Conmutación de paquetes y rendimiento de la red

Una solicitud web comienza en una aplicación y termina en otra. Internet proporciona los enlaces y equipos de conmutación entre ellas, mientras que unas reglas compartidas permiten que dispositivos construidos por separado intercambien mensajes útiles.

Sistemas terminales, enlaces y conmutadores

Un sistema terminal, o sistema final, ejecuta aplicaciones. Los teléfonos, portátiles, sensores y servidores son sistemas terminales; muchos servidores se agrupan en centros de datos. Un cliente solicita un servicio, como un navegador que solicita una página. Un servidor lo proporciona. Estos nombres describen funciones en una comunicación, no dos tipos físicos diferentes de computador.

Los enlaces de comunicación transportan señales por cobre, cable coaxial, fibra óptica o radio. Los conmutadores de paquetes pasan datos de un enlace a otro. Los encaminadores unen redes y forman gran parte del núcleo de la red; los conmutadores de la capa de enlace conectan dispositivos principalmente dentro de redes locales y de acceso. La secuencia de enlaces y conmutadores que atraviesa un paquete es su trayecto o ruta.

La periferia de la red está formada por los sistemas terminales y las redes de acceso que los conectan. El núcleo de la red es la malla de conmutadores y enlaces que interconecta esas redes de acceso. En una descarga doméstica, el portátil pertenece a la periferia aunque el servidor esté a miles de kilómetros: la distancia geográfica no convierte un sistema terminal en un encaminador del núcleo.

El servicio y las reglas

Como servicio, internet transporta datos entre aplicaciones distribuidas: navegadores y servidores web, interlocutores de llamadas, juegos y programas de correo electrónico. Un programa entrega datos al sistema operativo mediante una interfaz de socket. La red transporta después esos datos hacia el programa receptor.

Un protocolo define los formatos de los mensajes, su orden y las acciones que se realizan al enviarlos o recibirlos. HTTP rige los intercambios web, mientras que TCP e IP realizan otras funciones en la pila TCP/IP. No basta con acordar el uso de un cable: los sistemas que se comunican también deben interpretar los mensajes y reaccionar a ellos de forma coherente.

Convierte los tamaños antes de calcular el tiempo

Un emisor divide los datos de la aplicación en fragmentos y añade cabeceras, con lo que produce paquetes. La tasa de un enlace indica cuántos bits puede introducir en el medio cada segundo. Se aplican prefijos decimales: 1 kbps son 1000 bit/s, 1 Mbps es un millón de bit/s y 1 Gbps son mil millones de bit/s.

Los tamaños de archivo suelen expresarse en bytes. Un byte contiene 8 bits; 1 kB son 1000 bytes y 1 MB es un millón de bytes. Un MiB es una cantidad diferente: 1 048 576 bytes, alrededor de un 5 % más que un MB.

Para transmitir un archivo de 1 MB a un enlace de 20 Mbps:

1. Convierte el tamaño: $1\text{ MB}=8\times {10}^6\text{ bits}$.
2. Expresa la tasa: $20\text{ Mbps}=20\times {10}^6\text{ bit/s}$.
3. Divide el tamaño por la tasa: $8\times {10}^6\mathrm{/}(20\times {10}^6)=\mathrm{0,4}\text{ s}$.

Este es el tiempo necesario para introducir los bits en ese enlace. El tiempo de recorrido y las esperas en otros puntos son retardos independientes. A 100 Mbps, la tasa máxima correspondiente en bytes es $100\mathrm{/}8=\mathrm{12,5}$ MB/s. Leer Mbps como MB/s produce una estimación del tiempo de transferencia ocho veces menor de lo debido.

Una conexión doméstica tiene dos tramos: una red local desde tus dispositivos hasta el encaminador doméstico y después una conexión de acceso a la red del ISP. Una conexión Wi-Fi local rápida no puede eliminar una limitación en ese segundo tramo.

Líneas telefónicas de cobre y redes de cable

Un encaminador doméstico suele combinar un encaminador, un punto de acceso Wi-Fi y un pequeño conmutador Ethernet. Un módem independiente puede conectarlo al medio de acceso. Esa conexión conduce a la red del ISP y a su primer encaminador, o encaminador de borde.

DSL reutiliza un par telefónico de cobre. El módem DSL doméstico se comunica con un DSLAM en la central del proveedor. En ADSL, las bandas de frecuencia separan la voz, los datos ascendentes y los datos descendentes. La banda de voz ocupa 0–4 kHz; la banda descendente es más ancha que la ascendente. Cada vivienda tiene su propio par de cobre hasta la central.

Los servicios DSL domésticos suelen ofrecer más capacidad descendente que ascendente. La familia DSL también tiene modalidades simétricas utilizadas principalmente por empresas. Las líneas de cobre más largas debilitan la señal y captan más ruido, lo que reduce la tasa disponible. Llevar fibra hasta un armario de calle acorta el tramo de cobre; VDSL suele utilizar menos de un kilómetro de cobre.

El acceso por cable utiliza una red híbrida de fibra y coaxial, o HFC. La fibra llega a los nodos del barrio; el cable coaxial llega después, por lo general, a cientos de viviendas. El cablemódem de una vivienda intercambia datos con un CMTS en la cabecera. DOCSIS 4.0, publicado en 2020, especifica hasta 10 Gbps de capacidad descendente y 6 Gbps de capacidad ascendente para el canal compartido. Esas cifras describen la capacidad del canal, no una tasa reservada para cada vivienda.

¿Qué capacidad se comparte?

Las señales descendentes del cable llegan a todas las viviendas del nodo. Los usuarios ascendentes deben organizarse por turnos. FTTH lleva fibra hasta la vivienda; en una red óptica pasiva (PON), un divisor sin alimentación eléctrica suele dar servicio a 32 o 64 viviendas. El proveedor tiene una OLT y cada vivienda una ONT. Cada ONT selecciona sus propios datos descendentes. FTTH admite tasas de acceso muy altas, a menudo de 1 Gbps o más, y los servicios simétricos son habituales.

Acceso sin un cable nuevo

El acceso inalámbrico fijo 5G utiliza un módem doméstico fijo y una estación base celular cercana. El acceso por satélite puede llegar a viviendas remotas. Un satélite GEO orbita a 35 786 km, por lo que el recorrido más corto tierra-satélite-tierra es de 71 572 km. A $3\times {10}^8$ m/s, esto añade unos 0,24 s en un sentido y 0,48 s para una solicitud y su respuesta, antes de otros retardos.

Un satélite LEO a unos 550 km da una distancia mínima de subida y bajada de unos 1100 km, o 3,7 ms. Los trayectos reales también dependen de la geometría y de las conexiones terrestres. Por tanto, la tasa de acceso anunciada por sí sola no permite predecir una descarga: el uso compartido, una línea DSL larga o un enlace más lento en otro punto del trayecto pueden reducir la tasa obtenida.

Dentro de una oficina, un paquete puede comenzar su recorrido por cobre o radio y salir del edificio por fibra. Un paquete móvil también entra en el mismo núcleo de internet después de su tramo de acceso inalámbrico. Cada enlace tiene su propio medio y sus propias limitaciones.

Acceso local y de área amplia

Una red de área local (LAN) conecta dispositivos cercanos a un encaminador de borde. Con Ethernet, un computador suele conectarse por par trenzado de cobre a un conmutador a 1 Gbps. Los servidores suelen conectarse a 10 Gbps o más. Los enlaces entre los conmutadores y el encaminador unen estas conexiones locales en un trayecto utilizable.

Wi-Fi, basado en IEEE 802.11, intercambia paquetes por radio con un punto de acceso conectado a la LAN. Cubre distancias de decenas de metros. Los dispositivos que comparten su canal de radio compiten por el tiempo de transmisión, por lo que añadir usuarios activos reduce la capacidad disponible para cada uno.

El acceso celular abarca un área más amplia. Un teléfono intercambia paquetes con la estación base de un operador, a veces situada a varios kilómetros. 4G LTE y 5G proporcionan este acceso; 5G admite tasas más altas y menor retardo, y las bandas de frecuencia más altas ofrecen más capacidad a distancias menores. La tasa que alcanza un teléfono sigue dependiendo de las condiciones de la señal y de la carga de la celda.

La conexión por radio no conduce a una internet inalámbrica independiente. Después del punto de acceso o la estación base, los paquetes atraviesan redes interconectadas convencionales. La red de retorno celular, la conexión desde una estación base hasta la red del operador, puede utilizar radio por microondas además de medios cableados.

Adapta el medio a la tarea

Un medio guiado confina una señal a un trayecto físico. Un medio no guiado permite que se propague por el aire o el espacio.

El par trenzado sin apantallar es habitual en las LAN. La categoría 6A admite Ethernet a 10 Gbps hasta 100 m. La fibra transporta de decenas a cientos de Gbps en un enlace, con más capacidad posible mediante varias longitudes de onda. Su baja pérdida de señal es adecuada para enlaces troncales y submarinos de larga distancia. Los equipos ópticos pueden costar más que los de cobre en enlaces cortos, e intervenir la fibra es difícil, pero posible.

La radio se ve afectada por la pérdida de propagación, ya que las señales se debilitan con la distancia y al atravesar obstáculos. La propagación multitrayecto ocurre cuando las reflexiones llegan por diferentes rutas en distintos momentos. Otros transmisores añaden interferencias. Estos efectos hacen que las tasas y los errores de los enlaces inalámbricos sean menos predecibles que los de los enlaces cableados.

Elige según la instalación

Un lector móvil de inventario necesita libertad de movimiento, lo que hace valiosa la radio incluso donde Ethernet es más rápido. Un enlace fijo entre edificios distantes puede favorecer la fibra por su alcance y resistencia a las interferencias eléctricas. La mano de obra de instalación suele costar más que el propio cable, por lo que en los edificios nuevos es habitual instalar juntos fibra y cable de reserva. Una comparación útil sopesa la tasa, la distancia, el coste de instalación, las interferencias y la movilidad, no solo la tasa máxima de una tecnología.

La conmutación de paquetes divide un mensaje en paquetes que se reenvían de forma independiente. Cada enlace de salida envía un paquete a la tasa completa del enlace, mientras otros paquetes pueden estar atravesando otros enlaces al mismo tiempo.

Espera al paquete completo

Con almacenamiento y reenvío, un conmutador recibe el paquete completo antes de enviar su primer bit por el siguiente enlace. Para una longitud de paquete de $L$ bits y una tasa de $R$ bit/s, una transmisión tarda $L\mathrm{/}R$ segundos.

Un paquete de 1500 bytes contiene 12 000 bits. En un enlace de 10 Mbps:

A través de tres enlaces de igual tasa, el paquete se transmite tres veces. Sin contar la propagación, el procesamiento ni la espera en cola, llega después de $3\times \mathrm{1,2}=\mathrm{3,6}$ ms. Tres enlaces implican dos encaminadores intermedios: cuenta las conexiones, incluidas las del origen y el destino.

Transmite paquetes en cadena

Ahora envía cinco paquetes iguales consecutivos por esos tres enlaces. El origen envía el paquete 2 mientras el primer encaminador reenvía el paquete 1. Una vez que el primer paquete ha llenado el trayecto, los siguientes llegan separados por un tiempo de transmisión.

Para $P$ paquetes iguales en $N$ enlaces de igual tasa, sin otros retardos, el último llega después de:

El primer paquete requiere las $N$ transmisiones; cada paquete restante añade un intervalo de transmisión más. Multiplicar $P\times N\times L\mathrm{/}R$ obligaría a cada enlace a esperar hasta que el paquete anterior llegara al destino, eliminando el trabajo en paralelo que puede realizar la red.

Los cinco paquetes contienen 60 000 bits en total. Enviar esos bits como un solo mensaje sin dividir tardaría 6 ms por enlace y 18 ms a través de tres enlaces con almacenamiento y reenvío. La transferencia paquetizada de 8,4 ms es más rápida porque el reenvío comienza antes de que haya llegado todo el mensaje. Las cabeceras adicionales de los paquetes también consumen capacidad; quedan fuera de esta comparación de cantidades iguales de datos.

Decide por dónde sale el paquete

Un encaminador examina la dirección IP de destino en la cabecera de un paquete. Su tabla de reenvío asigna intervalos de direcciones de destino a enlaces de salida. Los protocolos de encaminamiento rellenan esas tablas; el reenvío es la acción local de consultar una tabla y enviar el paquete por la interfaz elegida.

Cada enlace de salida tiene un búfer de salida, o cola. Si ese enlace está ocupado, los paquetes recién llegados esperan allí. Su tiempo de espera es el retardo de cola, que cambia con el tráfico que llega a esa salida. Una entrada sin tráfico no impide la congestión si varias otras entradas alimentan la misma salida.

Los búferes tienen espacio limitado. Cuando un búfer se llena, el encaminador descarta un paquete que llega o uno que ya está en la cola, según su política. Esto es la pérdida de paquetes. El almacenamiento y reenvío explica cuándo puede comenzar el reenvío; no garantiza que el enlace de salida o el búfer estén disponibles.

La conmutación de circuitos reserva recursos a lo largo de todo un trayecto para una sesión de comunicación. El emisor establece primero un circuito y después utiliza la tasa reservada hasta que termina la sesión. Las redes telefónicas tradicionales ilustran este diseño.

Una reserva en enlaces compartidos

Un circuito es una parte reservada de la capacidad de los enlaces y conmutadores. No tiene por qué ser un cable físico independiente. Muchos circuitos pueden compartir el mismo cable manteniendo separados sus recursos reservados. Una vez establecido un circuito, los datos de otros usuarios no crean colas de salida para su parte reservada, por lo que el emisor obtiene una tasa constante y un retardo predecible.

La multiplexación permite que varios circuitos ocupen un enlace físico. Dos métodos habituales los separan por frecuencia o por tiempo.

En FDM, existen varias bandas a la vez. Las emisoras de radio FM son un ejemplo conocido. Los enlaces telefónicos troncales analógicos asignaban a las llamadas bandas de unos 4 kHz de ancho. El ancho de banda en frecuencia de una banda es una anchura de frecuencia medida en hercios. Una tasa de bits se mide en bit/s: las dos unidades describen magnitudes diferentes.

En TDM, el tiempo se repite en tramas, cada una con ranuras fijas. Un circuito obtiene una ranura en cada trama. Para ranuras iguales sin sobrecarga de trama, divide la tasa del enlace por el número de ranuras para obtener la tasa de ese circuito. Un circuito transmite durante su propia ranura y espera a la siguiente; su tasa media es la parte reservada del enlace.

Calcula primero la tasa del circuito

Un enlace de 2,048 Mbps tiene 32 ranuras iguales por trama. El establecimiento del circuito tarda 400 ms y el emisor tiene un archivo de 960 000 bits.

1. Convierte la tasa total del enlace a 2 048 000 bit/s.
2. Divide entre las ranuras: $2048000\mathrm{/}32=64000\text{ bit/s}$.
3. Divide el tamaño del archivo por la tasa del circuito: $960000\mathrm{/}64000=15\text{ s}$.
4. Añade el establecimiento: $15+\mathrm{0,4}=\mathrm{15,4}\text{ s}$, sin contar la propagación.

El emisor no obtiene 2,048 Mbps solo porque los demás usuarios estén en silencio. Su circuito sigue teniendo una ranura en cada trama. Además, el tiempo de transmisión del archivo no se multiplica por el número de enlaces del trayecto. El circuito reservado transporta un flujo continuo de bits; el archivo completo no se almacena y reenvía como un solo paquete en cada conmutador. Añade la propagación por separado cuando forme parte de un ejercicio.

Ten en cuenta las reservas sin usar

La garantía tiene un coste. Cuando una persona guarda silencio en una llamada o un usuario se detiene a leer una página cargada, la parte del circuito queda ociosa. Otro usuario no puede utilizarla bajo demanda. Si todos los circuitos están asignados, una nueva conexión puede bloquearse aunque algunas conexiones existentes no envíen datos. Es un límite para la admisión de sesiones, distinto del descarte de paquetes de un búfer lleno.

El tráfico web suele alternar entre descargas breves y pausas largas. Una reserva dimensionada para el momento de mayor actividad de cada usuario deja capacidad sin utilizar durante las pausas. La conmutación de paquetes permite que otros usuarios utilicen esa capacidad a medida que llegan sus paquetes.

Comparte capacidad cuando aparece la demanda

La multiplexación estadística es la compartición bajo demanda de un enlace entre paquetes de distintos usuarios. Un paquete en espera puede aprovechar la siguiente oportunidad de transmisión disponible, por lo que el silencio de un usuario no reserva capacidad sin utilizar. Esto funciona especialmente bien para el tráfico en ráfagas, cuyos períodos de actividad están separados por períodos de silencio.

Considera diez usuarios que comparten un enlace de 10 Mbps. Uno envía 2000 paquetes de 1000 bits mientras los otros nueve permanecen en silencio. El total es de $2000\times 1000=2\times {10}^6$ bits. Con diez reservas TDM iguales, su circuito de 1 Mbps tarda 2 s. Con conmutación de paquetes, el enlace completo de 10 Mbps envía la ráfaga en 0,2 s, sin contar otros retardos.

Compara la demanda máxima con la demanda media

Supón que cada usuario activo necesita 1 Mbps y está activo, independientemente de los demás, el 20 % del tiempo. Un enlace de 10 Mbps con conmutación de circuitos puede garantizar esa tasa a un máximo de diez usuarios. La conmutación de paquetes puede dar servicio a 20 usuarios con una pequeña probabilidad de que la demanda simultánea supere la capacidad.

Sea $X$ el número de usuarios activos. Sigue una distribución binomial: 20 usuarios independientes, cada uno activo con probabilidad 0,2. La probabilidad de que haya exactamente $k$ usuarios activos es:

El coeficiente binomial cuenta qué usuarios están activos. La sobrecarga comienza con 11 usuarios activos, porque diez caben exactamente. Suma las probabilidades de 11 a 20:

Esto equivale aproximadamente al 0,06 % del tiempo. La demanda media es de solo 4 Mbps, pero esa media por sí sola no indica la probabilidad de sobrecarga. La independencia importa: los usuarios que se activan juntos producen ráfagas simultáneas mayores que las previstas por este cálculo.

Adapta el diseño al tráfico

La conmutación de paquetes permite utilizar la capacidad de forma eficiente y emplear equipos de conmutación relativamente sencillos. La espera variable y las pérdidas son sus principales costes para el servicio. Las aplicaciones en tiempo real pueden utilizar búferes de reproducción para suavizar los tiempos de llegada, mientras que la retransmisión puede recuperar datos ausentes a costa de añadir retardo.

Para un tráfico constante que necesita una tasa garantizada, un circuito puede ofrecer un mejor servicio después de establecerse. La conmutación de paquetes no siempre es más rápida: una salida muy cargada puede añadir una larga espera. Internet utiliza la conmutación de paquetes y los servicios telefónicos han ido pasando cada vez más de los circuitos a la voz sobre IP.

La conexión a un ISP de acceso proporciona a un sistema terminal una primera red que utilizar. Para llegar a sistemas terminales situados en otros lugares se necesitan acuerdos entre redes. Estas redes gestionadas de forma independiente forman juntas internet.

¿Por qué interconectarse mediante proveedores?

Conectar directamente cada ISP de acceso con todos los demás requeriría $n(n-1)\mathrm{/}2$ enlaces para $n$ ISP. Con 10 000 ISP, serían 49 995 000 enlaces independientes. Mantener tantas relaciones y conexiones físicas no escalaría bien.

En su lugar, los ISP de acceso compran tránsito a proveedores más grandes. Un cliente paga a un proveedor para que transporte tráfico entre su red y el resto de internet; los cargos suelen estar relacionados con el tráfico intercambiado. Los proveedores regionales pueden comprar tránsito a proveedores aún mayores. Algunos ISP de acceso se conectan directamente al nivel superior.

Un ISP de nivel 1 llega a todos los destinos de internet sin comprar tránsito. Aproximadamente una docena de grandes redes internacionales suelen describirse así y se interconectan entre sí. El nivel 1 describe una posición de accesibilidad y comercial; no significa que todos los paquetes deban atravesar una de esas redes.

Distingue el tránsito de la interconexión entre pares

Una red no proporciona tránsito a todas las demás redes a las que puede llegar por el mero hecho de interconectarse como par. Esa distinción importa al seguir los trayectos posibles. Las redes suelen interconectarse como pares en un punto de intercambio de internet (IXP), una instalación de conmutación compartida donde se reúnen muchos ISP y proveedores de contenidos. Los grandes puntos de intercambio de ciudades como Fráncfort, Ámsterdam y Londres conectan cientos de redes.

Un punto de presencia (PoP) es una instalación de un proveedor que contiene encaminadores a los que pueden conectarse los clientes. Un IXP reúne muchas redes para intercambiar tráfico; un PoP es una instalación dentro del área de presencia de un proveedor. Una red también puede tener conexión a múltiples proveedores, es decir, conectarse a dos o más proveedores para aumentar su resiliencia. Si uno falla, otra conexión puede mantenerla accesible, siempre que funcionen el trayecto restante y los equipos del propio cliente.

Sigue un trayecto y los pagos

Ana utiliza el ISP de cable A. A paga al ISP regional R, que paga al ISP de nivel 1 T1. Ben utiliza el operador móvil B, que paga al ISP de nivel 1 T2. T1 y T2 se interconectan como pares. Un paquete puede seguir:

A → R → T1 → T2 → B.

Los pagos siguen las relaciones cliente-proveedor, no cada dirección en la que viaja un paquete. B paga a T2 por la conectividad incluso cuando este paquete está llegando a B. T1 y T2 suelen intercambiar su tráfico sin compensación económica.

Si A y B se conectan a un IXP y acuerdan interconectarse como pares, el tráfico de sus clientes puede pasar directamente entre A y B. Evitan el tránsito ascendente para ese tráfico y a menudo acortan el trayecto. Las conexiones de tránsito siguen siendo útiles para los destinos ajenos a las redes de los pares y sus clientes.

Un sistema autónomo (AS) es una red gestionada de forma independiente, o parte de una, con su propia política de encaminamiento y su número de AS. Un ISP puede operar varios AS. Esto aporta una unidad administrativa a la idea de red de redes: los AS gestionados por separado se interconectan mediante las relaciones comerciales que acabamos de describir.

Un servicio de vídeo puede entregar datos de forma más eficiente cuando controla una red cercana a sus espectadores. Las grandes empresas de contenidos combinan redes troncales privadas, conexiones directas con ISP y copias cercanas de archivos populares.

Las empresas de contenidos también construyen redes

Empresas como Google, Microsoft, Amazon y Meta gestionan redes de proveedores de contenidos que conectan sus centros de datos. Estas redes privadas mundiales les permiten controlar una mayor parte de la ruta que utilizan sus servicios y reducir su dependencia del tránsito contratado.

Una red de contenidos puede interconectarse directamente como par con un ISP de acceso o regional en un IXP o mediante una conexión privada. Así, el tráfico entra en ese ISP sin tener que ascender primero por toda la jerarquía de proveedores. Para los destinos a los que no llega mediante estos acuerdos, la red de contenidos puede comprar tránsito a un proveedor ascendente. Ese proveedor no tiene por qué ser de nivel 1; algunas grandes redes de contenidos dependen principalmente de conexiones directas.

El motivo económico y el de rendimiento se refuerzan mutuamente. El intercambio directo puede evitar cargos de tránsito para ese tráfico y un trayecto más corto suele atravesar menos enlaces. Sin embargo, poseer una red troncal e interconectarse como par no equivale a mantener una copia de cada archivo cerca de cada usuario. La ubicación de los servidores es otra parte de la entrega.

Sitúa el contenido cerca de la solicitud

Una red de distribución de contenidos (CDN) sitúa servidores con copias de contenidos populares dentro o cerca de las redes de acceso y en los puntos de intercambio. Así, los vídeos, archivos web y actualizaciones de software pueden proceder de un servidor cercano en lugar de un centro de datos de origen distante. Esto reduce el tráfico de larga distancia y el componente de propagación del retardo.

Un espectador de una ciudad que solicita un vídeo almacenado en caché puede atravesar solo unos pocos saltos dentro del ISP de acceso. Compáralo con un centro de datos a 8000 km. Incluso una ruta ideal de fibra de esa longitud aporta:

en un sentido. Una solicitud y su respuesta añaden al menos $2\times \mathrm{0,04}=\mathrm{0,08}$ s, o 80 ms, solo por propagación. Las colas, la transmisión, los equipos y una ruta real de cable más larga pueden añadir más. Aumentar la tasa del enlace no elimina esa distancia; utilizar una copia de contenido más cercana la reduce.

Interpreta una red más plana

Estas disposiciones coexisten. Los proveedores de acceso, regionales y de nivel 1 siguen formando una jerarquía flexible, pero las conexiones directas de contenidos transportan una gran parte del tráfico. La conexión a múltiples proveedores, las interconexiones privadas entre pares y los IXP añaden más enlaces entre los niveles.

Ninguna organización posee ni gestiona todo este sistema. Una ruta refleja las interconexiones disponibles entre redes gestionadas de forma independiente. Al seguir una descarga, pregunta primero dónde se encuentra la copia de contenido que la sirve y qué redes tienen acuerdos directos. Una CDN dentro del ISP del usuario puede explicar un trayecto corto sin ningún salto por un ISP de nivel 1.

La contribución de un encaminador al retardo no es una única pausa indivisible. Distinguir sus cuatro componentes muestra si una mejora propuesta puede reducir el retardo que observas.

Cuatro componentes del retardo nodal

El retardo nodal es:

El procesamiento incluye examinar la cabecera, comprobar si hay errores de bits y seleccionar un enlace de salida. En un encaminador de alta velocidad suele durar microsegundos o menos. La espera en cola consiste en esperar a los paquetes que están delante en la salida. Puede ser cero si el enlace está libre y la cola vacía, o durar muchos milisegundos cuando hay carga. A diferencia de los componentes fijos para un paquete y enlace concretos, varía con el resto del tráfico.

Los dos últimos componentes suelen confundirse:

La transmisión consiste en introducir el paquete en el medio. La propagación es el desplazamiento de un bit por él. La fibra y el cobre tienen una velocidad de señal aproximada de $2\times {10}^8$ m/s; la radio a través del aire o el espacio se aproxima a $3\times {10}^8$ m/s. En fibra, cada kilómetro añade unos 5 µs de propagación.

Un enlace largo

Envía un paquete de 1500 bytes por un enlace de fibra de 100 Mbps y 2000 km de longitud.

1. Convierte el tamaño del paquete: $1500\times 8=12000$ bits.
2. Divide por la tasa: $12000\mathrm{/}{10}^8=\mathrm{0,00012}$ s, o 0,12 ms de transmisión.
3. Convierte la distancia: 2000 km son 2 000 000 m.
4. Divide por la velocidad de propagación: $2\times {10}^6\mathrm{/}(2\times {10}^8)=\mathrm{0,01}$ s, o 10 ms.

Predomina la propagación. Cuando el emisor termina de introducir el paquete en el enlace después de 0,12 ms, su primer bit solo ha recorrido $\mathrm{0,00012}\times 2\times {10}^8=24000$ m, o 24 km. Por tanto, el paquete puede estar completamente en el enlace antes de que llegue su primer bit.

Un enlace corto a la misma tasa

En 10 m de cable, la propagación tarda $10\mathrm{/}(2\times {10}^8)=50$ ns. El paquete sigue necesitando 0,12 ms para entrar en el enlace. Cuando llega su primer bit, solo han salido del emisor $50\times {10}^{-9}\times {10}^8=5$ bits. Aquí predomina la transmisión.

Aumentar la tasa del enlace largo a 1 Gbps reduce su tiempo de transmisión a 0,012 ms. La propagación permanece en 10 ms. Una tasa de bits mayor introduce más bits por segundo; no hace que un bit viaje más rápido por la fibra.

Mantén las unidades coherentes antes de sustituir: multiplica los bytes por 8, los kilómetros por 1000 y los Mbps por un millón. Dividir directamente bytes por bit/s hace perder el factor ocho, mientras que usar kilómetros con m/s hace perder un factor de 1000.

Para un paquete, el almacenamiento y reenvío convierte el trayecto en una secuencia de transmisiones. Suma la contribución de cada enlace y el trabajo de cada encaminador para determinar cuándo llega el último bit al destino.

Suma por separado enlaces y encaminadores

Para $N$ enlaces idénticos y $N-1$ encaminadores intermedios, con colas vacías:

Añade por separado cualquier procesamiento en los extremos. Para enlaces diferentes, calcula cada término de transmisión y propagación con la tasa y distancia de ese enlace. Añade la espera en cola donde ocurra; no tiene por qué ser igual en todos los encaminadores.

Considera sistema terminal → R1 → R2 → servidor. Un paquete de 12 000 bits atraviesa un enlace de 100 Mbps y 10 km, otro de 1 Gbps y 1000 km y, por último, uno de 50 Mbps y 5 km. La velocidad de la señal es $2\times {10}^8$ m/s. Cada encaminador procesa el paquete durante 20 µs y las colas están vacías.

Dos encaminadores añaden $2\times \mathrm{0,02}=\mathrm{0,04}$ ms. El último bit llega después de $\mathrm{0,372}+\mathrm{5,075}+\mathrm{0,04}=\mathrm{5,487}$ ms. La propagación del enlace intermedio por sí sola representa más del 90 % de este total. Contar la transmisión solo en el enlace más lento daría un retardo incompleto para un paquete.

Distingue el tiempo de llegada del tiempo de ida y vuelta

En un solo enlace, el último bit de un mensaje de $F$ bits llega después de $F\mathrm{/}R+d\mathrm{/}s$. El último bit debe salir primero del emisor y después viajar hasta el receptor. Los bits anteriores se propagan mientras los posteriores aún se están transmitiendo.

El tiempo de ida y vuelta (RTT) va desde el envío de una sonda hasta el regreso de su respuesta. Incluye los retardos de ida y vuelta más el tiempo de respuesta del destino. El comando ping lo mide. Duplicar una estimación de ida solo funciona cuando las hipótesis sobre el trayecto inverso y la respuesta justifican ese cálculo.

Cuenta los bits en tránsito

El producto ancho de banda-retardo de un enlace es $R\times d_{\text{prop}}$. Un enlace de 1 Gbps que transmite continuamente y tiene 10 ms de propagación puede contener ${10}^9\times \mathrm{0,01}={10}^7$ bits, o 1,25 MB, en tránsito. Un bit ocupa $s\mathrm{/}R=\mathrm{0,2}$ m de ese enlace. El producto es una cantidad de datos, no un retardo.

Incluye los retardos previos a la transmisión

Una fuente de voz que produce 64 kbps tarda un tiempo en llenar una carga útil de 160 bytes. Debe reunir $160\times 8=1280$ bits, lo que requiere $1280\mathrm{/}64000=20$ ms. Este es el retardo de paquetización, que se produce antes de poder enviar el paquete. Un acceso compartido como Wi-Fi también puede añadir una espera para acceder al canal.

En trayectos LAN cortos pueden predominar la transmisión y el procesamiento, en trayectos largos la propagación y en trayectos congestionados las colas. Acercar una copia de una CDN que sirve contenidos reduce el término de distancia; aumentar la tasa de un enlace reduce principalmente la transmisión y, si la demanda no cambia, la espera en cola.

Una cola de salida crece siempre que las llegadas exigen temporalmente más trabajo del que el enlace puede completar. Tanto la carga media como el momento de las llegadas importan, especialmente cuando el espacio del búfer es limitado.

Compara la carga de llegada con la capacidad de servicio

La intensidad de tráfico es:

$I=La\mathrm{/}R$,

donde $a$ es la media de paquetes que llegan por segundo, $L$ es la longitud del paquete en bits, o la longitud media para paquetes variables, y $R$ es la tasa del enlace. El numerador representa los bit/s de entrada, por lo que la intensidad es una relación sin unidades.

Cuando $I>1$ se mantiene, las llegadas superan la capacidad de servicio. Una cola ilimitada crecería sin límite; en cambio, un búfer real de capacidad finita se llena y descarta paquetes. Mantener la intensidad media por debajo de 1 es una regla básica de diseño, pero no elimina las ráfagas.

Una misma media puede generar esperas distintas

Partiendo de una cola vacía y un enlace libre, una llegada cada $L\mathrm{/}R$ segundos permite que cada paquete encuentre el enlace preparado. Para lotes de $N$ paquetes cada $NL\mathrm{/}R$ segundos, el lote se ajusta a la misma capacidad media, pero sus paquetes se esperan unos a otros. El paquete $n$ espera $(n-1)L\mathrm{/}R$, lo que da una espera media de $(N-1)L\mathrm{/}(2R)$.

Para cinco paquetes y un tiempo de servicio de 1,2 ms, las esperas son 0, 1,2, 2,4, 3,6 y 4,8 ms. Su total es 12 ms, lo que da una media de 2,4 ms. La espera excluye el tiempo de transmisión de cada paquete.

Llegadas aleatorias cerca de la carga máxima

Las llegadas aleatorias producen colas irregulares. Un modelo, M/M/1, supone llegadas de Poisson independientes, longitudes de paquete independientes con distribución exponencial y media $L$, un servidor y un búfer ilimitado. Para una carga estable inferior a 1, su espera media en cola es:

Con un tiempo medio de servicio de 1,2 ms, aumentar la intensidad de 0,5 a 0,8 eleva la espera media de 1,2 ms a 4,8 ms. Con 0,9 es de 10,8 ms; con 0,96 es de 28,8 ms. La reducción de la capacidad disponible hace que los retardos crezcan bruscamente cerca de la carga máxima.

Para 800 paquetes/s, una longitud media de 12 000 bits y un enlace de 10 Mbps, la intensidad es $12000\times 800\mathrm{/}{10}^7=\mathrm{0,96}$. El modelo da $\mathrm{0,96}\mathrm{/}\mathrm{0,04}\times \mathrm{1,2}=\mathrm{28,8}$ ms. Al aumentar la tasa a 20 Mbps, la intensidad pasa a 0,48 y el tiempo medio de servicio a 0,6 ms. La nueva espera media es $\mathrm{0,48}\mathrm{/}\mathrm{0,52}\times \mathrm{0,6}\approx \mathrm{0,55}$ ms. Ambos factores cambian, por lo que el tiempo de espera se reduce mucho más de la mitad.

Los búferes finitos equilibran pérdidas y retardo

Un búfer lleno no puede contener todas las llegadas. Un encaminador descarta un paquete, lo que produce una pérdida; los errores de bits inalámbricos también pueden causarla. Las ráfagas pueden llenar un búfer incluso cuando la intensidad media es inferior a 1. Un búfer más grande absorbe una mayor parte de una ráfaga, pero las colas largas persistentes crean latencia excesiva por acumulación en búferes: un retardo alto pese a que haya menos descartes.

El encaminador no vuelve a enviar un paquete que ha descartado por falta de espacio. TCP puede detectar los datos ausentes y hacer que el origen los retransmita de extremo a extremo. UDP no proporciona retransmisión en la capa de transporte, por lo que una aplicación debe gestionar los datos ausentes, quizá como un fallo breve de vídeo.

La tasa de bits entregados a un receptor es su rendimiento. Describe cuánto llega por segundo, mientras que el retardo describe cuánto tarda un paquete o intercambio individual.

Mide la tasa entregada

El rendimiento instantáneo es la tasa en un momento concreto. El rendimiento medio es la cantidad recibida dividida por el tiempo de transferencia transcurrido:

Una llamada de voz necesita poco retardo y una tasa de bits moderada; una descarga grande se beneficia sobre todo de un rendimiento sostenido. Un enlace distante de alta capacidad puede permitir una descarga rápida y producir aun así un retardo perceptible en una conversación.

Encuentra el enlace limitante

Para una transferencia larga por un trayecto sin otro tráfico, el enlace más lento limita la tasa sostenida:

Las tasas de los enlaces son capacidades en serie, no números que deban sumarse o promediarse. Un enlace anterior puede enviar más rápido durante un breve período, pero sus paquetes sobrantes deben esperar en la salida más lenta. Esa cola no puede hacer que el receptor obtenga datos más rápido de lo que los transmite el enlace lento.

El enlace de acceso de un servidor funciona a 100 Mbps y el de un cliente a 25 Mbps. Su trayecto admite 25 Mbps cuando ningún otro enlace impone un límite inferior. Un archivo de 500 MB contiene $500\times 8=4000$ Mbit, por lo que la estimación basada en la capacidad es $4000\mathrm{/}25=160$ s, sin contar el inicio, la propagación ni la sobrecarga de los protocolos.

Si el cliente mejora su conexión a 1 Gbps, el enlace de 100 Mbps del servidor pasa a ser el limitante. La estimación pasa a $4000\mathrm{/}100=40$ s. Mejorar de nuevo la conexión del cliente no aumentaría la capacidad de este trayecto.

Incluye la capacidad compartida

La tasa total de un enlace del núcleo no tiene por qué estar disponible para una sola transferencia. Si $M$ transferencias comparten un enlace por igual, cada una recibe una parte $R\mathrm{/}M$. Combina esa parte con los enlaces de los extremos:

Cincuenta transferencias que comparten por igual 1 Gbps reciben 20 Mbps cada una. Para el servidor original de 100 Mbps y el cliente de 25 Mbps, el enlace compartido del núcleo pasa a ser el limitante a 20 Mbps. El archivo de 500 MB tarda ahora unos $4000\mathrm{/}20=200$ s.

Los enlaces de acceso suelen limitar el rendimiento, pero los enlaces limitantes pueden encontrarse en cualquier punto y cambiar al variar la demanda. Las cabeceras de los paquetes consumen capacidad, las pérdidas requieren recuperación y los protocolos de transporte pueden reducir las tasas de envío durante la congestión. Por tanto, el rendimiento de la aplicación puede ser inferior a la estimación basada en la tasa bruta del enlace.

Elige el cálculo correcto del tiempo de transferencia

Cuando el rendimiento medio ya se ha medido durante una transferencia completa, $T=F\mathrm{/}\text{rendimiento medio}$ da directamente el tiempo transcurrido. Añadir de nuevo el RTT contaría el retardo dos veces.

Cuando se estima a partir de la capacidad del enlace limitante, $F\mathrm{/}{R}_{\text{limitante}}$ omite los retardos de inicio y del trayecto. Esas adiciones importan sobre todo para objetos pequeños. Un objeto de 10 kB solo necesita 3,2 ms de transmisión a 25 Mbps, por lo que un tiempo de ida y vuelta de decenas de milisegundos puede predominar en su tiempo de descarga. Para un archivo grande, suele predominar la cantidad de datos dividida por la tasa sostenida.

traceroute descubre los encaminadores que responden hacia un destino y registra un tiempo de ida y vuelta hasta cada uno. Windows llama al comando tracert. Ambos aprovechan un campo que normalmente impide que los paquetes circulen indefinidamente.

Haz que las sondas venzan en encaminadores sucesivos

El tiempo de vida (TTL) de IPv4 es un contador de saltos; IPv6 llama al campo correspondiente límite de saltos. Un encaminador reduce el valor antes de reenviar. Si el valor llega a cero, el encaminador descarta el paquete y devuelve un mensaje ICMP de tiempo excedido cuando su configuración y el filtrado lo permiten.

Traceroute envía sondas empezando con TTL 1. El primer encaminador hace que estas sondas venzan y puede identificarse mediante su respuesta. Las sondas con TTL 2 pueden pasar ese encaminador y vencer en el siguiente. Al aumentar el valor se descubren saltos sucesivos que responden. Por defecto se envían tres sondas por TTL, lo que produce tres mediciones de RTT en cada salto.

Para sistema terminal → R1 → R2 → R3 → servidor:

Si se reciben todas las respuestas, este recorrido de cuatro saltos envía doce sondas. Cada RTT comienza cuando su sonda concreta sale del origen y termina cuando regresa la respuesta de esa sonda. El valor no es el tiempo necesario para cruzar únicamente el enlace desde el salto anterior mostrado.

Reconoce la respuesta del destino

El método predeterminado de Linux y macOS envía sondas UDP a un puerto de destino improbable, empezando en 33434 y aumentando el puerto en cada sonda. Un destino sin ningún proceso a la escucha devuelve un mensaje ICMP de puerto inaccesible. Pese a su nombre de error, esa respuesta indica a traceroute que la sonda llegó al destino.

tracert de Windows envía solicitudes de eco ICMP; al llegar al destino obtiene una respuesta de eco. Las sondas que vencen en puntos intermedios siguen produciendo mensajes de tiempo excedido. traceroute de Linux y tracert de Windows tienen por defecto un máximo de 30 saltos. Un recorrido termina cuando el destino responde o se alcanza el límite.

Ejecuta el comando e identifica la salida

Utiliza traceroute example.org en Linux o macOS, o tracert example.org en Windows. La dirección de origen de una respuesta identifica una interfaz de encaminador. Las consultas DNS pueden añadir nombres legibles. Utiliza traceroute -n example.org o tracert -d example.org para omitir esas consultas y ver direcciones numéricas sin esperar a la resolución de nombres.

Los nombres de encaminadores elegidos por los operadores contienen a veces un código de ciudad o aeropuerto, pero un nombre es una pista, no una medición geográfica. Un encaminador también tiene varias interfaces, por lo que distintos recorridos pueden mostrar diferentes direcciones para el mismo dispositivo.

El listado resultante registra las respuestas a esas sondas en ese momento. Las rutas pueden cambiar entre ejecuciones y el equilibrado de carga puede enviar sondas por trayectos diferentes. Las sondas viajan hacia el destino, mientras que cada RTT medido también incluye un viaje de vuelta que el listado no revela.

Lee un recorrido como un conjunto de respuestas cronometradas. Una fila indica el número de salto, los nombres o direcciones de las interfaces que responden y los RTT de sus sondas. El silencio y las variaciones necesitan interpretación antes de convertirse en un diagnóstico.

Lee un recorrido completo

Este recorrido utiliza direcciones privadas y de documentación:

1 gw.home.example (192.168.1.1)              1.9 ms  1.6 ms  1.7 ms
2 10.20.0.1                               8.4 ms  8.9 ms  8.1 ms
3 core1.city-a.isp.example (198.51.100.17)   9.6 ms 10.2 ms  9.8 ms
4 * * *
5 ix1.city-b.transit.example (203.0.113.40) 21.5 ms 21.1 ms 22.0 ms
6 sub1.ocean.transit.example (203.0.113.73) 84.3 ms 83.9 ms 84.6 ms
7 www.example.org (192.0.2.80)             85.2 ms 85.0 ms 86.1 ms

El encaminador doméstico responde en unos 1,7 ms, el siguiente salto en unos 8,4 ms y el destino en unos 85 ms. Son tiempos de ida y vuelta desde el origen hasta cada salto. Los tres números de una fila corresponden a sondas diferentes, no a tres partes del retardo de un paquete.

Gestiona las respuestas ausentes

Un asterisco significa que no llegó una respuesta antes del tiempo de espera máximo: normalmente 4 s en Windows y hasta 5 s en Linux con la configuración predeterminada. Un encaminador puede suprimir o limitar la tasa de respuestas ICMP; un cortafuegos puede filtrarlas; una sonda o su respuesta pueden perderse.

El salto 5 responde después del salto 4, que no responde. Por tanto, el recorrido muestra que las sondas pueden pasar más allá de ese punto. No demuestra que se esté descartando tráfico ordinario en el salto 4. Los asteriscos al final pueden significar que el destino o un cortafuegos cercano no responde a las sondas, pero también es posible que exista un problema real de accesibilidad. Comprueba otras pruebas antes de elegir la causa.

Busca un cambio duradero

El RTT mínimo sube de 21,1 ms en el salto 5 a 83,9 ms en el salto 6: un aumento de 62,8 ms que persiste en el salto 7. Esto sugiere un retardo adicional en el trayecto cerca de esa parte de la ruta.

Si todo el aumento fuera propagación en un enlace de fibra adicional utilizado en ambos sentidos, el tiempo adicional de ida sería $\mathrm{62,8}\mathrm{/}2=\mathrm{31,4}$ ms. A $2\times {10}^8$ m/s, eso corresponde a $\mathrm{0,0314}\times 2\times {10}^8=6280000$ m, o 6280 km. Esta estimación depende del modelo de trayecto indicado. Las distintas rutas de respuesta, las colas y los tiempos de respuesta de los encaminadores pueden alterar el aumento; el recorrido no identifica el tipo de cable ni mide la longitud del enlace.

Distingue el reenvío de la respuesta

Un encaminador puede responder lentamente mientras reenvía paquetes con rapidez. Su procesamiento de ICMP puede tener baja prioridad y su respuesta puede tomar un trayecto de vuelta diferente. Un RTT alto que desaparece en saltos posteriores suele señalar una respuesta lenta, mientras que un aumento persistente merece investigación.

Los valores mínimos repetidos ayudan a estimar el retardo fijo, mientras que la dispersión de los RTT puede revelar una espera en cola variable. Ninguno de los dos permite una separación perfecta: el procesamiento de respuestas y los cambios de trayecto también pueden variar. Compara ejecuciones a distintas horas y utiliza mediciones repetidas de ping para comprobar el destino a lo largo del tiempo.

El equilibrado de carga puede mostrar varias direcciones en un salto. Paris traceroute mantiene constantes los campos de cabecera que identifican el flujo para reducir los cambios de trayecto causados por el equilibrado por flujo, pero el equilibrado por paquete aún puede separar las sondas. Los túneles MPLS pueden ocultar encaminadores internos, por lo que los saltos mostrados no tienen por qué revelar todos los encaminadores físicos.