4 procesa. Postavl ja se pitanje kako }e transportn

nivo znat i kom procesu da prosledi segmet. Svaki segment transportnog nivoa ima

polje koje sadrì informaci ju koja se korist i da se ustanovi kom procesu segment

treba da se preda. Zadatak predaje paketa korektnom aplikat ivnom pocesu sezove demult ipleksiranje. Zadatak prikupl janja podataka u izvornom hostu od

razl i~ i t ih aplikat ivnih procesa se zove mult ipleksirnje.

Set imose one pri~e o Muju i Hasi. U toj porodi~noj pri~ i Mujo i Haso su obavl jal i te

funkci je. Kada prikupl jaju po{tu od bra}e i sestara i predaju je po{taru oni vr{e

mult ipleksiranje, a kada iz po{te donose pisma i dele ih bra}i i sestrama on

obvl jaju demult ipleksiranje.

Transportni protokoli u Internetu, TCP i UDP, obavl jaju zadatke MUX/DMUX tako {to

imaju dva polja u zaglavl ju segmenta:

Pol je broja izvori{nog porta (SP) i

Pol je broja odredi{nog porta (DP)

Zajedno ova dva polja na jedinstven na~in ident i f ikuju aplikat ivni proces koj i se

izvr{ava u odrdi{nom hostu. Broj porta je 16-bitni broj od 0 do 65535. Brojevi od

0 do 1023 su tzv. Dobro poznat i brojevi , rezervisani za dobro poznate aplikat ivne

protokole kao {to su NPR: HTTP — 80, FTP — 21, Telnet — 23. Kada razvi jamo novu

aplikaci ju mi joj moramo dodeli t i neki broj porta.

Za{to postoje dva polja (SP, DP) za brojeve portova? Odgovor: Host moè izvr{avat

dva procesa istog t ipa u isto vreme, pa broj porta aplikaci je ni je dovol jan da

ident i f ikuje proces. NPR: Web server moè opsluìvat i vi{e HTTP procesa u isto




vreme, {to zna~i da izvr{ava vi{e procesa sa brojm porta 80. Da bi se jedinstveno

ident i f ikoval i procesi, potreban je i drugi broj.

Kako se kreira ovaj drugi broj? Koj i broj se stavl ja u SP polje a koj i u DP polje?

Podset imo se Kl i jent-server modela. Obi~no je host koj i inic ira aplikaci ju ozna~en

kao kl i jent , a drugi host je server.

Pretpostavimo da aplikaci ja ima port 23. Razmotrimo kako izgleda segment koj

pot i~e od kl i jenta. Koj i su brojevi izvornoh (SP) i odredi{nog porta (DP) za ova

segment. Za DP ovaj segment ima broj porta aplikaci je, t j . DP=23. Za SP kl i jent

korist i broj koj i ne korist i ni jedan drugi proces koj i se na njemu izvr{ava. Ovo se

radi automatski od strane software-a tranportnog nivoa i transparentno je za

projektanta aplikaci je. Aplikaci ja moè i ekspl ic i tno zahtevat i odre|eni broj porta

kori{}enjem BIND ( ) primit ive. Pretpostavimo da je kl i jent izabrao broj porta X

Tada }e svaki segment koji ovaj proces {alje imati broj izvori{nog porta postavl jen

na X, a odredi{nog na 23 (SP=x, DP=23). Kada segment st igne u server ovi brojev

}e omogu}it i serveru da preda segment korektnom aplikat ivnom procesu: Broj 23

ident i f ikuje Telnet proces, a broj X ident i f ikuje konkretan telnet proces.

Si tuaci ja je obrnuta kada segment ide od servera ka kl i jentu. Izvorni port je sada

port apl ikaci je, t j . 23 a odredi{ni port je X. Ovo je i lustrovano slede}om sl ikom.

Client Server

SP=X SP=23

DP=23 DP=X

[ta se de{ava ako dva razl i~ i ta kl i jenta uspostave Telnet sesi ju do servera i svak

kl i jent odabere ist i broj izvornog paketa, recimo X? Kako }e server znat i da

demult ipleksira dve sesi je koje imaju ist i broj porta? Odgovor je da server korist i IP

adrese u IP datagramu koj i prenosi ove segmente. Naime, kada odredi{ni HOST

primi podatke sa mre`nog nivoa, trojka ( IP Adresa, SP, DP) se korist i da se podaci

proslede odgovaraju}im procesima!




Transportni protokol i u neku ruku podse}aju na protokole data-link nivoa. Naime

protokol i transportnog nivoa moraju da se bave kontrolom gre{aka, kontrolom toka

itd. Me|utim bitna razlka je ta {to na data-l ink nivou postoj i f iz i~ka veza t j

Komunikacioni kanal izme|u dva rutera, dok je kod transportnog nivoa ovaj f iz i~k

kanal zamenjen celom podmreòm.

Data-link nivo

Fizi~ki kanal

Ransportni nivo




TCP/IP model ................................................................................................................................................................ 1

Aplikativni Nivo .............................................................................................................................................................2

Klijenti i serveri .........................................................................................................................................................3

DNS.............................................................................................................................................................................4

Primer za DNS..........................................................................................................................................................7

DNS zapisi (DNS Records) ......................................................................................................................................8

Transportni nivo (Host-to-host nivo)....................................................................................................................... 10

Mre`ni nivo (IP nivo) .................................................................................................................................................. 10

Datalink nivo ............................................................................................................................................................... 10

Framing.....................................................................................................................................................................11

Kontrola gre{ke...................................................................................................................................................... 13

Bit parnosti: ............................................................................................................................................................. 13

Kontrolna suma bloka — BCC (Block Check Sum): .......................................................................................... 13

CRC (Cyclic Redundancy Code): .......................................................................................................................... 14

Tehnike potvrde prenosa ..................................................................................................................................... 17

ECHO tehnika:......................................................................................................................................................... 17

ARQ tehnka:............................................................................................................................................................ 17

Stop & wait protocol: ............................................................................................................................................ 18

Iskori{}enost kanala: ............................................................................................................................................ 20

Selektivna retransmisija ....................................................................................................................................... 22

Go back N: ............................................................................................................................................................ 24

Iskori{}enost komunikacionog kanala .............................................................................................................. 26

STOP & WAIT ......................................................................................................................................................... 29

Selectiv retransmition............................................................................................................................................ 29Go Back N ............................................................................................................................................................. 29

Zaklju~ak za razmatranja sa gre{kom: ........................................................................................................... 29

Verovatno}a nastajanja gre{ke ......................................................................................................................... 30

Protokoli data-link nivoa ..................................................................................................................................... 32




High Level Data Link Control .............................................................................................................................. 32

Vrste ramova: ........................................................................................................................................................ 33

PPP protokol........................................................................................................................................................... 35

Mre`ni nivo .................................................................................................................................................................37

Rutiranje paketa.................................................................................................................................................... 39

Princip optimalnosti .............................................................................................................................................. 40

Stati~ki algoritmi ..................................................................................................................................................... 41

Flooding Algoritam (bujica, poplava) ................................................................................................................ 42

Adaptivni algoritmi................................................................................................................................................ 42

Distance vector algorithm ................................................................................................................................... 43

Split horizon algoritam..........................................................................................................................................47

Link state algorithm.............................................................................................................................................. 48

Odre|ivanje novih puteva................................................................................................................................... 52

Link State Algoritam:............................................................................................................................................. 55

Mre@ni nivo INTERNETA - IP protokol ................................................................................................................... 56

IP Protokol .............................................................................................................................................................. 56

IP Adrese................................................................................................................................................................ 59

Internet Control Mesage Protocol...................................................................................................................... 60

ARP Protocol ...........................................................................................................................................................61

RARP — Reverse ARP............................................................................................................................................ 64

Transportni nivo......................................................................................................................................................... 65

Primitive transportnih servisa.............................................................................................................................. 68

TCP Protocol ............................................................................................................................................................... 69

Format TCP segmenta ..........................................................................................................................................70Uspostavljanje veze kod TCP ..............................................................................................................................74

TCP politika slanja poruka ...................................................................................................................................74

UDP (User data protocol) .....................................................................................................................................75

Multipleksiranje i demultipleksiranje ..................................................................................................................76




BEZBEDNOST MRE@E

Uvod

U prvih nekol iko deceni ja postojanja mreè su uglavnom bile kori{}ene od strane

univerzi teta za razmenu e-maila, izme|u istraìva~a, i za pristup {tampa~ima. Pod

ovim okolnost ima pitanju bezbednost i se ni je pridavala ve}a pa`nja. Me|utim

danas, kada mil ioni l judi koriste ra~unarske mreè za obavl janje f inansi jskih

transakci ja, kupovinu, i td, bezbednost mreè se pojavl juje kao vel ik i problem.

Bezbednost mreè je {irok pojam. U svom najjednostavni jem obliku, bezbednos

podrazumeva da neovla{}ene osobe ne mogu ~itat i i l i jo{ gore, modif ikovat

poruke namenjene drugim osobama. Tako|e se odnosi na spre~avanje

neovala{}enog kori{}enja resursa. Ve}inu problema vezanih za bezbednost mreè

uzrokuju zlonamerne osobe koje poku{avaju da izvuku neku korist na ra~un drugih

Problem bezbednost i mreè se moè podeli t i na 4 oblast i koje se me|usobno

prepli}u:

Tajnost

Autent i f ikaci ja

Neporicanje

Kontrola ident i teta

Tajnost ima zadatak da sa~uva tajnost informaci je od neautorizovanih osoba

Autent i~nost ima zadatak da utvrdi verodostojnost osoba u~esnika u komunikaci j i

pre slanja poverl j iv ih informaci ja.

Neporicanje — jedna strana zahteva od druge da u~ini ne{to (npr transfer novca sajednog ra~una na drugi ) a zat im to pori~e. Takve stvari se nesmeju dozvol i t i

Postavl ja se pitanje kom protokolu pripada odgovornost za bezbednost mreè. Na

nekol iko nivoa je mogu}e re{avat i ovaj problem. Svaki nivo moè da da svo

doprinos.

P r ime r i z a{ t i t e na r a z l i ~ i t im s l o j e v ima l e ye r - ima )

Na f iz i~kom nivou prenosne l ini je mogu bit i hermeti~ki zatvorene u cevima koje

sadrè gas argon pod visokim pri t iskom. Svaki poku{aj da se prodre u cevoslobodi}e gas {to }e dovest i do smanjenja pri t iska i akt iviranja alarma. Neki vojn

sistemi koriste ovu tehniku.

Na data-l ink nivou paket i mogu bit i kodirani pri slanju i dekodirani pri pri jemu

izme|u dva ~vora. Me|utim, ako paket i na svom putu treba da pro|u kroz vi{e




rutera (a u svakom moraju da se kodiraju/dekodiraju) onda ruteri mogu postat

slaba ta~ka i meta zlonamernih napada.

Na mre`nom nivou moè se instal irat i f i rewall koj i vr{i f i l t r i ranje paketa, tako {to

nekim paket ima dozvol javaju prolaz, a nekim ne. Fi l t r i ranje se vr{i na osnovu IP

adrese.

Na t ransportnom nivou se moè izvr{i t i { i fr i ranje poruka koje se razmenjuju izme|u

krajnj ih ta~aka (host-host ) .

Me|utim, ni jedna od ovih tehnika ne re{ava problem autent i f ikaci je i neporicanja

Da bi se ovaj problem napao, r e{enje se mora potraì t i na aplikat ivnom nivou.

Mehan i zm i za { t i t e - k r i p t og r a f i j a)

Kriptografi ja je proces prevo|enja informaci je u kodirani obl ik ({ i frovani tekst

kori{}enjem odre|enog algori tma i kl ju~a(nekog broja, tajne re~i i l i { i fre) . Ci l

kr iptografi je je za{t i t i t i privanost informaci ja. Proces kriptovanja se sastoj i od

algori tma i kl ju~a. Kl ju~ je vrednost koja je nezavisna od plaintext-a (originalnog

teksta koj i se kodira) . Ist i algori tam }e generisat i razl i~ i t iz laz u zavisnost i od

kl ju~a koj i se korist i . Kada je tekst {i fr i ran on se moè prenosit i . Po pri jemu

{ifrovani tekst se moè vrat i t i u originalnu informaci ju kori{}enjem algori tma za

de{ifrovanje i istog kl ju~a koj i je kori{}en za {ifrovanje. Na primer:

Ako je (X) poruka koju treba {ifrovat i , i neka je (K) kl ju~ za {ifrovanje, a (E

algori tam za {ifrovanje, tada proces {i frovanja moèmo predstavi t i kao funkci ju

Y=EK (X) . (Y) je sada {ifrovani tekst koj i je ne~it l j iv u takvom obliku. Analogno ovom

postupku, de{ifrovanje }e se obavit i do slede}oj {emi: X=DK (Y ) . Jedina razl ika je u

tome {to je ovoga pu ta kori{}en algori tam za de{ifrovanje (D) umesto algori tma za

{ifrovanje (E ) .

Pode l a k r i p t og r a f s k i h s i s t ema

Mogu}e je izvr{i t i podelu kriptografskih sistema u odnosu na tr i nezavisna

kri teri juma (dimenzi je) .

U odnosu na t ip operaci ja koje se koriste za transformisanje informaci je

(plaintext-a) u {i frovani tekst . Svi algori tmi za {ifrovanje se zasnivaju na

dva osnovna principa. Ta dva principa su: Subst i tuci ja — kada se svak

element plaintext-a presl ikava u neki drugi element i Transpozici ja — kada

se vr{i preure|enje elemenata u plaintext-u. Fundamentalni uslov koj

mora bit i zadovol jen u ovim transformaci jama je da informaci ja ne sme

bit i izgubljena t j . da su sve operaci je 100% reverzibi lne.




U odnosu na broj kl ju~eva koj i se koriste. Ako obe strane koriste ist i k l ju~

kriptografski sistem se naziva simetri~an kriptografski sistem . Ako po{i l jalac

i primalac koriste ral i~ i te kl ju~eve, sistem se naziva asimetri~an i l i s istem

sa 2 kl ju~a, i l i s istem sa javnim kl ju~em. Ovo je mogu}e zahval juju}

otkri}u da je mogu}e razvi t i algori tam koj i koris i jedan kl ju~ za {ifrovanje

a drugi za de{ifrovanje. Kl ju~ za {ifrovanje moè bit i javni, al i kl ju~ za

de{ifrovanje mora bit i privatni . Javni i privatni kl ju~ ~ine par kl ju~eva.

U odnosu na na~in procesiranja (obvrade) plaintext-a metode se dele na{ i f rovanje blokova — u jednom trenutku se {ifruje ceo blok i {ifr iranje

niza (s tream) — {i fr ira se svaki element sekvenci jalno.

Dob r i a l go r i tm i i K r i p t oana l i z a

To je poku{aj da se otkr ije X (or iginalna poruka, i l i kl ju~ K). Strategi ja koja se

korist i u kriptoanaliz i zavis i od {eme koja se korist i za {ifrovanje i raspoloìvih

informaci ja. Najteì slu~aj je ako je poznat samo {ifovan tekst . U nekim

slu~ajevima ni algori tam {ifrovanja ni je poznat. U op{tem slu~aju se ipak moè

uzet i da je kriptoanalizatoru poznat algori tam {ifr iranja.

Jedan od mogu}ih napada(poku{aja) je proba svih mogu}ih kl ju~eva. Ako je bro

kl ju~eva vel ik i , ovaj pri laz postaje prakt i~no neupotrebl j iv. Mogu}e je zat im da

kriptoanali t i~ar ima neki {i frovani tekst i njegov plaintext , pa da onda na osnovu

toga proba da otkri je kl ju~ za {ifrovanje.

Dobar algori tam za {ifrovanje treba da zadovol j i jedan i l i oba od slede}ih

kri teri juma:

Cena razbi janja {i frovanog teksta prevazi lazi vredno st {i fr irane informaci je

Vreme potrebno za razbi janje {i fre je duè od vremena vaènja

informaci je.

U slede}oj tabl i je prikazano kol iko je vremena potrebno za razbi janje {i fre t j

pronalaènje kl ju~a, za razl i~ i te vel i~ ine kl ju~eva.

Vel i~ ina k lj u~a u b it ov ima Broj mogu}ih kl ju~eva Pot rebno v reme

32 4.33 x 109 35.8 min

56 7.2 x 10 1 6 1142 god.

128 3.4 x 1038 5.4 x 1024 god.

DES algori tam korist i k l ju~ duìne 56 bitova.




Subs t i t u c i o ne t ehn i k e

Subst i tucione tehnike su tehnike kod koj ih se slovo plaintexta zamenjuje drugim

slovima i l i brojevima, i l i s imbolima. Ako se plaintext posmatra kao niz bitova, tada

subst i tuci ja podrazumeva zamenu grupe bitova grupom simbola.

Ceza r o v { i f r a t o r

Najstari j i i naj jednostavni j i { i frator koj i korist i subst i tuci ju je {i frator Jul i ja Cezara

Cezarov {i frator radi tako {to svako slovo rimskog alfabeta zamenjuje slovom koje

je 3 pozici je u desno udaljeno od njega u alfabetu.

Primet imo da se kod supst i tuci je slova vr{i l inearno pomeranje u desno za 3

mesta, tako iza Z ponovo dolazi A t j . Vr{i se rot iranje a ne {ifrovanje. Ako svakom

slovu dodelimo numeri~ki ekvivalent, tada algori tam moèmo izrazi t i na slede}

na~in. Svako slovo plaintexta, p se zamenjuje sa slovom c u {ifrovanom tekstu na

slede}i na~in:

C = E(p) = (p+3) mod 26

Vrednost pomeraja moè bit i bi lo koja vel i~ ina (K) tako da Cezarov algori tam

moèmo opisat i formulom:

C = E(p) = (p+k) mod 26 (Za K mora da vai da je izme|u 1 i 25)

Na osnovu ovoga, moèmo napisat i algori tam de{ifrovanja kao:

P = D(c) = (c-k) mod 26

Ako se zna da je tekst {i frovan cezarovim algori tmom, tada se kriptoanaliza vr{metodom iscrpl j ivanja svih poku{aja. Dakle, vrlo je slaba za{t i ta, al i za to vreme

bilo je i tekako doba za{t i ta.

Tri va`ne karakterist ike ovog problema su nam omogu}i le da korist imo metod svih

mogu}ih poku{aja u kriptoanaliz i :

Algori tam {ifrovanja i de{ifrovanja nam je poznat

Ima samo 25 mogu}ih kl ju~eva

Jezik plaintext-a je poznat i lako se prepozna original od zbrke simbola.

U mnogim situaci jama, kada je re~ o komunikaci jama u ra~unarskim mreàma

moèmo smatrat i da nam je algori tam {ifrovanja i de{ifrovanja poznat. Ono {to

metod svih mogu}ih poku{aja u kriptoanaliz i ~ini neprakt i~nim je kori{}enje

algori tma sa vel ik im brojem kl ju~eva.




Tre}a karakterist ika je tako|e zna~ajna. Ako je jezik plaintext-a nepoznat, onda

prepoznavanje originala moè bit i vrlo te{ko, jer neznamo {ta traìmo t j . {ta

ho}emo da proval imo.

P l a y f a i r - o v { i f r a t o r

Dobio je ime po Barno Playfair-u koj i je ovaj na~in {i frovanja uveo u bri tansk

Foreign Off ice (1854). To je algori tam {ifr iranja parova slova u tekstu parom slova

u {ifrovanom tekstu.

Algori tam se bazira na kori{}enju matrice slova dimenzi ja 5x5 konst i tuisane na

osnovu neke kl ju~ne re~i . Evo jenog primera te matrice. Ako je kl ju~na re~

MONARCHY, tada matrica izgleda ovako.

M O N A R

C H Y B D

E F G I/J K

L P Q S T

U V W X Z

Matrica se konst i tui{e popunjavanjem slova kl ju~ne re~i s leva u desno i od vrha

ka dole. Zat im se u ostatku matrice upi{u ostala slova u alfabetskom redosledu

Slova I i J se ra~unaju kao jedno slovo. Tekst se {i fr ira po dva slova po{tuju}i

s lede}a pravi la:

Teks t se del i na parove slova. Ista slova koja bi se na{la u jednom paru

se razdvajaju, tako da se re~ ballon del i na bal x lo x on .

Par slova koj i se javi u istoj vrst i matrice se zamenjuje slovom koje se

nalazi desno (cik l i~no u desno). Na primer: Ako se u nekoj re~i javi pa

slova AR, on se zamenjuje sa RM zato {to se ta slova dobijaju {i f tovanjem

(pogledajte tabl icu) .

Par slova koj i se nalazi u istoj koloni se zamenjuje slovom ispod, pri ~emu

se poslednje slovo u koloni zamenjuje prvim (cik l i~no). Na primer: MU se

zamenjuje u CM. Ovde se korist i is t i princip, samo {to se cik l i~no

pomeranje vr{i po kolonama.

U ostal im slu~ajevima svako slovo teksta se zamenjuje slovom koje se

nalazi u preseku vrste u kojoj se slovo nalazi i kolone u kojoj se nalaz

drugo slovo iz para. NPR: HS se smenjuje u BP.




Po{to ima 26 slova, postoj i 26x26=676 razl i~ i t ih parova slova {to ~ini ident i f ikaci ju

pojedinih parova mnogo teòm. Dalje, relat ivna u~estanost pojavl j ivanja pojedinih

slova u jeziku se mnogo lak{e otkri je nego u~estanost pojavl j ivanja parova. Ova

algori tam je kori{}en kao standard za vreme prvog svetskog rata u bri tansko

armij i i dosta ~esto u ameri~koj vojsci za vreme drugog svetskog rata.

T r an spo z i c i o ne t ehn i k e c i k - ca k ma t r i c e )

Ove tehnike se svode na neku vrstu permutaci je slova u originalnom tekstu

Najjednostavni ja metoda ovog t ipa je onaj kod koga se plaintext pi{e cik-cak po

dijagonalama. [i fr irani tekst se dobija ~i tanjem vrsta. Za kriptoanali t i~ara je

nalaènje plaintext-a iz ovog {ifrovanog teksta vrlo lak posao.

Komplikovanija {ema je da se poruka upisuje u jedan pravougaonik ( t j . Matricu

vrsta po vrsta, a {i frovana poruka se dobija ~i tanjem matrice po kolonama pr

~emu kolone mogu bit i permutovane. U tom slu~aju, redosled kolona postaje kl ju~

za algori tam. NPR:

Kl ju~: 4 3 1 2 5 6 7

Plaintext :

n a p a d o D

l o ` e n z a

d v a s a t a

p o p o d n e

Ukoliko se kolone permutuju po kl ju~u, a mi ih ~i tamo, dobi}emo:

Pàpaesoaovonldpdnadoztndaae

îst transpoziciono {ifrovani tekst se lako prepoznaje jer ima istu u~estanost

pojavl j ivanja slova kao i original. De{ifrovanje se svodi na upisivanje {i frovanog

teksta u mtricu i igranje sa rasporedom kolona matrice.

Transpozicioni {i frator moè bit i mnogo bezbednij i , ako se obavi vi{e puta. Kao

rezultat se dobija mnogo sloèni ja permutaci ja koju je te{ko otkri t i . Tako, na gornj

tekst moè ponovo da se primeni transpozici ja, pa da se dobije:

Aodnpvndàptpodzaoaaendasloe




DES Da t a E n c r i p t i o n S t anda r d )

Ovo je t ipi~an primer modernog algori tma {ifr iranja. Ovaj algori tam korist i

supst i tuci ju i transpozici ju. Po~e}emo od pojednostavl jene verzi je DES alogori tma

da bi lak{e shvat i l i kako funkcioni{e. Ozna~imo ovaj algori tam kao S-DES

(simpli f ied-DES).

Algori tam {ifr iranja ukl ju~uje 5 funkci ja:

Inic i jalna permutaci ja ( IP)

Funkci ja fk koja obuhvata i subst i tuci ju i permutaci ju i zavis i od kl ju~a

Funkci ju permutaci je(swap) koja menja levu (L ) i desnu (D) polovinu

Funkci ja fk ponovo

Funkci ja permutaci je koja je inverzna inic i jalnoj permutaci j i IP

Ulaz za funkci ju fk su podaci koj i se {i fr iraju i 8-bitni kl ju~. Algori tam je mogao da

bude projektovan tako da radi sa 16-bitnim kl ju~em, koj i se sastoj i od dva 8-bitna

kl ju~a, po jednim za svaku primenu funkci je fk . Mogu}e je korist i t i is t i 8-bitni kl ju~u oba slu~ajua. Kompromis je na~injen da se korist i 10-bitni kl ju~ na osnovu kojeg

se generi{u dva 8-bitna podkl ju~a, kao {to je prikazano na slede}oj sl ic i :

IP

IP

Fk Fk

SW SW

Fk Fk

Inv(IP)

Inv(IP)

P10

Shift

P8

Shift

P8

K1 K1

K2 K2

8-bitni {ifrirane tekst 8-bitni {ifrirane tekst




U ovom slu~aju, kl ju~ se prvo permutuje funkci jom P10, zat im se primnjuje

shif tovanje. Iz laz iz shif t bloka prolazi kroz funkci ju permutaci je P8 koja generi{e

8-bitni podkl ju~ K1. Iz laz iz prvog {if t bloka se dovodi i na ulaz drugog {if t bloka,

a odat le na ulaz P8 permutacione funki je oda kle se dobija K2.

Koncizno bi smo mogli izrazi t i S-DES algori tam {ifr iranja kao kompozici ju onih 5

funkci ja o koj ima je bi lo re~i na po~etku:

IP f SW f IP k k

oooo 121−

gde je:

( )( )( )

( )( )( )( )~klju10pshiftshift8pK

~klju10pshift8pK

2

1

=

=

De{ifrovanje je proces inverzan {ifrovanju. Dakle, sve {to treba uradit i je primenit

svih 5 funkci ja inverznim redom.

Generisanje kl ju~eva u S-DES algori tmu. Iz 10-bitnog kl ju~a koj i je pozna

po{i l jaocu i primaocu, generi{u se dva 8-bitna podkl ju~a, K1 i K2. Procesgenerisanja kl ju~eva prikazan je na sl ic i :

P10

LS-1 LS-1

P8

LS-2 LS-2

P8

10

5 5

10

5 5

8

8

Ova sl ika otkriva kako se vr{i {i f tovanje.

Permutovanje 10-bitnog kl ju~a : Neka je 10-bitni kl ju~ ozna~en sa

(k1,k2,k3, . . . . . . ,k10) . Permutaci ja P10 je definisana kao: P10(k1,k2,k3, . . . . . . ,k10

= (k3,k5,k2,k7,k4,k10,k1,k9,k8,k6). Na primer: 1010000010 -> 1000001100




Cikl i~no rotoranje : Primenjuje se cik l i~no pomeranje ulevo ( i l i rotaci ja) za 1

mesto prve i druge grupe od 5 bitova. Na primer:1000001100 ->

0000111001

Permutaci ja P8 koja uzima 8 bitova i permutuje ih po slede}em pravi lu

P8(k1,k2,k3, . . . . .k10) = (k6,k3,k7,k4,k8,k5,k10,k9). Rezultat je podkl ju~ k1. U

na{em primeru to je 10100100.

Svaka petorka bitova iz koraka -2- se cik l i~no pomera (rot ira) za 2 mesta

u levo, LS-2. U na{em primeru dobijamo: 0000111000 -> 0010000011

Sada se nad ovim nizom bitova primenjuje P8 i dobija se podkl ju~ K2. U

na{em primeru K2=01000011.

P r o c e s S -DE S { i f r i r an j a

Kao {to smo rekl i {i fr i ranje ukl ju~uje primenu 5 funkci ja. Evo kako su te funkci je

definisane.

Inic i jalna IP i poslednja inv IP) :

Ulaz je 8-bitni plaintext koj i se permutuje pomo}u IP funkci je IP(p1,p2,p3,. . . .p8) =

(p2,p6,p3,p1,p4,p8,p5,p7). Na kraju primene algori tma primenjuje se odgovaraju}a

permutaci ja koja je inverzna permutaci j i IP. Dakle, invIP(p1,p2,p3,. . . . ,p8) =

(p4,p1,p3,p5,p7,p2,p8,p6).

Funkci ja fk:

Najsloèni j i deo algori tma je funkci ja fk koja se sastoj i od kombinaci je funkci ja

permutaci je i subst i tuci je. Funkci ja fk se moè opisat i na slede}i na~in. Ozna~imo

sa L i R prva 4 bita i poslednja 4 bita 8-bitnog ulaza u funkci ju fk. Zat im

ozna~imo sa F presl ikavanje 4-bitnog niza i 4-bitni niz. Tada fk moèmo definisat

na slede}i na~in:

( ) ( )( )R,Sk ,RFLR,Lf k ⊕=

Ovde je SK podkl ju~ (k1 i l i k2) a zaokruèni plus je logi~ka XOR operaci ja. NPR

Neka je iz laz iz IP stepena L=1011 R=1101. Tada je za neki kl ju~ SK ->

F(1011,SK)=(1110) . Na osnovu svega ovoga, moèmo da napi{emo funkci ju fk kao:

( ) ( ) ( )010111011101,111010111101,1011f k =⊕=

Funkci ja F:

Ulaz je 4-bitni broj (n1,n2,n3,n4). Prva operaci ja je ekspanzi ja sa permutaci jom

definisana kao:




EP(n1,n2,n3,n4) = (n4,n1,n2,n3,n2,n3,n4,n1) .

Sada se 8-bitni podkl ju~ K1=(k11,k12,k13,k14,k15,k16,k17,k18) sumira po modulu 2

(XOR-uje se) sa gornj im nizom bitova na slede}i na~in:

18k 1n,17k 4n,16k 3n,15k 2n,14k 3n,13k 2n,12k 1n,11k 4n ⊕⊕⊕⊕⊕⊕⊕⊕

Ozna~imo sada dobijeni rezultat sa:

13p,12p,11p,10p,03p,02p,01p,00p

Sada se prva ~et ir i bi ta uvode u S-box S0 odakle se dobija dvo-bitni iz laz, a

druga 4 bita se uvode u S-box S1, odakle se tako|e dobijaju 2 bita. Box-ovi S0 i

S1 su definisani na slede}i na~in:

⎥⎥⎥⎥

⎦

⎤

⎢⎢⎢⎢

⎣

⎡

=

⎥⎥⎥⎥

⎦

⎤

⎢⎢⎢⎢

⎣

⎡

=

3012

0103

3102

3210

1S

2313

0120

0123

2301

0S

S-boxovi rade na slede}i na~in: Prvi i ~etvrt i bi t ulaza (p00 i p03 {to se t i~e S0 p10 i p13 {to se t i~e S1) se tret iraju kao 2 bitni brojevi koj i defini{u vrstu S-boxa, a

drugi i tre}i bit defini{u kolonu S-boxa. Element u preseku vrste i kolone

odgovaraju}eg S-boxa predstavl ja 2-bitni iz laz (ekvivalent se predstavl ja u

binarnom obliku) .

NPR: ako je (p00,p03)=00 i (p01,p02)=10 tada je selektovana vrsta 0 i kolona 2

Odgovaraju}i element je 3 t j . 11 u binarnom sistemu je 3 u dekadnom. Apsolutno

se ista strategi ja primenjuje za S-box S1.

Zat im se dobijena 4 bita iz S0 i S1 permutuju po formuli :

P4(n1,n2,n3,n4) = (n2,n4,n3,n1)

Iz laz iz P4 je funkci ja F.

SW Switch) funkci ja:

Funkci ja deluje samo na prva 4 bita ulaza. SW funkci ja zamenjuje mesta ovim

~etvorkama bitova, tako da druga ~etvorka postaje prva i obratno, pa druga

primena funkci je fk sada deluje na nova ~et ir i bi ta. Druga primena fk korist i k l ju~K2. Za razl iku od upro{}enog DES algori tma DES algori tam radi na slede}i na~in

DES radi sa 64-bitnim blokovima podataka. Korist i 56-bitni kl ju~ i generi{e 16 48-

bitnih podkl ju~eva. Proces {i frovanja se moè opisat i kao:

IPf SW....................................................................SWf SWf IP 1k 15k 16k 1

oooooooo−




A l go r i tm i s a j a vn im k l j u ~ em as ime t r i ~ n i a l go r i tm i )

Is tori jski posmatrano, problem distr ibuci je kl ju~a je uvek bio najslabi ja karika u

kriptosistemima. Bez obzira kol iko je jak kriptosistem, ako ul jez ukrade kl ju~, sistem

je beskoristan. Po{to su kl ju~ za {ifr iranje i de{ifrovanje ist i ( i l i se bar jedan moè

izvest i iz drugog) i moraju se distr ibuirat i svim korisnic ima, postoj i problem: kl ju~

mora bit i za{t i}en od kra|e i u isto vreme distr ibuiran.

1976. godine dva istraìva~a sa Stanford Univerzi teta, predloì l i su radikalno novu

vrstu kriptosistema. Sistem kod koga kl ju~ za {ifrovanje i de{ifrovanje nisu ist i , a

kl ju~ za de{ifrovanje se ne moè izvest i iz kl ju~a za {ifrovanje. U nj ihovom

predlogu algori tam za {ifrovanje (E ) i algori tam za de{ifrovanje (D), moraju da

zadovol javaju slede}e zahteve:

1. Mora da bude reverzibi lno {i fr iranje: D(E(p) ) = p

2. Mora bit i izuzetno te{ko da se na osnovu D prona|e E algori tam.

Ako primenimo algori tam D na kriptovanu poruku E(p) , moramo dobit i originaln

plaintext (p) . Pod ovim uslovima, ne postoj i razlog da kl ju~ za {ifrovanje bude

tajni , t j . on moè bit i javni.

Metod radi na slede}i na~in. Osoba, recimo Ana, koja èl i da primi tajnu poruku

prvo odabira dva algori tma, Ea i Da, koj i zadovol javaju navedene kri teri jume

Zatim se algori tam i kl ju~ za {ifrovanje (Ea i Ka) obelodane. Ovo moè da se urad

tako {to se oni zapamte u faj l koj i moè da pro~ita ko god èl i . Algori tam i kl ju~

za de{ifrovanje (Da i Ka) ostaju u tajnost i .

Da vidimo kako se sada moè uspostavi t i pouzdani kanal za komunikaci ju izme|u

dve osobe, A i B (Ana i Marko), koje rani je nisu nikada komunicirale. Pri tome

usvajamo da su kl ju~evi za {ifrovanje obe osobe, Ea i Eb javno dostupni. Sada

osoba A (Ana) uzima svoju prvu poruku, P, {i fr ira je algori tmom Eb(p) i {al je je

osobi B. Primet imo da je Ana korist i la algori tam za {ifr iranje osobe B (Marka) a ne

svoj! Osoba B zat im de{ifruje poruku koriste}i svoj privatni kl ju~ i algori tam za

de{ifrovanje Db, t j . Izra~una Db(b(p) ) = p.




RSA a l go r i t am

Jedini problem je na}i algori tme koj i zadovol javaju sva tri kr i ter i jumka. Zbog svoj ih

prenost i u odnosu na tradicionalnu kriptografi ju, mnogi istraìva~i su se angaòval

na pronalaènju algori tama sa javnim kl ju~em.

Jedan dobar metod je otkri la grupa istraìva~a sa M.I .T Univerziteta 1978. godine

On je poznat pod nazivom RSA, koj i pot i~e od inic i jala tr i istraìva~a (Rivest ,

Shamir, Adleman). Nj ihov metod se zasniva na nekim principima iz teori je brojeva.

Koraci su slede}i:

Odabrat i dva vel ika prosta broja, p i q

Izra~unat i n kao proizvod: n = pxq i z kao proizvod z = (p -1)(q -1)

Izabrat i broj d, relat ivno prost u odnosu na z

Na}i e, tako da vaì exd = 1 mod z

Sa ovako odre|enim parametrima, spremni smo za {ifr iranje. Dalj i koraci su

slede}i:

Podel i t i plaintext na blokove vel i~ ine k bitova, pri ~emu je k najve}i broj za

koj i vaì da je 2 k <n.

[i fr irana poruka c se dobija kao: C=pe mod n

Da bi se de{ifrovala poruka potrebno je izra~unat i P=Cd mod n

Moè se pokazat i da su za svako P iz opsega 0<=p<=n, funkci je {i frovanja

de{ifrovanja inverzne. Dakle, da bi se obavi lo {i frovanje potrebno je znat i e i n, a

da bi se obavi lo de{ifrovanje potrebno je znat i d i n. Prema tome, javni kl ju~ se

sastoj i od para (e,n) a privatni od para (d,n) .

Bezbednost metoda se zasniva na te{ko}ama vezanim za faktorisanje vel ik ih

brojeva. Ako bi kriptoanali t i~ar mogao da faktori{e t j . Prona|e proste ~inioce broja

n, on bi mogao da na|e p i q, a na osnovu nj ih z.

Sa poznavanjem z i e (koj i je javni ) moè se prona}i d. Na sre}u, matemati~ari ve}300 godina poku{avaju da prona|u metod za faktorisanje vel ik ih brojeva, a

iskustvo govori da je to veoma teàk i dugotrajan posao. Tako na prmer

faktorisanje broja od 200 cifara zahteva 4 mil i jarde godina ra~unarskog vremena

Za 500-cifreni broj potrebno je 1023 godina pod pretpostavkom da se korist

najbol j i poznat i algori tam i da se 1 instrukci ja izvr{ava za 1 mikrosekundu.




P r ime r za RSA

Evo jednog tr ivi jalnog primera RSA algori tma koj i je odabransamo i lustraci je radi

Neka je p=3 i q=11 (p i q moraju bit i prost i brojevi ) . Izra~unavamo da je

n=pxq=33, z=2x10=20. Za vrednsot d se moè uzet i 7, jer 7 i 20 nemaju

zajedni~kih ~ini laca. Sa ovakvim izborom d-a, e se moè izra~unat i iz:

(7e) mod 20 = 1 -> e=3

[ifrovani tekst C za plaintext p se dobija iz:

C=P3 mod 33

De[ifrovanje se dobija iz:

P=C7 mod 33

Po{to smo odabral i p i q da budu mali brojevi , P mora bit i manje od 33, pa svak

blok plaintext-a sadrì samo jean karakter (s lovo). Kao rezultata se dobija

monoalfabetski subst i tucioni {i frator, {to i ni je ne{to naro~ito impresivno. Da smo

odabral i p i q reda vel i~ ine 101 00

n bi bi lo reda 10200

, pa bi svaki blok mogao dabude vel i~ ine 664 ( jer je 2 664 pribl i`no jednako 10200 ) i l i 83 8-bitna karaktera.

Iako je veoma mo}an, RSA algori tam se uglavnom korist i za distr ibuci ju tajnih

kl ju~eva za DES i l i s l i~ne algori tme.

RSA je veoma spor za kriptovanje ve}e kol i~ ine podataka.




PROTOKOL I ZA AUTENT I F I KAC IJU

Autent i f ikaci ja je tehnika pomo}u koje proces veri f ikuje da l i je njegov

komunikacioni partner zaista onaj koj i treba da bude, a ne neki la`ni. Ovaj proces

dokazivanja autent i~nost i je veoma sloèn i zahteva kompleksne protokole

zasnovane na kriptografi j i . Ne treba me{at i autorizovanost i autnt i f ikaci ju

Autent i f ikaci ja je dokaz verodostojnost i procesa i l i osobe a Autorizovanost zna~

pravo pristupa t j . pravo da se u~ini ne{to. Evo jednog primer. Kl i jent proceskontakt ira server i kaè: >>Ja sam Markov proces i èl im da obri{em faj

cookbook.old<<. Sa ta~ke gledi{ta faj l servera, treba odgovori t i na dva pitanja:

Da l i je to zaista Markov proces (autent i f ikaci ja) i

Da l i Marko ima pravo da obri{e Cookbook.old (autorizaci ja)

Samo ako je na oba pitanja odgovor DA, moè se izvr{i t i zahtevana akci ja. Kada

faj l server utvrdi autent i~nost , autorizaci ja se lako proverava jednostavnimpretraìvanjem lokalne tabele. Zbog toga }emo se skoncentrisat i na problem

autent i f ikaci je.

Mehan i z am au t en t i f i k a c i j e

Op{t i model koj i svi protokol i za autent i f ikaci ju koriste je slede}i. Inic iraju}i korisnik

(realno moè bit i i proces), recimo Ana èl i da uspostavi bezbednu konekci ju sa

drugim korisnikom, Markom. Marko je bankar sa koj im Ana èl i da posluje. Ana

otpo~inje komunikaci ju tako {to {al je poruku i l i Marku i l i poverl j ivom centru za

distr ibuci ju kl ju~a (KDC), koj i je uvek po{ten. Zat im sledi razmena nekol iko poruka

u oba smera. Dok se ove poruke razmenjuju, zlo~est i ul jez Miroslav I l i} , moè

presrest i te poruke modif ikovat i ih da bi Ana i Marko bi l i prevareni i l i samo da b

im upropast io posao. Ipak, kada se protokol okon~a Ana je sigurna da razgovara

sa Markom i Marko sa Anom.

Au t en t i f i k a c i j a za sno vana na za j edn i ~ k om t a j nom k l j u ~ u

Za po~etak pretpostavimo da Ana i Marko ve} poseduju tajni kl ju~ Kab. On je

mogo bit i dogovoren telefonom il i l i~nim kontaktom, al i nikako preko nesigurne

mreè. Ovaj protokol se bazira na principu koj i se sre}e u mnogim protokol ima a

to je: Jedna strana {al je slu~ajno odabrani broj drugoj koja vra}a rezultat . Takv

protokol i poznat i su pod nazivom (izazov-odgovor) protokol i .




U ovom protokolu korist i}emo slede}e oznake:

A,B - su oznake za Anu i Marka

Ri — su izazovi, pri ~emu indeks i o zna~ava izaziva~a ( indeksi mogu bit i a i l i b)

Ki — su kl ju~evi , gde i ozna~ava vlasnika

Ks — kl ju~ sesi je

Sada }u opisat i kako te~e razmena poruka u ovom protokolu za autent i f ikaci ju. U

prvoj poruci, Ana {al je svoj ident i tet (A) Marku tako da on to razume. Marko,

naravno nema na~ina da zna da l i ova poruka stvarno dolazi od Ane i l i od ul jeza

Miroslava I l i}a. Zato on bira izazov, vel ik i slu~ajni broj Rb i {al je ga u poruci 2

Ani. Ana zat im {ifr ira poruku pomo}u kl ju~a koj i del i sa Markom i {al je {i frovan

tekst KAB (RB ) koj i se zove odgovor. Ovo je poruka broj 3. Kada Marko vidi ovu

poruku, on zna da ona zaista pot i~e od Alise, jer Miroslav I l i} ne zna tajni kl ju~

KAB . Tako|e, po{to se Rb bira slu~ajno malo je verovatno da je Miroslav I l i} mogao

rani je da >>ulovi<< Rb i odgovor na Rb.

Za sada je samo Marko siguran da razgovara sa Anom, al i Ana ni je sigurna da

razgovara sa Markom. Zato tada Anaa {al je izazov Ra u poruci broj 4 Marku.

Marko {ifr ira Ra zajedni~kim kl ju~em KAB , KAB (Ra) i vra}a {ifr irani tekst u poruci bro

5. Kada primi ovu poruku i Ana je sigurna da razgovara sa Markom.

Ako èle da uspostave poseban kl ju~ samo za ovu konekci ju (sesi ju) Ana moè da

odabere kl ju~ Ks i da ga {ifr ira sa KAB (KS ) i po{al je Marku. nakon toga se u

komunikaci j i za {ifrovanje i de{ifrovanje korist i k l ju~ Ks.

Uspos t a v l j a n j e za j edn i ~ k og t a j n og k l j u ~ a

— D i f f i e -he l lmano v p r o t o k o l

Do sada smo pretpostavl jal i da Ana i Marko ve} poseduju zajedni~ki tajni kl ju~

Me|utim, {ta ako ga nemaju? Diff ie-Hellmanov protokol (1976) omogu}ava da se

uspostavi zajedni~ki tajni kl ju~. Evo kako ova j protokol funkcioni{e:

Ana i Marko treba da izaberu dva vel ika prosta broja, n i g , za koje va`

da su i n-1)/2 i g-1)/2 tako|e prost i brojevi . Ovi brojevi mogu bit i javni.

Sada Ana bira vel ik i broj, recimo X, i ~uva ga kao tajni

Tako|e, Marko bira Y i ~uva ga kao tajni broj

Ana inic ira protokol za razmenu kl ju~a tako {to {al je Marku poruku koja

sadrì (n, g, gX mod n).




Marko odgovara tako {to {al je poruku koja sadrì (g Y mod n).

Sada Ana uzima broj koj i je dobila od Marka i diè ga na stepen X, t j .

Izra~unava: ( ( gY mod n)X ) mod n

Marko sl i~no radi sa porukom koju je dobio od Ane: ( ( gX mod n)Y ) mod n

Po zakonima moduo ari tmet ike oba izra~unavanja da}e ist i rezultat : g XY

mod n, koj i predstavl ja tajni kl ju~ za {ifrovanje i d e{ifrovanje.

Miroslav I l i} je naravno video ove poruke. On zna g i n iz prve poruke. Ako bmogla da izra~una x i y, mogla bi da otkri je tajni kl ju~. Problem je u tome {to

poznavanje samo g

X

mod n ni je dovol jno da se odredi x. Ne postoj i ni jedan

algori tam koj i bi na osnovu g X mod n mogao da odredi x. Ovo }e najbol je bit

i lustrovano primerom:

P r ime r za D i f f i e -He l lmano v p r o t o k o l

Neka je n=47 i g=3

Neka Ana odabere x=8, a Marko y=10Ana {al je (47,3,28), jer je 38 mod 47 = 28

Marko {al je Ani 310 mod 47 = 17

Sada Ana ra~una 178 mod 47 = 4, a Marko ra~una 28 1 0 mod 47 = 4

ANA I MARKO SU NEZAVISNO ODREDILI TAJNI KLJU^ 4

Ipak, postoj i problem sa ovim protokolom. Naime, kada Marko primi trojku (47, 3

28) kako on zna da ju je poslala Ana a ne Miroslav I l i}? Na àlost , ne postoj i

na~in da to otkri je i Miroslav I l i} moè iskorist i t i ovo da prevari i Anu i Marka.

Dakle, dok Ana i Marko biraju svoje brojeve x i y, Miroslav I l i} moè odabrat i svo

broj z. Ana {al je poruku 1 Marko. Miroslav I l i} je presre}e i umesto nje {al je

poruku 2 Marku, koriste}i korektne n i g (koj i su ionako javni ) , al i sa svoj im z

umesto x. On tako|e {al je poruku 3 Ani. Kasni je Marko {al je poruku 4 Ani, koju

Miroslav I l i} ponovo presre}e i zadràva. Sada svi obavl jaju izra~unavanja. Ana

izra~unava tajni kl ju~ kao g

XZ

mod n , {to ~ini i Miroslav I l i} za poruku primljenu odAne. Marko ra~una g

YZ

mod n i Miroslav I l i} za poruku p rimljenu od Marka. Na ta

na~in Ana i Marko su uspostavi l i tajni kl ju~ sa Miroslavom Il i}em. Sada sva

komunikaci ja izme|u Ane i Marka ide preko zlo~estog Miroslava koj i moè svaku

poruku modif ikovat i kako èl i i poslat i Marku i l i Ani. Ova vrsta napada poznata je

pod nazivom woman-in-the-middle attack .




Au t en t i f i k a ci j a k o r i { }en j em Cen t r a za d i s t r i b u c i j u k l j u ~ a KDC-a )

Druga vari janta za uspostavl janje tajnog kl ju~a je kori{}enje KDC. U ovom modelu

svaki korisnik ima kl ju~ koj i del i samo sa KDC. Autent i f ikaci ja i uspostavl janje

kl ju~a za sesi ju izme|u korisnka sada ide preko KDC.

Najjednostavni j i KDC protokol ukl ju~uje dve strane i poverl j iv i KDC. Ideja je

jednostavna. Ana bira kl ju~ za sesi ju sa Markom, Ks i kaè KDC da èl i da pri~a

sa Markom kori{}enjem kl ju~a Ks. Ova poruka se {ifr ira tajnim kl ju~em koj i Ana

deli samo sa KDC, Ka.

Ana {al je poruku KDC-u: = A,Ka(B,Ks)

KDC de{ifruje ovu poruku i iz nje izvla~i Markov ident i tet , B, i kl ju~ za

sesi ju, Ks.

Kat im KDC konstrui{e novu poruku koja sadrì Anin ident i tet , A, kl ju~ Ks

ona se {ifr ira kl ju~em Kb koj i Marko del i samo sa KDC, t j . Kb(A,Ks)

Kada Marko de{ifruje ovu poruku, on ustanovl java da Ana èl i da

komunicira sa nj im kori{}enjem kl ju~a Ks.

Bezbednost metode se zasniva na poverl j ivom KDC. KDC zna da poruka 1

moè do}i samo od Ane. Sl i~no, Marko zna da poruka 2 moè st i} i samo

od KDC.

Au t en t i f i k a i j a k o r i { } en j em k r i p t og r a f i j e s a j a vn im k l j u ~ em

Uzajamna autent i f ikaci ja se moè obavit i i uz pomo} kriptografi je sa javnimkl ju~em. Pretpostavimo da Ana i Marko znaju javne kl ju~eve jedno drugog. On

èle da uspostave sesi ju a zat im da koriste {i fr iranje tajnim kl ju~em za tu sesi ju

jer je ona 100 do 1000 puta brà od kriptografi je sa javnim kl ju~em.

Svrha inic i jalne razmene poruka je da se izvr{i autent i f ikaci ja i dogovori tajni kl ju~

za dalju komunikaci ju. Sada }u opisat i jedan od ovih metoda.

Ana po~inje komunikaci ju tako {to {i fr ira svoj ident i tet , A, i slu~ajni broj Ra

kori{}enjem Markovog javnog kl ju~a Eb, t j . Eb(A,Ra). Kada Marko primi poruku on

ne zna da l i ona pot i~e od Ane i l i Miroslava I l i}a, al i {al je natrag poruku koja

sadrì Anin Ra(slu~ajni broj ) , njegov sopstveno odabrani slu~ajni broj, Rb,

predloèni kl ju~ za sesi ju Ks i sve to {i frovano Aninim javnim kl ju~em, Ea t j

Ea(Ra,Rb,Ks) .




Kada Ana primi poruku 2, ona je de{ifruje uz pomo} svog tajnog kl ju~a. Ona

prepoznaje Ra u poruci. Ova poruka mora do}i od Marka jer Miroslav I l i} nema

na~ina da odredi Ra.

Ana {al je poruku 3 Marku {ifrovanu predloènim kl ju~em Ks, t j . Ks(Rb). Kada Marko

primi ovu poruku on zna da je Ana primila poruku 2 i veri f ikuje Ra.

[ta moè da uradi zlo~est i Miroslav I l i} ovde? On moè da generi{e poruku 1

poku{a da prevari Markaa da je on Ana, al i kada Ana primi Ra ona zna da ga

nije ona generisala i odbija zahtev. Miroslav ne moè fals ikovat i poruku 3

o~igledno, jer on ne zna Rb i l i Ks koje ne moè odredit i bez Aninog privatnog

kl ju~a.

D i g i t a l n i po t p i s

Autent i~nost mnogih pravnih, f inansi jskih i drugih dokumenata se veri f ikuje

potpisom odgovaraju}e osobe. Za prenos takvih dokumenata kroz mreù mora se

na}i re{enje koje }e zamenit i l i~ni potpis. U su{t ini ono {to je potrebno, je sistem

pomo}u kojeg jedna strana moè poslat i potpisanu poruku drugoj strani, tako da:

Primalac moè veri f ikovat i po{i l jaoca

Po{i l jalac ne moè kasni je poricat i sadràj p oruke

Pri jemnik ne moè sam izmisl i t i poruku

Kriptografske metode sa javnim kl ju~em se mogu iskorist i t i za re{enje ovog

problema. Industr i jski standard je digi talni potpis baziran na RSA algori tmu.

Pretpostavimo da algori tam za {ifr iranje i de{ifrovanje sa javnim kl ju~em ima

slede}u osobinu:

E(D(p) ) = p

Pored uobi~ajene

D(E(p) ) = p

RSA algori tam ima upravo tu osobinu. Ako je to tako, Ana moè poslat i Marku

potpisani tekst , P, tako {to }e poslat i poruku

Eb(Da(p) ) ,

Gde je Da — Anin tajni kl ju~ za de{ifrovanje, a

Eb — Markov javni kl ju~ za {ifrovanje.

Kada Marko primi ovu poruku on je transformi{e koriste}i svoj privatni kl ju~, Db t j .

Db(Eb(Da(p) ) ) = Da(p),




Marko zat im zapamti ovaj tekst na bezbedno mesto i de{ifruje ga kori{}enjem

Aninog javnog kl ju~a, Ea t j .

Ea(Da(p) ) = p,

Tj . Dobija izvorni tekst, p.

Da bi se uveri l i da ovo zaista korektno funkcioni{e, pretpostavimo da Ana kasni je

pori~e da je poslala tekst P, Marku. Kada slu~aj do|e na sud, Marko }e kao dokaz

imati P i Da(p). Sud }e na osnovu toga mo}i da ustanovi da Marko ima zaista

vaè}u poruku, P, koja je {i frovana Aninim tajnim kl ju~em (Da) jednostavnom

primenom Aninog javnog kl ju~a Ea t j .

Ea(Da(p) ) = p.

Zakl ju~ak: Po{to Marko ne zna tajni Anin kl ju~ (Da) jedini na~in da do|e do poruke

koja je {i frovana sa Da je da je zaista tu poruku napisala Ana.

F i r ewa l l — Be zbednosn i z i d

Firewall je kombinaci ja hardwera i softwera koja izoluje lokalnu mreù jedne

organizaci je od interneta, tako {to dozvol java i l i ne dozvol java prolazak paketa

ka/iz lokalne mreè.

Organizaci je koriste f irewall-ove zbog nekog od slede}ih razloga:

Da spre~e ul jeze da naru{e operat ivnost i raspoloìvost interne mreè

Konkurenci ja, i l i neki haker èl jan zabave moè napravit i pusto{ u

neza{t i}enoj mreì. Kod napada t ipa odbijanje usluge (DOS — Denial ofService) ul jez moè okupirat i kri t i~ne mre`ne resurse, tako da mreà ne

moè da pruì o~ekivane usluge. Primer ovakvog napada je takozvana SYN

poplava, kod kojeg napada~ {al je TCP segmente za odre|eni host . Host po

pri jemu svakog TCP segmenta odvaja baferski prostor (deo memori je) za

svaku konekci ju, i za nekol iko minuta ceo baferski prostor }e bit i okupiran

i ne}e bit i mesta za prave konekci je npr. Od strane mu{teri ja.

Da spre~e brisanje i l i modif ikaciu informaci ja zapam}enih u lokalnoj mreì

NPR. Napada~ moè poku{at i da pristupi web serveru i promeni zvani~n

web sajt organizaci je. Rezultat i ovog napada bi}e vidl j iv i za nekol iko

minuta hi l jadama l judi. Napada~i, tako|e mogu poku{at i da do|u do

informaci ja o platnim i l i kreditnm kart icama sa web servera koj i podràva

elektronsko poslovanje.




Da spre~e ul jeze da pristupe poverl j iv im informaci jama. Mnoge

organizaci je imaju zapam}ene poverl j ive informaci je u ra~unarima —

poslovne tajne, razvojne planove a nove proizvode, market in{ke strategi je,

informaci je o zaposlenima, f inansi jske analize i td . . .

Naj jednostavni j i Firewall sadrì f i l ter paketa a mo}nij i i f i l tere aplikaci ja t j

Apl icat ion gateways.

F i l t r i r an j e pake t a

Svaka organizacja sadrì najmanje jedan ruter preko kojeg se lokalna mreà

povezuje na internet preko internet provajdera. Sav saobra}aj iz lokalne mreè ka

spoljnjem svetu i obrnuto, prolazi kroz taj ruter. Ve}ina proizvo|a~a rutera

obezbe|uje opci ju za fi l t r i ranje. Kada se ove opci je ukl ju~e, ruter postaje i f i l ter

Kao {to samo ime kaè fi l ter dozvol java da neki paket i pro|u a neki ne kroz f i l ter

Kri teri jumi na koj ima se zasniva fi l t r i ranje naj~e{}e se baziraju na:

IP adresi - paket ima sa odre|enom IP adresom moè bit i zabranjen pro laz

Na IP adresi odredi{ta (moè bit i zabranjeno slanje paketa na odredi{ne IP

adrese.

Na broju izvornog i odredi{nog porta. (Na svakom ra~unaru se moè

izvr{avat i vi{e mre`nih aplikaci ja. Svakj takvoj apl ikaci j i se dodeljuje bro

porta preko kojeg se pristupa mreì. Npr: za HTTP broj je 80, a za telnet

je 23.

Naravno, mogu}e je korist i t i i kombinaci ju IP adrse i broja porta.

Ap l i c a t i o n ga t eway — kap i j e ap l i k a c i j a

Fi l teri dozvol javaju organizaci j i da obave srednje f ino f i l t r i ranje paketa na osnovu

IP adresa i broja porta. Ovakav na~in f i l t r i ranja moè da omogu}i internim

korisnicima telnet konekci ju izvan lokalne mreè, a da zabrani telnet za spoljne

korisnike na ra~unar u lokalnoj mreì jedne organizaci je. Me|utim, {ta ako

organizaci ja èl i da dozvol i telnet konekci ju samo dre|enim korisnic ima. Takav

zadatak f i l t r i ne mogu da podrè, jer informaci ja o ident i tetu korisnika ni jedostrupna u zaglavl ju IP i l i TCP/IP poruka, ve} se nalazi u podacima aplikat ivnog

nivoa.

Aplikat ivna kapija je specif i~ni server odre|ene aplikaci je kroz koj i prolaze sv

podaci sa aplikat ivnog nivoa. Na primer, na jednom hostu se moè izvr{avat i vi{e

aplikat ivnih kapija, al i svaka kapija je poseban server sa svoj im sopstvenim




procesom. Da bi shvat i l i kako funkcioni{e aplikat ivna kapija, pretpostavimo da

ho}emo da konfiguri{emo firewall koj i }e dozvol i t i Telnet konekci ju samo

odre|enom broju internih korisnika, a zabranit i Telnet iz spol jne mreè. Ovo se

moè post i} i kombinaci jom fi l tera u ruteru i Telnet apl ikacione kapije. Ruterski f i l te

je konfigurisan da blokira sve Telnet konekci je osim one koja pot i~e od aplikat ivne

kapije — t j . IP adrese aplikat ivne kapije. Ovo pris i l java da sve Telnet konekci je iz

lokalne mreè ka spoljnom svetu idu preko aplikat ivne kapije, G. Kada intern

korisnik èl i da ostvari Telnet konekci ju sa ra~unarom koj i ni je u lokalnoj mreì, onprvo uspostavl ja Telnet sesi ju sa aplikatovnom kapijom. Aplikaci ja koja se izvr{ava

na kapij i zahteva od korisnka ident i f ikaci ju (username i pasword). Kada korisnik

navede svoju ident i f ikaci ju, apl ikat ivna kapija proverava da l i korisnik ima dozvolu

da se Telnetuje na spoljnju ma{inu. Ako nema, aplikat ivna kapija okon~Ava Telnet

sesi ju sa korisnikom. Ako pak korisnik ima dozvolu, onda kapija traì od korisnika

ime spoljnjeg hosta sa koj im se zahteva Telnet konekci ja. Zat im se uspostavl ja

Telnet sesi ja izme|u kapije i odgovaraju}eg HOSTA i na kraju se prosle|uju sv

podaci od strane korisnka ka spoljnjem svetu i obrnuto.

Interne mreè ~esto imaju vi{e aplikat ivnih kapija, npr kapiju za telnet , Http, Ftp

E-mail i td.




Bezbednost mreè....................................................................................................................................................... 1

Uvod........................................................................................................................................................................... 1

Primeri za{tite na razli~itim slojevima (leyer-ima)............................................................................................. 1

Mehanizmi za{tite - (kriptografija) .......................................................................................................................2

Podela kriptografskih sistema ...............................................................................................................................2

Dobri algoritmi i Kriptoanaliza ..............................................................................................................................3

Substitucione tehnike...............................................................................................................................................4

Cezarov {ifrator ........................................................................................................................................................4

Playfair-ov {ifrator ...................................................................................................................................................5

Transpozicione tehnike (cik-cak matrice) ............................................................................................................6

DES (Data Encription Standard)..............................................................................................................................7

Proces S-DES {ifriranja ...........................................................................................................................................9

Algoritmi sa javnim klju~em (asimetri~ni algoritmi)..........................................................................................11

RSA algoritam......................................................................................................................................................... 12

Primer za RSA ........................................................................................................................................................ 13

Protokoli za autentifikaciju........................................................................................................................................ 14

Mehanizam autentifikacije ................................................................................................................................... 14

Autentifikacija zasnovana na zajedni~kom tajnom klju~u ............................................................................. 14

Uspostavljanje zajedni~kog tajnog klju~a ......................................................................................................... 15

Diffie-hellmanov protokol ..................................................................................................................................... 15

Primer za Diffie-Hellmanov protokol ................................................................................................................. 16

Autentifikacija kori{}enjem Centra za distribuciju klju~a (KDC-a) ................................................................ 17

Autentifikaija kori{}enjem kriptografije sa javnim klju~em ............................................................................ 17

Digitalni potpis........................................................................................................................................................ 18

Firewall — Bezbednosni zid.................................................................................................................................. 19

Filtriranje paketa.................................................................................................................................................... 20

Aplication gateway — kapije aplikacija............................................................................................................. 20



1/28 Marko Mil i~ i}

LOKALNE MRE@E

Robert Metclafe , zajedno sa Davidom Boggsom i ostal ima iz XEROX korporaci je

razvi l i su 1976. LAN mreù zasnovanu na mehanizmu detekci je nosioca signala

(carrier sensing). Ovakva LAN mreà premo{}avala je razdalj inu od 1Km

podràvala 100 personalnihstanica i dost izala brzinu prenosa od 2.94 Mbps. Ova

sistem je nazvan Ethernet u slavu supstance ETAR za koju se smatralo da prenos

elektromagnetno zra~enje. Ethernet su podràl i kao standard Digital Equipmen

Corporat ion, Intel i Xerox . Prvi put je objavl jen kao standard septembra 1981

nazvan je DIX1 (po po~etnim slovima firmi) . Novembra 1982 objavl jen je i DIX2 .

U me|uvremenu, IEEE je preuzeo poslove oko standardizaci je LAN mreà. Digital ,

Intel i Xerox su predloì l i usvajanje Etherneta kao standarda. IBM, na osnovu

protot ipova ugra|enih u nj ihov Zurich Lab predlaè Token Ring i td . . . Zato IEEE

usvaja sve predloge vel ik ih f irmi u okviru svog IEEE 802 standarda donetog

po~etkom 1980. )

IEEE Standard Zna~enje

IEEE 802.1 Premo{}avanje LAN mreà

IEEE 802.2 Kontrola Logi~ke veze (LLC)

IEEE 802.3 CSMA/CD Standardizaci ja Ethernet tehnologi je

IEEE 802.4 Token Bus Standard

IEEE 802.5 Token Ring Standard

IEEE 802.11 Beì~ne LAN mreè

Najprost i j i obl ik ETHERNET mreè korist i pasivni 50 omski koaksialni kabl ~i ja je

maksimalna brzina 10 Mbps. Dakle, koaksialni kabl ustvari f iz i~ki povezuje sve

ra~unare u mreì. ETHERNET mreà ne moè imati vi{e od 1024 ra~unara u mreì

Jedan segment koaksialnog kabla u mreàma ograni~en je sa dva otpornika od 50

oma da bi se spre~i la refleksi ja signala u vodovima. Ra~unari se povezuju na

sistem preko t ransivera i l i mre`nih kart ica .




Transiveri :

Medium Access Control (MAC) ~esto je poznat i kao Medium Access Unit (MAU)

Ovaj elektronski ure|aj sluì da obezbedi ra~unaru interfejs ka mre`nom medijumu

Mre`na kart ica, moè da ima svoj interni trasiver i l i da korist i eksterni kao {to je

to prikazano na sl ic i .

Danas, ethernet ne mora samo da korist i koaksialni kabl, ve} moè da korist i

druge vrste kablova. Naravno, ovo je posledica evoluci je ETHERNET mreà. Danas

postoj i nekol iko razl i~ i t ih vrsta ETHERNET mreà.

Frejmovi koj i se {al ju kroz mreù formiraju se po protokolu MAC (Medium Acces

Control ) i kodiraju se Manchester (man~ester) kodom. Eternet korist i Carrier-Sense




Mult iple Access protocol with Coll is ion Detect ion CSMA/CD) da bi spre~io da dva

i l i vi{e ra~unara poku{avaju da emituju frejmove na mreù.

Postoj i nekol iko vrsta ethernet mreà. Njihov pregled dat je slede}om tabelom:

Segment type

Max Number ofsystems per cablesegment

Max Distance of acable segment

10B5 (Thick Coax) 100 500 m

10B2 (Thin Coax) 30 185 m

10BT (TwistedPair)

2 100 m

10BFL (FibreOptic)

2 2000 m

Da bi se uskladi l i razl i~ i t i protokol i , Datal ink sloj je razbi jen na Logical L ink Contro

sloj koj i upravl ja vezom (nepotvr|eni datagram, potvr|eni datagram, uspostavl janje

veze i td. ) i Media Access Control koj i upravl ja pristupom medijumu. LLC je

zajedni~ki za sve t ipove LAN-a dok se MAC pri lago|ava specif i~nost ima nekog od

ponu|enih standarda.

Iako se ~esto poistove}uju IEEE 802.3 i Ethernet su razl i~ i t i standardi. I Ethernet I

(DIX2) i IEEE 802.3 imaju vel i~ inu okvira od 64B do 1528B.

Ethernet I :

Prva verzi ja mogla je da ostvaruje brzine od oko 2.94 Mb/s. Najve}e rastojanje

bi lo je 1000 m i mogao je da se sna|e sa 100 hostova. Idejni tvorac ove mreè

bila je ro x korporaci ja. Ovaj Ethernet bio je podràn DIX1 standardom. 1982godine nastao je standard DIX2 (tzv Ethernet 2) i sada se korist i .

Neki me|unarodni standardi se bave definisanjem standardnog pona{anja. IEEE

802.3 je taj koj i defini{e pona{anje na ethernet-u. IEEE 802.4 defini{e topologi ju

IEEE 802.5 standard je IBM uspeo da progura kao standard. Data l ink nivo je

podeljen na LLC (Logical L ink Control ) i MAC. LLC je zajedni~ki za sve mreè ( IEEE

802.2), a MAC je poseban za svaku mreù u zavisnost i od topologi je mreè.

Frejm je duìne od 74 do 1058 B. IEEE 802.3 se ipak malo razl ikuje od etherneta 2




ETHERNET I I :

8 6 6 2 4-1500 4

P reambu la Odred i{na adresa I zvor i{ na adresa T ip Podac i CRC

IEEE 802.3

7 1 2-6 2-6 2 4-1500 4

P reambu la S FD Odred i{na adresa I zvor i{ na adresa Du` ina L LC Podaci CRC

IEEE = 802.3 preambula + SFD = Ethernet I I preambula = 7 x 10101010 + 10101011

Izvori{na i odredi{na adresa je jedinstveni kOd ethernet adrese. Ako je adresa FF-

FF-FF-FF-FF-FF {al je se svim kart icama koje su na mreì.

Pol je t ip je ustvari t ip protokola kome se {al je paket

Pol je duìna je duìna LLC dela

CSMA/CD

- Ca r r i e r S en se W i t h Mu l t i p l e A c c e s s / Co l i s i o n De t e c t i o n

Ra~unari koriste jedan kabl kao zajedni~ki mre`ni medijum. Kabl je ustvari ono {to

je zajedni~ko svim ra~unarima i ono {to im omogu}ava da komuniciraju. [ta se

ustvari de{ava? Svi frejmovi koj i se po{alju na kabl f iz i~ki dolaze do svih ostal ih

ra~unara. Samo onaj ko prepozna svoju adresu u zaglavl ju dolaze}eg frejma

zadràva frejm, a ostal i se ne obaziru na p rispel i frejm (ni je za nj ih) .

Ra~unar oslu{kuje kanal i tek posle 9.6 mikro sekndi od detekci je poslednjeg bita

moè da po~ne sa slanjem. Ovo je neophodno zbog rastojanja izme|u frejmova

>> interframe spacing<< tokom slanja. Ukol iko utvrde kol iz i ju ra~unari prekidaju

dalj i prenos. Prva stanica koja otkri je kol iz i ju ( t j . ako adapter detektuje signa

drugog adaptera dok traje njegova emisi ja) , on prestaje sa slanjem korisnih paketa

i {al je 48-bitni JAM signal (s ignal zagu{enja) da bi osigurala da druge stranice

tako|e detektuju kol iz i ju (detekci ja kol iz i je je na primer ako oset i jaku struju, i l i u

nekom trenutku po{alje 0 a isto tad pro~ita 1 sa kanala. Nakon prekida slanja




frejma t j . JAM signala (koj i se 32 i l i 48 b) adapter ulazi u fazu ~ekanja , koja je

odre|ena nekim algori tmom - (Truncated binary) exponent ial backoff algort ihm

Kada utvrdi n-tu uzastopnu kol iz i ju (za ist i frejm koj i po ku{ava da po{alje) , adapte

bira proizvol jnu vrednost za k (od 0 do 2m-1 ) gde je m=min(n,10) i ~eka k*512=td

Bitskih intervala nakon ~ega po~inje ponovo da {al je svoj frejm (oslu{kuje kanal) .

Ef ikasnost eterneta zavisi od optere}enost i mreè. Ne moè se korist i t i za rad u

realnom vremenu jer nema garanci je da }e paket bit i poslat u nekom vremenskom

intervalu (u najgorem slu~aju vel ike zagu{enost i mreè frejm moè ostat i zauvekneposlat ) .

Formula za odre|ivanje efikasnost i etherneta kada nema kol iz i je i sve stanice

imaju frejmove spremne za slanje:

Ttrans = Maximalno vreme za koje se {al je frejm

Tprop = maximalno ka{njenje izme|u dva ~vora

TtransTprop E ff /51

1

⋅+=




S t anda r dn i debe l i E t h e r ne t

Dobio je naziv po deblj ini koaksi jalnog kabla koj i se korist i za povezivanje RG-8

deblj ine 0.4-0.5 in~a . Ova mreà se u IEEE zove 10BaseBand5 (ono 10 zna~i da je

brzina oko 10 Mb/S a ono Base zna~i da radi u osnovnom opsegu t j . ni je

moduliran signal. 5 je maksimalna duìna koaksi janog segmenta i pribl i`no iznos

500 m.

10 — 10Mbps

BASE — rad u osnovnom opsegu (BaseBand) t j . ni je moduliran signal

5 — 500m po segmentu

Adapteri {al ju podatke preko spolja{njeg ure|aja — t ransivera , koj i je preko 15-to

ì lnog kabla povezan sa mre`nom kart icom. Da ne bi do{lo do refleksi je na vodu

krajevi vodova su zatvoreni terminatorima (to su otpornici jednaki otpornost i voda

Vod mora nj ima bit i zatvoren na oba kraja, a oba terminatora imaju uzemljenje,

da ne bi postojala struja curenja samo jedan terminator se uzemljuje.

Dva ethernet kabla se mogu spoji t i val jkast im konektorom .

500 metara naj~e{}e ni je dovol jno za mreù. Da bi se mreà produì la koriste se

speci jalni ure|aji koj i se zovu r ipi teri (repeateri ) . Ripi ter izme|u dva koaksi jalna

segmenta naziva se ful l repeater . Ripi teri sa vi{e portova (Mult iPort Repeater ) kao

{to je DEMPR mogu povezato vi{e Ethernet segmenata. Moèmo imati maksimalno

dva ful-ripi tera u okviru LAN-a. Ripi ter je, kao i obi~na stanica, na koaksi jalni kab

prik l ju~en preko transivera, pa se i on tret ira kao ostale stanice.

Na jednom segmentu moè bit i najvi{e 100 stanica. . Da bi se mreà jo{ produì la

korist i se ripi ter koj i je sa jedne strane vezan za kabl, a sa druge strane preko IRL

inter repeat l ink) i drugog istog takvog half r ipi tera vezan za drugi opt i~ki kabl.

Maksimalna duìna Inter Repeat Linka je tako |e 500 metara. Na IRL ne mogu da

se veù ra~unari . Minimalno rastojanje izme|u stanica je 2.5m (preporu~uje se da




bude umnoàk od 2,5m zbog minimizaci je interferenci je uzrokovane stoje}im

talasima). U slede}oj tabl ic i dato je pore|enje debelog i tankog etherneta:

Parametar Debel i E T Tanki ET

Brzina prenosa 10 Mb/s 10 Mb/s

Maksimalni broj r ipi tera bez IRL-a 2 2

Maksimalni broj r ipi tera sa ILR-om 4 4

Maks imalna duìna koaks ija lnog segmenta 500m 185m

Maksimalni broj l ink segmenata 2 2

Maksimalna duìna komb. l ink segmenta 1000m 400m

Maksimalni broj stanica po segmentu 100 30

Maksimalni broj stanica 1024 1024

Razdal jina izme|u s tanica N * 2.5m >0.5

Brzina prost iranja signala 0.77*c 0.65*c

Maksimalna duìna kabla transivera 50m

Ovaj kabl je vrlo nezgodan za instal iranje. Vrlo je krut i teàk. Upravo zato korist

se uglavnom za prave relaci je, kao {to su na primer hodnici poslovnih prostori ja Jedan prime je dat na slede}oj sl ici .




Tan k i T h i nW i r e ) E t h e r ne t

Tanki ethernet u potpunost i odgovara debelom ethernetu, samo {to se korist i tank

koaksi jalni kabl. Ovoje mnogo savit l j iv i j i i lak{i kabl. Naravno, zbog toga ga je

lak{e i instal irat i .

Njegova oznaka je 10 base 2 (10 Mb/s). Me|utim maksimalna duìna segmenta

ni je 200 ve} 185m. Ovde ne postoj i t ransiver, ve} se preko jednog BNC T konektora

koaksi jalni kablovi prik l ju~uju na mre`nu kart icu. Isto imaju terminatore. Do skoro

je ovo bi la naj jeft ini ja LAN mreà.

Thin Ethernet kabl je pre~nika 0.2 in~a i oznaku RG-58 A/U 50(oma). Na

raspolaganju su razl i~ i to ise~ene duìne sa standardnim BNC ut ika~em na oba

kraja. BNC teminator se prik l ju~uje na jednu od dve ut i~nice T konektora na koju n

jedan kabl ni je prik l ju~en. Ovaj kabl moè povezat i sve sobe na spratu jer moè

da se savi ja i zbog toga ni je ograni~en samo na hodnike.




10 BASE — T 802 .3 i — 1990 god .

Porast interesovanja za 10 BASE T po~inje 1990, zbog niìh cena za komponente

jednostavnog konfigurisanja. Za povezivanje se korist i UTP (Unshelterd Twisted

Pars ) — neza{t i}ena uvi jena parica. Mre`na kart ica ima telefonski port RJ-45 , koj

se slu`beno naziva i Media Dependent Interface (MDI) port . Rani je su se kod

ovakvih parica kablovi oklapali zbog vel ikog ut icaja {umova, pa su kablovi bi l

skupi. Sa napretkom tehnologi je mogu}e je bi lo otklonit i ove {umove, pa je

mogu}e korist i t i neza{t i}ene upredene parice (UTP).

Korist i se model zvezde - topologi ja zvezde . Svaki koncentrator prihvata kablove

od vi{e ra~unara sa UTP konektorima, a ìce su {ir ine 0.4-0.6 mm. Dakle,

koncentrator sluì kao centralna skretnica. Koncentrator prihvata ìce sa nekol iko




(naj~e{}e 12) radnih stanica. Svaka ìca se sastoj i od 2 para upredenih parica.

Kabl se sastoj i od 8 ìca od koj ih su prve dve za slanje, slede}e 4 za pri jem a

poslednje 2 za broadcast.

10 Base — T koncentrator ima ulogu ripi tera i :

Osveàva paket sa podacima

Test ira integri tet veze za dat i port

Auto del jenje po portu, {to omogu}ava odjavl j ivanje porta u slu~aju 30

uzastopnih kol iz i ja, i l i ukol iko je jedna al i posebno duga kol iz i ja, i l i ~ak

usled preteranog brbl janja porta.




Potrebno je ograni~i t i maksimalno vreme propagaci je od jedne do druge stanice

Pravi la konfigurisanja za povezivanjepomo}u koncentratora (HUB-ova).

Najvi{e 4 HUB-a na putu izme|u bilo koje dve stanice.

UTP segmenti ne smeju bit i duÌ od 100 metara (u praksi se uvek

postavl jaju upola manje vrednost i ) i moraju bit i ve}i od 60 cm.

Hub se tret ira kao stanica i tu se vr{i broadcast

Fiz i~ka topologi ja je zvezdasta, a logi~ka je topologi ja BUS-a ( jedan {al jea dostupno je svima). Dakle, sve {to hab dobije na jedan ulaz, on {al je na

sve ostale.

Switch moè da usmerava signal ta~no na odre|ene ra~unare, pa moè bolje da

upravl ja saobra}ajem. Hab je pasivna komponenta.




Token R i ng LAN

To su point-to-point mreè, za razl iku od Etherneta, t j . sekvenci jalne mreè sa

vezama od ta~ke do ta~ke, koje ~ine krug. Smatraju se za digitalne mreè u

odnosu na ethernet koj i je analogna mreà. Determinist i~ko vreme odgovora, ~ak

pri vel ikom optere}enju. Optere}enje ne ut i~e na vreme odgovora kod ovakve

mreè, {to ga ~ini pogodnim za real-t ime sisteme (kod nj ih ne zna~i da odgovor

odmah st iè, ve} da se dobija za ta~no odre|eno vreme). Naj~e{}e se sre}u

EThernet I I 802.5 odnosno IBM token ring mreè. Svaka stranica deluje kao r ipi ter

(poja~ava i koriguje signal) . Medijum moè bit i koaksi jalni kabl, uporedna parica i l

opt i~ko vlakno.

Da bi mreà funkcionisala post j i jedan kontrolni token frejm koj i kruì mreòm i on

izgleda ovako:

SD PPP TM RRR ED

PPP tr i Priori ty bit-a

T bit Token-a (da li je slobodan i l i ne)

M je bit nadzornika (monitor-a)

RRR su tr i bi ta za rezervaci ju

Token mora neprekidno da kruì i ~ak ako nema nikakve aktivnosti na mreì

Point-to-point veza podrazumeva da su sve stanice ukl ju~ene da bi mreà mogla

funkcionisat i t j . Da bi token mogao da kruì . Zato se ovde korist i f iz i~ka topologi ja

zvezde sa nulom u centru. Da bi se omogu}i lo da mreà funkcioni{e i kada

stanica ni je ukl ju~ena korist i se re{enje sa relej ima koja se zatvaraju kada se

stanica iskl ju~i tako da se veza kratkospoji i da se t ime omogu}i dal ja

komunikaci ja mreè. Token ring stanice funkcioni{u u jednom od 4 reìma:

Reìm slanja

Reìm slu{anja

Reìm premo{}avanja

Reìm pri jema




Zamisl imo da su stanice A, B, C i D povezane u prsten.

A

B

C

D

Stanica A u reìmu slanja i po~inje sa slanjem kada dobije slobodni token. B

prihvata podatke i upore|uje ga sa DA pol jem i ako ni je, onda prelazi u reìm

slu{anja. Frejm moè da ukloni samo stanica koja ga je poslala. Token je vel i~ ine

24b i ako imamo 4 kb mreù 24b/4kb = 6 mikrosekundi. Tol iko treba signalu od

izlaznog pina do onda kada se ponovo primi na ulaznim portovima. Treba nam

24b-ni bafer koj i }e da unosi to ka{njenje jer u mreì moè da se na|e na prime

samo 5b, a frejm moè bit i proizvol jne duìne ograni~eno je samo drànje tokena

po stanici , pa se na osnovu toga moè izra~unat i maksimalna duìna frejma

(Frejm ne moè bit i duì od onoog kol iko ima vremena da se frejm po{alje. )

SD AC FC DA SA PODACI FCS ED FS

FC — Frame control

AC — Access control

FCS — Frame control sum

FS — Frame status (ovo polje moè da modif ikuje svaka stanica i to su flegovi ) :

A — Address Recognized (0-ni jedna stanica ni je prepoznala svoju adresu

1-uspeh)

F — Frame Copied (0 — Frejm ni je iskopiran, 1 — frejm je iskopiran)

E — Error (0 — ne postoj i gre{ka, 1 — postoj i gre{ka t j . Ne poklapa se bit

kontrolne sume)

Postoj i neregularno stanje a to je AC = 01. Sve ostale kombinaci je AC susozvol jene.

SD — Start derimiter (po~etak frejma)

DA — Dest inat ion adress

SA — Source adress




Samo stanica koja je poslala frejm moè da ga ukloni, al i pi tanje je {ta se des

ako se ona iskl ju~i pre nego {to ga ukloni. Token ring ima akt ivnog korisnika AM

(MONITOR) za brzi oporavak mreè. M=1 zna~i da frejm kruì mreòm i ne moè

da se ukloni. Kada monitor prepozna ovu si tuaci ju on vr{i uklanjanje.

Ako se po{alju prva 2-3 bita a ostalo se izgubi, takvu si tuaci ju re{ava TRT Token

Rotat ion Time . To je maksimalno vreme za koje token mora da se vrat i do

monitora AM. Ako AM otkaè neka od ostal ih stanica treba da preuzme funkci ju

monitora. AM periodi~no {al je AMP (Act Man Present ) . Kada nema AMP-a a vreme

za ~ekanje AMP-a istekne, onda sve stanike konkuri{u za funkci ju monitora t ime

{to {al ju CLAIM TOKEN FRAME CL-TK.

Stanica ne}e poslat i CL-TK ako:

Ako je primljen drugi CL-TK a adresa po{i l jaoca je ve}a od adrse teku}e

stanice.

Ako je primljen MAK okvir upozorenja BEACON (BCN). On se {al je u slu~aju

nekog ve}eg otkaza na mreì.

Primljen je MAK okvir pro~i{}enja (purge) PRG. Njega {al je stanica koja je

pobedila u trc i za akt ivnog monitora.

Ovi BNC, PRG imaju svoje kodove u FC.

DAT — Duplicat Adress Test

Bi lo koja stanica koja se prik l ju~uje na adresu {al je svoj DAT t j . Prazan frejm sa

svojom adresom u dest inat ion pol ju da bi utvrdi la da l i postoj i jo{ neka stanica sa

istom adresom na ta nova.

Priori tet pristupa :

Set imo se da ono PPP odre|uje priori tet a da je ono RRR reservat ion bits. Naime

stanica koja je vi{eg priori teta, stavi u RRR i kada se oslobodi token RRR se kopira

u PPP i posle toga samo ta stanica moè da dobije token.

NPR: 011=5 -> samo stanice koje imaju ve}i priori tet od 5 mogu da pribave taj

token.




I BM 8228 Mu l t i s t a t i on Acces s Un i t MAU )

MAU ima logi~ku strukturu prstena, a fiz i~ki je vezana kao zvezda (preko nekog

centra) .

Za 3:

I E E E 802 . 5 p r a v i l a za po ve z i v an j e To k en R i ng m reè :

Token Ring parametri Tip 1 i 2 Tip 3

Max. broj ure|aja po prstenu 260 96

Brzina prenosa 16MB/s 4MB/s

Rastojanje od stanice do MAU

Za mreè se 1 MAU

300m 100m

Rastojanje od stanice do MAU

Za mreè se vi{e MAU

100m 45m

Max. broj MAU 12 2

Rastojanje MAU-MAU 200m 120m

*Tip 1 i 2 koriste 16 pinske prik l ju~ke za povezivanje a Tip 3 korist i telefonsku

paricu.




Mos t o v i

Mostovi povezuju dve zasebne mreè u jednu logi~ku cel inu. Na primer IBM 8209

most se korist i za povezivanje etherneta i TokenRing LAN mreè.

Orion

Orion Orion

Most

Orion

Orion

Orion

Orion

Orion

IEEE 802.3

8209

IEEE 802.5

U ovom slu~aju most mora imati 2 mre`ne kart ice i to jednu Ethernet i jednu Token

Ring , za povezivanje na odgovaraju}e mreè. Mostovi rade na Data-Link nivou

tako da ne razmatraju zaglavl je mre`nog nivoa (ve} direktno kopiraju pakete vi{ ih

nivoa) zato se ne mogu korist i t i za povezivanje mreà sa razl i~ i t im mre`nim

protokolom.

Razlozi za upotrebu mostova su:

Postojanje vi{e cel ina (u kolekt ivu) , svaka sa sopstvenim potrebama

odgovaraju}om LAN mreòm, koje treba povezat i .

Geografska razu|enost i ve}a isplat ivost formiranja zasebnih LAN mreà

koje se zat im povezuju mostovima.

Rastojanje izme|u najudaljeni j ih stanica je ve}e nego {to dozvol java LAN

tehnologi ja

Ve}a pouzdanost, jer neispravna stanica/l ini ja ometa ( i l i spre~ava

saobra}aj samo lokalno (do prvog mosta).

Ve}a sigurnost , jer mostovi mogu zabranit i protok nekih paketa koj i su

potenci jalna opasnost za sigurnost organizaci je. Tako|e je i ve}a




pouzdanost je ukol iko do|e do katastrofe u jednoj prostori j i , mreà u

drugoj prostori j i , koja je iza mosta radi nesmetano.

Zadaci mosta pri l ikom preformatiranja ramova:

Preformatiranje frejmova i izra~unavanje nove CheckSume

Okrenut i red bitova

Generisat i f ik t ivne priori tete (Ethernet ih nema a 802.5 ima, pa treba da ih

napravimo makar da budu fikt ivni .

Odbacit i priori tete

Zaokruìt i token (Ring drain) Povla~enje podataka sa mreè (svaka stanica

koja {al je podatke treba i da ih povla~i ) .

Setovat i A i C bitove (pri ~emu se zapravo >>laè<< da je odredi{te

primilo frejm

Regulisat i zagu{enje pri slanju na spori j i LAN (uvo|enje bafera)

Ako je frejm suvi{e vel ik i za odredi{ni LAN on se odbacuje (mogu}a je

neka signalizaci ja al i problem nije re{iv)

802.5 zapravo nema ograni~enja u vel i~ ini okvira, osim {to se moè desit i da

stanica ne moè emitovat i frejm duì od token-holding t ime-a (vreme drànja

tokena) {to po defaultu iznosi 10 ms, odakle se izvodi maximalna duìna okvira od

5000 b.

Zbog rada sa LAN-ovima razl i~ i t ih brzina i l i pojave kol iz i je, mostovi moraju imat

baferski prostor za sme{tanje prist igl ih ramova (okvira) . Prolaskom paketa kroz

most, gubi se semantika mreè jer se mnogi parametri (na primer priori tet )

postavl jaju proizvol jno i gube pri l ikom prolaska kroz mreù koja ih ne zahteva

Potrebno je maksimalno smanji t i komunikaci ju izme|u LAN-ova. Ako neka stanica

~esto (vi{e od 20% paketa) komunicira sa stanicom van LAN-a na koj i je

prik l ju~ena, treba razmotri t i njeno presel jenje u drugi LAN.




T r an spa r en t B r i dges i l i S pann i ng t r ee b r i dges

Zami{l jeni su tako da sve samostalno rade, dovol jno je samo utaknut i prik l ju~ke za

mreè, pri ~emu su potpuno transparentni za sve stanice na mreàma. Zadatak

Transparent Bridge-a je da prosledi pr ist igl i frejm il i ga odbaci. Odluku donosi na

osnovu vel ike Hash Tabele koju neprekidno aùrira. Kada se prvi put ukl ju~i most,

hash tabela je prazna, pa se korist i algori tam preplavl j ivanja ( f looding) pri ~emu

se prist igl i paket {al je na sve ostale portove (most ne mora imati samo 2 porta)

Vremenom se hash tabela putni adresama iz prist igl ih okvira, ~ime se zahtev za

plavl jenjem sve vi{e smanjuje, a most sve perfektni je funkcioni{e. Algori tam u~enja

o poloàju stanica naziva se Backward Learning .

Okvir je primljen

bez gre{ke na portu X

Dest. Add. Na|ena uHASH Tabeli

Izlazni port= port X ???

Prosledi okvir na sveportove osim X-a

Prosledi okvir naizlazni port

Sour. Add. Na|ena uHASH Tabeli

Dodati Sour. Add. Utablicu zajedno sa

smerom i novim tajmero,

Aùrirati smeri tajmer

KRAJ

True

False

Learning

Prosle|ivanje




Izgled tabl ice:

Kada se stavka doda u tabelu, i l i se aùrira ({to se de{ava svaki put kada

prist igne okvir ) aùrira se tajmer, koj i je inic i jalno postavl jen na 300 s. Nakon tog

vremena, ako ne prist igne novi okvir od date stanice, odgovaraju}i ulaz u tabl icu

se bri{e. Time se omogu}uje samostalna rekonfiguraci ja mreè (na primer. Ako se

stanica iskl ju~i i prenese na drugo mesto, za par minuta (zavisno od postavl jenog

vremena) most }e sam odredit i njen novi poloàj bez ikakve dodatne intervenci je.

Primer:

Za mreù na sl ic i , skic irat i putanje paketa i stanja odgovaraju}ih Transparen

Bridge tabela , pri l ikom razmene okvira izme|u stanice A i E.

A B C

D E

F G H

LAN 1 LAN 2LAN 3

LAN 4

B1 B21 2 1

2

3

1. A -> E

Inic i jalno su tabele prazne

A

E

LAN 1 LAN 2LAN 3

LAN 4

B1 B21 2 1

2

3

Stanica Port# Timer




Most B1 ce imati slede}u tabelu:

Stanica Port Timer

A 1 300

Most B2 }e imati slede}u tabelu:

Stanica Port Timer

A 1 300

2. E -> A

A

E

LAN 1 LAN 2LAN 3

LAN 4

B1 B21 2 1

2

3

Po{to nema informaci ja o stanici E, ona se unosi u tabele.

Most B1 ce imati slede}u tabelu:

Stanica Port Timer

A 1 -

E 2 -

Most b2 }e imati slede}u tabelu:

Stanica Port Timer

A 1 300

E 3 300

Sada je putanja poznata i vi{e se ne korist i f looding algori tam.




Prethodno prikazani algori tam u~enja zahteva da mreà ima topologi ju stabla je

postojanje pet l j i izaziva vel ike probleme. Ovo moèmo videt i na slede}em primeru:

A

B1B1

B

LAN Y

LAN X

- Javljaju se dva ista frejma na LAN-u Y

- Ako B1 prest igne B2 -> B2 menja ulaz za A i pomera ga na stranu LAN Y jer

odat le dolazi paket sa A-ovom Source Addr. Zat im B2 {al je okvir -> B1 menjasvoju tabelu -> nakon toga A vi{e nikako ne moè da primi okvir jer i B1 i b2

misle da su na strani LAN Y.

- Jo{ je gori slu~aj ako ni B1 ni B2 neznaju gde se nalazi B.

Da bi se ovo prevazi{lo, koriste se elementi teori je grafova koj i od zadate mreè

formiraju minimalno spre`no stablo (spanning tree). Za formiranje ovog stabla

korist i se zaseban protokol koj im mostovi razmenjuju informaci je izme|u sebe

pomo}u BPDU (Bridge Protocol Data Unit )-a.

Algori tam:

1. Odredit i root-bridge (na primer onaj sa najmanjim seri jskim brojem, mada se

~esto dodaje i priori tet mosta.

2. Odredit i root-port na svim ostal im mostovima (port najbl i` i root-mostu, t j . sa

najmanjim brojem skokova paketa.

3. Odre|ivanje akt ivnog mosta ( t j . designated Port-a) za svaku LAN mreù.

Minimalno spre`no stablo se pravi tako {to se jedan LAN bira za koreni (osnovni ) ,

LAN-ovi se presl ikavaju u ~vorove a mostoviu grane.

Mostovi omogu}avaju autonomno funkcionisanje mreà.




Sou r c e Rou t i ng B r i dges

Transparent Bridges se jednostavno instaliraju i koriste (samo se utaknu) al

nedovol jno dobro koriste propusnost mreè jer upotrebl javaju samo deo topologi je

( t j . spre`no stablo) . Za razl iku od Transparent Bridges koj i se koriste kod CSMA/CD

i Token Bus-a, IBM je za svoje Token Ring mreè predloìo novu {emu — Source

Rout ing!

Kod ovog algori tma, po{i l jalac mora da zna da l i je odredi{te na istom LAN-u

Ako ni je, po{i l jalac postavl ja najvi{ i bi t izvorne adrese (Source Address) na 1 (~esto

se taj f leg ozna~ava sa RI I (Rout ing Information Indicat ion ) . [tavi{e u zaglavl je

okvira se unosi ta~na putanja koju okvir mora da sledi i to u okviru RD ( Rout ing

Designator ) pol ja.

RD pol je sadrì par podataka: Broj prstena (12 bitova) i broj mosta (4 bita) . Svaki

LAN ima jedinstven 12-bitni broj i svaki most 4-bitni broj koj i ga jedinstveno

odre|uje u kontekstu datog LAN-a, tako da je putanja jedinstveno odre|enasekvencom LAN,MOST,LAN. Postoj i ukupno 14 RD polja. Dakle, maksimalan

brojskokova je 13, me|utim IBM-ova implementaci ja trenutno ograni~ava ukupan

broj RD polja na 8 t j . 7 skokova.

Postoj i 4 razl i~ i ta t ipa Rout ing direkt iva t j . 4 t ipa rut iranja.

NULL — nema rut iranja -> frejm mogu primit i samo stanice na istom LAN-u

NonBroadcast —> Rd polje sadrì ta~nu rutu koju frejm mora da sledi

Samo mostovi na toj rut i ( t j . oni koj i prepoznaju svoje adrese i iz lazne LANadrese) prosle|uju frejm. Samo jedna kopija frejma se isporu~uje

odredi{tu.

All-Routs Broadcast -> Svaki most prosle|uje paket jednom kroz svak

port , osim onog sa koga je primio. Mogu se pojavi t i vi{estruke kopije istog

okvira na LAN-u. Odredi{te prima po jednu kopiju okvira sa svake mogu}e

putanje kroz mreù. Ovo je jedan od mehanizama otkrivanja trase do

odredi{ta. PI I bi t je postavl jen, al i su RD(x) pol ja prazna ( inic i jalno). Svak

most koj i propust i okvir upisuje svoj broj, kao i broj iz lazne LAN mreè u

odgovaraju}e polje, tako da odredi{te, zajedno sa okvirom, dobija i celu

putanju. Da bi se izbeglo besprekidno kruènje pa keta u mreì, svaki mos

proverava da l i je u putanj i ve} zapisana mreà na koju èl i da prosled

okvir. Ako jeste, okvir ne}e bit i prosle|en. Odredi{te odgovara na svak

prist igl i okvir, al i korist i NonBroadcast jer ta~no zna povratnu putanju do




izvora). Izvor na osnovu svih prist igl ih odgovora moè da izabere

opt imalnu putnju i unese ga u svoju tabl icu putanja (Source Rout ing

Bridges nemaju nikakve tabl ice nit i s l i`nu strukturu, dakle, oni su mnogo

prost i j i od Transparent Bridges-a)

Single Rout Broadcast -> obezbe|uje da odredi{te primi ta~no jednu

kopiju okvira. Da bi se to post iglo, okvir trebaju da proslede samo mostov

iz spre`nog stabla (sa korenom u izvornom ~voru — t j . ~voru koj i {al je

okvir ) . Tako|e se korist i za pronalaènje trase do odredi{ta! Kadaodredi{te primi okvir, odgovara preko AllRout Broadcast prist igl i okvir i (na

izvoru) otkrivaju sve mogu}e putanje . Problem formiranja spre`nog stabla

moè se re{i t i automatski (Delegiranjem po jednog mosta za svaki LAN i l

ru~no.

Ove pet l je sa putanjom se nalaze u host ra~unarima (a ne u mostovima kao kod

BUS topologi je) . Ove tabele se aùriraju ako se ~esto javl jaju otkazi i TimeOut-ov

({to zna~i da vi{e ne moè da se korist i neka trasa), pri l ikom svakog

uspostavl janja veze kod LLC-a i l i se uvodi tajmer pa se po isteku tajmera aùrira

tabl ica (ponovo {al je discovery frame).




I z bo r op t ima l ne pu t an j e :

Postoje dva kri teri juma.

Minimalni broj skokova — Bira se put zapisan u RD polju okvira sa

najmanjim brojem RD(x) pol ja

Minimalna cena t j . izbor puta sa maksimalnim protokom. Ovo se nemoè

ekspl ic i tno utvrdit i pa se koriste alternat ive.o Bira se putanja zapisana u okviru koja prvi st igne (pretpostavl ja se da

je pro{ao kroz mreù sa najmanjim zagu{enjem).

o Slu~ajno se bira jedna od putanja, da bi se ravnomerni je opteret i l

mostovi/mreè.

Kol iko ~esto treba aùrirat i tabelu putanja?

U slu~aju otkaza mreè (neke na putu) i l i ve}eg zagu{enja

Kod connect ion-oriented LLC-ova, sa svakim novim uspostavl janjem veze.

Uvo|enjem tajmera, bez obzira na t ip veze (connect ion-oriented i l

connect ionless) sa istekom odre|enog perioda.

Imp l emen t a c i j a S R mos t o va :

Softverska: Most prima svaki okvir, kopira ga u svoju memori ju gdeproverava da l i su RI I=1, pa ako jeste nastavl ja sa dalj im ispit ivanjem

(zahteva brz procesor)

Hibridna: Mre`ni (LAN) interfejs mosta ispituje da l i je RI I=1, pa ako jeste

kopira ga u memori ju. Ovo se hardverski vrlo lako implementira a

zna~ajno redukuje broj okvira koje most mora da ispita.

Hardverska: LAN interfejs mosta ne ispituje samo RI I , ve} i celu putanju,

da bi utvrdio da l i treba da se obavi prosle|ivanje i l i ne. Zahteva

kompleksan hardware al i ne tro{i CPU cikluse mosta jer se svi nepotrebn

okvir i u startu odbacuju. ( tako da se moè primenit i i neki spor procesor

za funkci ju mosta.

Vrlo lo{a osobina SR mostova je eksplozi ja okvira koja se javl ja pri l ikom slanja

Discovery frejmova (za traènje putanje) , jer se kod BroadCast ing-a broj frejmova




na mreàma eksponenci jalno pove}ava (sl i~an problem postoj i i kod TB-a al i ni je

ni pribl i`no tako drast i~an).

Funkci ja koja simulira ovaj most bi la bi:

If RII =1

{

case tip_rutiranja:

Null .....

Non Broadcast .....

Al l_Routs_broadcast .....

Single_Route_broadcast ....

}




Po r e|en j e TB i S RB-a

Transparent Bridge Source Routing Br idge

Osnovna orjentaci ja Connect ionless Connect ion-oriented

Transparentnost Potpuno transparentan Nije transparentan

Konfiguraci ja Automatska Ru~na

Rut iranje SubOptimalno Optimalno

Lociranje BackWard Learning Discovery frames

Ispadi mreè Ispadima rukuju mostovi Ispadima ukuju Hostovi

Kompleksnost U Mostovima U Hostovima

Kako povezat i IEEE 802.3 mreè koje koriste TB-ove sa 802.5 koje koriste SRB-ove?

Pomo}u IBM 8200 koj i obezbe|uje prevo|enje podataka o rut iranju izme|u

ova dva mehanizma.

Upotreba kombinacionih mostova, t j . transparentnih mostova sa izvornim

rut iranjem (Source Rout ing Transparent — SRT). Oni koriste transparentnopremo{}avanje ako ne postoj i RI pol je, u prot ivnom korist i izvorno rut iranje

Po ve z i v an j e To k enR i ng i Bu s m re è :

Kori{}enje kombinovanih mostova koj i rade istovremeno i kao transparentni i kao

SourceRout ing. Ako je RI I setovano korist i se Source Rout ing, a ako ni je korist i se

algori tam transparentnog mosta.

RI I je u stvari najvi{ i bi t SA ( izvori{ne adrese).

Most pre nego {to uput i paket (sa All-Broadcast ) ako se u tabel i nalazi adresa

mreè na koju se {al je (ne {al je se, i l i ako je u RD ve} adresa tog mosta — isto se

paket ne {al je (da ne bi do{lo do lutanja paketa. ) )

Na slede}im sl ikama predstavl jeni su formati frejmova za nekol iko najpoznat i j ih

standarda:









1/7 Marko Mili~i}

ZADATAK

Za mreù sa 5 ~vorova, datu na sl ic i 2, prikazat i postupak punjenja

tabela rastojanja u svim ~vorovima primenomDistance Vector Rout ing

algori tma.

Re{enje:

A

A

A

B

B

B

C

C

C

D

D

D

E

E

E

B

B

B

C

C

C

D

D

D

E

E

E

A

A

A

C

C

C

D

D

D

E

E

E

A

A

A

B

B

B

D

D

D

E

E

E

A

A

A

B

B

B

C

C

C

E

E

E

A

A

A

B

B

B

C

C

C

D

D

D

B

B

3

3

B

3

3

3

7

7

12

9

9

E

E

5

5

E

11

11

14

13

8

8

5

5

5

A

A

3

3

A

3

3

3

10

11

8

8

C

C

4

4

C

11

4

4

4

9

9

13

12

E

E

6

6

E

11

11

15

14

9

9

6

6

6

B

B

4

4

B

7

7

4

4

4

13

10

10

D

D

5

5

D

13

14

5

5

5

8

8

E

E

9

9

E

14

14

15

15

12

12

9

9

9

E

E

3

3

E

8

8

9

9

12

11

3

3

3

C

C

5

5

C

12

9

9

5

5

5

14

13

A

A

5

5

A

5

5

5

8

8

12

13

B

B

6

6

B

9

9

6

6

6

10

10

15

C

C

9

9

C

16

13

13

9

9

9

14

14

D

D

3

3

D

11

12

8

8

3

3

3



2/7 Marko Mili~i}

Diskusi ja re{enja:

U prvom redu tabela, popunjavaju se samo razdalj ine do direktnih suseda.

U drugom redu tabela, sledi se slede}a logika:

1.

Da bi iz A do{ao do B, kre}u}i se preko B, potrebno mi je 3 ( jedinice cene)

Ovo je direktna veza.

2.

Da bi iz A do{ao do B, kre}u}i se preko E, prvo moram da izra~unam kol iko }e

mi trebat i da do|em od A do E. Nakon {to sam to izra~unao ( pogledav{i u

tabele iz prvog reda ) dopisao sam plavom bojom broj 5 iznad kolone E. Ova

broj mi ozna~ava da mi od A do E treba 5 jedinica cene. Sada, kada znam

koliko mi treba od A do E treba da na|em kol iko mi treba od E do B i da tu

razdalj inu saberem sa onim plavim brojem 5 iznad tabele. Hmmmm, od E do B

}e mi trebat i 6 jedinica cene. Dakle, kada saberem onu plavu pet icu i ovu

{est icu, dobijam 11.

3.


U tre}em redu tabela se sledi sl i~na logika kao u drugom koraku. Ja }u dat

primer ponovo za tabelu A:

1. Da bi se iz A do{lo do B, kre}u}i se preko B, potrebno mi je 3 jedinica cene.

Ovo je, kao i u pro{lom primeru, direktna veza.

2.

Da bi se iz A do{lo do C preko E, moramo prvo da vidimo kol iko nam treba od

A do E, i da napi{emo onaj plavi broj iznad tabele. Po{to sam ve} jedared

odredio sve plave brojeve za prvi red tabl ica, prosto }u prepisat i plavu pet icu

iznad kolone za E. Sada, treba odredit i , kol iko mi je potrebno od E do C

Posmatram drugi red tabela i zakl ju~ujem da je ovog puta na raspolaganju tr

vari jant i . Te vari jante su 10, 9 i 8 jedinica cene. Naravno, sluè}i se principom

ekonomi~nost i , biram ono 8. Dakle, sada treba sabrat i 8+5 i dobijamo 13

jedinica cene. Prime}ujemo da je za ovaj ist i put u drugom redu tabela bi lo

potrebno 14 jedinica cene! Naravno, jer tada smo za put izme|u E i C imal

samo jednu opci ju koja je ko{tala 9 jedinica cene. Sada su nam se otvori le

nove opci je, mi smo biral i naj jeft ini ju i tako je na{a tabela po~ela da

konvergira ka najjekonomi~ni jem re{enju.

3.




3/7 Marko Mili~i}

Zadatak

Za mreù sa 4 ~vora, zadatu tabelom i grafom, primenomDistance

Vector Rout ing

algori tma prikazat i postupak punjenja tabela rastojanja u svim

~vorovima. Ako se u trenutku T0, nakon uspostavl janja ravnote`nog stanja, teìna

grane BC promeni sa 1 na 3, prikazat i postupak uspostavl janja nove ravnoteè.

6 6

3

1

2A C

D B

Poteg: AC AD BC BD CD

Teìna 2 6 1 3 6

Re{enje:

A

A

A

B

B

B

C

C

C

D

D

D

B

B

B

C

C

C

D

D

D

A

A

A

C

C

C

D

D

D

A

A

A

B

B

B

D

D

D

A

A

A

B

B

B

C

C

C

C

C

2

2C

3

3

2

2

2

8

6

D

D

6

6D

9

9

12

10

6

6

6

C

C

1

1C

3

3

1

1

1

7

5

D

D

3

3D

9

9

9

7

3

3

3

A

A

2

2A

2

2

2

5

8

8

B

B

1

1B

4

1

1

1

4

4

D

D

6

6D

12

12

9

9

6

6

6

A

A

6

6A

6

6

6

9

8

8

B

B

3

3B

6

3

3

3

4

4

C

C

6

6C

8

8

7

7

6

6

6



4/7 Marko Mili~i}

Posle poreme}aja ravnoteè, nastupi}e novo ravnote`no stanje!

A

A

A

B

B

B

C

C

C

D

D

D

B

B

B

C

C

C

D

D

D

A

A

A

C

C

C

D

D

D

A

A

A

B

B

B

D

D

D

A

A

A

B

B

B

C

C

C

C

C

2

2

C

5

5

3

2

2

2

6

6

6

D

D

6

6

D

9

9

9

12

10

10

6

6

6

C

C

3

3

C

5

3

3

3

3

3

5

5

5

D

D

3

3

D

9

9

9

9

3

3

3

A

A

2

2

A

2

2

2

7

8

8

8

B

B

3

3

B

4

4

4

3

3

3

4

4

4

D

D

6

6

D

12

12

12

6

6

6

A

A

6

6

A

6

6

6

11

9

9

8

8

8

B

B

3

3

B

6

6

6

3

3

3

6

6

4

C

C

6

6

C

8

8

8

9

9

7

6

6

6

Kada nastane promena na nekom potegu treba ne{to promenit i , al i {ta?

U na{em slu~aju promenio se poteg BC. Dakle, gde god imamo rastojanje izme|u

B i C i l i C i B upisa}emo novu vrednost . A u tom istom redu, gde smo upisal i novu

vrednost , sve ostale brojeve zameni}emo beskona~nom udaljeno{}u. Sada

polazimo od ovih tabela, kao da su nam one startne.

U slede}em redu tabela traì}emo one plave brojeve i ponovite ceo postupak

punjenja tabela. Naravno, i u ovom zadatku smo korist i l i is tu logiku pr

popunjavanju tabela kao u predhodnom (apsolutno istu logiku).

Ni je bi l te{ko zar ne ; )



5/7 Marko Mili~i}

Zadatak: Za globalnu mreù zadatu tabelom prikazat i postupak punjenja rout ing

tabela primenomDistance Vector Routring

algori tma. Parametri u tabel i zadat i su u

slede}em formatu (Oznaka ~vora, interfejs, IP adresa, teìna iz lazne grane).

A: (1 ) 120.11.31.18 (2)

A: (2) 168.32.201.108 (3)

A: (3) 216.61.12.201 (7)

B: (1 ) 120.11.42.20 (1)

B: (2) 198.108.99.11 (3)

C: (1 ) 168.32.110.58 (4)

C: (2) 131.200.11.73 (2)

D: (1 ) 131.200.28.47 (3)

D: (2) 198.108.99.23 (4)

D: (3) 216.61.12.202 (6)

Re{enje:

N1 = 120.11.x.x

N2 = 168.32.x.x

N3 = 216.61.12.x

N4 = 198.108.99.x

N5 = 131.200.x.x

Na osnovu ovoga moèmo nacrtat i graf!



6/7 Marko Mili~i}

N1

N2

N3

N4

N5

A

2 7

3

B

1

3

C 4

4

D63

2

Treba naglasi t i da su u prethodnom grafu izostavljene povratne grane i da je

nj ihova teìna 0.

Da bi primenioDistance Vector Rout ing algori tam

, mora}u da iz ovog grafa

pre|em u njemu ekvivalentan. Dakle, imaju}i u vidu izostavl jene grane, moèmo

da uprost imo graf i na klasi~an na~in prikaèmo punjenje Distance Vector Rout ing

Tabela.

A C

3

4

B

2 1

D

7

62 3

3

4



7/7 Marko Mili~i}

A

A

A

B

B

B

C

C

C

D

D

D

B

B

B

C

C

C

D

D

D

A

A

A

C

C

C

D

D

D

A

A

A

B

B

B

D

D

D

A

A

A

B

B

B

C

C

C

B

B

B

3

3

3

C

C

C

D

D

D

7

7

7

A

A

A

1

1

1

D

D

D

3

3

3

A

A

A

3

3

3

D

D

D

2

2

2

A

A

A

6

6

6

B

B

B

4

4

4

C

C

C

3

3

3

2

2

2

2

2

3

3

7

7

1

1

3

3

3

3

2

2

6

6

4

4

3

3

11

11

10

10

5

5

5

5

9

8

4

4

6

6

8

6

8

7

5

5

6

6

10

8

5

5

6

6

8

8

9

9

8

6 8

8

Ovim je zadatak zavr{en!



1/13 Marko Mili~i}

ZADATAK: Za globalnu mreù zadatu tabelom:

- skicirat i mreù,

- uz pretpostavku da svaki router 2 x lak{e propu{t a pakete u smeru interf .1

interf .2 nego u suprotnom smeru (gde je teìna dodeljena iz lazu dvostruko ve}a)

primenom L ink State algori tma odredit i i prikazat i rout ing tabelu u ro uter-u B,

- skicirat i razmenu paketa izme|u ra~unara A i J.

A 1 223.18.43.227 1 181.99.23.181 1 192.12.23.128

1 223.18.43.12E

2 223.18.43.200H

2 123.15.41.211B

2 128.77.23.110 1 223.18.43.117 1 123.18.12.111 128.77.23.220

F2 123.27.43.77

I2 181.99.23.14

C2 192.12.23.14 1 123.27.55.181 J 1 192.12.23.208

1 192.12.23.207G

2 128.77.180.33D

2 181.99.27.44

Re{enje:

N1 — C klasa 223.18.43.*

N2 — B klasa 128.77.*.*

N3 — B klasa 181.99.*.*

N4 — C klasa 192.12.23.*

N5 — A klasa 123.*.*.*

A B C D E F G H I J

N1N2

N3

N4

N5

Ustanovi}emo pravi lo da ukol iko neki ~vor ima samo jednu vezu, onda je to

interfejs 1 , a ukol iko ima dve veze, onda je prva veza interfejs 1 a druga veza

interfejs 2 . Sada, na osnovu ove mreè treba nacrtat i di jagram koj i je zgodan za



2/13 Marko Mili~i}

primenu Dijkstra algori tma za nalaènje najkra}e putanje izme|u ~vorova. Ukol iko

neko moè i na osnovu ove sl ike samo napred. U principu i na ovoj sl ic i imamo

dovol jno podataka ako dobro znamo usvojena pravi la. Dakle, kada paket ide u

smeru od rutera B ka N1 koj i je na interfejsu 1, onda zna~i da je paket do{ao sa

interfejsa 2. Zna~i, imamo oteàni slu~aj i tada pi{emo teìnu 2 na putu od B do

N1. Istom logikom zakl ju~ujemo da je na putu od B do N2 teìna 1.

Sada na neki na~in trebamo sprovest i DIJKSTRA algori tam. O~ito da moramo skicu

mreè prevest i u usmereni graf.

Sada na osnovu ove {eme moèmo sastavi t i s lede}i di jagram:

N1

N3

N2

N4

N5

A

B C

DE

F

G H

I

J



3/13 Marko Mili~i}

Ovo ni je usmereni graf, al i zbog preglednost i , smerove i teìne veza }u pisat i u

tabel i :

Po{to se u zadatku traì da napi{emo rut ing tabelu za ~vor B, onda treba na}

najkra}e puteve od ~vora B do svih mreà (N1,N2,N3,N4,N5). Za ovo bi trebalo

upotrebit i DIJKSTRA algori tam. Po{to je vrlo nezgodno i nepregledno izvodit

algori tam direktno na grafu, ja }u poku{at i da izvedem tabelatni na~in za

Od Do Direktno Suprotno

A N1 0 0

B N1 2 0

B N2 1 0

C N2 2 0

C N4 1 0

D N4 2 0

D N3 1 0

E N3 2 0

E N1 1 0

F N1 2 0

F N5 1 0

G N5 2 0

G N2 1 0

H N4 2 0

H N5 1 0

I N5 2 0

I N3 1 0

J N4 0 0



4/13 Marko Mili~i}

nalaènje najkra}eg puta do svih ~vorova! Da bi uspeo da prona|em tabelarn

na~in, prvo moram detal jno opisat i DIJKSTRA algori ta.

Di j ks t ra a lgor i tam

Dijkstra algori tam je dobio ime po svom pronalaza~u E.W.Di jkstra. On se bavio

problemom nalaènja najkra}eg rastojanja od jedne do druge ta~ke u grafu

Rade}i na re{avanju problema, zakl ju~io je da traè}i najkra}i put izme|u dve

ta~ke u grafu moèmo dobit i najkra}e puteve za bi lo koje dve ta~ke grafa

(odjedared).

Ovo sve ima itekako veze sa spre`nim stablom grafa. Dakle, neki podgraf, koga

zovemo spre`no stablo mora bit i takav da povezuje sve ta~ke u grafu. Tako|e

kada defini{emo spre`no stablo moramo re}i da ono nesme imati kru`ne veze

Nepostojanje kru`nih veza je nu`no, a to zapravo zna~i da ovakvo stablo nesme

imati vi{e od jednog puta izme|u bi lo koje dve ta~ke grafa.

Kako algori tam funkcioni{e:

Odaberemo izvori{te, t j . za koj i ~vor }emo traì t i najkra}e puteve do

ostal ih ~vorova.

Setujemo na beskona~nost cene svih ~vorova, osim onog kog smo odabral

u predhodnom koraku.

Sada treba odabrat i najbl i` i ~vor izvori{nom ~voru!

Po{to je ovo samo po~etak, za sada je jedino po~etni ~vor bl izak samom

sebi. Dakle, za najbl ièg ~voru S biramo ~vor S (samog sebe).

Sada trebamo nekako obeleì t i ovaj ~vor jer smo za njega ve} prona{l

najkra}i put. Na primer, moèmo oboji t i ovaj ~vor zelenom bojom .

Sada treba relaksirat i sve ~vorove koj i su susedni ~voru S a jo{ uvek nisu

obojeni u zeleno t j . jo{ uvek za nj ih ni je na|en najkra}i put. A {ta zna~i to

>>relaksirat i<<? Relaksirat i neki ~vor zna~i resetovat i njegovu cenu al

samo ako smo na{l i bol ju cenu t j . ako je cena preko trenutnog izvori{nog

~vora manja od trenutne cene. Pored nove cene pi{e se i ime ~vora koj i je

trenutno izvori{ni .

Od ovih relaksiranih ~vorova, odabrat i najbl i` i ! Sada zamisl imo da je on

izvori{ni! I boj imo ga zelenom bojom {to zna~i da smo ga obradil i t j . za

njega je na|en najkra}i put.

Relaksirat i sve ~vorove koj i su susedni novoizabranom izvori{tu!



5/13 Marko Mili~i}

Sada ponovo biramo najbl i` i ~vor teku}em izvori{tu i proces nastavl jamo

do kraja t j . dok svi ~vorovi ne budu obojeni zelenom bojom.

ITD . . . . .

Biramo ~vor B i boj imo ga u zeleno. Njegovi susedi su N1 i N2

Dakle, nj ih relaksiramo i boj imo u ùto. Nova (relaksirana) cena

~vora N1 je BN1+cena(B) 2+0=2 a ~vora N2 je BN2+cena(B) 1+0=1

Dakle, labele su 2B i 1B. Sada biramo N2 za novi ~vor jer je on

jeft ini j i i boj imo ga u zeleno. Njegovi susedi su B, C i G. B je ve}

obojen u zeleno, tako da relaksiramo samo C i G. Nova cena

~vora C je N2C + cena(N2) 0+1=1 a ~vora G je N2G + cena(N2

0+1=1. Sada biramo ~vor sa najjeft ini jom labelom iz skupa

relaksiranih (ùt ih) . Biramo ~vor C i boj imo ga u zeleno. Njegov

susedi su N2 i N4. N2 je ve} pozeleneo pa zato relaksiramo samo

N4. Njegova nova labela je CN4+cena(C) 1+1=2. Nakon toga

ponovo biramo najjeft ini j i ~vor. Sada biramo G . Njegovi susedi suN5 i N2. N2 je ve} pozeleneo, pa zato relaksiramo samo N5

Njegova nova cena je GN5 + cena(G) 2+1=3. Sada ponovo biramo

najjeft ini j i ~vor . To je ~vor N1 . Njegovi susedi su A B E i F. Be je

ve} pozeleneo tako da relaksiramo samo A E i F. Nova cena A-a

je N1A + cena(N1) = 0+2=2. Nova cena E-a je N1E + cena(N1) =

0+2=2. Nova cena ~vora F je N1F + cena(N1) = 0+2=2. Saba biram

~vor A . Svi njegovi susedi suzeleni. Tako da tu ni{ta ne radim

Sada biram ~vor E . Njegovi susedi su N1 i N3. N1 je ve} zelen,zna~i relaksiram samo N3. EN3 + cena(E) = 2+2=4. Sada biram

~vor F . Njegovi susedi su N1 i N5. N1 je ve} zelen. Zna~

relaksiram samo ~vor N5. Njegova nova cena je FN5 + cena(F) =

1+2=3 ona ni je bol ja pa se ne apdejtuje. Sada biram ~vor N4

njegovi susedi su C D H J. relaksiram D. njegova cena je

N4D+cena(N4) = 0+2=2. Nova cena H-a je N4H+cena(N4)=0+2=2

Nova cena J-a je N4J + cena(N4) = 0+2=2. Sada biramo J . Svi njegovi ~vorovi su

zeleni. Zat im biramo ~vor H . njegovi susedi su N5 i N5. N4 je zelen a N5 }emorelaksirat i . Nova cena N5-a je HN5 + cena(H) = 1+2=3. ni je bol ja pa je ne uzimamo

u obzir. Sada biramo ~vor D . Relaksiramo N3. DN3 + cena(D) = 2+2=4. ni je bol ja pa

je ne uzimamo u obzir. Biramo N5 i relaksiramo I. N5I + cena(N5) = 0+3=3. Biramo

i apdejtujemo N3. IN3 + cena(I ) = 1+3=4 lo{i ja je pa je ne uzimamo u obzir.

Od Do + Cena

A N1 0 B,2N1

B N1 2

B N2 10

C N2 2

C N4 1

B,1N2

D N4 2

D N3 2B,2N4

E N3 2

E N1 1B,2N1

F N1 2

F N5 1B,2N1

G N5 2

G N2 1B,1N2

H N4 2

H N5 1B,2N4

I N5 2

I N3 1 B,3N5

J N4 0 B,2N4

N1 A 0

N1 B 0

N1 E 0

N1 F 0

B,2B

N2 B 0

N2 C 0

N2 G 0

B,1B

N3 I 0

N3 E 0

N3 D 0

B,4E

N4 C 0

N4 D 0

N4 H 0

N4 J 0

B,2C

N5 I 0

N5 H 0

N5 G 0

N5 F 0

B,3G



6/13 Marko Mili~i}

Na osnovu DIJKSTRA algori tma, na{ao sam minimalno spre`no stablo uz ~i ju pomo}

mogu lako na}i minimalnu putanju od ~vora B do bi lo kog drugog ~vora. Minimalno

spre`no stablo ~ine duì:

AN1, CN2, DN4, EN1, FN1, GN2, HN4, IN5, JN4,

N1B, N2B, N3E, N4C, N5G

Ovo stablo se dobija kada po|emo redom iz tabele, i za svaki ~vor pro~i tamo koja

mu je zadnja labela. Dakle, skup ta~aka ~vor-zadnja labela predstavl ja jednu du`

Kada to uradimo za sve ~vorove, dobi}emo skup duì koje ~ine minimalno spre`no

stablo.

Tabela za ~vor B:

Odred mreà Ruter rast

N1 B 2

N2 B 1

N3 N2/C 4

N4 N1/E 2

N5 N2/G 3

Razmena izme|u ~vorova A i J bi bi la:

A N E N D J

J N C N B A

→ ⎯ →→ ⎯ →→

⎯→ ⎯ ⎯→ ⎯ ⎯→ ⎯ ⎯→ ⎯ ⎯→ ⎯

13

42

110

01010

Ovo poslednje ne korist i minimalno spre`no stablo, zato {to je to stablo za ~vor BMinimalno spre`no stablo za ~vor B predstavl ja skup putanja za najkra}i put do

bilo kog drugog ~vora polaze}i iz ~vora B.



7/13 Marko Mili~i}

Globalna mreà sastoj i se od ra~unara sa slede}im IP adresama:

A : 198.108.99.1

B : 198.108.99.2

C : 198.108.99.7

D : 198.108.99.18

F : 198.108.71.4

G : 198.108.71.9

H :201.11.107.5

J :201.11.107.17

K :216.61.12.3

L :216.61.12.11

E : 198.108.99.19

( interfejs 1)

E :201.11.107.1

( interfejs 2)

E : 198.108.71.23

( Interfejs 3)

I :201.11.107.19

( Interfejs 1)

I :216.61.12.7

( Interfejs 2)

-Skicirat i ra~unarsku mreù,

-Prikazati kako izgledaju rout ing tabele za ~vorove A,E i I

-Objasnit i kako se {alje IP datagram od ra~unara C do ra~unara K

Re{enje:

198.108.99198.108.71

216.61.12

B C D

1 2 7

18

E

19

F G

4 9

H J I

5 17 19

H

3

I

11

201.11.107

7

1

23



8/13 Marko Mili~i}

C:

Network Direct/Indirect Router Interface

198.108.99 D 1

198 .108 .7 1 I 198 .108 .99. 19 1

201 .1 1. 107 I 198 .108 .99. 19 1

216.61 .12 I 198 .108 .99. 19 1

E:

Network D/I Router Interface

198.108.99 D 1

198.108.71 D 3

201.11.107 D 2

216.61.12 I 201.11.107.19 1

I :

Network D/I Router Interface

198.108.99 I 201.11.107.1 1

198.108.71 I 201.11.107.1 1

201.11.107 D 2

216.61.12 D 2

Ra~unar C {al je IP datagram u ~i jem zaglavl ju su navedene IP adrese izvora (C) i

odredi{ta (K) . Kako Ethernet frejm zahteva Ethernet adresu u lokalnoj mreì, da b

mogao bit i poslat , kao odredi{na, navodi se Ethernet adresa IP ruter-a koj i dal je

prosle|uje paket (E ) . Kada paket prist igne u E, IP nivo ovog ra~unara prosle|uje



9/13 Marko Mili~i}

poruku dalje (po{to je utvrdio n eslaganje odredi{ne adrese sa svojom IP adresom)

Ra~unar E paket primljen preko interfejsta 1 prosle|uje na interfejs 2, navode}i kao

odredi{nu adresu ethernet adresu ra~unara I . Ra~unar I , utvr|uje da paket ni je za

njega, al i nalazi da je ra~unar na odredi{noj adresi direktno dostupan i prosle|uje

mu paket. Odluka o tome kom ra~unaru treba poslat i paket donosi se na osnovu

rout ing tabela i slaganja dela IP adrese odredi{ta sa prvom kolonom u njoj

S imboli~ki prikaz paketa sa IP i Ethernet adresama dat je na predhodnoj sl ic i .

Od C do K se ide preko C-E, E-I , I-K



10/13 Marko Mili~i}

Za globalnu mreù zadatu tabelom skic irat i mreù i odredit i sadràj routing tabele

u ~voru C primenom Link-state algori tma. Parametri u tabel i su dat i u slede}em

formatu:

(oznaka ~vora, interfejs, IP adresa, teìna iz lazne grane).

A 1 223.18.43.227 - 1 181.99.23.181 3 1 192.12.23.128 2

1 223.18.43.12 3E

2 223.18.43.200 5H

2 123.15.41.211 4

B 2 128.77.23.110 7 1 223.18.43.117 3 1 123.18.12.11 61 128.77.23.220 5

F2 123.27.43.77 5

I2 181.99.23.14 3

C2 192.12.23.14 4 1 123.27.55.181 4 J 1 192.12.23.208 -

1 192.12.23.207 8G

2 128.77.180.33 7D

2 181.99.27.44 3

Re{enje:

N1 — C klasa 223.18.43.*

N2 — B klasa 128.77.*.*

N3 — B klasa 181.99.*.*

N4 — C klasa 192.12.23.*

N5 — A klasa 123.*.*.*

A B C D E F G H I J

N1

N2

N3

N4

N5

Umesto usmerenog grafa, ja }u napisat i s lede}u tabelu, u kojoj su svi podaci koj

bi bi l i u usmerenom grafu.



11/13 Marko Mili~i}

Spre`no stablo se sastoj i od slede}ih duì:

AN1, BN2, DN4, EN3, FN1, GN2, HN4, IN3, JN4

N1B, N2C, N3D, N4C, N5H

Tabele se mogu prikazat i na slede}i na~in:

Za ~vor C:

Network Direct/Indirect Router Interface

N1 I N2/B 1

N2 D 1

N3 I N4/D 2

N4 D 2

N5 I N4/H 2

Od Do + Cena

A N1 - B,(0+8)N1

B N1 3

B N2 7B,(0+5)N2

C N2 5

C N4 4

D N4 8

D N3 3B,(0+4)N4

E N3 3

E N1 5B,(0+7)N3

F N1 3

F N5 5 B,(0+8)N1

G N5 4

G N2 7B,(0+5)N2

H N4 2

H N5 4B,(0+4)N4

I N5 6

I N3 3B,(0+7)N3

J N4 - B,(0+4)N4

N1 A 0

N1 B 0

N1 E 0

N1 F 0

B,(3+5)B

N2 B 0

N2 C 0

N2 G 0

B,(5+0)C

N3 I 0

N3 E 0

N3 D 0

B,(3+4)D

N4 C 0

N4 D 0

N4 H 0

N4 J 0

B,(4+0)C

N5 I 0 N5 H 0

N5 G 0

N5 F 0

B,(4+4)H



12/13 Marko Mili~i}

Primer DIJKSTRA algori tma:

Graf je dat tabelom!

KORAK I:

Na samom po~etku treba resetovat i sve cene osim cene

izvori{ta na beskona~nost . Zat im, izaberemo ~vor S. Po{to

jo{ uvek ni je ni{ta relaksirano, onda je jedino on sam seb

najbl i` i sused, pa ga biramo i boj imo u zeleno. Sada treba

relaksirat i njegove susede. Njegovi susedi suU i X

jer za

suseda smatramo samo ~vor DO koga postoj i veza, a ne ~vor OD goga postoj

veza. Po{to je trenutna cena svih njegovih suseda (beskona~no) onda je logi~no da

ih trebamo relaksirat i . Dakle, nova cena ~vora U je 10 a predhodnik mu je S. Dakle

labela bi bi la 10 S . Naredni sused je X. Istom logikom dobijam da je labela za X

jednaka 5 S. Sve relaksirane ~vorove treba oboji t i ùtom bojom.

KORAK I I :

Sada, biramo najjeft ini j i ~vor iz skupa relaksiranih

~vorova. To je ~vor koj i ima najmanju cenu u label i

Dakle, to je ~vor X. Sada X postaje izvori{te i boj imo

ga u zeleno. Relaksiramo njegove susede, a to su Y

U i V . Sada njegove susede bojimo u ùto. Poenta

relaksiranja je da vidimo da l i postoj i neki kra}i put

do S od trenutnog puta. Samo relaksiranje se izvod

tako {to vidimo sve susede datog ~vora koj i vode DO njega od trenutnog

odredi{ta.Ovde j e v a `no p r ime t it i da kada b i ramo su sede i z v o r i{ t a t o s u samo

sused i DO ko j i h vod i i z vo r a sada p r i r e la k s i r an ju sused i su samo on i sused i ko j

vode DO ~vo ra ko j i se r e la k s i r a

.

Znaju}i ovo pravi lo, po~injem relaksaci ju ~vora Y. Njegovi susedi su V i X. Od ova

dva, bira se onaj koj i pot i~e sa novoizabranog ~vora. Dakle, to je ~vor X ~i ja je

teìna 2 a cena labele 5. Zat im se sabira ova cena sa teìnom grane XY +

cena(X). Dakle 5+2=7.

Za ~vor U, njegovi susedi su svi ~vorovi koj i vode ka njemu: S, X. Sabiramo X ~i ja

je teìna 3. Sabiramo XU + cena(X) => 5+3=8

Za ~vor V, njegovi susedi su: U, Y, X. poteg koj i pot i~e sa X nosi teìnu 9 a cna

X-a je 5 dakle, sabiramo XV + cena(X) => 9+5=14.

A B A-B Cena

S U 10

S X 5

U V 1

U X 2B-,10S

V Y 4 B-

Y V 6

Y S 7B-

A B A-B Cena

S U 10

S X 50

U V 1

U X 2B-,10S,8X

V Y 4 B-,14X

Y V 6

Y S 7B-,7X

X Y 2

X U 3

X V 9

B-,5S



13/13 Marko Mili~i}

KORAK I I I :

Sada biramo najjeft ini j i ~vor. To je ~vor Y. Boj imo ga

u zeleno. Relaksiramo njegove susede, a to su: V.

Poteg YV ima teìnu 6 a cena Y-a je 7 dakle, nova

teìna je YV + cena(Y) => 6+7=13.

KORAK IV:

Sada od svih relaksiranih ~vorova biramo U je

ima najmanju labelu. Boj imo ga u zeleno

relaksiramo njegove susede. Susedi U-a su V i X

Relaksiramo V. U-V grana je te{ka 1 a cena U-a

je 8 tako da je nova labela ustvari UV + cena(U= 1+8=9.

Na osnovu ovog postupka, mogu definisat i minimalno spre`no stablo za ovaj graf!

A to je:

X-S

Y-X

V-U

U-X

Ove duì ~ine minimalno stablo koje povezi je sve ~vorove grafa i naziva se

minimalno spre`no stablo!

A B A-B Cena

S U 10

S X 50

U V 1

U X 2B-,10S,8X

V Y 4 B-,14X,13Y

Y V 6

Y S 7 B-,7X

X Y 2

X U 3

X V 9

B-,5S

A B A-B Cena

S U 10

S X 50

U V 1

U X 2B-,10S,8X

V Y 4 B-,14X,13Y,9UY V 6

Y S 7B-,7X

X Y 2

X U 3

X V 9

B-,5S



1/21 Marko Mili~i}

Zadatak. ^vor A preko ~vora B {al je pakete podataka ~voru C. ^vor B, na svaka

dva prosle|ena paketa prist igla od A, {al je i jedan svoj paket ~voru C. Odredit

brzinu prenosa paketa podataka izme|u ~vorova B i C, za slu~aj slanja vel ikog

broja paketa (<<30), tako da ne do|e do zastoja u protoku. Zadati su slede}

uslovi :

- Podaci se izme|u ~vorova A i B prenose brzinom od 25 Kb/s

- Ka{njenje je 10 mikrosekundi/Km za obe l ini je

- L ini je su Ful l-duplex

- Paket i sa podacima su duìne 1000b

- ACK paket i su zanemarl j ive duìne

- Za prenos izme|u ~vorova A i B korist i se selekt ivna retransmisi ja vel i~ ine

prozora 4

- Za prenos izme|u ~vorova B i C korist i se protokol Stop and Wait

- Nema gre{aka, nit i gubitaka paketa u kanalu

- Razdalj ine su: AB=2000 Km, BC=500 Km

- Vreme obrade paketa se zanemaruje.

A CSelektivnaretransmisija Stop & Wait

B

Re{enje:

Rab = 25 Kb/s

Dab = 2000 Km

L = 1000 b

Rbc = ?

Dbc = 500 Km

L = 1000 b

Brzina prost iranja signala dobija se kao recipro~na vrednost ka{njenja kroz

medijum.

V = 1/10*0.000001 = 100000 Km/s



2/21 Marko Mili~i}

A-B:

2

1

100000

50000==

⋅⋅

== LV

D R

R

LV

D

Aab

( )( )

⎪⎩

⎪⎨⎧

+⋅+⋅−

+⋅≥−=

22,12

112,1

awa

pwaw p

U p

4

212

=

=+⋅

w

a

Dakle, zakl ju~ujemo da je:

1=U t j . nema ~ekanja na deonici A-B.

Sada moèmo da izra~unamo kol iko je potrebno vreme za slanje jednog frejma na

deonici A-B:

Tframe(ab)=L/R=1000b/25Kb/s=40ms. Ovo je vreme koje je jednako kol i~niku duìne

rama i brzine na toj deonici .

Tako|e, moèmo da izra~unamo kol iko je propagaciono ka{njenje na deonici B-C:

Tprop(bc)=D*Tprop= 10 mikrosekundi * 500 Km = 5 ms

Znamo da se na svaka 2 paketa od A do B dodaje i jedan od strane B-a i tako

se {al ju ka C-u.

N*Tframe(ab) = (3/2) N(2*5ms + Tframe(bc) )

40 = 3/2(10ms + Tframe(bc)

=>

Tframe(bc) = 16.6 ms

R=1000/16.6ms = 60Kb/s




3/21 Marko Mili~i}

Zadatak: Saobra}aj izme|u dve stanice odvi ja se po algori tmu >> selekt ivna

retransmisi ja<<. Stanice su na me|usobnoj udaljenost i od 5000 Km i povezani su

komunikacionim kanalom koj i prenosi signal brzinom od 2*10 8 m/s. Neka je:

- Veli~ ina paketa 1000 b

- Veli~ ina prozora 10

- Brzina slanja 1000000 b/s.

a) Odredit i iskori{}enost kanala ako je bit error rate (BER) = 10 - 4 (0.0001)

b) Skic irat i vremenski di jagram razmene paketa izme|u izvora i odredi{ta, ako je

vel i~ ina bafera — 5 poruka, a pri l ikom transporta dolazi do naru{avanja INFO3

ACK4 rama.

Re{enje:

a)

D = 5000 Km

V = 2*108 m/s

L = 1000b

W = 10

R = 106 b/s

E=10 -4

U=?

( )⎪⎩

⎪⎨⎧

+

+≥

+−−

=12,

12,

12

1

1

aw

aw

a

pw

p

U p

( )

5112

2510210

10510

%5.9095.011

83

66

1000

=+

=⋅⋅⋅⋅

=⋅⋅

=

==−−=

a

LV

d Ra

E P



4/21 Marko Mili~i}

( )177.0

51

905.010==U

b)

0

0

1

1

2

2

3

3

4

4

5

5

6

6

7

7

3

3

4

4

8

8

0 0 0 0 01 1 1 1

1

2 2 2 22

3 3

3 33 3 3

44

4 4 4 43

55

5 5 5 4

66 6 6

6

7 7 778

0 1 2 3 4567

8

Itd...

Po{to je u pitanju pr otokol selekt ivna retransmisi ja, numerisanje moramo da vr{imo

po modulu jednakom 2w. Dakle, 20. U na{em slu~aju od 0 do 19. Po{to je bafer

manji od prozora, mora}emo da korist imo Negative Acknowledge Signal, da bi na

vreme mogli da reagujemo! [ta se ustvari de{ava?

Prvo sender {al je paket nroj 0. Paketu je potrebno izvesno vreme da st igne do

receiver-a. îm po{alje paket, sender ga smest i u bafer nepotvr|enih paketa da b

eventualno mogao da ga ponovo po{alje ako se slu~ajno desi gre{ka u kanalu

Zat im sender {al je pakete broj 1,2,3,4. U trenutku kada po{alje paket broj 4 tada

st iè potvrda da je paket broj 0 spe{no primljen. Dakle, sada je sender saznao da

je paket broj 0 uspe{no prenesen i u slede}m trenutku (kada {al je paket 5) }e

izbrisat i iz bafera paket broj 0. U trenutku slanja paketa broj 5 st iè potvrda oprispe}u paketa 1 tako da }e sender, kada {al je paket broj 6 pre nego {to ga

smest i u bafer obrisat i iz bafera paket broj 1. Odmah nakon slanja paketa 6 st iè

potvrda o paketu broj 2. Dakle, kada sender krene da {al je slede}i paket (pake

broj 7) , pre upisa paketa 7 u bafer, on }e izbrisat i paket broj 2 iz bafera jer je za

njega st igla potvrda.

E, {ta se u me|uvremenu de{avalo?



5/21 Marko Mili~i}

Sender je non-stop slao podatke iako ni je znao da l i su paket i prenet i bez gre{ke

On ih je za nedaj-boè stavl jao u bafer. Jedna takva nedaj-boè si tuaci ja je

nastala kada mu se izgubio paket broj 3.

Ris iver ima jedan speci jalni bafer u koj stavl ja sve pakete koj i st ignu do njega bez

gre{ke a ni je ga o~ekivao. Ris iver je primetio da mu je st igao paket 3 sa gre{kom

i umesto signala potvrde on {al je zahtev da se ponovo po{alje paket broj tr i .

Dakle, nakon slanja paketa broj 7, trebalo bi da mu st igne potvrda o paketu 3

me|utim po{to je paket o{te}en umesto potvrde siè zahtev za ponovnim slanjem

paketa broj 3. Zbog ovoga, umesto da se nakon slanja paketa broj 7 {al je paket

broj 8, sender mora da ponovo po{alje paket broj 3. U trenutku ovog slanja

trebalo bi da st igne potvrda o paketu broj 4. Me|utim, iako je paket dobro st igao

njegova potvrda je izgubljena u kanalu, tako da do sendera ne dolazi potvrda. On

ovo shvata isto kao da se izgubio sam paket. Dakle, odmah nakon ponovnog

slanja paketa broj 3 {al je se paket broj 4 jer je i on o{te}en. U trenutku kada se

ponovo {al je paket broj 4 treba da st igne potvrda za paket broj 5, tako da }e u

narednom trenutku, kada se {al je paket broj 8, iz bafera bit i izba~en paket broj 5.

Detal jno sam opisao postupak o nastajanja gre{aka i za vreme otklanjanja

gre{aka, dal j i tok transmisi je }e bit i potpuno analogan onom po~etnom delu

transmisi je bez gre{aka i stoga ga je suvi{no opisivat i i komentarisat i !



6/21 Marko Mili~i}

Zadatak: Predajnik i pri jemnik se nalaze na udaljenost i od 1000 Km, a prenos

poruka se obavl ja pod kontrolom protokola Go Back N sa vl i~ inom prozora 7 i u

predajniku i u pri jemniku. Paket i su vel i~ ine 1000b. Signal se kroz kanal prost ire

brzinom od 2*108m/s

- Odredit i brzinu slanja podataka tako da iskori{}enost kanala u slu~aju da u

njemu ne nastaju gre{ke bude 50%

- Za brzinu slanja podataka dobijenu iz predhodne ta~ke, izra~unat i iskori{}enos

kanala u slu~aju da je verovatno}a naru{enost i nekog bita u poruci E=2*10 -5 .

NAPOMENA:

Iskori{}enost kanala se ra~una po formuli :

( )

( )( )⎪

⎪

⎩

⎪⎪⎨

⎧

+⋅

+−+⋅

−

+⋅≥+−

=12,

112

1

12,21

1

aw

wP P a

P w

awaP

P

U p

Re{enje:

D=1000 Km

W=7

L=1000b

V=2*108m/s

a)

U>0.5

Sa gre{kama:

( )( )( )⎪

⎪⎩

⎪⎪⎨⎧

+⋅+−+⋅

−

+⋅≥+−

=12,

112

1

12,21

1

awwP P a

P w

awaP P

U p



7/21 Marko Mili~i}

Bez gre{aka:

( )⎪⎩

⎪⎨⎧

+⋅+⋅

+⋅≥=

12,12

12,1

awa

waw

U p

sb D

LV R

wa

aw

aw

VL

RDa

/10135.6

5.65.0

5.0

5.012

5⋅=⋅⋅

=−

++

=

p

p

f

f

b)

( )( )

( ) ( ) 58.0

68.1

92.0

84.02

92.0

14.098.02

98.0

702.002.0114

029.017

029.011

1025.6

1000

5

==⋅

=−

=⋅−−

−=

=−−=

⋅==

−

U

E P

E a



8/21 Marko Mili~i}

Zadatak : Prikazat i saobra}aj izme|u 2 IMP-a, ako se korist i protokol Go Back N za

kontrolu toka protoka. Paket i su vel i~ ine 1000b, brzina prenosa je 100 Kb/s,

ka{njenje ful l-duplex l ini je je 10 mikrosekundi, a razdalj ina izme|u IMP-a je 2000

Km. Pretpostavi t i da su INFO3 i ACK5 naru{eni. (Numeraci ja po~inje od nule) . Ako

su vel i~ ine predajnog i pri jemnog bafera 7 poruka , predloì t i vel i~ inu prozora

objasnit i kako treba vr{i t i numeraci ju poruka, da ne bi do{lo do kol iz i je.

Ttimeout = 1s.

Objasnit i pri loèno re{enje!

Re{enje:

sTimeout

W

Km D

V

s

Kb R

b L

1

7

2000

10101

100

1000

6

=

=

=

⋅=

=

=

−

( )⎪⎩

⎪⎨⎧

+⋅+⋅

+⋅≥=

12,12

12,1

awa

waw

U p

2.021

1

512

2048.2

=+

=

=+

≈==

aU

a

LV

RDa

10010

1

100097.0

102400

1000

=

≈===

ms

s

ms

s

b

bTframe

R

L



9/21 Marko Mili~i}

Dakle, u toku jednog TimeOut-a moè se prenet i 100 poruka. Po{to je ovo

ogroman t ime out interval, moramo regulisat i vel i~ inu prozora. Moj predlog je da

vel i~ ina prozora bude 8 poruka, da bi odmah po pra`njenju prozora moglo da se

odreaguje na nedolazak potvrde za frejm broj 3. Drugo re{enje je da se korist

NACK signal, al i ja misl im da je bol je korist i t i kra}i prozor u ovom slu~aju.

Saobra}aj se moè prikazat i slede}om sl ikom!

0

0 0 0 0 0

1 1 1 1

1

2 2 2

2

2

3 3

3

3

3

4

4

4

4

5

5

5

6

6

7

1

0 1

2

2

3

3

4 5 6 7 3

3

3

4

3

4

4

5

3 3 3

4 4 4

5 5 5

5

6

6 6

7

4

5

6

7

7

8

8

5

6

7

8

0

6

7

8

0

0

1

1

6 7

7

8

0

1

2

2



10/21 Marko Mili~i}

Zadatak: Prikazat i saobra}aj izme|u 2 radne stanice koje koriste selekt ivnu

retransmisi ju za kontrolu toka podataka na transportnom nivou. Paket i su vel i~ ine

1000 b, brzina slanja je 100 Kb/s, ka{njenje ful l-duplex l ini je je 10 µs/KM, a

razdalj ina izme|u stanica iznosi 2000 KM.

Pretpostavi t i da su INFO4 i ACK5 ramovi naru{eni. Ako su vel i~ ine predajnog

pri jemnog bafera po 7 Kb, objasnit i kako treba vr{i t i numeraci ju poruka da ne b

do{lo do kol iz i je. Predloì t i >>optimalnu<< duìnu t ime-out intervala ( i obrazloì t

predloènu vrednost ) .

Re{enje:

m Kmd

s

mV

Km

s

V

s

b

s

Kb R

b L

6

8

1022000

10

1

101

102400100

1000

⋅==

=

=

==

=

µ

512

048.2

≈+⋅

=⋅⋅

=

a

V L

d Ra

Bafer = 7 dakle, w=7

Po{to je w=7 vr{imo numerisanje po modulu 14 (%14).



11/21 Marko Mili~i}

0

0

1

1

2

2

3

3

4

4

5

5

6

6

7

7

8

8

9

9

10

10

4

4

5

5

8 9 10 11 120 0 0 0 0

1 1 1 1

1

2 2 22

2

3 33

3

3

44

44

4 4 4 4 4 4 4 4

55

55 5 5 5 5 5 5 5

5

11

11

12

66

6 6 6

77 7 7

7

8 8 88

8

9 99

99

1010

1010

10

Time out

Ttimeout:

msTtimeput 68102400

7000==

Timeout treba da iznosi onol iko vremena koliko je potrebno da se prenese 7

paketa vel i~ ine 1000b brzinom 102400 b/s. Ovim se omogu}ava minimalizaci ja

ka{njenja t j . latenci je.




12/21 Marko Mili~i}

Zadatak: Za protokol Stop & wait odredit i :

A) Vel i~ inu paketa ( frame -a), ako je brzina slanja 4Kb/s, propagaciono ka{njenje

20ms, vel i~ ina zaglavl ja 20b, vel i~ ina ACK/NAK paketa je 20b, brzina obrade

signala na izvoru i odredi{tu je 64Kb/s, tako da iskori{}enost kanala bude vi{e od

50%;

B) Za datu vel i~ inu paketa odredit i frekvenci ju gre{ke (bit error rate

) , tako daiskori{}enost kanala bude ve}a od 30%.

Re{enje:

A)

%50

64

20/

20

20

4

?

>

=

=

=

=

=

=

U

s

KbVab

b NACK ACK

b ZAG

msTpropS

Kb R

L

%50==

=

=

=

++++=

Tuk

TfrejmaU

R

Lak Tack

Vobr

LTobr

R

LTfrejma

TpropTack Tobr TpropTfrejmaTuk

152

172

31.4011

31.0/64

2040

0

2

22

=

=

=⎟ ⎠

⎞⎜⎝

⎛ −

=+=−

+=−

+++=

Lpak

L

msVob R

L

ms s Kb

bms

br V

L

R

L

Tack TpropTobr Tf

Tack Tobr TpropTf Tf



13/21 Marko Mili~i}

B)

( )

E

E P

Nr P

Uer

U Nr

Nr

U Uer

Lfrejma

Lfrejma

⇒

−−==

==−

===

=

=

114.0

6.01

1

66.130

50

172



14/21 Marko Mili~i}

Zadatak: Ra~unari A i B komuniciraju po protokolu Go Back N . Propagaciono

ka{njenje zadato funkci jom na sl ic i . U slu~aju da ra~unar A samo {al je, a B samo

prima poruke, skic irat i saobra}aj (prvih 5 poruka) ako su i vel i~ ina prozora

vel i~ ina bafera u predajniku po 3 poruke.

Uporedit i efikasnost saobra}aja u slu~aju da se koriste NAK ramovi u odnosu na

retransmisi ju samo na osnovu isteka t ime-out-a (bez NAK-a). Na osnovu sl ika

odredit i kol iko je potrebno vremena da se prenese 5 ramova ovim metodama (sa

bez NAK-a).

Re{enje:

Ova tabla nam otkriva odnos izme|u vremena propagaci je i vremena potrebnog za

slanje poruke (frejma). Sa sl ike se vidi da je:

3 _ _

2 _ _

1 _ _

3 _ _

2 _ _

=

=

=

=

=

poruku petu zaTfrm

Tprop

porukucetvrtu zaTfrm

Tprop

porukutrecu zaTfrm

Tprop

porukudrugu zaTfrm

Tprop

poruku prvu zaTfrm

Tprop

Odavde zakl ju~ujemo da je propagaciono ka{njenje:

- prve poruke jednako 2Tfrm

- druge poruke jednako 3Tfrm



15/21 Marko Mili~i}

i td . . .

Sada, daj da vidimo kol iko je ukupno vr emena potrebno:

Tuk=Tfrm + Tprop + Tobr + Tack + Tprop

Dakle, ukupno potrebno vreme je u op{tem slu~aju jednako zbiru vremena

potrebnog za slanje frejma (Tfrm), propagacionog ka{njenja (Tprop), vremena

obrate (Tobr) , Vremena potrebnog za slanje potvrde (Tack) i ponovo propagacionog

ka{njenja al i ovog puta za ack signal.

Tuk=Tfrm + Tprop + Tobr + Tack + Tprop

Po{to }emo da zanemarimo vreme obrade i vreme slanja ACK signala dobi}emo:

Tuk=Tfrm + Tprop + Tprop = Tfrm + 2Tprop

Tuk1=5Tfrm

Tuk2=7Tfrm

Tuk3=3Tfrm

Bez NACK!

0

0

1

0 0

1

2

0

1

2

12

0

0

1

2

1

0

1

2

2

1

2

0 12

3

1

2

3 4

0 1 2

3

2

4

3

2

2

2

3

4

4

4

2

3

4

4

4



16/21 Marko Mili~i}

Zadatak: Ako se kontrola toka obavl ja po protokolu Go Back N , odredit i grani~nu

brzinu slanja podataka, tako da iskori{}enost kanala bude 100% u slu~aju da ne

nastaju gre{ke u prenosu. Vel i~ ina prozora u predajniku je 5, rastojanje predajnika

i pri jemnika je 5000km, a brzina prenosa signala je 2*10 8 m/s. Neka je vel i~ ina

paketa 1000b.

- Da l i je dobijena brzina minimalna i l i maksimalna za slu~aj potpune

iskori{}enost i kanala?

- Za prethodno izra~unatu brzinu slanja nacrtat i razmenu paketa u slu~aju da su

izgubljeni INFO1 i ACK3.

- Objasnit i , kako bi naj lak{e bio izbegnut zastoj u slanju ako bi ACK0 zakasnio

12ms.

5

5000

/10

?

1000

8

=

=

=

==

W

Km D

smV

R

b L

( )⎪⎩

⎪⎨⎧

+⋅+⋅

+⋅≥=

12,12

12,1

awa

waw

U p

LV

RDa =

2

125

12

<=

+>=

+>=

a

a

aw

Da bi iskori{}enost bi la 100% a mora bit i manje od 2!

s Kb sb D

aVL RaVL RD /80/80000 ===⇒=

Ako je manje a, manja je i brzina, a po{to je ovo ra~unato za maksimalno a,

onda je ovo maksimalna brzina. Kada bi R1 bi lo ve}e od R, onda bi a1 bi lo ve}e

od a, a to ne bi bi lo dobro jer bi tada efikasnost opala!



17/21 Marko Mili~i}

Sl ika koja predstavl ja saobra}aj izme|u dva ra~unara u slu~aju da su naru{en

INFO1 i ACK3 frejmovi.

0

0 0 0 0 01 1 1 1 1

2 2 2

2

3 33

445

1

0 E

2

D

3 4 5 1 2 3

3

4

34

5

345

0 1 2 3 4

1 12 12 12 12 3

45

2

0

34

501

45

012

50

123

01

234

D D D 1 2 3 4 5 0 1 2 3 4

0 1 2 3 4 5 0 1 2 3 4

Potrebna nam je informaci ja o t ime-out intervalu.

Po{to znam da bafer prima 5 paketa, idealno bi bi lo da t ime-out bude jednak

vremenu potrebnom za slanje 5 poruka. Dakle, to vreme je jednako proizvodu

5*L/R=TimeOut:

ms

s

b

bTframe

R

L5.120125.0

80000

1000≈===

Dakle, jednom frejmu je potrebno 12.5 ms da st igne do odredi{ta. Ukupan t ime-

out interval bi bio: 5*12.5 = 62.5ms

Najlak{i na~in za izbegavanje zagu{enja je da produìmo t ime-out interval za

vreme ka{njenja frejma INFO0, {to za sobom poval~i pove}avanje pr ozora za jednomesto. Naravno, ukol iko bi pove}al i prozor za jedno mesto, onda bi nam bio

potreban ve}i skup za numeraci ju frejmova jer znamo da je n=w+1 za go-backN t j

numeri{emo po modulu w+1.



18/21 Marko Mili~i}

Primer za Go-back-N

Go-back-n protokol ima bafer vel i~ ine 1 na pri jemnoj strani. Kada st igne potvrda

za frejm koj i se nalazi na dnu prozora na predajnoj strani, to zna~i da je ova

paket uspe{no prene{en i da se prozor moè pomerit i za jedno mesto na gore.

Pri l ikom svakog slanja frejma, setuje se tajmer. Ukol iko potvrda st igne pre nego

{to tajmer istekne, tajmer se cancel-uje. Me|utim, ukol iko tajmer istekne, svi ostal

tajmer koj i nisu istekl i , mogu se cancel-ovat i . Sada je potrebno da se retransmituje

ceo prozor frejmova po~ev{i sa frejmm najmanjeg broja koj i n i je potvr|en.

Na pri jemnoj strani postoj i prozor vel i~ ine 1. Svi frejmovi koj i ne pripadaju ovom

prozoru moraju bit i odba~eni. Naravno, frejm koj i pripada ovom prozoru se

korektno prima, i za njega se {al je potvrda.

[ta se de{ava ako se izgubi potvrda u kanalu?

Ukoliko se izgubi potvrda za frejm 3, a prva potvrda koju predajnik primi je za

frejm broj 4, onda on vrlo lako moè da zakl ju~i da je frejm 3 uspe{no prenet

preko komunikacionog kanala, jer u prot ivnom nikako ne bi mogla da bude

generisana potvrda za frejm broj 4.

Frejmovi 1 i2 su poslat i i primljeni bez gre{ke.

Frejm 3 je poslat , al i nastala je gre{ka u komunikacionom kanalu i on ni je

korektno primljen.



19/21 Marko Mili~i}

Dakle, poslednj i ACK signal generisan je za frejm broj 2. Iako frejmovi 4 i

5 st iù bez gre{ke, za nj ih ne}e bit i generisan ACK signal jer odredi{te

o~ekuje frejm broj 3.

Posle izvesnog vremena, tajmer koj i je setovan kada je poslat frejm broj 3

}e iste}i .

Ovde je va`no primeti i t i , da je jednino va`no koj i je prvi frejm doìveo

gre{ku u kanalu. Svi frejmovi koj i st iù posle takvog fr ejma tret iraju se kao

da su pretrpel i gre{ku (~ak iako mo`da i nisu). Dakle, jedno je bitna prva

gre{ka.

Nakon {to istekne tajmer, svi frejmovi iz prozora u predajniku se ponovo

{al ju kroz komunikacioni kanal. Dakle, to }e bit i frejmovi broj: 3, 4, 5 i td.



20/21 Marko Mili~i}

Primer za Selekt ivnu retransmisi ju !

Protokol Select ive Retransmit ion poku{ava da redukuje broj retransmitovanih paketa

tako {to poku{ava da sa~uva maksimalni broj paket i}a koj i su korektno prispel i u

odredi{te. On to ~ini pove}avaju}i bafer u pri jemniku t j . odredi{tu. Dakle

predajnikov prozor je sada ve}i od jedne pozici je, kao {to je to bio slu~aj u tehnic

Go-Back-N.

Kada frejm prist igne, njemu se proverava redni broj. Ako je njegov broj jednak

najmanjem broju u okviru pri jemnikovog prozora, onda se taj frejm prosle|uje na

mre`ni nivo a prozor se pomera za jedno mesto na gore. Me|utim, ukol iko njegov

broj ni je jedank najmanjem broju u okviru prozora, a ipak je u okviru prozora

onda }e taj frejm bit i sa~uvan u lokalnom baferu. Tada se {al je potvrda o

poslednjem korektno primljenom frejmu.

U slu~aju da frejm koga smo o~ekival i st igne sa zaka{njenjem, onda se on

prosle|uje na mre`ni nivo. Tako|e se u mre`ni nivo prosle|uju svi frejmovi koj i su

privremeno sme{teni u pri jemnom baferu. Ovoga puta, potvrda se {al je za frejm

koji je poslednj i poslat na mre`ni nivo!

Primer za ovaj protokol je dat slede}om ilustraci jom:



21/21 Marko Mili~i}

Ukratko }u komentarisat i kako te~e razmena frejmova i poku{at i da t ime objasnim

na~in funkcionisanja ovog protokola!

Kao prvo vel i~ ina predajnog i pri jemnog prozora je ista i iznosi 8 pozici ja.

Na samom po~etku, prozori na obe strane obuhvataju frejmove

1,2,3,4,5,6,7 i 8.

Prvo se {al je frejm broj 1, on uspe{no st iè na odredi{te i po{to je u

pri jemnom prozoru on jednak sa najmanjim brojem prozora, on odmah

biva prosle|en na mre`ni nivo. Odmah nakon toga prozor u pri jemniku se

pomera za jedno mesto na gore, tako da sada prozor u pri jemniku

obuhvata brojeve 2,3,4,5,6,7,8 i 9.

Isto se de{ava sa frejmom 2 i nakon njegovog prosle|ivanja u mre`n

nivo, pri jemni prozor sadrì brojeve 3,4,5,6,7,8,9 i 10.

Sada treba da st igne frejm 3. Me|utim, on se negde na putu o{tet io i na

pri jemu biva ignorisan. U tom trenutku se ne generi{ i nikakva potvrda.

Sada korektno prist iè paket sa rednim brojem 4. Po{to on pripada

prozoru, al i ni je trenutno o~ekivan, on biva sa~uvan u baferu. Ovoga puta

se generi{e potvrda za poslednj i frejm koj i je prosle|en mre`nom nivou

Dakle, potvr|uje se frejm 2.

U trenutku kada je korektno prist igao frejm 4 prozor u pri jemniku je

obuhvatao brojeve 3,4,5,6,7,8,9 i 10. Nezavisno od toga {to je nastala

gre{ka, prozor u predajniku mora da se isprazni i emituju se svi paket i} i

nakon ~etvrtog. Dakle, 5,6,7,8,9 i 10. Nakon emitovanog desetog frejma{alje se ponovo tre}i frejm.

Kada prist igne tre}i frejm prozor u pri jemiku obuhvata brojeve

3,4,5,6,7,8,9 i 10. Tada se prihvata tre}i frejm. Po{to je on prvi u prozoru

on se odmah prosle|uje mre`nom nivou. Naravno, odmah za nj im se

prosle|uju i svi prikupl jeni frejmovi iz bafera.

Kada se svi ovi paket i} i proslede na mre`ni nivo prozor obuhvata brojeve

11,12,13,14,15,16,17 i 18.

Po inerci j i po{i l jalac {al je i pakete 4,5 i 6 nakon slanja tre}eg paketa

Po{to je u trenutku kada st iù paket i 4,5 i 6 prozor na pri jemnoj strani od

11 do 18, ovi frejmovi bivaju ignorisani. Onog trenutka kada st igne potvrda

nastala pri l ikom uspe{noga prispe}a paketa broj 4, promeni}e se opseg

prozora na predajnoj strani. Dakle, kada predajnik primi ACK10 odmh }e

podesit i svoj prozor na opseg od 11 do 18 frejma.



1/12 Marko Mili~i}

Zadatak : Projektovat i mreù zasnovanu na token-ring arhitekturi za radnu

organizaci ju ~i ja je {ema prostori ja data na sl .1.

S l .1. [ema rasporeda prostori ja i ra~unara jedne radne organizaci je

Radi lak{eg izra~unavanja smatrat i da se svi ra~unari du` nekog zida nalaze na

njegovoj sredini . Ruteri , mostovi , habovi mogu se nalazi t i samo na mest ima za

povezivanje, a kablovi , ~i ja pojedina~na duìna ne sme da pre|e 150m , moraju

prolazi t i kroz odgovaraju}e kanale u podu/zidovima (vidi sl iku) . Ni je dozvol jeno da

saobra}aj jedne prostori je ugroàva ostale (u drugu prostori ju mogu u}i samo

paket i namenjeni ra~unaru iz te prostori je) . Maksimalan broj ra~unara po prstenu

je 24 .

Skic irat i predloèno re{enje, pobrojat i upotrebl jene komponente ( t ip i broj )

izra~unat i cenu takvog re{enja. Cenovnik komponent i dat je u nastavku:

Cenovnik:

RJ-45(UTP) 1$/m IBM 8228 MAU (HUB sa 8 porta) 600$TR kabl tipa 1 i 2 1$/m IBM 8209 Bridge 300$Repeater sa dva porta 80$ Transparentni most 200$Router 1000$ Source Rout. most 100$

Re{enje:

Po{to moramo da korist imo Token Ring arhitekturu, i to sa ograni~enjem da u

Ring-u ne sme bit i vi{e od 24 ra ~unara, idejno re{enje se samo name}e.



2/12 Marko Mili~i}

Ring 1 Ring 2

Ring 3

Ring 4

Ring 5

Dakle, u sobi A }emo imati jedan prsten u kome }e se nalazi t i svi ra~unari (nj ih

15). Soba B }e svoj ih 18 ra~unara tako|e umreìt i u jedan prsten, jer jo{ uvek ne

prelazimo l imit od 24 ra~unara u jednom Ringu. Me|utim, problemati~na je soba

C, u kojoj ima 48 ra~unara. Teoretski bi moglo da se svi ra~unari u sobi C poveù

u dva Ring-a al i zbog neophodnost i da ovakva mreà bude povezana sa ostale

dve, moramo se odlu~i t i za vari jantu umreàvanja pomo}u tr i Ring-a. U tom

slu~aju u svakom ring-u }e bit i po 16 ra~unara.

Detal jna {ema:

3x15m

2x95m

6x55m

4x25m

8x55m

Ova linije predstavlja

skup od 8 kablova!

6x55m

Ova linije predstavlja

skup od 6 kablova!

30m130m

32x65m

15x60m

4x15m

Dakle, potrebno je:

12 MAU-a



3/12 Marko Mili~i}

5 Source Rout ing Bridge-a

Potrebno je 4355 m koaksi jalnog kabla

Dakle, iz ove specif ikaci je moèmo izra~unari cenu mre`ne arhitekture!

12 MAU-a ko{taju 12*600$ = 7200$

5 SR Bridge-a = 5*100$ = 500$

4355*1$ = 4355$ za kabl

Ukupno potrebno:

12055$

Prva soba ima 15 ra~unara i zato nam je potrebno 2 MAU-a. Oni zajedno imaju 16

prik l ju~ka, al i jedan od nj ih je potreban za povezivanje ka prostori j i C tako da su

svi prik l ju~ci iskori{}eni.



4/12 Marko Mili~i}

Soba B ima 18 ra~unara. Tako da je minimalan broj MAU-a 3. Oni ukupno imaju

24 prik l ju~ka tako da 6 prik l ju~aka ostaju neiskori{}eni. Naime, jedan od ta 6 }e

se iskorist i t i za povezivanje ka sobi C, tako da }e ostat i 5 neiskori{}ena prik l ju~ka.

Soba C ima 48 ra~unara i plus mora da prihvat i ulaze iz predhodne dve sobe.

Naravno, zbog toga {to je soba C organizovana kao 3 ring-a u sobi C mora bit i

infrastruktura koja }e podràt i vezu izme|u t ih ringova. Dakle, soba C je pri l i~no

sloèna.

Prvo, u jedan od ova tr i r inga, treba sprovest i kablove iz predhodne dve sobe

Kada to uradimo taj r ing ima vezu ka svim ra~unarima. OK posao za sada ide

dobro. Sada treba napravit i ostala dva ringa i nj ih povezat i me|usobno na ist



5/12 Marko Mili~i}

na~in na koj i je prvi r ing u sobi C uspeo da poveè ostale dve sobe. Dakle, ta

prvi r ing koj i smo napravi l i t reba da ima dva Source Rout ing Bridge-a koj i }e

povezivat i ostala dva ringa u ovoj sobi. Naravno to ni je sve. Treba nam jo{ jedan

Source Rout ing Bridge, da bi povezao drugi i tre}i r ing sobe C. Ovo je neophodno

da bi svi r ingovi mogli nesmetano da komuniciraja. Smetanje u komunikaci j i b

predstavl jala uzajamna iskl ju~ivost pri komunikaci j i !

Dakle, da rezimiramo potrebno nam je:

12 MAU-a

5 Source Rout ing Bridge-a (Jedan za sobu A, 1 za sobu B i tr i za sobu C)

Potrebno je 4355 m koaksi jalnog kabla



6/12 Marko Mili~i}

ZADATAK: Na sl ic i 1. Prikazan je raspored prostori ja jedne radne organizaci je. U

prostori j i A treba formirat i Token Ring mreù (na raspolaganju su MAU sa 8

portova), a u prostori j i B - 10BASE2 Ethernet mreù. Predloì t i t ip mreè u prostori j

C i obrazloì t i izabrano re{enje. Omogu}it i uzajamno povezivanje mreà u svim

prostori jam. Svu opremu, izuzev kablova za povezivanje i krajnj ih ra~unara,

dozvol jeno je smest i t i samo na mest ima za povezivanje.

Skic irat i predloèno re{enje, pobrojat i upotrebl jene komponente ( t ip i broj )

Objasnit i da l i ponu|eno re{enje omogu}uje da svaka od prostori ja ima zaseban

mre`ni protokol (komponentu mre`nog nivoa). Ukol iko to ni je slu~aj ukazat i na

modif ikaci ju koja bi to omogu}i la.

Detal jna {ema:

8linija

7linija

12 linija

T konektor Terminator

Terminator

T konektor

8209

10 base 2 Token RingMreà

TB

10 base T

6 linija

A B

C



7/12 Marko Mili~i}

Specif ikaci ja komponent i :

2 MAU-a

1 8209 Bridge

1 Transparent bridge

8 Hub-a

19 T Konektora

2 terminatora

9-pinski kabla za Token Ring mreù (Tip 1 i 2)

UTP za 10 base T (RJ-45)

Koaksi jalni ( tanki ) za 10 base 2 (RG-58)

Obvo je detal jni r ikaz veza u sobi A



8/12 Marko Mili~i}



9/12 Marko Mili~i}



10/12 Marko Mili~i}

ZADATAK: Za organizaci ju prikazanu na sl ic i projektovat i LAN zasnovan na

10BASE T specif ikaci j i .

a) Pobrojat i pravi la povezivanja za ovaj t ip mreè.

b) Skic irat i predloèno re{enje.

c) Odredit i ukupnu duìnu kabla i potreban broj dodatnih komponent i za

predloèno re{enje.

Napomena: Kabl i komponente za povezivanje mogu se na}i samo u {rafiranim

delovima objekta. Ne uzimati u obzir dodatnu duìnu usled savi janja kabla.

Re{enje:

a)

Pravi la konfigurisanja za povezivanjepomo}u koncentratora (HUB-ova).

Najvi{e 4 HUB-a na putu izme|u bilo koje dve stanice.

UTP segmenti ne smeju bit i duÌ od 100 metara ( u praksi se uvek

postavl jaju upola manje vrednost i ) i moraju bit i ve}i od 60 cm.

Hub se tret ira kao stanica i tu se vr{i broadcast



11/12 Marko Mili~i}

Fiz i~ka topologi ja je zvezdasta, a logi~ka je topologi ja BUS-a ( jedan {al je

a dostupno je svima). Dakle, sve {to hab dobije na jedan ulaz, on {al je na

sve ostale.

Korist i se UTP kabl od 100 oma sa RJ-45 konektorima

b)

5m

3m

Ovo je mesto za HUB

Potrebno je 2 10BT HUB-a sa 8 po rta

RJ konektori , komada 16*2=32

Potrebno je:

3*(5+3+2.5)=31.5m

0.6m

13m



12/12 Marko Mili~i}

11m

16m

3*2.5=7.5m

8

3+3*2.5=10.5

Ukupno: oko 100 m UTP kabla!



1/3 Marko Mili~i}

Zadatak: Ako je poruka M(x)=101101011 i ako je generatorski pol inom G(x)=10101

na}i poruku sa CRC-om!

Dodajemo 4 nule zato {to je generatorski pol inom G(x) n=5 -og stepena a m

uzimamo n-1 nula za dodavanje.

101101011

Sada treba podeli t i ovako pro{irenu M(x) sa generatorskim polinomom G(x)=10101

Pri del jenju nas ne interesuje re{enje ve} samo o statak. Upravo zbog toga del jenje

obavl jamo na slede}i na~in:

1011010110000:10101=

10101

11101

10101

10000

10101

10100

10101

1

Dakle ostatak je jedan. Treba primet i t i da smo ovde vr{i l i sabiranja po modulu dva

t j . ni je bi lo ni prenosa ni pozajmica.

Sada taj ostatak sa brojem cifara n-1 dopisujemo na originalno M(x) i dobijamo

CRC poruke M(x) .

T(X) = 1011010110001



2/3 Marko Mili~i}

ZADATAK: Na primeru mreè date na sl ic i 1: o bjasnit i postupak nalaènja najkra}eg

puta od stanice A do stanice C, prikazat i sadràje RD polja svih ramova prist igl ih

do stanice C i odredit i najkra}i put i obrazloì t i {ta sve moè ut icat i na izbo

najkra}eg puta.

(Napomena: Na sl ic i su krugovima ozna~eni prstenovi, {estougaobicima - mostovi

a kvadrat ima - radne stanice. Ident i f ikacioni brojevi prstena i mostova dat i su na

samoj sl ic i . )

Re{enje:

RD1 RD2 RD3 RD4 RD5 RD6

1-9 AC1-1 BF3-9 BF4-0

1-2-3 AC1-1 BF3-2 AC2-3 BF4-0

1-2-6-4 AC1-1 B F3-2 AC2-6 AC3-4 BF4-0

1-2-7 -A-4 AC1-1 B F3 -2 AC2-7 A32-A AC3-4 BF4 -0

5-2-9 AC1-5 AC2-2 BF3-9 BF4-0

5-3 AC1-5 AC2-3 BF4-0

5-6-4 AC1-5 AC2-6 AC3-4 B F4 -0

5-7-A-4 AC1-5 AC2-7 A32-A AC3-4 BF4-0

8-7-2-9 AC1-8 A32-7 AC2-2 BF3-9 B F4-0



3/3 Marko Mili~i}

8-7-3 AC1-8 A32-7 AC2-3 B F4-0

8-7-6-4 AC1-8 A32-7 AC2-6 AC3-4 BF4-0

8-A-6-2-9 AC1-8 A32-A AC3-6 AC2-2 BF3-9 B F4 -0

8-A-6-3 AC1-8 A32-A AC3-6 AC2-3 BF4-0

8-A-4 AC1-8 A32-A AC3-4 B F4 -0



1/29 Marko Mili~i}

Zadatak: Napisat i program na Javi koj im se simulira rad kl i jenta po protokolu Stop

Wait (sa mogu}om pojavom naru{avanja i gubitka paketa u kanalu) . Server se

nalazi na adresi 160.99.34.311 na portu 1721 , a za prenos poruka korist i se UDP

(User Datagram Protocol ) .

Import java.io.*;

Import java.net.*;

Class UDPKli jent

{

Publ ic Static Void Main(Str ing Args []) Throws Exception

{

BufferedReader unos = new BufferedReader(new InputStreamReader (System.in)) ;

DatagramSocket kanal = new DatagramSocket();

InetAddress IPAddress = InetAddress.getByName(“hostname”);

byte[] zaslanje = new byte[1024];

byte NextFrameToSend = 0;

byte[] zapr i jem = new byte[1024];

Str ing poruka = unos.ReadLine();

Zaslanje = poruka.getbytes() ;

While(True)

{

Zaslanje[0] = nextframetosend;

Datagrampacket spacket = new datagrampacket(zaslanje, zaslanje.lenght,

“160.99.34.311”,1721)

Kanal.send(spaket) ;

Datagrampacket ppaket = new satagrampacket (zapr i jem, zapri jem.lenght) ;

Kanal.receive(rpaket) ;

Str ing odgovor = new str ing(rpaket.getbytes());

I f(odgovor[0] == nextframetosend)

{

Uzmipodatke(zaslanje);

I f (nextframetosend <1)



2/29 Marko Mili~i}

Nextframetosend ++;

Else nextframetosend = 0;

}

Poruka = unos.readl ine() ;


}

Kanal.close();

}

}



3/29 Marko Mili~i}

Zadatak: Napisat i server-aplikaci ju u Javi koja kontrolu toka paketa obavl ja po

protokolu Stop Wait (smatrat i da paket i ne mogu bit i izgubljeni i l i u{te}eni u

kanalu) . Apl ikaci ja korist i UDP protokol za razmenu podataka sa kl i jentom i nalaz

se na portu 1678 .

Re{enje:

import java.io.*;

import java.net.*;

class SAWServer

{

publ ic stat ic void main(Str ing args[]) throws Exception

{

DatagramSocket serverSocket = new DatagramSocket(1678);

byte[] receiveData = new byte[1024];

byte[] sendData = new byte[1024];

whi le ( true)

{

DatagramPacket receivePacket=new DatagramPacket(receiveData,

receiveData.length);

serverSocket.receive(receivePacket) ;

Str ing sentence=new Str ing(receivePacket.getData()) ;

InetAddress IPAddress=receivePacket.getAddress();

int port=receivePacket.getPort() ;

Str ing capital izedSentence=sentence.toUpperCase();

sendData=capital izedSentence.getBytes() ;

DatgramPacket sendPacket=new

DatagramPacket(sendData,sendData.length,IPAddress,port) ;

serverSocket.send(sendPacket) ;

} / /whi le

}//main

}//class



4/29 Marko Mili~i}

Zadatak: Napisat i funkci ju na C-u koja vr{i izra~unavanje Internet ChechSume

Ukoliko je originalna poruka oblika: F10674A578549D34, napisat i kako izgleda

poruka koja se {al je na kanal, t j . nakon primene prethodne funkci je za

izra~unavanje kontrolne sume.

#define Bajt=256;

#define Rec=65536;

char* InternetCheckSum (char* Niz, int N)

{

unsigned Suma = 0;

int I ;

for ( I=0; I<N; I++)

if (I%2==0)

{

Suma += (unsigned) Niz[I] ;

}

else

{

Sum += (unsigned) Niz[I]*Bajt;

}

While (Suma >= Rec)

{

Suma = Suma/Rec + Suma%Rec;

}

Niz[N] = (char ) (255-Suma%Bajt) ;

Niz(N+1)=(char ) (255-Suma/Bajt) ;

Return Niz;

}



5/29 Marko Mili~i}

DRUGA VARIJANTA (java)

int InternetCheckSum (char* Data)

{

int Sabirak = 0;

long Zbir = 0;

char A,B;

int Pozici ja = 1;

A = Data[Pozici ja];

B = Data[Pozici ja+1];

while (A!=’\0’ && B!=’\0’)

{

Sabirak = (( int)A<<8) 9 ( int)B;

Zbir += ( long) Sabirak;

Pozici ja += 2;

}

int Pom

while (Zbir > MAXINT)

{

Pom – int(Zbir) ;

Zbir >> 16;

Zbir += Pom;

}

Pom = int(Zbir) ;

return(Pom);

}



6/29 Marko Mili~i}

Zadatak: Napisat i server apl ikaci ju u Javi koja kontrolu toka paketa obavl ja po

protokolu Stop Wait (sa mogu}no{}u gubitka paketa u kanalu) . Apl ikaci ja b

trebalo da se nalazi na portu 1789 i za prenos podataka korist i UDP protokol.

Import java.io.*;

Import java.net.*;

Class Rnit extends Thread

{

Public datagramPacket P;

Public DatagramSocket S;

Public byte ctr l ;

Publ ic Rnit (datagrampacket p1, datagramsocket s1)

{

P=p1;

S=s1;

Ctr l=0;

} //Rnit

Publ ic void run()

{

s.receive(p);

ctr l=1;

} //run

}//Class

Public stat ic void main (str ing args[]) throws exception

{

int brojac = 0;

datagramsocket kanal=new datagramsocket(1785);

byte[] poruka = new byte[1024];



7/29 Marko Mili~i}

while ( true)

{

datagrampacket ppacket = new datagrampacket(poruka,poruka.lenght) ;

Rnit ni t = new Rnit(ppacket, kanal) ;

Nit.start() ;

While (nit .ctr l == 0) && brojac <20)

{

Sleep(50);

Brojac++;

}//whi le

brojac = 0;

nit .stop();

str ing odgovor = new str ing (“NACK”);

i f (ni t .ctr l == 1)

{

system.out.pr int ln (“Pr ist ig la poruka:” + poruka);

else

system.out.pr int ln(“Poruka ni je st igla za 1s”) ;

poruka = odgovor.getbytes() ;

PortAddress adr = ppaket.getaddress();

Int port = ppaket.getport() ;

Datagrampacket sport = new datagram packet(poruka,

poruka.lenght, adr,port) ;


} / / i f

kanal.close();

} / /whi le

}//main



8/29 Marko Mili~i}

Zadatak: Napisat i server-aplikaci ju u Javi koja kontrolu toka paketa obavl ja po

protokolu Stop Wait (sa mogu}no{}u naru{avanja, al i ne i gubitka paketa u

kanalu) . Apl ikaci ja bi trebalo da se nalazi na portu 1728 i za prenos podataka

korist i UDP protokol. Paket i su vel i~ ine 128B i zadnja 4B sluè za sme{tanje

kontrolne sume. Podrazumevat i da postoj i funkci ja GetCRC koja za dat i niz bajtova

ra~una kontrolnu sumu.

Import java.net.*;

Import java.io.*;

Class UDPServer

{

Publ ic stat ic void main(str ing args[]) throws Exception

{

Boolean pom = true;

Byte[] ack = new byte[3];

Str ing p = new str ing (”ACK”);

Ack = p.getBytes();

datagramSocket kanal = new DatagramSocket(1728);

Byte[] poruka = new byte[133];

Byte[] podaci = new byte[128];

Byte[] crc = new byte[4];

While ( true)

{

DatagramPacket PPaket = new DatagramPacket (poruka,133);

Kanal.receive(Ppaket) ;

I f( !(pom && poruka[0])==1)

{

For ( int i=1; i<129; i++) podaci[ i -1] = poruka[i ] ;

Crc = getCRC(podaci) ;



9/29 Marko Mili~i}

I f(CRC[0]==poruka[129] && CRC[1]==poruka[130] &&

CRC[2]==poruka[131] && CRC[3]==poruka[132])

{

System.Out.Pr intLn(podaci) ;

InetAddress adr = Ppaket.getAddress();

Int Port = Ppaket.getPort();

DatagramPacket Sport = new DatagramPacket(ACK,3,Adr,Port) ;

Kanal.send(Spaket) ;

Pom = true

}// i f

e lse

pom=false

}// i f

Else

{

Inetaddress adr = ppaket.getaddress();

Int port ppaket.getport() ;

Datagrampacket spaket=new datagrampacket

(ack,3,adr,port) ;


} / /whi le

}//main

}//class



10/29 Marko Mili~i}

Zadatak: Nacrtat i Algori tam i napisat i program u Javi koj im se simulira rad HTTP

kl i jenta, sposobnog da prihvat i samo tekstualne i HTML dokumente. Preuzet

dokumenti se prikazuju na standardnom izlazu, a veza se raskida odmah nakon

prenosa.

import java.io.*;

import java.net.*;

import java.uti l .* ;

class HTTPClient

{

publ ic stat ic void main (Str ing argv[]) throws Exception

{

Str ing imefaj la;

Str ing poruka;

BufferedReader odkorisnika = new BufferedReader (new InputStreamReader

(new inputstreamreader(system.in)) ;

Socket kanal = new Socket(“server”,80);

BufferedReader odservera = new BufferedReader (new InputStreamReader

(new inputstreamreader(kanal.getinputstream));

System.out.pr int ln(“/ ime faj la”) ;

Imefaj la = odkorisnika.readl ine() ;

Poruka = “get_” + imefaj la + “_http/1.0\n Accept:text/html\n”;

DataOutputStream kaserveru = new DataOutputStream

(kanal.getOutputStream());

Kaserveru.writebytes(poruka);

Poruka = odservera.readline();

Str ingtokenizer t = new str ingtokenizer(poruka);

i f ( t .nexttoken().equals(“http/1.0”) && t.nexttoken().equals(“200”)

{

Poruka = odservera.readl ine() ;



11/29 Marko Mili~i}

Str ingtokenizer t1 = new str ingtokenizer(poruka);

Poruka = t1.nexttoken();

Int n = integer.parseint(poruka);

Poruka = odservera.readl ine() ;

Datainputstream ulaz = new datainputstream (kanal.getinputstream());

Fi le inbytes = new byte[n];

Ulaz.read(f i le inbytes,0,n);

System.out.pr int ln(poruka);

}

Else

System.out.pr int ln(“greska u transferu”) ;

Kanal.close();

}

}



12/29 Marko Mili~i}

Zadatak: Nacrtat i algori tam i napisat i program u Javi koj im se simulira proces

autorizaci je korisnika (dostavl janje korisni~kog imena i lozinke) kori{}enjem POP3

protokola. Ukol iko server vrat i poruku o nastaloj gre{ki (-ERR), ponovit i komandu

koju server ni je razumeo.

import java.io.*;

import java.net.*;


class POP3Client

{

publ ic stat ic void main (Str ing args[]) throws Exception

{

Str ing kor ime;

Str ing sifra;

BufferedReader odkorisnika = new BufferedReader(new InputStreamReader

(system.in)) ;

Korime = odkorisnika.readLine();

si fra=FromUser.readLine();

Socket kanal = new Socket(“adresa”,110);

DataOutputStream zaserver = new DataOutputStream

(kanal.getOutputStream());

BufferedReader odservera = new BufferedReader(new InputStreamReader

(kanal.getInputStream())) ;

zaservera.writeBytes(“Connect mail server:110\r \n”) ;

Str ing odgovor = odservera.readLine();

Str ingTokenizer st = new Str ingTokenizer(odgovor);

whi le(!st.nextToken().equals(“+OK”))

{

zaserver.wri teBytes(“Connect mailserver:110\r \n”) ;

odgovor = odservera.readLine();

st = new Str ingTokenizer(odgovor);



13/29 Marko Mili~i}

} / /whi le

zaserver.wri teBytes(“User: “+username);



whi le(st.nextToken().equals(“-ERR”))

{

zaserver.wri teBytes(“User: “+username);



} / /whi le

zaserver.wri teBytes(“Pass: “+password);



whi le(st.nextToken().equals(“-ERR”)

{

zaserver.wri teBytes(“Pass: “+password);

odgovor=odservera.readLine();


}

cl ientSocket.close();

} / /main

}//class



14/29 Marko Mili~i}

DRUGA VARIJANTA

Import Java.net.*;

Import java.io.*;

Class POP3Client{

Publ ic Static Void Main (Str ing args[]) throws exceptions

{

Str ing Poruka;

BufferedReader = new Soctek( ‘pop3.bankerinter.net’ .110);

BufferedReader = OdServera = new BufferedReader(new

InputStreamReader(kanal.getInputStream()));

DataOutputStream ZaServer = new DataOutputStream(kanal.getOutputStream());

While(true)

{

Poruka = “Connect mail Server:110\n”

ZaServer.wri teBytes(poruka);

Poruka = odServera.readl ine() ;

I f (poruka.StartsWith(“-ERR” == true) continue;

System.out.Pr intLn(“Unesite kor isni~ko ime:\n”) ;

Poruka=”user”;

Poruka += odKli jenta.readLine();

ZaServer.wri teBytes(poruka+”\n”) ;

Poruka = Oservera.readLine();

I f(Poruka.StartsWith(“-ERR” == true)) continue;

System.Out.Pr int ln(“Unesite lozinku:\n”) ;

Poruka = “Pass”;

Poruka += Odkl i jenta.readLine();

ZaServer.WriteBytes(poruka + “ \n”) ;



15/29 Marko Mili~i}

Poruka = OdServera.readLine();

I f (Poruka.StartsWith(“-ERR”) == true)) continue;

Break;

} //whi le

kanal.close();

} / /main

}//class



16/29 Marko Mili~i}

ZADATAK: Napisat i HTTP kl i jenta u Javi , koj i sa zadate adrese u~itavai n e x h t m

stranicu i njen sadràj ispisuje na ekranu (u obl iku HTML koda). Kl i jent se

predstavl ja (User-agent: ) kao LabClient , zahteva zatvaranje veze nakon vra}anja

dokumenta (Connect ion: close) i prihvata samo tekstualne objekte (Accept

text/html) .Postoj i s l i~no resenje

Import java.net.*;

Import java.io.*;

Publ ic class HTTPC

{

Str ing Fi leName = “ \ index.html”

Publ ic stat ic Void main (str ing[] args)

{

Str ing host = www.elfak.ni.ac.yu;

Int port = 80;

Str ing f i leName = “ \ index.html” ;

{

Socket socket = new Socket (host,port) ;

Socket.SetGoTimeout(10000);

Pr intWriter WR = new PrintWriter(socket.getOutputStream());

WR.pr int ln(“GET + f i lename + “HTTP/1.0”) ;

WR.pr int ln(“User-agent:. .” ) ;

WR.pr int ln(“Accept: text/html”) ;

WR.pr int(“connection: CLOSE”);

WR.pr int ln() ;

WR.flush();

BufferedReader sd = new BufferedReader(new

InputStreamReader(socket.getInputStream());

Str ing STI;



17/29 Marko Mili~i}

While ((sd=rd.readl ine()) ! = NULL)

System.out.pr int ln(sd);

Socket.close();

} / /

Catch IOEXCEPTION (e)

{

System.out.pr int ln(e);

}

NISAM SIGURAN ZA OVAJ ZADATAK!



18/29 Marko Mili~i}

ZADATAK: Napisat i program (na C-u, C++-u, Javi i l i Paskalu) koj im se simulira rad

Source Rout ing mosta. Pri l ikom obrade frejma, u obzir uzimati samo t ip_rut iranja

RD polja.

Class Paket

{

Publ ic:

Int RII;

Int t ip-rut iranja;

Int DA;

Int SA;

Int[] RD

Int getNextRD () ;

Int checkRD(int tekRD);

}

Class Ruter

{

Publ ic:

Paket paket;

Int adresaRutera;

SubNetMask[] adrPodMreze;

Ports[] portovi;

Int sled_ruter;

Int Element()

Void SendPaket(Paket.DA)

Void SendPaket(Paket.RD)

Void sendPaket(ports);

Void SendOdgovorNonBroadcast(ports);

Void SendOdgovorAllBroadcast(ports);

Ports getUlazniPort() ;



19/29 Marko Mili~i}

Void SRB();

}

void Ruter::SRB()

{

i f (paket.RII == 0) do

{

Switch (paket.t ip-rut iranja)

Case ‘1’ Break;

Case ‘2’

Int next = paket.getNextRD();

I f (next != 0)

sendPaket(next) ;

else

sendpaket(Paket.DA);

break;

Case ‘3’

I f (element)

{

SendPaket(Paket.DA);

SendOdgovorNonBroadcast(getUlazniPort())

}

else i f ( !paket.check RD(adresaRutera))

sendPaket(GetUlazniPort()) ;

Break;

Case ‘4’

I f (element)

{



20/29 Marko Mili~i}

SendPaket (Paket.DA);

SendOdgovorAllBroadcast (getUlazniPort()) ;

}

else SendPaket (Sled-Ruter);

break;

Default:

Error()

}



21/29 Marko Mili~i}

Zadatak: HTTP server , na portu 8080, ustanju da prepozna 3 t ipa podatka

(Content-Type): text/html, image/jpeg, image/gif . Ako se zahteva neki drugi t ip vraca

kod >>400 Bad Request<<, a ako ne pronadje zel jenu datoteku, kod >>404 No

Found<<

import java.io.*;

import java.net.*;


class HTTPServer

{

publ ic stat ic vodi main (Str ing args[]) throws Exception

{

Str ing requestMessageLine;

Str ing Fi leName;

ServerSocket l istenSocket = new ServerSocket(8080);

Socket connectionSocekt = l istenSocket.accept() ;

BufferedReader inFromClient = new BufferedReader(new InputStreamReader

(connectionSocket.getIntputStream());

DataOutputStream outToClient = new DataOutputStream

(ConnectionSocket.getOutputStream());

requestMessageLine = inFromClient.readLine();

Str ingTokenizer tokenizedLine = new Str ingTokenizer(requestMessageLine);

i f ( tokenizedLine.nextToken().equals(“GET”))

{

f i leName = tokenizedLine.nextToken();

i f ( f i leName.startsWith(“/”)) f i leName=fi leName.substr ing(1);

Fi le f i le = new Fi le(f i leName);

int numOfBytes = ( int) f i le. length() ;

i f (numOfBytes=0)

{

outToClient.wri teBytes(“404 Not Found”);

connectionSocket.close();



22/29 Marko Mili~i}

return;

} // i f

i f ( f i leName.endsWith(“ .html”) | | f i leName.endsWith (“ . jpg”) | |

f i leName.endsWith(“ .gi f”))

{

outToCLient.wri teBytes(“HTTP/1.0 200 OK\r\n”) ;

i f ( f i leName.endsWith(“ .html”) outToClient.wri teBytes (“ContentType:text/html \r \n”) ;

elseif ( f i leName.endsWith(“ . jpg”) outToClient.wri teBytes (“ContentType:

image/jpeg \r \n”) ;

else(f i leName.endsWith(“ .gi f”) outToClient.wri teBytes (“ContentType:

image/gif \r \n”) ;

outToClient.wri teBytes (“Content Length: “+numOfBytes+\r \n”) ;

Fi leInputStream inFIle = new Fi leInputStream(fi leName);

byte[] f i leInBytes = new byte[numOfBytes];

inFi le.read(f i leInBytes);

outToClient.wri te(f i leInBytes,0,numOfBytes);


} / / i f

e lse

{

outToClient.wri teBytes(“400 Bad Request \r \n”) ;


} / /else

}

else

{

system.out.pr int ln(“Bad request message”);


} / /else

}

}



23/29 Marko Mili~i}

TCP Server

Import java.io.*;

Import java.net.*;

Class TCPServer

{

Publ ic stat ic void main (str ing args[]) throws exception

{

Str ing cl ientsentence;

Str ing c apital izedsentence;

ServerSocket kSocket = new ServerSocket(6789);

While(true)

{

Socket connectionSocket = ksocket.accept() ;

Bufferedreader od korisnika = new bufferedreader (new inputstreamreader(

connectionsocket.getinputstream())) ;

Dataoutputstream zakl i jenta = new

dataoutputstream(connectionsocket.getoutputstream;

Clientsentence = odkl i jenta.readl ine() ;

Capital izedsentence = cl ientsentence.touppercase() + “ \n”;

Zakl i jenta.writebytes|(capital izedsentence);

}

}

}



24/29 Marko Mili~i}

TCP Kl i jent

Import java.io.*;

Import java.net.*;

Class TCPClient

{

Publ ic stat ic void main (str ing args[]) throws exception

{

Str ing sentence;

Str ing modif iedsentence;

Bufferedreader odkli jenta = new bufferedreader (new inputstreamreader(

system.in())) ;

Socket cl ientsocket = new socket(host” ,6789);

Dataoutputstream zaservera = new

dataoutputstream(cl ientsocket.getoutputstream());

Bufferedreader odservera = new bufferedreader(new

inputstreamreader(cl ientsocket.getinputstream);

Sentence = odkl i jenta.readl ine() ;

Zaservera.writebytes(sentence+”\n”) ;

Modif iedsentence = odservera.readl ine() ;

System.out.pr int ln(“od servea:” + modif ied)” ;

Cl ientsocket.close();

}

}



25/29 Marko Mili~i}

Stop Wait cl ient sa gubitkom paketa u kanalu!

Import java.io.*;

Import java.net.*;

Class udp cl ient

{

Publ ic stat ic void main(str ing args[]) throws exceptions

{

Bufferedreader unos = new bufferedreader (new inputstreamreader(system.in);

Datagramsocket kanal = new datagramsocket() ;

Byte nextframetosend = 0;

Byte[] zaslanje = new byte[1024];

Byte[] zapr i jem = new byte[1024];

Str ing poruka = unos.readl ine() ;


While(true) {

Zaslanje[0]=nextframetosend;

Datagrampacket spaket = new datagrampacket (zaslanje, zaslanje.lenght ,

”154.54.54.4”,1654);


Datagrampacket ppaket = new datagrampacket (zapr i jem, zapri jem.lenght) ;


Str ing odgovor = new str ing (rpaket.getbytes()) ;

I f (odgovor[0] == nextframetosend)

{

Uzmipodatke(zaslanje);

I f (nextframetosend <1)

Nextframetosend ++;

Else nextframetosend = 0;

}

Poruka.unos.readl ine() ;



26/29 Marko Mili~i}

Zaslanje=poruka.getbytes;

}

Kanal.close();

}

}



27/29 Marko Mili~i}

Stop-and-wait (naru{avanje i gubitak paketa) — UDP

UDPClient. java

Import java.net.*;

Import java.io.*;

Class UDPClient{

Publ ic stat ic void main (str ing args[]) throws exceptions

{

Bufferedreader unos = new bufferedreader( inputstreamreader(system.in)) ;

Str ing poruka = unos.readl ine() ;

Byte[] zaslanje = new byte[1024];

Byte[] zapr i jem = new byte[1024];


Datagramsocket spaket = new datagrampacket(zaslanje,

zaslanje.lenght,”160.99.34.311”,1721);

Datagrampacket rpaket = new datagram(zapri jem, zapri jem.lenght) ;

Str ing potvrda = new str ing(“OK!”) ;

Str ing pr i jem;

Do{



Str ing pr i jem = new str ing (rpaket.getbytes);

}

While (pr i jem!=potvrda);

Kanal.clse() ;

}

}



28/29 Marko Mili~i}

Stop&wait SERVER (gubitak paketa) UDP

Import java.io.*;

Import java.net.*;

Class UDPServer{

Publ ic stat ic void main (str ing args[]) throws exceptions{

Byte frameexpected = 0;

datagramSocket kanal = new datagramsocket(1789_;

byte[] zapr i jem = new byte [1024];

byte[] zaslanje = new byte [1024];

while (true) {

Datagrampacket ppaket = new datagrampacket (zapr i jem, zapri jem.lenght) ;


Str ing poruka = new str ing (rpaket.getdata()) ;

I f (poruka[0] ==frameexpected){

Obrada(zaslanje,poruka);

If ( frameexpected <1) frameexpected ++;

Else frameexcepted = 0;

}

Byte Ack = 1-frameexcepted;

Zaslanje[0]=ACK;

Inetadrdress ipadr = ppaket.getaddress();

Int port = ppaket.getport() ;

Datagramsocket spaket = new datagramsocket (zaslanje, zaslanje.lenght, Ipadr, port) ;


}

}

}



29/29 Marko Mili~i}

Stop&Wait bez naru{avanja i gubitaka, UDP.

UDPServer. java

Import java.io.*;

Import java.net.*;

Class UDPServer{

Publ ic stat ic void main (str ing args[]) throws exceptions{

Datagramsocket kanal = new datagramsocket(1678);

Byte[] receivedata = new byte[1024];

Byte[] senddata = new byte[1024];

While(true){

Datagrampacket rpacket = new datagrampacket (receivedata, receivedata.lenght) ;

Kanal.receive(rpaket) l

Str ing poruka = new str ing(rpaket.getdata()) ;

Inetaddress = ipadr = rpaket.getaddress();

Int port = rpaket.getport() ;

Datagram spaket = new datagrampacket (poruka, poruka.lenght, ipadr, port) ;


}

}

}




Zadatak: Projektovat i algori tam koj im se simulira rad CSMA/CD protokola.

Teori ja:

CSMA/CD

Carrier Sense With Mult iple Access / Col is ion Detect ion

Ra~unar oslu{kuje kanal i tek posle 9.6 mikro sekndi od detekci je poslednjeg bita

moè da po~ne sa slanjem. Ovo je neophodno zbog rastojanja izme|u frejmova

>>interframe spacing<< tokom slanja. Ukol iko utvrde kol iz i ju stanice (ra~unari )

prekidaju dalj i prenos. Prva stanica koja otkri je kol iz i ju ( t j . ako adapter detektuje

signal drugog adaptera dok traje njegova emisi ja) , on prestaje sa slanjem korisnih

paketa i {al je 48-bitni JAM signal (s ignal zagu{enja) da b i osigurala da druge

stranice tako|e detektuju kol iz i ju (detekci ja kol iz i je je na primer ako oset i jaku

struju, i l i u nekom trenutku po{al je 0 a isto tad pro~i ta 1 sa kanala. Nakon prekida

slanja frejma t j . JAM signala (koj i se 32 i l i 4 8 b) adapter ulazi u fazu ~ekanja,koja je odre|ena nekim algori tmom - (Truncated binary) exponent ial backoff

algort ihm. Kada utvrdi n-tu uzastopnu kol iz i ju (za ist i frejm koj i poku{ava da

po{alje) , adapter bira proizvol jnu vrednost za k (od 0 do 2m-1 ) gde je m=min(n,10) i

~eka k*512=td Bitskih intervala nakon ~ega po~inje ponovo da {al je svoj fr ejm

(oslu{kuje kanal) .

E f ikasnost eterneta zavis i od optere}enost i mreè. Ne moè se korist i t i za rad u

realnom vremenu jer nema garanci je da }e paket bit i poslat u nekom vremenskom

intervalu (u najgorem slu~aju vel ike zagu{enost i mreè frejm moè ostat i zauvek

neposlat ) .

Formula za odre|ivanje efikasnost i etherneta kada nema kol iz i je i sve stanice

imaju frejmove spremne za slanje:

Ttrans = Maximalno vreme za koje se {alje frejm

Tprop = maximalno ka{njenje izme|u dva ~vora

TtransTprop E ff /51

1

⋅+=




SlobodanKanal

Wait9.6 microsec

Slanje

Kolizija

[Alje do kraja

N=0

Slanje se prekida

48b JAM signal

N=N+1

N>15

M=Min(N,10)

K(0,1,2,.....2 )

Êka k*512 bitnihintervala

M-1

Odbacuje sepaket

TrueFalse




Zadatak: Projektovat i algori tam koj i defini{e na~in funkcionisanjaoken ing

radne

stanice. Radi pojednostavl jenja smatrat i da stanica ne vr{i ulogu >>akt ivnog<< i l

>>pasivnog<< nadzornika.

Reìm slanja

êkaj dok nai|e token

Token Slobodan T=0

Da li {alje{

Prioritet >ili = PPP

Pre|i u reìm

slanja

Prosledi

token

Prosledi

token

Da li {alje{

Uporedi RRR

PostaviRRR

Pre|i u reìm prijemai prosledi token

KRAJ

True

False




Reìm prijema

êkaj dok nai|e poruka

UporediDA

True

False

A=1

E=0

Prover CHKSUMi eventualno postavi E

Kopiraj

C=1

Proslediporuku

Pre|i uoslu{kivanje

Reìm prijema




Reìm slanja

Upi{i svoj prioritetu PPP i o~isti RRR

True

False

Po{alji>>zauzet token<<

Framing, po{aljiporuku

po{alji SA, DA,o~isti flegove

Izra~unaj CHKSUM

Primi tokenzapamti RRR

Primi poruku

A=1 and C=1

A=1

Pre|i u reìmslanja

PPP = stari RR~isti RRR

[Alji slobodni token T=0

Pre|i u reìmslu{anja

Reìm slanja




Zadatak: Projektovat i algori tam za rad Source-rout ing mostova

Teori ja: Mostovi povezuju dve zasebne mreè u jednu logi~ku cel inu. Na primer

IBM 8209 most se korist i za povezivanje etherneta i TokenRing LAN mreè.

Orion

Orion Orion

Most

Orion

Orion

Orion

Orion

Orion

IEEE 802.3

8209

IEEE 802.5

U ovom slu~aju most mora imati 2 mre`ne kart ice i to jednu Ethernet i jednu

Token Ring, za povezivanje na odgovaraju}e mreè. Mostovi rade na Data-Link

nivou, tako da ne razmatraju zaglavl je mre`nog nivoa (ve} direktno kopiraju pakete

vi{ ih nivoa) zato se ne mogu korist i t i za povezivanje mreà sa razl i~ i t im mre`nim

protokolom. Razlozi za upotrebu mostova su:

- Postojanje vi{e celina (u kolektivu), svaka sa sopstvenim potrebama i

odgovaraju}om LAN mreòm, koje treba povezat i .

- Geografska razu|enost i ve}a isplativost formiranja zasebnih LAN mreà koje se

zat im povezuju mostovima.

- Rastojanje izme|u najudaljeni j ih stanica je ve}e nego {to dozvol java LAN

tehnologi ja

- Ve}a pouzdanost, jer neisp ravna stanica/lini ja ometa (i l i spre~ava) saobra}aj

samo lokalno (do prvog mosta).

- ve}a sigurnost, jer mostovi mogu zabranit i protok nekih paketa koj i su

potenci jalna opasnost za sigurnost organizaci je.




Preformatiranje frejmova:

Zadaci mosta pri l ikom preformatiranja ramova:

-

Preformatiranje frejmova i izra~unavanje nove CheckSume

- Okrenut i red bitova

-

Generisat i f ik t ivne priori tete

-

Odbacit i priori tete

-

Zaokruì t i token

-

Setovat i A i C bitove (pri ~emu se zapravo >>laè<< da je odredi{te primilo

frejm

-

Regulisat i zagu{enje pri slanju na spori j i LAN (uvo|enje bafera)

-

Ako je frejm suvi{e vel ik i za odredi{ni LAN on se odbacuje (mogu}a je neka

signalizaci ja al i problem nije re{iv)

802.5 zapravo nema ograni~enja u vel i~ ini okvira, osim {to se moè desit i dastanica ne moè emitovat i frejm duì od token-holding t ime-a (vreme drànja

tokena) {to po defaultu iznosi 10 ms, odakle se izvodi maximalna duìna okvira od

5000 b.

Zbog rada sa LAN-ovima razl i~ i t ih brzina i l i pojave kol iz i je, mostovi moraju imati

baferski prostor za sme{tanje prist igl ih ramova (okvira) .

Prolaskom paketa kroz most, gubi se semantika mreè jer se mnogi parametri (na

primer priori tet ) postavl jaju proizvol jno i gube pri l ikom prolaska kroz mreù koja ih

ne zahteva.

Potrebno je maksimalno smanji t i komunikaci ju izme|u LAN-ova. Ako neka stanica

~esto (vi{e od 20% paketa) komunicira sa stanicom van LAN-a na koj i je

prik l ju~ena, treba razmotri t i njeno presel jenje u drugi LAN.

Re{enje:




Primio paket

Tip rut. Iz RDprva 3b

Po{alji naspecijalni portiz tablice

spre`nog stabla

Ako imaRD

Upi{i svoj RD uprvi slobodan izRD niza prosledina sve portoveosim ulaznog

Single Rout Broadcast

All Rout Broadcast

Prosledi na prvislede}i port iz

RD niza

Null

Non Broadcast




Druga vari janta:

Po~etak

Prihvati paketili iskopirajbafer mreè

u bafer

Paket-RM== 1 Odbaci

Switch(tip_rut)case Null

case NonBroadcastcase AllRoutBroadcast

case SingleRout Broadcast

TrueFalse




Napisat i funkci ju u C-u kojom se simulira rad Token-Ring radne stanice. Potrebno

je implementirat i s lede}e funkcionalnost i :

- provera da l i je token slobodan i ako jeste i postoje podaci za slanje - zauzet

ga,

- postavi t i pr iori tet poruka koje se {al ju,

- postavl janje A, C i E bitova.

Skic irat i izgled okvira sa naznakom polja koja su kori{}enja u implementaci j

prethodno navedenih unkcionalnost i .

Re{enje:

êkaj dok nai|e token

Token Slobodan T=0

Da li {alje{

Prioritet >ili = PPP

Pre|i u reìmslanja

Prosleditoken

Prosleditoken

Da li {alje{

Uporedi RRR

PostaviRRR

(RRR=Prior)

KRAJ

True

False

Prosledi token

Pre|i u reìm prijema




Reìm prijema

êkaj dok nai|e poruka

E=0

True

False

A=1

E=0

Kopiraj

C=1

Proslediporuku

Pre|i uoslu{kivanje

KRAJ

Proveri FCDi postavi E

UporediDA




Reìm slanja

Upi{i svoj prioritetu PPP i o~isti RRR

True

False

Po{alji>>zauzet token<<

Framing, po{aljiporuku

po{alji SA, DA,o~isti flegove

Izra~unaj CHKSUM

Primi tokenzapamti RRR

Primi poruku

A=1 and C=1

A=1

Pre|i u reìmslanja

PPP = stari RR~isti RRR

[Alji slobodni token T=0

Pre|i u reìmslu{anja

Reìm slanja



Zadatak: Napisat i algori tam za funkci ju koja ra~una Internet CheckSum!

Internet_Check)Sum(char * ulaz)

Int sabirak = 0Long Zbir = 0

I = 0

Documents

Racunarske_Mreze_-_Marko_Milicic