Comutação de pacotes e desempenho de redes

Uma requisição web começa em uma aplicação e termina em outra. A internet fornece os enlaces e equipamentos de comutação entre elas, enquanto regras compartilhadas permitem que dispositivos construídos separadamente troquem mensagens úteis.

Hospedeiros, enlaces e comutadores

Um hospedeiro, ou sistema final, executa aplicações. Telefones, notebooks, sensores e servidores são hospedeiros; muitos servidores ficam agrupados em centros de dados. Um cliente solicita um serviço, como um navegador que solicita uma página. Um servidor fornece o serviço. Esses nomes descrevem papéis em uma comunicação, não dois tipos físicos diferentes de computador.

Enlaces de comunicação transportam sinais por cobre, cabo coaxial, fibra óptica ou rádio. Comutadores de pacotes passam dados de um enlace para outro. Roteadores unem redes e formam grande parte do núcleo da rede; comutadores da camada de enlace conectam dispositivos principalmente em redes locais e de acesso. A sequência de enlaces e comutadores atravessados por um pacote é seu caminho, ou rota.

A borda da rede consiste nos sistemas finais e nas redes de acesso que os conectam. O núcleo da rede é a malha de comutadores e enlaces que interconecta essas redes de acesso. Em um download residencial, o notebook pertence à borda mesmo quando o servidor está a milhares de quilômetros: a distância geográfica não transforma um sistema final em um roteador do núcleo.

O serviço e as regras

Vista como um serviço, a internet transporta dados entre aplicações distribuídas: navegadores e servidores web, participantes de chamadas, jogos e programas de correio eletrônico. Um programa entrega dados ao sistema operacional por uma interface de socket. A rede então transporta esses dados até o programa receptor.

Um protocolo define formatos e ordem de mensagens e as ações executadas quando mensagens são enviadas ou recebidas. O HTTP rege as trocas na web, enquanto o TCP e o IP desempenham outras funções na pilha TCP/IP. Concordar apenas sobre um cabo não basta: os sistemas que se comunicam também precisam interpretar as mensagens e reagir a elas de maneira consistente.

Converta tamanhos antes de calcular o tempo

Um remetente divide os dados da aplicação em partes e acrescenta cabeçalhos, produzindo pacotes. A taxa de um enlace indica quantos bits ele pode colocar no meio a cada segundo. Aplicam-se prefixos decimais: 1 kbps equivale a 1.000 bit/s, 1 Mbps a um milhão de bit/s e 1 Gbps a um bilhão de bit/s.

Os tamanhos de arquivos costumam usar bytes. Um byte contém 8 bits; 1 kB equivale a 1.000 bytes e 1 MB a um milhão de bytes. Um MiB é uma quantidade diferente: 1.048.576 bytes, cerca de 5% maior que um MB.

Para transmitir um arquivo de 1 MB em um enlace de 20 Mbps:

1. Converta o tamanho: $1\text{ MB}=8\times {10}^6\text{ bits}$.
2. Expresse a taxa: $20\text{ Mbps}=20\times {10}^6\text{ bit/s}$.
3. Divida o tamanho pela taxa: $8\times {10}^6\mathrm{/}(20\times {10}^6)=\mathrm{0,4}\text{ s}$.

Esse é o tempo para colocar os bits nesse enlace. O tempo de deslocamento e a espera em outros pontos são atrasos separados. A 100 Mbps, a taxa máxima correspondente em bytes é $100\mathrm{/}8=\mathrm{12,5}$ MB/s. Interpretar Mbps como MB/s produz uma estimativa de tempo de transferência oito vezes menor que a correta.

Uma conexão residencial tem dois trechos: uma rede local dos seus dispositivos até o roteador doméstico e uma conexão de acesso à rede do ISP. Uma conexão Wi-Fi local rápida não elimina uma limitação nesse segundo trecho.

Linhas telefônicas de cobre e redes a cabo

Um roteador doméstico costuma combinar um roteador, um ponto de acesso Wi-Fi e um pequeno comutador Ethernet. Um modem separado pode conectá-lo ao meio de acesso. Essa conexão leva à rede do ISP e a seu primeiro roteador, ou roteador de borda.

A DSL reutiliza um par telefônico de cobre. O modem DSL doméstico se comunica com um DSLAM na central do provedor. Na ADSL, faixas de frequência separam voz, dados de subida e dados de descida. A faixa de voz ocupa 0–4 kHz; a faixa de descida é mais larga que a de subida. Cada residência tem seu próprio par de cobre até a central.

Os serviços DSL residenciais geralmente oferecem mais capacidade de descida que de subida. A família DSL também tem formas simétricas usadas principalmente por empresas. Linhas de cobre mais longas enfraquecem o sinal e captam mais ruído, reduzindo a taxa disponível. A fibra até um armário na rua encurta o trecho de cobre; a VDSL costuma usar menos de um quilômetro de cobre.

O acesso por cabo usa uma rede híbrida de fibra óptica e cabo coaxial, ou HFC. A fibra chega aos nós dos bairros; o cabo coaxial chega então a, geralmente, centenas de residências. O modem a cabo de uma residência troca dados com um CMTS na central de distribuição. O DOCSIS 4.0, publicado em 2020, especifica capacidade de até 10 Gbps de descida e 6 Gbps de subida para o canal compartilhado. Esses valores descrevem a capacidade do canal, não uma taxa reservada para cada residência.

Qual capacidade é compartilhada?

Os sinais de descida do cabo chegam a todas as residências do nó. Os usuários de subida precisam alternar o uso. A FTTH leva fibra até a residência; em uma rede óptica passiva (PON), um divisor sem alimentação elétrica geralmente atende 32 ou 64 residências. O provedor tem um OLT, e cada residência, um ONT. Cada ONT seleciona seus próprios dados de descida. A FTTH suporta taxas de acesso muito altas, muitas vezes de 1 Gbps ou mais, e serviços simétricos são comuns.

Acesso sem um cabo novo

O acesso fixo sem fio 5G usa um modem residencial fixo e uma estação rádio base celular próxima. O acesso por satélite pode alcançar residências remotas. Um satélite GEO orbita a 35.786 km, portanto o percurso mais curto de ida e volta entre solo e satélite é de 71.572 km. A $3\times {10}^8$ m/s, isso acrescenta cerca de 0,24 s em um sentido e 0,48 s para uma solicitação e sua resposta, antes dos outros atrasos.

Um satélite LEO a cerca de 550 km proporciona uma distância mínima de subida e descida de cerca de 1.100 km, ou 3,7 ms. Os caminhos reais também dependem da geometria e das conexões terrestres. A taxa de acesso anunciada, portanto, não basta para prever um download: o uso compartilhado, uma linha DSL longa ou um enlace mais lento adiante no caminho podem reduzir a taxa efetivamente obtida.

Dentro de um escritório, um pacote pode começar no cobre ou no rádio e sair do edifício pela fibra. Um pacote móvel também entra no mesmo núcleo da internet depois de seu trecho de acesso sem fio. Cada enlace tem seu próprio meio e seus próprios limites.

Acesso local e em áreas extensas

Uma rede local (LAN) conecta dispositivos próximos a um roteador de borda. Com Ethernet, um computador geralmente se conecta por par trançado de cobre a um comutador a 1 Gbps. Servidores costumam se conectar a 10 Gbps ou mais. Enlaces entre os comutadores e o roteador unem essas conexões locais em um caminho utilizável.

O Wi-Fi, baseado no IEEE 802.11, troca pacotes por rádio com um ponto de acesso conectado à LAN. Ele cobre distâncias de dezenas de metros. Dispositivos que compartilham seu canal de rádio disputam tempo de transmissão, portanto acrescentar usuários ativos reduz a capacidade disponível para cada um.

O acesso celular cobre uma área mais extensa. Um telefone troca pacotes com uma estação rádio base da operadora, às vezes a vários quilômetros de distância. 4G LTE e 5G fornecem esse acesso; o 5G suporta taxas maiores e menor atraso, com faixas de frequência mais altas oferecendo mais capacidade em alcances menores. A taxa que um telefone alcança ainda depende das condições do sinal e da carga da célula.

A conexão por rádio não leva a uma internet sem fio separada. Além do ponto de acesso ou da estação rádio base, os pacotes atravessam redes interconectadas comuns. A rede de transporte de acesso celular, a conexão de uma estação rádio base à rede da operadora, pode usar rádio por micro-ondas, além de meios cabeados.

Escolha o meio para a função

Um meio de transmissão guiado confina um sinal a um caminho físico. Um meio não guiado permite que ele se propague pelo ar ou pelo espaço.

O par trançado não blindado é comum em LANs. A categoria 6A suporta Ethernet de 10 Gbps por até 100 m. A fibra transporta dezenas a centenas de Gbps em um enlace, com mais capacidade possível por meio de vários comprimentos de onda. Sua baixa perda de sinal é adequada a enlaces de longa distância de backbone e submarinos. Em enlaces curtos, equipamentos ópticos podem custar mais que equipamentos de cobre, e interceptar a fibra é difícil, mas possível.

O rádio é afetado pela perda de percurso, pois os sinais enfraquecem com a distância e ao atravessar obstáculos. A propagação por múltiplos percursos ocorre quando reflexões chegam por caminhos diferentes em momentos diferentes. Outros transmissores acrescentam interferência. Esses efeitos tornam as taxas e os erros de enlaces sem fio menos previsíveis que os de enlaces cabeados.

Escolha conforme a instalação

Um leitor móvel de estoque precisa de liberdade de movimento, o que torna o rádio valioso mesmo onde a Ethernet é mais rápida. Um enlace fixo entre edifícios distantes pode favorecer a fibra pelo alcance e pela resistência à interferência elétrica. A mão de obra de instalação muitas vezes custa mais que o próprio cabo, portanto edifícios novos costumam receber fibra e cabos sobressalentes juntos. Uma comparação útil considera taxa, distância, custo de instalação, interferência e mobilidade, não apenas a taxa máxima de uma tecnologia.

A comutação de pacotes divide uma mensagem em pacotes encaminhados independentemente. Cada enlace de saída envia um pacote à taxa integral do enlace, enquanto outros pacotes podem estar atravessando outros enlaces ao mesmo tempo.

Espere o pacote inteiro

Com armazenamento e encaminhamento, um comutador recebe o pacote completo antes de enviar seu primeiro bit no enlace seguinte. Para um pacote de comprimento $L$ bits e taxa $R$ bit/s, uma transmissão leva $L\mathrm{/}R$ segundos.

Um pacote de 1.500 bytes contém 12.000 bits. Em um enlace de 10 Mbps:

Em três enlaces de mesma taxa, o pacote é transmitido três vezes. Desconsiderando propagação, processamento e fila, ele chega após $3\times \mathrm{1,2}=\mathrm{3,6}$ ms. Três enlaces significam dois roteadores intermediários: conte as conexões, incluindo as da origem e do destino.

Forme uma transmissão de pacotes em pipeline

Agora envie cinco pacotes iguais em sequência por esses três enlaces. A origem envia o pacote 2 enquanto o primeiro roteador encaminha o pacote 1. Depois que o primeiro pacote preenche o caminho, os pacotes seguintes chegam com um intervalo de tempo de transmissão entre eles.

Para $P$ pacotes iguais em $N$ enlaces de mesma taxa, sem outros atrasos, a chegada do último ocorre após:

O primeiro pacote paga por todas as $N$ transmissões; cada pacote restante acrescenta mais um intervalo de transmissão. Multiplicar $P\times N\times L\mathrm{/}R$ faria cada enlace esperar até que o pacote anterior chegasse ao destino, eliminando o trabalho em paralelo que a rede pode realizar.

Os cinco pacotes contêm 60.000 bits no total. Enviar esses bits como uma única mensagem indivisa levaria 6 ms por enlace e 18 ms em três enlaces com armazenamento e encaminhamento. A transferência em pacotes de 8,4 ms é mais rápida porque o encaminhamento começa antes da chegada da mensagem inteira. Cabeçalhos adicionais dos pacotes também usam capacidade; eles são separados desta comparação de quantidades iguais de dados.

Decida para onde o pacote vai

Um roteador examina o endereço IP de destino no cabeçalho de um pacote. Sua tabela de encaminhamento associa faixas de endereços de destino a enlaces de saída. Protocolos de roteamento preenchem essas tabelas; encaminhamento é o ato local de consultar uma tabela e enviar esse pacote pela interface escolhida.

Cada enlace de saída tem um buffer de saída, ou fila. Se esse enlace estiver ocupado, os pacotes recém-chegados esperam ali. Seu tempo de espera é o atraso de fila, que muda conforme o tráfego que chega àquela saída. Uma entrada com pouco tráfego não impede o congestionamento se várias outras entradas alimentarem a mesma saída.

Os buffers têm espaço finito. Quando um buffer fica cheio, o roteador descarta um pacote que chega ou que já está na fila, dependendo de sua política. Isso é perda de pacotes. O armazenamento e encaminhamento explica quando o encaminhamento pode começar; ele não garante que o enlace de saída ou o buffer estará disponível.

A comutação de circuitos reserva recursos ao longo de um caminho inteiro para uma sessão de comunicação. O remetente primeiro estabelece um circuito e depois usa a taxa reservada até o fim da sessão. As redes telefônicas tradicionais ilustram esse projeto.

Uma reserva em enlaces compartilhados

Um circuito é uma parcela reservada da capacidade dos enlaces e comutadores. Ele não precisa ser um fio físico separado. Muitos circuitos podem compartilhar o mesmo cabo mantendo separados seus recursos reservados. Depois que um circuito é estabelecido, os dados de outros usuários não criam filas de saída para sua parcela reservada, portanto o remetente recebe uma taxa constante e atraso previsível.

A multiplexação permite que vários circuitos ocupem um enlace físico. Dois métodos comuns os separam por frequência ou por tempo.

Na FDM, várias faixas existem ao mesmo tempo. As estações de rádio FM são um exemplo conhecido. Os troncos telefônicos analógicos atribuíam às chamadas faixas de cerca de 4 kHz de largura. A largura de banda de uma faixa é uma largura de frequência medida em hertz. Uma taxa de bits é medida em bit/s: as duas unidades descrevem grandezas diferentes.

Na TDM, o tempo se repete em quadros, cada um contendo intervalos fixos. Um circuito recebe um intervalo em cada quadro. Para intervalos iguais sem sobrecarga de quadro, divida a taxa do enlace pelo número de intervalos para obter a taxa desse circuito. Um circuito transmite durante seu próprio intervalo e espera a próxima ocorrência; sua taxa média é sua fração reservada do enlace.

Calcule primeiro a taxa do circuito

Um enlace de 2,048 Mbps tem 32 intervalos iguais por quadro. O estabelecimento do circuito leva 400 ms, e o remetente tem um arquivo de 960.000 bits.

1. Converta a taxa integral do enlace para 2.048.000 bit/s.
2. Divida entre os intervalos: $\mathrm{2.048.000}\mathrm{/}32=64.000\text{ bit/s}$.
3. Divida o tamanho do arquivo pela taxa do circuito: $960.000\mathrm{/}64.000=15\text{ s}$.
4. Some o estabelecimento: $15+\mathrm{0,4}=\mathrm{15,4}\text{ s}$, desconsiderando a propagação.

O remetente não obtém 2,048 Mbps apenas porque outros usuários estão em silêncio. Seu circuito continua com um intervalo em cada quadro. Além disso, o tempo de transmissão do arquivo não é multiplicado pelo número de enlaces no caminho. O circuito reservado transporta um fluxo contínuo de bits; o arquivo inteiro não é armazenado e depois encaminhado como um único pacote em cada comutador. Acrescente a propagação separadamente quando ela fizer parte de uma tarefa.

Considere as reservas não utilizadas

A garantia tem um custo. Quando alguém em uma chamada fica em silêncio ou um usuário para para ler uma página carregada, a parcela do circuito fica ociosa. Outro usuário não pode usar essa parcela sob demanda. Se todos os circuitos estiverem alocados, uma nova conexão poderá ser bloqueada mesmo enquanto algumas conexões existentes não enviam dados. Esse é um limite para admitir sessões, diferente do descarte de pacotes de um buffer cheio.

O tráfego web frequentemente alterna entre downloads curtos e pausas longas. Uma reserva dimensionada para o momento de atividade de cada usuário deixa capacidade sem uso durante as pausas. A comutação de pacotes permite que outros usuários usem essa capacidade conforme seus pacotes chegam.

Compartilhe capacidade quando houver demanda

A multiplexação estatística é o compartilhamento sob demanda de um enlace entre pacotes de diferentes usuários. Um pacote em espera pode usar a próxima oportunidade de transmissão disponível, portanto o silêncio de um usuário não reserva capacidade sem uso. Isso funciona especialmente bem para o tráfego em rajadas, cujos períodos ativos são separados por períodos de silêncio.

Considere dez usuários compartilhando um enlace de 10 Mbps. Um deles envia 2.000 pacotes de 1.000 bits enquanto os outros nove estão em silêncio. Seu total é $2.000\times 1.000=2\times {10}^6$ bits. Com dez reservas TDM iguais, seu circuito de 1 Mbps leva 2 s. Com comutação de pacotes, o enlace inteiro de 10 Mbps envia a rajada em 0,2 s, desconsiderando outros atrasos.

Compare a demanda de pico com a demanda média

Suponha que cada usuário ativo precise de 1 Mbps e esteja ativo independentemente durante 20% do tempo. Um enlace de 10 Mbps com comutação de circuitos pode garantir essa taxa a no máximo dez usuários. A comutação de pacotes pode atender 20 usuários com uma pequena probabilidade de que a demanda simultânea exceda a capacidade.

Seja $X$ o número de usuários ativos. Ele segue uma distribuição binomial: 20 usuários independentes, cada um ativo com probabilidade de 0,2. A probabilidade de exatamente $k$ usuários ativos é:

O coeficiente binomial conta quais usuários estão ativos. A sobrecarga começa com 11 usuários ativos, pois dez cabem exatamente. Some as probabilidades de 11 a 20:

Isso corresponde a cerca de 0,06% do tempo. A demanda média é de apenas 4 Mbps, mas essa média sozinha não informa a probabilidade de sobrecarga. A independência importa: usuários que ficam ativos juntos produzem rajadas simultâneas maiores do que este cálculo prevê.

Escolha o projeto conforme o tráfego

A comutação de pacotes permite o uso eficiente da capacidade e equipamentos de comutação relativamente simples. Espera variável e perda são seus principais custos de serviço. Aplicações em tempo real podem usar buffers de reprodução para suavizar os tempos de chegada, enquanto a retransmissão pode recuperar dados ausentes ao custo de atraso adicional.

Para tráfego constante que precisa de uma taxa garantida, um circuito pode oferecer melhor serviço após o estabelecimento. A comutação de pacotes nem sempre é mais rápida: uma saída muito carregada pode acrescentar uma longa espera. A internet usa comutação de pacotes, e os serviços telefônicos têm migrado cada vez mais dos circuitos para a voz sobre IP.

Conectar-se a um ISP de acesso dá a um hospedeiro uma primeira rede para usar. Alcançar hospedeiros em outros lugares exige acordos entre redes. Essas redes operadas independentemente formam, juntas, a internet.

Por que se interconectar por meio de provedores?

Conectar diretamente cada ISP de acesso a todos os outros exigiria $n(n-1)\mathrm{/}2$ enlaces para $n$ ISPs. Com 10.000 ISPs, seriam 49.995.000 enlaces separados. Manter tantas relações e conexões físicas não seria facilmente escalável.

Em vez disso, os ISPs de acesso compram trânsito IP de provedores maiores. Um cliente paga a um provedor para transportar tráfego entre a rede do cliente e o restante da internet, com cobranças geralmente relacionadas ao tráfego trocado. Provedores regionais podem comprar trânsito de provedores ainda maiores. Alguns ISPs de acesso se conectam diretamente ao nível superior.

Um ISP de nível 1 alcança todos os destinos da internet sem comprar trânsito. Cerca de uma dúzia de grandes redes internacionais costuma ser descrita dessa forma, e elas se interconectam. Nível 1 descreve uma posição de alcançabilidade e comercial; isso não significa que todo pacote precise atravessar uma dessas redes.

Diferencie trânsito IP de troca direta de tráfego

Um parceiro não fornece, apenas pela troca direta de tráfego, trânsito para todas as outras redes que consegue alcançar. Essa distinção importa ao acompanhar caminhos possíveis. As redes frequentemente trocam tráfego diretamente em um ponto de troca de tráfego (PTT ou IXP), uma instalação de comutação compartilhada onde muitos ISPs e provedores de conteúdo se encontram. Grandes pontos de troca em cidades como Frankfurt, Amsterdã e Londres conectam centenas de redes.

Um ponto de presença (PoP) é um local de um provedor com roteadores onde clientes podem se conectar. Um IXP reúne muitas redes para trocar tráfego; um PoP é um local dentro da área de atuação de um provedor. Uma rede também pode usar conexão a múltiplos provedores, conectando-se a dois ou mais provedores para aumentar a resiliência. Se um provedor falhar, outra conexão pode mantê-la acessível, desde que o caminho restante e os próprios equipamentos do cliente funcionem.

Acompanhe um caminho e os pagamentos

Ana usa o ISP a cabo A. A paga ao ISP regional R, que paga ao provedor de nível 1 T1. Ben usa a operadora móvel B, que paga ao provedor de nível 1 T2. T1 e T2 trocam tráfego diretamente. Um pacote pode seguir:

A → R → T1 → T2 → B.

Os pagamentos seguem as conexões cliente-provedor, não todos os sentidos em que um pacote trafega. B paga a T2 pela conectividade mesmo quando esse pacote está chegando a B. T1 e T2 geralmente trocam seu tráfego sem pagamento entre as partes.

Se A e B participarem de um IXP e concordarem em trocar tráfego diretamente, o tráfego de seus clientes poderá passar diretamente entre A e B. Eles evitam o trânsito por provedores superiores para esse tráfego e muitas vezes encurtam o caminho. As conexões de trânsito continuam úteis para destinos fora das redes e dos clientes dos parceiros.

Um sistema autônomo (AS) é uma rede operada independentemente, ou parte dela, com sua própria política de roteamento e número de AS. Um ISP pode operar vários ASes. Isso dá uma unidade administrativa à ideia de rede de redes: ASes administrados separadamente se interconectam por meio das relações comerciais descritas.

Um serviço de vídeo pode entregar dados com mais eficiência quando controla uma rede próxima de seu público. Grandes empresas de conteúdo combinam redes de backbone privadas, conexões diretas com ISPs e cópias próximas de arquivos populares.

Empresas de conteúdo também constroem redes

Empresas como Google, Microsoft, Amazon e Meta operam redes de provedores de conteúdo que ligam seus centros de dados. Essas redes globais privadas permitem que elas controlem uma parte maior da rota usada por seus serviços e reduzam a dependência de trânsito comprado.

Uma rede de conteúdo pode trocar tráfego diretamente com um ISP de acesso ou regional em um IXP ou por uma conexão privada. O tráfego então entra nesse ISP sem primeiro subir toda a hierarquia de provedores. Para destinos não alcançados por esses acordos, a rede de conteúdo pode comprar trânsito de um provedor superior. Esse provedor não precisa ser de nível 1; algumas grandes redes de conteúdo dependem principalmente de conexões diretas.

A razão econômica e a razão de desempenho se reforçam. A troca direta pode evitar cobranças de trânsito para esse tráfego, e um caminho mais curto geralmente atravessa menos enlaces. Porém, possuir um backbone e trocar tráfego diretamente não é o mesmo que manter uma cópia de cada arquivo perto de cada usuário. A localização dos servidores é uma parte separada da entrega.

Coloque o conteúdo perto da solicitação

Uma rede de distribuição de conteúdo (CDN) instala servidores com cópias de conteúdo popular dentro ou perto de redes de acesso e em pontos de troca de tráfego. Vídeos, arquivos web e atualizações de software podem então vir de um servidor próximo em vez de um centro de dados de origem distante. Isso reduz o tráfego de longa distância e o componente de propagação do atraso.

Uma pessoa em uma cidade que solicita um vídeo em cache pode atravessar apenas alguns saltos dentro do ISP de acesso. Compare com um centro de dados a 8.000 km de distância. Mesmo uma rota de fibra ideal desse comprimento contribui com:

em um sentido. Uma solicitação e sua resposta acrescentam pelo menos $2\times \mathrm{0,04}=\mathrm{0,08}$ s, ou 80 ms, apenas de propagação. Filas, transmissão, equipamentos e uma rota real de cabo mais longa podem acrescentar mais. Aumentar a taxa do enlace não elimina essa distância; usar uma cópia de conteúdo mais próxima a reduz.

Interprete a estrutura mais horizontal da rede

Essas organizações coexistem. Provedores de acesso, regionais e de nível 1 ainda formam uma hierarquia flexível, mas conexões diretas de conteúdo transportam uma grande parte do tráfego. Conexões a múltiplos provedores, trocas diretas privadas e IXPs acrescentam mais enlaces entre os níveis.

Nenhuma organização possui ou opera sozinha todo esse sistema. Uma rota reflete as interconexões disponíveis entre redes administradas independentemente. Ao acompanhar um download, pergunte primeiro onde está a cópia de conteúdo que o atende e quais redes têm acordos diretos. Uma CDN dentro do ISP do usuário pode explicar um caminho curto sem nenhum salto por um provedor de nível 1.

A contribuição de um roteador para o atraso não é uma única pausa indivisível. Distinguir suas quatro partes mostra se uma atualização proposta pode resolver o atraso observado.

Quatro partes do atraso nodal

O atraso nodal é:

O processamento inclui examinar o cabeçalho, verificar erros de bits e selecionar um enlace de saída. Em um roteador de alta velocidade, geralmente leva microssegundos ou menos. A fila é a espera pelos pacotes à frente na saída. Pode ser zero para um enlace ocioso e uma fila vazia ou chegar a muitos milissegundos sob carga. Ao contrário dos componentes fixos para um pacote e um enlace específicos, ela varia conforme o restante do tráfego.

As duas últimas partes são frequentemente confundidas:

Transmissão é colocar o pacote no meio. Propagação é o deslocamento de um bit por esse meio. Fibra e cobre usam uma velocidade aproximada de sinal de $2\times {10}^8$ m/s; para rádio pelo ar ou pelo espaço, ela é próxima de $3\times {10}^8$ m/s. Na fibra, cada quilômetro acrescenta cerca de 5 µs de propagação.

Um enlace longo

Envie um pacote de 1.500 bytes por um enlace de fibra de 100 Mbps com 2.000 km de comprimento.

1. Converta o tamanho do pacote: $1.500\times 8=12.000$ bits.
2. Divida pela taxa: $12.000\mathrm{/}{10}^8=\mathrm{0,00012}$ s, ou 0,12 ms de transmissão.
3. Converta a distância: 2.000 km equivalem a 2.000.000 m.
4. Divida pela velocidade de propagação: $2\times {10}^6\mathrm{/}(2\times {10}^8)=\mathrm{0,01}$ s, ou 10 ms.

A propagação predomina. Quando o remetente termina de colocar o pacote no enlace após 0,12 ms, seu primeiro bit percorreu apenas $\mathrm{0,00012}\times 2\times {10}^8=24.000$ m, ou 24 km. O pacote pode, portanto, estar inteiramente no enlace antes de seu primeiro bit chegar.

Um enlace curto à mesma taxa

Em 10 m de cabo, a propagação leva $10\mathrm{/}(2\times {10}^8)=50$ ns. O pacote ainda precisa de 0,12 ms para entrar no enlace. Quando seu primeiro bit chega, apenas $50\times {10}^{-9}\times {10}^8=5$ bits saíram do remetente. Aqui a transmissão predomina.

Aumentar a taxa do enlace longo para 1 Gbps reduz seu tempo de transmissão para 0,012 ms. A propagação permanece em 10 ms. Uma taxa de bits maior coloca mais bits em cada segundo; ela não faz um bit viajar mais rápido pela fibra.

Mantenha as unidades consistentes antes de substituir os valores: multiplique bytes por 8, quilômetros por 1.000 e Mbps por um milhão. Dividir bytes diretamente por bit/s perde o fator oito, enquanto usar quilômetros com m/s perde um fator de 1.000.

Para um pacote, o armazenamento e encaminhamento transforma o caminho em uma sequência de transmissões. Some a contribuição de cada enlace e o trabalho de cada roteador para determinar quando o último bit chega ao destino.

Some enlaces e roteadores separadamente

Para $N$ enlaces idênticos e $N-1$ roteadores intermediários, com filas vazias:

Acrescente separadamente qualquer processamento nas extremidades. Para enlaces diferentes, calcule cada termo de transmissão e propagação usando a taxa e a distância desse enlace. Acrescente o atraso de fila onde ele ocorrer; ele não precisa ser igual em todos os roteadores.

Considere hospedeiro → R1 → R2 → servidor. Um pacote de 12.000 bits atravessa 100 Mbps em 10 km, 1 Gbps em 1.000 km e depois 50 Mbps em 5 km. A velocidade do sinal é $2\times {10}^8$ m/s. Cada roteador processa o pacote por 20 µs, e as filas estão vazias.

Dois roteadores acrescentam $2\times \mathrm{0,02}=\mathrm{0,04}$ ms. O último bit chega após $\mathrm{0,372}+\mathrm{5,075}+\mathrm{0,04}=\mathrm{5,487}$ ms. Só a propagação no enlace do meio representa mais de 90% desse total. Contar a transmissão apenas no enlace mais lento daria um atraso incompleto para um pacote.

Diferencie tempo de chegada e tempo de ida e volta

Em um único enlace, o último bit de uma mensagem de $F$ bits chega após $F\mathrm{/}R+d\mathrm{/}s$. O último bit precisa primeiro sair do remetente e depois viajar até o receptor. Os bits anteriores se propagam enquanto os bits posteriores ainda estão sendo transmitidos.

O tempo de ida e volta (RTT) vai do envio de uma sondagem até o retorno de sua resposta. Ele inclui os atrasos de ida e volta mais o tempo de resposta do destino. O comando ping o mede. Dobrar uma estimativa de ida só funciona quando as hipóteses sobre o caminho de volta e a resposta sustentam esse cálculo.

Conte os bits em trânsito

O produto largura de banda-atraso de um enlace é $R\times d_{\text{prop}}$. Um enlace de 1 Gbps transmitindo continuamente, com propagação de 10 ms, pode comportar ${10}^9\times \mathrm{0,01}={10}^7$ bits, ou 1,25 MB, em trânsito. Um bit ocupa $s\mathrm{/}R=\mathrm{0,2}$ m desse enlace. O produto é uma quantidade de dados, não um atraso.

Inclua atrasos anteriores à transmissão

Uma fonte de voz que produz 64 kbps leva tempo para preencher uma carga útil de 160 bytes. Ela precisa coletar $160\times 8=1.280$ bits, o que exige $1.280\mathrm{/}64.000=20$ ms. Esse é o atraso de empacotamento, ocorrido antes que o pacote possa ser enviado. O acesso compartilhado, como o Wi-Fi, também pode acrescentar uma espera pelo canal.

Em caminhos curtos de LAN, transmissão e processamento podem predominar; em caminhos longos, a propagação; e em caminhos congestionados, as filas. Aproximar uma cópia de CDN que fornece conteúdo reduz o termo de distância; aumentar a taxa de um enlace atua principalmente sobre a transmissão e, quando a demanda não muda, sobre as filas.

Uma fila de saída cresce sempre que as chegadas exigem temporariamente mais trabalho do que o enlace consegue concluir. Tanto a carga média quanto os momentos de chegada importam, especialmente quando o buffer tem espaço limitado.

Compare a carga de chegada com a capacidade de serviço

A intensidade de tráfego é:

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

em que $a$ é a média de chegadas de pacotes por segundo, $L$ é o comprimento do pacote em bits, ou o comprimento médio para pacotes variáveis, e $R$ é a taxa do enlace. O numerador é a taxa de entrada em bit/s, portanto a intensidade é uma razão sem unidade.

Quando $I>1$ persiste, as chegadas superam o serviço. Uma fila ilimitada cresceria sem limite; um buffer real finito, por sua vez, enche e descarta pacotes. Manter a intensidade média abaixo de 1 é uma regra básica de projeto, mas não elimina rajadas.

A mesma média pode criar esperas diferentes

Começando com uma fila vazia e um enlace ocioso, uma chegada a cada $L\mathrm{/}R$ segundos permite que cada pacote encontre o enlace pronto. Para lotes de $N$ pacotes a cada $NL\mathrm{/}R$ segundos, o lote respeita a mesma capacidade média, mas seus pacotes esperam uns pelos outros. O pacote $n$ espera $(n-1)L\mathrm{/}R$, resultando em uma espera média de $(N-1)L\mathrm{/}(2R)$.

Para cinco pacotes e um tempo de serviço de 1,2 ms, as esperas são 0, 1,2, 2,4, 3,6 e 4,8 ms. O total é 12 ms, resultando em uma média de 2,4 ms. A espera exclui o tempo de transmissão do próprio pacote.

Chegadas aleatórias perto da carga máxima

Chegadas aleatórias produzem filas irregulares. Um modelo, o M/M/1, supõe chegadas de Poisson independentes, comprimentos de pacotes independentes com distribuição exponencial e média $L$, um servidor e um buffer ilimitado. Para uma carga estável abaixo de 1, sua espera média na fila é:

Com um tempo médio de serviço de 1,2 ms, aumentar a intensidade de 0,5 para 0,8 eleva a espera média de 1,2 ms para 4,8 ms. Em 0,9, ela é 10,8 ms; em 0,96, é 28,8 ms. A redução da capacidade disponível faz os atrasos crescerem rapidamente perto da carga máxima.

Para 800 pacotes/s, comprimento médio de 12.000 bits e um enlace de 10 Mbps, a intensidade é $12.000\times 800\mathrm{/}{10}^7=\mathrm{0,96}$. O modelo fornece $\mathrm{0,96}\mathrm{/}\mathrm{0,04}\times \mathrm{1,2}=\mathrm{28,8}$ ms. Aumentar a taxa para 20 Mbps torna a intensidade 0,48 e o tempo médio de serviço 0,6 ms. A nova espera média é $\mathrm{0,48}\mathrm{/}\mathrm{0,52}\times \mathrm{0,6}\approx \mathrm{0,55}$ ms. Ambos os fatores mudam, portanto o tempo de espera cai muito mais que a metade.

Buffers finitos equilibram perda e atraso

Um buffer cheio não consegue armazenar todas as chegadas. Um roteador descarta um pacote, produzindo perda; erros de bits em redes sem fio também podem causar perda. Rajadas podem encher um buffer mesmo quando a intensidade média está abaixo de 1. Um buffer maior absorve mais de uma rajada, mas filas longas e persistentes criam atraso excessivo por acúmulo em buffers: atraso alto apesar de menos descartes.

O roteador não reenvia um pacote que descartou por falta de espaço. O TCP pode detectar dados ausentes e fazer a origem retransmiti-los de ponta a ponta. O UDP não fornece retransmissão na camada de transporte, portanto uma aplicação precisa lidar com os dados ausentes, talvez como uma breve falha no vídeo.

A taxa de bits entregue a um receptor é sua vazão. Ela descreve quanto chega por segundo, enquanto o atraso descreve quanto tempo um pacote ou uma troca individual leva.

Meça a taxa entregue

A vazão instantânea é a taxa em um momento específico. A vazão média é a quantidade recebida dividida pelo tempo decorrido da transferência:

Uma chamada de voz precisa de baixo atraso com uma taxa de bits moderada; um download grande se beneficia mais de vazão sustentada. Um enlace distante de alta capacidade pode permitir um download rápido e ainda produzir um atraso perceptível na conversa.

Encontre o gargalo

Para uma transferência longa por um caminho sem outro tráfego, o enlace mais lento limita a taxa sustentada:

As taxas dos enlaces são capacidades em série, não números a somar ou dos quais calcular a média. Um enlace anterior pode enviar mais rápido por um breve período, mas seus pacotes excedentes precisam esperar na saída mais lenta. Essa fila não pode fazer o receptor obter dados mais rápido do que o enlace lento os transmite.

Um enlace de acesso do servidor opera a 100 Mbps e o de um cliente a 25 Mbps. Seu caminho suporta 25 Mbps quando nenhum outro enlace impõe um limite menor. Um arquivo de 500 MB contém $500\times 8=4.000$ Mbit, portanto a estimativa baseada na capacidade é $4.000\mathrm{/}25=160$ s, desconsiderando início, propagação e sobrecarga de protocolo.

Se o cliente aumentar sua taxa para 1 Gbps, o enlace de 100 Mbps do servidor se torna o gargalo. A estimativa passa a $4.000\mathrm{/}100=40$ s. Melhorar novamente a conexão do cliente não aumentaria a capacidade desse caminho.

Inclua a capacidade compartilhada

A taxa total de um enlace do núcleo não precisa estar disponível para uma única transferência. Se $M$ transferências compartilham igualmente um enlace, cada uma recebe uma parcela $R\mathrm{/}M$. Combine essa parcela com os enlaces das extremidades:

Cinquenta transferências compartilhando igualmente 1 Gbps recebem 20 Mbps cada. Para o servidor original de 100 Mbps e o cliente de 25 Mbps, o núcleo compartilhado se torna o gargalo a 20 Mbps. O arquivo de 500 MB agora leva cerca de $4.000\mathrm{/}20=200$ s.

Enlaces de acesso costumam limitar a vazão, mas gargalos podem ocorrer em qualquer lugar e mudar conforme a demanda. Cabeçalhos de pacotes consomem capacidade, perdas exigem recuperação e protocolos de transporte podem reduzir taxas de envio durante o congestionamento. A vazão da aplicação pode, portanto, ficar abaixo da estimativa baseada na taxa bruta do enlace.

Escolha o cálculo correto do tempo de transferência

Quando a vazão média já foi medida em uma transferência completa, $T=F\mathrm{/}\text{vaz}\tilde{\text{a}}\text{o m}\acute{\text{e}}\text{dia}$ fornece diretamente o tempo decorrido. Acrescentar o RTT novamente contaria o atraso duas vezes.

Ao estimar pela capacidade do gargalo, $F\mathrm{/}{R}_{\text{gargalo}}$ omite atrasos de início e do caminho. Esses acréscimos importam mais para objetos pequenos. Um objeto de 10 kB precisa de apenas 3,2 ms de transmissão a 25 Mbps, portanto uma ida e volta de dezenas de milissegundos pode predominar em seu tempo de obtenção. Para um arquivo grande, a quantidade de dados dividida pela taxa sustentada geralmente predomina.

O traceroute descobre roteadores que respondem no caminho até um destino e registra um tempo de ida e volta até cada um. No Windows, o comando se chama tracert. Ambos usam um campo que normalmente impede que pacotes circulem para sempre.

Faça sondagens expirarem em roteadores sucessivos

O tempo de vida (TTL) do IPv4 é uma contagem de saltos; o IPv6 chama o campo correspondente de limite de saltos. Um roteador diminui o valor antes de encaminhar o pacote. Se o valor chegar a zero, o roteador descarta o pacote e retorna uma mensagem ICMP de tempo excedido quando sua configuração e a filtragem permitem.

O traceroute envia sondagens começando com TTL 1. O primeiro roteador faz essas sondagens expirarem e pode se identificar por sua resposta. Sondagens com TTL 2 podem passar por esse roteador e expirar no seguinte. Aumentar o valor revela saltos sucessivos que respondem. Por padrão, três sondagens são enviadas por TTL, produzindo três medições de RTT em cada salto.

Para hospedeiro → R1 → R2 → R3 → servidor:

Com todas as respostas recebidas, esse rastreamento de quatro saltos envia doze sondagens. Cada RTT começa quando sua sondagem específica sai da origem e termina quando a resposta dessa sondagem retorna. O valor não é o tempo para atravessar apenas o enlace a partir do salto anterior impresso.

Reconheça a resposta do destino

O método padrão no Linux e no macOS envia sondagens UDP a uma porta de destino improvável, começando em 33434 e aumentando a porta a cada sondagem. Um destino sem processo à escuta retorna uma mensagem ICMP de porta inalcançável. Apesar do nome que lembra um erro, essa resposta informa ao traceroute que a sondagem chegou ao destino.

O tracert do Windows envia solicitações de eco ICMP; chegar ao destino provoca uma resposta de eco. Sondagens intermediárias expiradas ainda produzem mensagens de tempo excedido. O traceroute do Linux e o tracert do Windows usam por padrão um máximo de 30 saltos. Um rastreamento termina quando o destino responde ou o limite é atingido.

Execute e identifique a saída

Use traceroute example.org no Linux ou macOS, ou tracert example.org no Windows. O endereço de origem de uma resposta identifica uma interface de roteador. Consultas ao DNS podem acrescentar nomes legíveis. Use traceroute -n example.org ou tracert -d example.org para ignorar essas consultas e ver endereços numéricos sem esperar pela resolução de nomes.

Nomes de roteadores escolhidos por operadores às vezes contêm um código de cidade ou aeroporto, mas um nome é uma pista, não uma medição geográfica. Um roteador também tem várias interfaces, portanto rastreamentos diferentes podem mostrar endereços diferentes para o mesmo dispositivo.

A listagem resultante registra respostas a essas sondagens naquele momento. As rotas podem mudar entre execuções, e o balanceamento de carga pode enviar sondagens por caminhos diferentes. As sondagens viajam no sentido de ida ao destino, enquanto cada RTT medido também inclui uma viagem de volta que a listagem não revela.

Leia um rastreamento como um conjunto de respostas cronometradas. Uma linha informa o número do salto, nomes ou endereços das interfaces que responderam e os RTTs de suas sondagens. O silêncio e a variação precisam ser interpretados antes de se tornarem um diagnóstico.

Leia um rastreamento completo

Este rastreamento usa endereços privados e de documentação:

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

O roteador doméstico responde em cerca de 1,7 ms, o salto seguinte em cerca de 8,4 ms e o destino em cerca de 85 ms. Esses são tempos de ida e volta da origem até o salto. Os três números de uma linha pertencem a sondagens separadas, não a três partes do atraso de um pacote.

Trate respostas ausentes

Um asterisco significa que uma resposta não chegou antes do tempo limite: normalmente 4 s no Windows e até 5 s no Linux com as configurações padrão. Um roteador pode suprimir respostas ICMP ou limitar sua taxa; um firewall pode filtrá-las; uma sondagem ou sua resposta pode ser perdida.

O salto 5 responde depois do salto 4 silencioso. O rastreamento mostra, portanto, que sondagens podem ir além desse ponto. Ele não comprova que o tráfego comum esteja sendo descartado no salto 4. Asteriscos no fim podem significar que o destino ou um firewall próximo não responde às sondagens, mas também é possível haver um problema real de alcançabilidade. Verifique outras evidências antes de escolher a causa.

Procure uma mudança persistente

O RTT mínimo sobe de 21,1 ms no salto 5 para 83,9 ms no salto 6: um aumento de 62,8 ms que persiste no salto 7. Isso sugere atraso adicional no caminho perto dessa parte da rota.

Se todo o aumento fosse propagação em um enlace adicional de fibra usado nos dois sentidos, o tempo adicional de ida seria $\mathrm{62,8}\mathrm{/}2=\mathrm{31,4}$ ms. A $2\times {10}^8$ m/s, isso corresponde a $\mathrm{0,0314}\times 2\times {10}^8=\mathrm{6.280.000}$ m, ou 6.280 km. Essa estimativa depende do modelo de caminho indicado. Rotas de resposta diferentes, filas e tempos de resposta dos roteadores podem alterar o aumento; o rastreamento não identifica o tipo de cabo nem mede o comprimento do enlace.

Separe encaminhamento e resposta

Um roteador pode responder lentamente enquanto encaminha pacotes com rapidez. Seu processamento ICMP pode ter baixa prioridade, e sua resposta pode seguir um caminho de volta diferente. Um RTT alto que desaparece nos saltos posteriores geralmente indica uma resposta lenta, enquanto um aumento persistente merece investigação.

Mínimos repetidos ajudam a estimar o atraso fixo, enquanto uma dispersão de RTTs pode revelar filas variáveis. Nenhum dos dois separa os componentes perfeitamente: o processamento das respostas e as mudanças de caminho também podem variar. Compare execuções em horários diferentes e use medições repetidas com ping para verificar o destino ao longo do tempo.

O balanceamento de carga pode mostrar vários endereços em um salto. O Paris traceroute mantém constantes os campos do cabeçalho que identificam o fluxo para reduzir mudanças de caminho por fluxo, mas o balanceamento por pacote ainda pode separar as sondagens. Túneis MPLS podem ocultar roteadores internos, portanto os saltos impressos não precisam revelar todos os roteadores físicos.