Clase redes: Resumen

A Biometric-Based User Authentication for Wireless  Sensor Networks

por YUAN Jianjun, JIANG Changjun,  JIANG Zuowen

Introducción

En los últimos años, las redes de sensores inalámbricos (WSN) han encontrado una amplia gama de aplicaciones, tales como en tiempo real la supervisión del tráfico, la medición de la actividad sísmica, la supervisión de vida silvestre, etc.

La autenticación de usuarios debe ofrecer a la protección de los datos importantes y para evitar que los usuarios no autorizadas obtengan provecho de los datos. La seguridad de la autenticación de usuario tradicional se basa en contraseñas. Sin embargo, las contraseñas simples son fáciles de romper por los ataques de diccionario. Las claves secretas criptográficas, que son largas y al azar, son caros de mantener debido a que son difíciles de memorizar y deben almacenarse en algún lugar. Por lo tanto, se proponen las llaves biométricas, que se basan en las características fisiológicas o de comportamiento de las personas, tales como huellas dactilares, iris, cara, etc.

Las ventajas de las llaves biométricas se resumen de la siguiente manera.

• Las llaves biométricas son extremadamente difíciles de adivinar.
• Las teclas biométricas no son fáciles de abandonar ni olvidar.
• Las llaves biométricas son muy difíciles de copiar con o acción.
• Las llaves biométricas no pueden ser falsificados o distribuidos fácilmente.

Hasta el momento, la autenticación de usuario basada en claves biométricos no se ha aplicado a las aplicaciones WSN. En este trabajo se propone un protocolo de autenticación biométrica de usuario basada en redes de sensores inalámbricos (WSN).

Trabajos relacionadas
La autenticación de usuario en la capa de aplicación WSN no se ha abordado de manera efectiva en comparación con el enlace y protocolos de capa de red para WSN.

- Idea Watro
Watro propone un método de autenticación de usuario basada en la algoritmos Diffie-Hellman y RSA. Hay un fallo de seguridad en el protocolo de Watro, como se explica a continuación.

Cuando un intruso obtiene la clave pública del usuario, él o ella puede cifrar una clave de sesión junto con otros parámetros y enviar la cadena cifrada para el usuario. Al recibir la cadena cifrada, el usuario cree que se trata desde el nodo sensor. Por lo tanto, el usuario descifra la cadena recibida con su clave privada y utiliza la clave de sesión para las operaciones posteriores al intruso tiene la intención de realizar.

- Idea Wong
Wong presentaron un protocolo de autenticación de usuario para WSN, que se basa en la contraseña del usuario y emplea solamente la función hash. El protocolo soporta muchos usuarios registrados con la misma amenaza login-id, es decir, que tiene la contraseña de un usuario válido puede iniciar sesión en la red. El protocolo también es vulnerable a los ataques de robo-verificador ya que el GW-nodo y conexión nodos deben mantener la tabla de la contraseña y la identidad de los usuarios registrados.

- Idea Lee
Por otra parte, la autenticación basada en claves biométricos es más fiable que la autenticación tradicional basada en contraseñas. Lee propuso un método de autenticación de usuario basada en huellas digitales mediante tarjetas inteligentes. Sin embargo, su método no puede resistir el ataque de suplantación y no se aplica a WSN.

Biometria usada en autenticación de usuario 

 Nota: Para el entendimiento de las fases siguientes es necesario estar revisando esta tabla ya que se utilizan abreviaturas o asignaciones a ciertas palabras.

- Fase de registro

• Paso 1: El usuario, Ui, ingresa su biometría, BI, en el dispositivo específico y ofrece su identidad, la IDI y la contraseña, PWI, el GW-nodo de forma segura.
• Paso 2: Al recibir la solicitud de registro, la calcula Ri GW-nodo = h (IDI | | PWI | | Ei) ⊕ h (S), donde Ei = h (Bi). La información secreta S solo se sabe en el nodo-GW.
• Paso 3: El nodo-GW genera una tarjeta inteligente conparámetros IDi, Ri, h (PWI), h (·), Ei, y X, donde X es un parámetro secreto generado por el GW-nodo y almacenado en algunos nodos de sensores designados antes de los nodos en el campo están desplegados. Estos nodos de sensores son responsables para el intercambio de datos con los usuarios y saber X. Entonces, el GW-nodo envía la tarjeta inteligente del usuario para el usuario, Ui, a través de un canal seguro.

- Fase de Logeo

• Paso 1: Ui inserta su tarjeta inteligente en el lector de tarjetas y las entradas biométricas personales, Bi, en el dispositivo específico para verificar sus datos biométricos.
• Paso 2: Calcular Ei * = h (Bi) y leer Ei de la tarjeta inteligente. Si Ei * ≠ Ei, que significa que la IU no pasa la verificación biométrica, y el esquema de autenticación del usuario se termina. Por el contrario, si Ei * = Ei, Ui pasa la verificación biométrica, y luego Ui entradas IDI y PWI. La tarjeta inteligente verifica la IDI y PWI con los almacenados en el mismo. Si el IFI entrado y PWI son correctas, la tarjeta inteligente realiza las siguientes operaciones.
• Paso 3: Calcular Di = h (IDI | | PWI | | Ei) ⊕ h (X | | T), donde T es la fecha y hora actual del sistema de interfaz de usuario.
• Paso 4: Calcular Mi = h (Ri | | X | | T) y enviar (Di, Mi, T) con el nodo de GW

- Fase de autenticación

• Paso 1 Verifique T. Si (T * - T) ∨ DT, se interrumpe la fase de autenticación, donde DT es el intervalo de tiempo esperado para el retardo de transmisión de la WSN. Por el contrario, si (T-T) ≤ Delta T, se llevará a cabo el siguiente paso.
• Paso 2 Calcular Li Di ⊕ = h (X | | T) y Mi * = h ((Li ⊕ h (S)) | | X | | T).
• Paso 3 Si Mi * = Mi, el nodo GW acepta la solicitud de inicio de sesión, de lo contrario, se rechaza.
• Paso 4 Calcular Yi = h (Di | | A | | X | | Tg), donde A es el nodo sensor que responde a la pregunta de Ui, y Tg es la fecha y hora actual del nodo GW. Los envíos GW-nodo (Di, Yi, Tg) a En medio de un canal público. En emplea Yi para asegurar que el mensaje (Di, Yi, Tg) viene rom la legítima GW-nodo Yi porque se genera con X que se sabe que en este lugar y los nodos GW.
• Paso 5 A In, la verificación de Tg es similar a la verificación de T. Entonces En calcula h (Di | | A | | X | | Tg) y comprueba si es igual a Yi. Si los dos anteriores verificación.

- Fasede cambio

De acuerdo con el esquema propuesto en el presente trabajo, el usuario Ui puede cambiar su contraseña libremente. En primer lugar, se inserta Ui su tarjeta inteligente y entradas de su plantilla biométrica, Bi, en el dispositivo específico para verificar sus datos biométricos. Si el usuario pasa la verificación biométrica, es decir, Ei = h (Bi), él o ella puede introducir la antigua contraseña, PWI, y la nueva contraseña, PWI *. La tarjeta inteligente realiza las siguientes operaciones.
a1 = h (IDI | | PWI | | Ei) a2 = a1 ⊕ Ri = h (S) * Ri = h (IDI | | PWI * | | Ei) ⊕ a2 último, sustituir Ri, h (PWI) con Ri * , h (PWI *) en la tarjeta inteligente.

Análisis de la seguridad y rendimiento del sistema propuesto

- Análisis de Seguridad.
Si un usuario legal perdió su tarjeta inteligente, es extremadamente difícil para un adversario obtener la contraseña del usuario o información biométrica ya que la extracción de los parámetros de la tarjeta inteligente es bastante difícil. Por otra parte, el adversario no puede cambiar la contraseña, ya que él o ella no pueden  pasar la verificación biométrica.


Ataque al robo de verificación: El sistema puede resistir ataques de robo del verificador porque el esquema está libre de la tabla verificador/contraseña. En el protocolo, los nodos GW-nodo y el sensor no mantienen tablas de contraseñas. Por lo tanto, un atacante no puede robar contraseñas de los usuarios de los nodos GW-nodo o sensor.

Ataque por adivinanza: El protocolo puede resistir el ataque de adivinanzas, que es una preocupación fundamental en los sistemas basados ​​en contraseñas, ya que la contraseña en el protocolo se transmite como un resumen de alguna otra información secreta. El atacante no puede adivinar la contraseña del usuario de Di debido a la manera de una sola característica de la función de hash, incluso si el

atacante puede obtener Di que contiene la contraseña.

Ataque por repetición: Reproducción de un mensaje interceptado se puede prevenir en el protocolo propuesto. Si un atacante intercepta (Di, Mi, T) e intenta iniciar sesión en el nodo de GW a través de la reproducción de la misma mensaje, él / ella no puede pasar la verificación de la solicitud de inicio de sesión debido a (T * - T) ∨ Delta T, donde T * es la hora del sistema cuando el GW-nodo recibe el mensaje repetido.

Ataque por suplantación: El esquema propuesto puede resistir el ataque de suplantación ya que un atacante puede obtener Di al interceptar una solicitud de inicio de sesión (Di, Mi, T). Sin embargo, con el fin de iniciar de nuevo, Di necesita ser recalculado usando una nueva marca de tiempo, Tnew, para evitar el ataque de reproducción.

- Rendimiento

Coste de computacion: El coste de computación para la fase de registro es un trabajo de una sola vez por un período. Así se calcula el coste de computación para la fase de registro por separado. En la Tabla 2, el protocolo de Watro y otros requiere algunas operaciones exponenciales debido a que su sistema se basa en la resolución de problemas de logaritmos discretos lo que los hace computacionalmente mas costosos que los tres mencionados. Un objetivo del protocolo realizado en este paper es reducir al mínimo el coste de computación de los nodos de sensores, ya que su energía es limitada.

Coste de Comunicación: El sistema requiere 3 intercambios de mensajes, mientras que el esquema de Watro y otros, y el esquema de Wong 2 y 4 requieren intercambios, respectivamente. El esquema de Watro es computacionalmente costosa, aunque su esquema requiere un menor número de intercambios de mensajes. Por otra parte, el número de sub-mensajes en el esquema del paper es la más pequeña entre los tres esquemas. Teniendo en cuenta el coste computacional y el costo de la comunicación, el sistema del paper es eficiente y ahorra costes de energía nodos sensores.


Conclusión

En este trabajo se presenta un esquema de autenticación biométrica de usuario basada en WSN. El método utiliza accesos biométricos y se resiste a las amenazas de robo del verificador, de los cuales muchos son los usuarios conectados con la misma identidad de inicio de sesión, adivinado, reproducido, y suplantado. El programa utiliza, una única función de hash y es eficiente en comparación con la de otros protocolos relacionados. Además, la contraseña del usuario se puede cambiar libremente mediante el esquema propuesto. En el futuro, vamos a diseñar nuevos protocolos para resistir el ataque de denegación de servicio y ataques compromiso nodo.

Cada vez es mas fácil romper la seguridad y conseguir contraseñas de usuarios o ya en los extremos poder entrar a las bases de datos de la nasa, es por eso que es importante la realización de nuevos métodos para la autenticación para la entrada al sistema, este paper nos da la novodesa idea de utilizar redes sensoras para realizar esto y que seria bueno implementar.


Referencias:
[*] YUAN Jianjun, JIANG Changjun,  JIANG Zuowen. A Biometric-Based User Authentication for Wireless Sensor Networks. 2010, Vol.15 No.3, 272-276. http://link.springer.com/content/pdf/10.1007%2Fs11859-010-0318-2.pdf

Imagenes sacadas del pdf 

Laboratorio 12: Resumen

Ad Hoc Relay Wireless Networks over Moving Vehicles on Highways 

por Zong Da Chen, HT Kung, Dario Vlah

INTRODUCCIÓN

La conectividad inalámbrica en los vehículos se está convirtiendo en un importante modo de comunicación, ya, los grandes fabricantes de automóviles están lanzando servicios inalámbricos de bajo ancho de banda basados ​​en infraestructura en apoyo de las aplicaciones denominadas telemática del automóvil.

Las redes ad hoc formados por gran ancho de banda, los dispositivos inalámbricos de corto alcance, como el basado en el estándar de LAN inalámbrica 802.11, son muy adecuadas para los vehículos de transporte. Su despliegue en vehículos individuales no requiere ninguna infraestructura, también, enrutamiento ad hoc se adapta a la movilidad del nodo. Una serie de interesantes aplicaciones son posibles en este tipo de redes, que clasifican en tres grupos.

• Las aplicaciones tradicionales: incluyen todos los servicios populares de Internet como navegación, correo electrónico, streaming de vídeo web, etc. Estos pueden activarse de manera general al equipar vehículos con puntos de acceso para los dispositivos portátiles existentes, como cuadernos o PDA. Conectividad a Internet en su conjunto se puede lograr a través de nodos colocadas a lo largo de la carretera.
• Aplicaciones de localización las que proporcionan información sobre la ubicación geográfica de los puntos de interés para los usuarios.
• Aplicaciones localizadas se realizan en colaboración entre grupos de nodos cercanos, por lo que coincide con el modelo ad hoc.

En este trabajo se pone a prueba la hipótesis de que el movimiento de vehículos acoplados compuestos por una carretera puede contribuir significativamente a la entrega de mensajes con éxito, siempre que los mensajes pueden ser transmitidos almacenan temporalmente en mover nodos en espera de oportunidades que se envíen más. se tomo a prueba esta hipótesis mediante la simulación de la circulación de vehículos en una carretera, simulando una red ad hoc sobre los vehículos, y la medición del rendimiento de la red a medida que disminuye la densidad del tráfico.

Entorno de simulación

El entorno de simulación consta de dos componentes.

• El primero es un microsimulator de tráfico que produce trazas de movimiento precisos de los vehículos que viajan en una carretera. 
• El segundo es un simulador de red que modela el transporte de mensajes entre los vehículos.

Microsimulator de Trafico

CORSIM (simulador de pasillo) que se utilizo en este trabajo es un simulador de traffico microscópico desarrollado por la Administración Federal de Carreteras. CORSIM modela el comportamiento de los conductores humanos mediante la aproximación de un conjunto de decisiones comunes de un conductor, tales como la ralentización o cambiando de carril en las proximidades de vehículos más lentos por delante. Estas decisiones causan la aceleración y la orientación de los vehículos para cambiar, lo que resulta en patrones de movimiento realistas.

Hay tres entradas al simulador:

• Una geometría de la carretera: En la simulaciones es muy basica representada en la siguiente Figura, que es un segmento de carretera recta con dos direcciones, cada una compuesta de uno o más carriles.
• La velocidad de flujo libre: Es la velocidad media que los viajeros alcanzan cuando se mueven sin restricciones por otros vehículos u obstáculos. El parámetro de velocidad de flujo libre que se  utiliza en la simulaciones fue 50 mph.
• Una tasa de entrada: Controla el periodo en el que el simulador genera nuevos vehículos. Al final de cada período, un nuevo vehículo se coloca en uno de los puntos de entrada, pero sólo si se dispone de suficiente espacio en caso de congestión, no se generan nuevos vehículos.

Carretera Simulacion

La salida de cada simulación es un rastro de posiciones del vehículo tomadas a intervalos de un segundo. Todas las simulaciones duraron 300 segundos simulados. Se realizó un total de 170 simulaciones, de autopistas con uno a cinco carriles en cada lado, y las tasas totales de insumos que varían entre 5 y 800 vehículos por hora. Las densidades promedio de los vehículos observados en las carreras de simulación 170 se resumen en la siguiente tabla.

Simulador de red

Los mensajes se propagan con avidez cada paso de tiempo, saltando al vecino más cercano al destino. Esta cantidad de estado es suficiente para el propósito de encontrar el retardo debido a la movilidad.

Se describen dos tipos de patrones de transmisión de la red inalámbrica a la que llamaron el reenvío pesimista y optimista, que se distinguen por el tiempo que se permiten los mensajes a permanecer en los nodos intermedios.

• En reenvio pesimista, un mensaje cada vez que se cae no existe siguiente salto para su destino. Así es como funciona el reenvío en la mayoría de las implementaciones de red ad hoc.
• En el reenvío optimista, los mensajes sin saltos siguientes pueden permanecer en los nodos intermedios durante algún tiempo, con la esperanza de que el movimiento físico de los nodos de red con el tiempo crea una oportunidad de reenvío.

Configuración experimental

Para el experimento de esta sección, se utiliza el siguiente escenario de tráfico. Un solo paquete es enviado por cada vehículo entrando en la carretera. El destino del paquete es elegida para los 10 kilómetros de distancia, en la dirección del coche a entrar, sin embargo, si tal vehículo pasa a estar dentro de r de 10 km de distancia, y luego se envía ningún paquete. Se lleva a cabo las medidas de retardo en las huellas de carretera que hemos resumido en la Tabla 1, para el rango de radio r = 200m.


Comparando el optimista y el pesimista

La siguiente figura muestra el comportamiento de medida del retraso optimista y pesimista como la densidad de vehículos en las carreteras aumenta. A altas densidades, ambos retardos están cerca de cero, ya que la probabilidad de que un destino es inalcanzable es muy bajo. Sin embargo, el retraso pesimista se eleva más bruscamente que la demora optimista en caídas de densidad, lo que indica que la movilidad tiene éxito ayudando a la entrega de mensajes optimistas. Lo relevante de este resultado es que muestra que en una red de tomar ventaja de la movilidad del nodo puede operar en densidades más bajas mientras se mantiene el mismo retardo promedio.

Carreteras unidireccionales y bidireccionales

La siguiente figura muestra dos conjuntos de retrasos optimistas, medidos en las carreteras unidireccionales y bidireccionales. El retraso en cualquier densidad dada es menor para el tráfico bidireccional, lo que indica que el rápido movimiento relativo de los vehículos en dos direcciones hace una contribución significativa a la reducción de retardo de la entrega de mensajes.



Efecto del número de carriles

La siguiente figura muestra los retrasos optimistas medidos en las carreteras bidireccionales con 1 a 5 carriles. Es evidente que un pequeño número de carriles tienen un efecto perjudicial sobre el rendimiento de la red. Con un solo carril, inevitablemente hay vehículos lentos que acumulan colas de seguidores, y hacen que la distribución de vehículos se convierta en clúster. Un carril adicional crea la posibilidad de que los seguidores en cola puedan cambiar de carril y pasen los carros lentos. Sin embargo, a densidades medias esto puede no ser posible debido a que ambos carriles están ocupados en efecto, la parcela para una carretera de dos carriles exhibe un aumento en la demora para los valores de alta densidad. Con tres o más carriles, hay suficiente libertad de movimientos para evitar la agrupación, lo que lleva a disminuir retrasos.

Conclusión

Se encontró que la movilidad de los nodos de retardo de transmisión de extremo a extremo en carretera si se transmiten mensajes, si se llevaron a cabo en los nodos intermedios hasta que aparecieron caminos de reenvío favorables. La mejora lleva a valores de retardo prácticos en densidades de tráfico más pequeños que era posible incluso para los mensajes reenviados de forma pesimista, con información de enrutamiento ideal. Por lo tanto, la hipótesis inicial es válida.

Referencia:

[*]Zong Da Chen, HT Kung, Dario Vlah, Ad Hoc Relay Wireless Networks over Moving Vehicles on Highways, New York, NY, USA ©2001, http://www.eecs.harvard.edu/~htk/publication/2001-mobihoc-ckv.pdf

*Imágenes sacadas del pdf

Laboratorio 11: Investigación satelites

Para esta semana en el laboratorio de redes de telecomunicaciones, se nos pidió realizar una investigación acerca de las comunicaciones satélitales, sus aplicaciones, y algunos detalles de seguridad de las mismas como mecanismos para interceptar las comunicaciones y los métodos usados para protegerlas.

¿Qué es un satélite artificial?
Un satélite es cualquier objeto que orbita alrededor de otro. Los satélites artificiales son naves espaciales fabricadas en la Tierra y enviadas en un vehículo de lanzamiento, un tipo de cohete que envía una carga útil al espacio exterior.

¿Para que sirven? 
Gracias a los satélites recibimos señales de televisión, de radio y de teléfono, o tenemos información valiosa del clima, de nuestro medio ambiente y del espacio.

¿Cuál fue el primer satélite artificial en ser lanzado al espacio y que país lo lanzó?
La Unión Soviética, desde el Cosmódromo de Baikonur, lanzó el primer satélite artificial de la humanidad, el 4 de octubre de 1957.

Aplicaciones de los satélites 

Satélites científicos: 
Tienen como principal objetivo estudiar la tierra: superficie, atmósfera y entorno.


Satélites de comunicaciones: 
Para la difusión directa de servicios de televisión y radio, telefonía y comunicaciones móviles. Los satélites de telecomunicación modernos usan órbitas
geosíncronas, órbitas Molniya u órbitas de baja altitud.

Las órbitas geoestacionarias: La órbita geoestacionaria son útiles para aplicaciones de comunicaciones debido a su antenas localizada en tierra, que debe ser dirigido hacia el satélite, puede funcionar eficazmente sin la necesidad de equipos costosos para seguir el movimiento del satélite.

Órbita Molniya: Esta diseñada para que los satélites pasen la mayor cantidad de tiempo sobre las latitudes al norte, durante las cuales su huella en el suelo se mueve ligeramente. Su periodo es de medio día, así que el satélite esté disponible para operación sobre la región objetivo por ocho horas cada segunda revolución.

Satélites de meteorología: 

Son aparatos especializados que se dedican exclusivamente a la observación de la atmósfera en su conjunto.
La predicción del clima utiliza una variedad de observaciones para analizar el estado actual de la atmósfera. Desde el lanzamiento del primer satélite de clima en 1960, ha sido posible realizar observaciones globales, hasta en las áreas más remotas.

La forma más básica de imágenes satelitales proporciona fotos de las condiciones actuales de las nubes. Esto es una vista familiar en los pronósticos del tiempo en TV. Sin embargo, las imágenes satelitales pueden atravesar varios tipos de procesamiento cuantitativo para obtener información sobre variables meteorológicas importantes como la velocidad del viento, dirección, altura de las nubes, temperatura de la superficie, cubierta de hielo marino, cubierta de vegetación, precipitación, etc.

 

Satélites de navegación: 
Desarrollados originalmente para marcar el rumbo de misiles, submarinos, bombarderos y tropas, ahora se usan como sistemas de posicionamiento global.

La navegación por satélite es un sistema de posicionamiento de radio basado en el espacio que incluye una o más constelaciones de satélites, aumentados según sea necesario para apoyar la operación prevista, y que proporciona información las 24 horas la posición en tres dimensiones, velocidad y tiempo a los usuarios equipados adecuadamente en cualquier lugar de, o cerca de, la superficie de la Tierra. Un sistema de navegación por satélite proporciona a los usuarios con la suficiente precisión y la integridad de la información para ser utilizable para aplicaciones vitales.
 

Satélites militares:
Son aquellos que apoyan las operaciones militares de ciertos países, bajo la premisa de su seguridad nacional.

Satélites de teledetección:
Son satélites de órbita polar diseñados para la observación del medio ambiente de la Tierra, permite localizar recursos naturales, vigilar las condiciones de salud de los cultivos, el grado de deforestación, el avance de la contaminación en los mares, etc.
Uno de los programas mas conocidos y el primero de este tipo de satelites es el programa Landsat, estos satélites disponen de dos sensores, MSS(Multispectral scanner) y TM (Thematic mapper). El sensor TM tiene mayor resolución radiométrica (8 bits) que el MSS (6 bits).

Mecanismos para interceptar comunicaciones satelitales
La seguridad en las comunicaciones ha sido una prioridad desde el comienzo de la historia. La supervivencia de las culturas humanas siempre se ha basado en el uso de información precisa transportado a grandes distancias. La interceptación de la información, la prevención de su recepción o su mal uso, puede alterar el curso de las naciones. Como la tecnología avanza, también lo hace la amenaza a las comunicaciones por satélite moderna. Los métodos de interferir o interceptar señales de satélite son numerosas y necesitan ser mejor entendidas.

Acción Preventiva
La acción preventiva consiste en los obstáculos deliberados o de medidas adoptadas para que un mensaje no llegue a su destino. Típicamente, estas medidas sólo se emplean durante los tiempos de hostilidades abiertas y con la intención de eliminar los recursos de un enemigo. Un método para llevar a cabo este fin es el bloqueo de la señal vía satélite. Aunque esto puede ser combatido utilizando modulaciones secuenciados en una tasa de transmisiones de datos, que es un medio eficaz de prevenir cualquier señal de ser recibida desde un host de destino.

Malversación
Este concepto general plantea preocupación mayor que la anterior, debido a su naturaleza, ya que sus métodos de ejecución suelen ser pasivas e indetectable, y pueden ser empleados en tiempos de paz como un medio eficaz de recolección de inteligencia. Estos métodos se consideran comparables a "escuchas telefónicas", lo que permite al agresor obtener información sobre el destino y lo utilizan para una ventaja.

Una aplicación obvia de este concepto que se ha aplicado desde mucho antes de la invención de las comunicaciones por satélite es en cooperación sobornado de un componente del usuario, de manera efectiva 'sobornar al escribano'. Este concepto se aplica a la tecnología de satélites en que los códigos de cifrado utilizados pueden ser rotas a bordo de la nave espacial ya sea por un informante encubierto o esfuerzos de última hora. El resultado final con éxito de este esfuerzo se traduce en la fuerza hostil al hacerse con el control de la nave espacial, la información y las capacidades.

Intercepción de la Señal
Este método se basa en una transmisión de señal relativamente extendida desde la nave espacial en órbita de destino. Tras la transmisión de la señal, por lo general predecible como una función de la posición y el tiempo, una fuerza hostil sería emplear una pequeña estación de tierra o puesto de escucha dentro de la gama de comunicación. Aunque es totalmente dependiente en el empleo de los usuarios de la comunicación, se trata de un medio eficaz e imperceptible de recolección de inteligencia y la ventaja contra el objetivo seleccionado. Este método sirve como base para el siguiente experimento investigación revisada brevemente en la siguiente sección de este documento, en un intento de emplear un mecanismo similar, y los datos de satélite de código abierto de intercepción.

Protección de comunicaciones satelitales
Ya se mencionaron los tipos de mecanismos que pueden interceptar estas señales, la única manera de contrarrestar este efecto es el desarrollo continuo de nuevas maniobras capaces de eludir temporalmente la amenaza. Los principales métodos conceptualizados para el futuro próximo para combatir las amenazas se dividen en tres categorías principales: capacidad de la evasión, la disposición táctica y la alteración del haz de comunicaciones.

Capacidad de Evasión.
Se describe como la capacidad de una nave espacial para alterar su curso y así evitar cualquier interrupción en su funcionamiento. Este método de evitar perturbaciones al satélite puede parecer demasiado simple, y en gran medida ineficaz, sin embargo, a menudo se requiere una mayor coordinación de las otras dos opciones que se presentan. En general, los satélites de órbita en un patrón predecible tal como se define por la misión. Es esta previsibilidad que causa el mayor grado de vulnerabilidad a los ataques tanto preventivas y el uso indebido. La capacidad de una nave espacial para alterar su curso lejos de una situación hostil a menudo disminuye a la mayoría de las brechas de seguridad. Este concepto tiene dos grandes inconvenientes, sin embargo.

Preparación táctica.
Otro concepto explorado principalmente por los militares es la posibilidad de emplear un sistema de defensa activo. Aunque esto reduciría la capacidad de carga útil de la nave espacial, esto podría proporcionar un elemento de disminución prácticamente instantánea de cualquier nave espacial. Preparación táctica proporcionaría un satélite con la capacidad de defenderse de un ataque ofensivo y la posibilidad de operaciones continuas durante un período prolongado de tiempo a pesar de las circunstancias hostiles.
El principal problema de este concepto radica en las ramificaciones políticas de militarización del espacio. La colocación de armas en el espacio, ya sea para fines ofensivos o defensivos, hace y seguirá alentando la motivación hostil por parte de una fuerza potencial enemigo, posiblemente, en la medida de incitar a las mismas acciones que el sistema tendría la intención de disuadir. 

Alteración del haz de comunicaciones.
Este concepto requeriría un transmisor adaptable capaz de transmitir señales de alta resistencia con una anchura de haz mínimo, como para no proporcionar la oportunidad para cualquiera de los sistemas de interceptación de datos pasivos o activos. Una transmisión de ancho de haz minimizado se dirige a una estación de recepción específico y evita cualquier actividad de comunicación adicional en su órbita.

Cifrado de datos durante transferencia.
El cifrado de los datos durante la transferencia es otro método de alterar las características. Si bien esto no tiene ningún efecto sobre la dimensión física de la zona de transmisión, proporciona un elemento de disminución contra los usuarios no deseados que emplean equipos de intercepción de señales. Este es también el método más barato y más común empleada. El problema inherente con cualquier mensaje cifrado es, por desgracia, que el cifrado puede ser roto por algún medio y el usuario puede no ser consciente de que la información se ha convertido en disposición de los usuarios no deseados.


Conclusión.
Las comunicaciones satelitales son de gran importancia ya que existen muchas aplicaciones que nos ayudan a avanzar en conocimiento, lamentablemente también se avanza para poder interceptar dichas comunicaciones, por lo que hay que crear nuevas formas de seguridad para la protección de las comunicación pues como ya se menciono esto podría traer desastres entre gobiernos nacionales

Referencias:
[*] LOS SATÉLITES Y SUS APLICACIONES Creado por: Sandra Ordóñez, http://www.slideshare.net/Sanoh17/los-satlites-y-sus-aplicaciones

[*] Pakistan Space and Upper Atmosphere Research Comission, "Applications of Satellites", http://www.suparco.gov.pk/pages/applications-satellite.asp

[*]Sean Patrick Bain, "The Increasing Threat to Satellite Communications", Invierno del 2004, http://spacejournal.ohio.edu/issue6/threats1.html

Puntos extras: Infographic satelites

Trabajo para puntos extras, donde se pide realizar lo siguiente:
Un infographic instantáneo sobre qué tipo de satélites circulan, a qué altura, cuántos,  de quién, para qué, desde cuándo, etc.

Laboratorio de redes

Laboratorio : Resumen

Highly-Resilient, Energy-Efficient Multipath Routing in Wireless Sensor Networks

por Deepak Ganesan, Ramesh Govindan, Scott Shenker y Deborah Estrin

Introducción.
Tres criterios impulsan el diseño de redes de sensores a gran escala: la escalabilidad (estas redes podrían involucrar miles de nodos), la eficiencia energética (en particular, la comunicación inalámbrica puede implicar significativamente mayor costo de la energía de computación), y la solidez (a los efectos ambientales y los fallos del nodo y enlace).

Estas redes pueden requerir técnicas de enrutamiento novedosos para la difusión de datos escalables y robustas, como la difusión dirigida. De particular interés es la noción de trayectoria-refuerzo, para que un nodo de la red puede hacer que una decisión local (basada posiblemente en las características del tráfico percibidos) para extraer los datos de uno o más vecinos de preferencia a otros vecinos.

En este trabajo, se propone el uso de múltiples rutas de enrutamiento para aumentar la resistencia de fallo de un nodo. Se exploran algoritmos localizados por dos enfoques diferentes para la construcción de trayectorias múltiples entre dos nodos. Uno de ellos es el clásico múltiples nodos disjuntos. El otro enfoque abandona el requisito de caminos disjuntos y en su lugar se basa en muchos caminos trenzadas.

Se miden dos cosas de estos algoritmos que son la resistencia y la sobrecarga de mantenimiento Hay una compensación entre estas dos cantidades ya que ser más resistente por lo general consumen más energía.

Multitrayecto disjunto.
El primer mecanismo de multitrayecto que se considera, construye un pequeño número de caminos alternativos que son nodos-disjuntos con la ruta principal, y unos con otros. Estos caminos alternativos son por lo tanto afectados por fallos en el camino principal, pero pueden ser potencialmente menos deseable (por ejemplo, tener latencia más larga) que la ruta o camino principal.

Este es un algoritmo localizada para la posible construcción de trayectos disjuntos. Suponemos por un momento que algunas muestras de baja velocidad inicial se han inundado en toda la red. El sumidero tiene alguna información empírica acerca de cuál de sus vecinos puede proporcionarle los datos de mayor calidad (menor pérdida o demora más baja). Para este vecino más preferido, le envía un refuerzo primario de la ruta. Al igual que con el esquema de difusión de dirección básica, entonces ese vecino determina localmente a su vecino más preferido en la dirección de la fuente, y así sucesivamente.

Poco después, a partir de entonces, el sumidero envía una ruta alternativa de refuerzo a su vecino más preferido. Al limitar cada nodo para aceptar sólo un refuerzo, la configuración de rutas alternativas se garantiza que sea mutuamente disjuntos y disjuntos con la ruta principal. Un nodo que recibe más de un reforzamiento, refuerza negativamente todos los refuerzos. Este mecanismo se puede extender trivialmente para construir trayectorias múltiples disjuntos. A esto se le llamara trayectos múltiples disjuntos localizadas.

Multitrayecto trenzado.
Mientras que los trayectos disjuntos tienen algunas propiedades de resistencia atractivas, pueden ser ineficiente para la energía, desde el nodo de caminos-disjuntos podrían ser potencialmente más larga que la ruta o camino principal. El multitrayecto trenzado relaja la exigencia del nodo desarticulado. Vías alternas en una trenza están parcialmente disjunta de la ruta principal, no del todo en el nodo disjunto.

La mejor ruta alternativa no tiene que ser necesariamente completamente un nodo disjunto, con la ruta principal. Al conjunto resultante de caminos (incluyendo la ruta de acceso primario) se le llamó multitrayecto trenzado idealizado. Como su nombre lo indica, los vínculos que constituyen una trenza o bien se encuentran en la ruta de acceso principal, o pueden esperar a estar geográficamente cerca de la ruta principal. En este sentido, los caminos alternativos que forman una trenza serían gastar energía comparable a la ruta o camino principal.

Ahora se describirá como es que trabaja este algoritmo, como en la sección anterior, el sumidero envía un refuerzo por el camino primario a su vecino más preferido. Además, el sumidero envía una ruta de refuerzo alternativo a su vecino preferido. Además, de forma recursiva cada otro nodo en la ruta o camino principal se origina una ruta de refuerzo alternativo a su vecino más preferido. Al hacer esto, cada nodo intenta una ruta alrededor de su vecino inmediato en el camino principal hacia la fuente.

METODOLOGÍAS DE EVALUACIÓN.
Sobrecarga de mantenimiento.
La sobrecarga de mantenimiento de un régimen es una medida de energía necesaria para mantener estos caminos alternativos, usando periódicos mecanismos keep-alive. Se supone que la fuente difunde "r" eventos en algún intervalo de tiempo "T" sobre el camino primario. Entonces, los eventos "εr" se envían por los caminos alternativos de la disjuntos o el multitrayecto trenzado, con cada ruta alternativa que recibe la misma proporción de este tráfico keep-alive. Entonces, la energía necesaria para mantener las rutas alternativas es proporcional a la duración media (en número de saltos) de los caminos alternativos.
Para calibrar significativamente la sobrecarga de mantenimiento, se normaliza con respecto a la longitud del camino más corto. Por lo tanto, la métrica sobrecarga de mantenimiento es:

(La - Lp)/Lp

donde "La" es la longitud media de un camino alternativo, y "Lp" la longitud de la ruta o camino principal.

Fallas.
Se estudia la capacidad de recuperación de los esquemas de enrutamiento multitrayecto a dos modelos muy diferentes de fallo: fallos en los nodos independientes y fracasos geográficamente correlacionados.

• Las fallas aisladas: El primer modelo de fallo captura fallos en los nodos independientes y representan el cambio de los efectos ambientales locales. Entonces, para cada uno de los esquemas de multitrayecto, se define la resistencia al fracaso aislado en el sentido de la probabilidad de que al menos una ruta alternativa que está disponible dentro del intervalo de, dado que al menos un nodo en el camino principal ha fallado.
• Las fallas modeladas: El modelo de segundo fracaso captura fracasos geográficamente relacionados. La justificación aproximada para este modelo es que la actividad sostenida o el medio ambiente (como la lluvia) dentro de una región geográfica pueden ocasionar dicho incumplimiento relacionada, ya sea debido a la pérdida de conectividad o debido a la disipación de energía. 

Resultados de la simulación.
Al realizar los experimentos de simulación, el objetivo era entender el equilibrio de energía/capacidad de recuperación entre los distintos esquemas de multitrayectorua, su dependencia a la densidad de la red, y la validación de los modelos idealizados. Un sencillo ejemplo de la compensación de energía/capacidad de recuperación se ilustra en la siguiente figura.

Se puede apreciar que las fallas aisladas, 2 disjuntos multitrayectos idealizadas son mucho menos resistentes, y tienen una mayor sobrecarga de mantenimiento de multitrayecto trenzados idealizado. Para fallas modeladas, los esquemas idealizados tienen la capacidad de recuperación comparable, pero 2 disjuntos tiene una mayor sobrecarga de mantenimiento. Existen diferencias similares a los mecanismos localizados. En las simulaciones se estudia cuidadosamente las repercusiones de cada medida de la variación de los diferentes parámetros.

• Sobrecarga de mantenimiento: En general, las multrayectos idealizados trenzados requieren menos sobrecarga de mantenimiento que 2-disjuntos multitrayectos idealizados, siendo la diferencia significativa en las densidades más bajas. La heurística trenzada localizada no presenta las mismas propiedades que la versión idealizada a bajas densidades, pero sigue de cerca a densidades más altas. Por último, se cree que los resultados muestran que podría ser más fácil de construir trenzas sobrecargadas que construir caminos disjuntos sobrecargadas utilizando algoritmos localizadas. 
• La resistencia a fallos aislados: En general, la trenza idealizada es más resistente que el idealizada multitrayecto disjunto, siendo la diferencia significativa en las densidades más altas. Algoritmos localizadas son ligeramente menos resistentes que sus semejantes idealizadas. Las razones de estos es que tanto la trenza localizada y el multitrayecto disjuntos localizada pueden descubrir caminos más largos que sus homólogos idealizadas. 
• Resistencia a las fallas modeladas: La resistencia al fracaso de la trenza idealizada se compara bien con el idealizado 2-disjuntos y caminos 3-disjuntos. La trenza localizada varía de manera diferente a la densidad que el esquema idealizado con el aumento de la frecuencia de fallo, o el radio de fallo, la resistencia disminuye, aunque el impacto de radio es más dramático. El aumento del nivel de desarticulación (de caminos disjuntos) sólo nos da ganancia modesta capacidad de recuperación, y está sujeto a diferencia de coste grande.

Conclusiones.
Se demuestra que el enrutamiento de trayectos múltiples, se puede utilizar para la recuperación de energía eficiente desde el fracaso en redes de sensores inalámbricos. Se analiza y evalúa un nuevo diseño trenzado que puede ser utilizado a futuro. Para una configuración de múltiples disjuntos en donde el modelado falla de la resistencia se puede comparar a la de trayectos múltiples trenzados, los trayectos múltiples trenzados tienen alrededor del 50% mayor capacidad de resistencia a fallos aislados y un tercio de la parte superior para el mantenimiento de vía de acceso alternativa. 

Se cree que es más difícil de diseñar mecanismos de eficiencia energética para la construcción de caminos disjuntos alternativos, debido a que los algoritmos localizados no tienen información necesaria para encontrar caminos disjuntos de baja latencia. Por último, el aumento del número de caminos disjuntos hace que aumente la resistencia de trayectos múltiples disjuntos, pero con un coste de energía más elevado. No es el caso de que un gasto de energía pequeña mejora la capacidad de recuperación de caminos disjuntos.


Referencias:
Highly-Resilient, Energy-Efficient Multipath Routing in Wireless Sensor Networks
http://dl.acm.org/citation.cfm?id=509514

http://www.it.uc3m.es/~jgr/Doctorado/RSING/Papers/rsing-iseoane.pdf

"Imagenes sacadas de los pdf "

Laboratorio telecomunicacion: Resumen

ACC: Utilizar una red activa para mejorar la reacción del mecanismos de control de congestión

por Theodore Faber

La congestión de control activo (ACC) utiliza la tecnología de red activa (AN) para hacer la retroalimentación de control de congestión más sensible a la congestión de la red. Los sistemas de control de congestión de retroalimentación de extremo a extremo actuales detectan y alivian la congestión sólo en los puntos finales. ACC incluye programas en cada paquete de datos que indican a los routers cómo reaccionar a la congestión, sin incurrir en el retraso de ida y vuelta, que reduce la eficacia de la información en las redes de área amplia.

Se presenta un modelo para ampliar la retroalimentación de control de la congestión en una red activa, aplicado al modelo para el control de congestión TCP, y recientes simulaciones que muestran que el sistema resultante exhibe hasta el 18 por ciento de rendimiento.

Introducción.
El control de congestión de red activo (ACC) es un sistema que utiliza la tecnología de una red activa (AN) para reducir en gran medida el control de retardo que la retroalimentación de control de congestión de sistemas expone. Cada paquete de ACC contiene ya sea un programa para un router o datos usados ​​por un programa de tal manera que permite a un router reaccionar a la congestión de la red evitando de este modo el retardo en la comunicación de información de congestión a los puntos finales.
 
Se presentan estudios de simulación de un sistema ACC basados en mecanismos de control de congestión de TCP. Las simulaciones comparan el sistema activo de control de congestión de TCP estándar en redes con y sin ráfagas de tráfico cruzado. En simulaciones sin tráfico a ráfagas, los sistemas se comportan comparativamente. Cuando se añade a ráfagas de tráfico cruzado, el sistema activa muestra una mejora de rendimiento de 18 por ciento.

La idea de reprogramar routers con paquetes de datos, ofrece una oportunidad para hacer frente a la carencia de control de retroalimentación. AN se ha propuesto para abordar muchos problemas de redes propuestas. En el trabajo de Bhattacharjee se han aplicado unas ideas para control de congestión sin retroalimentación (ATM). ACC se aplica esas ideas para la retroalimentación de control de congestión.

ACC mueve los algoritmos de control de congestión en la red de punto final donde pueden reaccionar inmediatamente a la congestión. El estado actual del algoritmo de retroalimentación del punto final está incluido en todos los paquetes. Este estado es pequeño, un entero o dos, para mantener los gastos por paquete bajo. Cuando un router experimenta la congestión, por ejemplo, que se ve obligado a descartar un paquete, el router calcula el nuevo tamaño de la ventana que el punto final sería elegir si se hubiera detectado al instante la congestión.

El router entonces elimina los paquetes que el punto final no habría enviado e informa al punto final de su nuevo estado. Por lo tanto, los routers ACC, al instante envían paquetes que tendrían la congestión prolongada en la red. ACC puede reaccionar con mayor rapidez a la congestión que un sistema convencional de retroalimentación, lo que reduce la duración de cada episodio de la congestión.

Los sistemas simulados en este artículo son simples con el fin de demostrar cómo ACC hace que el control de retroalimentación sea más sensible. La segunda sección de este artículo describe el sistema ACC, y la creación de instancias de la misma basado en TCP, llamada ACC TCP. La tercera sección describe los estudios de simulación, y la última sección presenta conclusiones.

El sistema ACC.
El sistema ACC utiliza una técnica para permitir la participación del router, tanto en la detección de la congestión y la recuperación de la congestión. El sistema de retroalimentación de control de la congestión se extiende desde los puntos finales en los routers.

En un sistema de retroalimentación convencional, el alivio de la congestión debe moverse desde el punto final a la congestión esto reduce la tasa de envío de punto final; en ACC el alivio de la congestión comienza en el nodo congestionado y el cambio de estado que sostiene el alivio se propaga hasta el punto final.

Un sistema de retroalimentación convencional va a experimentar un retraso en la reacción a la congestión, tal como en la situación representada en la figura.
 

1. Los flujos de paquetes de A y B cruzan en el router interno, C, en el camino hasta el punto final D, congestionando C. Un sistema de retroalimentación en A o B detectará que hay congestión, ya sea cuando se recibe una notificación del router congestionado, o cuando deduzca la existencia de congestión debido a la pérdida de paquetes o el retraso excesivo. Según el ACC, elimina este retraso. Si el router C ha sido programado por el primer paquete de la conexión con las instrucciones sobre cómo reaccionar a la congestión, y los paquetes subsiguientes incluyan información sobre el estado actual del algoritmo de control de congestión del extremo. Cuando C detecta la congestión, se decide la acción que el punto final tendría si se hubiera detectado la congestión, en el estado se refleja en su paquete más reciente.

En el router se instalan filtros que eliminan los paquetes que el punto final no habría enviado. Estos filtros se pueden instalar en las interfaces del router congestionado o en las del vecino del router congestionado. Finalmente el router congestionado envía un mensaje al extremo diciendo el nuevo estado de su sistema de control de la congestión. Si se pierde este mensaje, los mecanismos de congestión de punto final van a seguir funcionando y deducir una reacción razonable a la congestión, la pérdida de estos mensajes no es un fallo catastrófico.
 
Este proceso se representa en la figura. 2. Los pequeños círculos son los paquetes que están siendo enviados a puntos terminales (A y B) para cambiar su estado. A raíz de esos paquetes, los routers E y F comienzan el filtrado de paquetes que no han sido enviados por el sistema ACC. El círculo en el router C representa el componente de red activa que detecta la congestión.

ACC para TCP.
Como prueba de los principios del ACC mencionados anteriormente, se ha definido un control de la congestión activa basada en TCP. El algoritmo de modulación de ventana en TCP es un algoritmo clásico lineal de aumento/disminución multiplicativa. Cuando se detecta la congestión, la ventana se reduce a la mitad de su tamaño actual. Cuando una ventana completa de paquetes consecutivos ha sido reconocido sin que se detecte congestión, la ventana se aumenta en un paquete de tamaño máximo.

La aplicación del ACC basado en TCP, llamado ACC TCP, sigue el mismo algoritmo, excepto que la modificación de tráfico comienza en el router congestionado.Cuando un router detecta una pérdida de paquetes, se calcula el tamaño de la ventana correcta para el punto final de la información que proporciona en cada paquete, y reenvía un paquete con el nuevo tamaño de la ventana para el punto final. Bajo ACC, el método preferido de detección de congestión es la notificación por router congestionado, pero los aparatos de destilación del sistema siguen el algoritmo de control de congestión de TCP en ausencia de la retroalimentación. Debido a que TCP sólo responde a una gota de tiempo por paquete de ida y vuelta, los paquetes son reducidos en los filtros no causarán que los puntos finales cierren las ventanas más rápido de lo que lo harían en la cara de una sola gota de paquetes.
La reacción a la congestión comienza en el router con la instalación del filtro de paquetes. Esto es en contraste a TCP con la Notificación de Congestión Explicita (ECN), que utiliza routers para notificar a los puntos finales de la congestión, sino que se aplica la acción correctiva desde el punto final. Así ACC va a reaccionar con mayor rapidez a la congestión demostrando que el ACC apoya a TCP con ECN.

Estudios de simulación. 
Los estudios de simulación de ACC TCP muestra que aumenta el rendimiento promedio del punto final hasta en un 18 por ciento en comparación con el estándar TCP en presencia de tráfico a ráfagas, y ofrece un rendimiento comparable en una red estable.
Las simulaciones se realizaron utilizando los enlaces con anchos de banda entre 1,5 y 10Mb/s. Todas las simulaciones se realizaron utilizando ns, La siguiente figura muestra la plantilla para las simulaciones reportadas en esta sección.

Todos los enlaces de un punto final a un router tienen un retraso de 10 ms y el ancho de banda de 10 Mb/s. Cada simulación se repite para diferentes retardos en el enlace desde el R1 al R2. Un router de detección aleatoria temprana (RED) recoge un paquete al azar para descartar. Un router RED también descarta los paquetes antes de que la cola está llena. La probabilidad de que un paquete que llega, provoque un descarte es proporcional a la cantidad de corriente que la longitud de la cola del router supera a un mínimo configurado. Todos los rendimientos se basan en el número de paquetes útiles recibidos por el punto final de destino. Paquetes retransmitidos no se consideran útiles.

Simulaciones de red estable.
Estas simulaciones muestran que el TCP y ACC TCP se comportan comparativamente en la ausencia de tráfico a ráfagas cruz. ACC TCP reduce el tiempo de reacción cuando los cambios en la red indican, pero no reduce el rendimiento en el caso estable. Las simulaciones de esta sección utilizan la configuración de simulación estándar (Fig. 3), sin tráfico transversal. El rendimiento promedio de las 10 fuentes se representa gráficamente en la figura. 4 para diversos valores de retardo; las barras son desviaciones estándar.Cada punto representado en la figura. 4 es el rendimiento medio de un punto final en esta configuración. Los routers tienen 25 buffers de paquetes, y el uso de FIFO DropTail cola. FIFO DropTail routers paquetes cola primero en entrar primero en salir y dejar caer el último paquete recibido cuando la cola está llena.

Las distribuciones para ambos sistemas son bimodal. Esto es debido a los efectos de sincronización en la red causada por las pérdidas simultáneas de varios puntos finales. El resultado es que algunos puntos finales experimentan muy pocas pérdidas, y alguna experimentan muchos. La distribución bimodal de rendimientos refleja la presencia de dos grupos de criterios de valoración, sincronizados y no sincronizados. Los puntos finales se vuelven sincronizado por la pérdida de paquetes simultánea, lo que resulta en la retransmisión simultánea. Estos puntos finales entran en la fase de inicio lento para evitar la congestión de TCP, en el que dos paquetes se envían para cada acuse de recibo.

ACC funciona de forma transparente a través de RED, lo que reduce en gran medida el congestionamiento de los routers. Para demostrar esto, se repiten las simulaciones anteriores con cola RED en los routers. Los resultados se resumen en la figura 6. Los dos sistemas realizan prácticamente lo mismo en condiciones estables utilizando RED. ACC implica el uso de RED para conseguir la equidad razonable, pero en AN, esta condición es fácil de cumplir. Estas simulaciones han demostrado que el ACC TCP da un rendimiento comparable en redes estables; el siguiente conjunto de simulaciones se mostrará que el ACC TCP se comporta mejor que TCP en un rápido cambio, la red de alto ancho de banda.

Trafico de cruce.
Estas simulaciones demuestran que el ACC TCP reacciona mejor que el punto final de TCP al tráfico cruzado controlado. El tráfico de cruce utiliza UDP, que no reacciona a la congestión. Cada fuente de tráfico cruzado envía un promedio de 2,5s a 100Kb y es tranquilo durante 2,5s. La figura 7 muestra el rendimiento medio visto por las fuentes de tráfico contra el retardo variable (que refleja directamente el cambio en el producto ancho de banda-retardo).

ACC se comporta mejor que TCP sin modificaciones hasta en un 18 por ciento. El rendimiento de ambos sistemas "se degrada a medida que aumenta el retardo de ancho de banda de productos, ya que ambos no dependen del punto final a la comunicación del router. Debido a que ACC no depende únicamente de la comunicación, supera a TCP.

Los sistemas muestran un rendimiento similar a los pequeños productos de retardo de ancho de banda debido a los routers en el sistema de ACC que están solamente editando el tráfico en nombre de los criterios de valoración para los intervalos cortos, el ciclo de realimentación es lo suficientemente corto para que los métodos tradicionales de retroalimentación sean efectivos. En las configuraciones con productos de mayor ancho de banda-retardo, el ACC TCP reduce el tiempo de los episodios de congestión y el número de puntos finales afectadas.

Ambos sistemas presentan buenas propiedades de equidad, así, como se muestra en las desviaciones estándar de la siguiente tabla, también informa de la mejora del uso de ACC TCP como porcentaje del rendimiento de TCP para cada valor de retardo.

Conclusión. 
Este trabajo se ha centrado en la descripción de cómo las redes activas se pueden utilizar para aumentar el control de la congestión de retroalimentación y que hay beneficios tangibles para hacerlo. Se afirma que en una arquitectura de red activa y práctica, teniendo routers, el tráfico de punto final, dentro de la red puede mejorar el rendimiento durante la congestión, y no reducir el rendimiento en redes estables. Se ha demostrado que los sistemas ACC derivados de TCP muestran notablemente mejor rendimiento en sistemas de simulación de TCP puro. Los sistemas se comportan de forma equivalente en redes estables, pero el sistema ACC reacciona más rápido a la congestión.Sistemas ACC son superiores a maximizar el rendimiento de las redes de fuentes de tráfico a ráfagas. Este trabajo demostró que los protocolos existentes pueden beneficiarse de la ampliación de sus sistemas de retroalimentación en la red. Un sistema de información diseñado con un conocimiento de programación puede hacer un control más agresivo en la red.

Referencias:

ACC: Using Active Networking t Enhance
o
Feedback Congestion Control Mechanisms 

por Theodore Faber 

University of Southern California, Information Sciences Institute

IEEE Network
May/June 1998
liga:
http://ieeexplore.ieee.org/stamp/stamp.jsp?tp=&arnumber=690968

"Imagenes sacadas del pdf" 

Laboratorio: Monitoreo ns2

Para esta entrada se encargo monitoraer el desempeño de las transmisiones de una simulación en ns2/3, en mi caso ns2.

Lo que se midió en esta simulación fue el throughput que son la cantidad de bits que se transmiten exitosamente por segundo y la latencia que es la velocidad en que se propaga la señal, dependiendo del medio por el que viaja.

La simulación que se muestra a continuación, se intento reproducir un videostreaming, donde el transmisor esta emitiendo un "show" en vivo, y donde los paquetes viajan por UDP (ya que es la mejor para videoconferencias o cosas por el estilo), estos paquetes llegan al servidor y estas son enviadas a los routers de las personas que quieran verlo y asi hasta llegar a las computadoras de los usuarios.

Aquí el código:

Como se puede apreciar dos de los receptores no pudieron ver u oír el vídeo ya que hubo problema con la conexión y por lo tanto no llegaron los paquetes.

Thrughput
Código:


Aquí el archivo creado con los resultados:

Aquí el resultado en forma de gráfica:

 

Como se puede apreciar la se transmitía cada vez mejor, aumentando poco a poco.

Latencia
Código:



Aquí una parte del resultado del código:

Aquí los resultados en gráfica:

Esto nos indica que la velocidad no siempre es la misma al entregar los paquetes.



Bibliografias:
http://nile.wpi.edu/NS/simple_ns.html

Topologia ns2, enrutamiento

Algo de información:
Ruteo o rutear , en redes es dirigir la información que se transmite a traves de una red desde su origen hasta su destino, eligiendo el mejor camino posible a traves de las o las redes que los separan.

Los componentes dentro del ruteo son las dos partes que se están comunicando, es decir, un equipo origen y uno destino. Ambos deben tener los protocolos compatibles entre si para poder crear un vinculo para intercambiar información.

Además del origen y destino están los dispositivos de red, que se encargan de direccionar el mensaje (entiéndase como información) desde su origen hasta su destino, esto se hace en base a las denominadas direcciones IP y MACAddress. Estos dispositivos depende la magnitud de la red con la que se trabaje pueden ser Hubs, Switches, Bridges, Modems y Routers.


Topologías:
La topología de red de computadores conforman una red para intercambiar datos. El concepto de red puede definirse como "conjunto de nodos interconectados". Un nodo es el punto en el que una curva se intercepta a sí misma. Lo que un nodo es concretamente, depende del tipo de redes a que nos refiramos.

Tipos:
Los estudios de topología de red reconocen ocho tipos básicos de topologías:

• Punto a punto (abreviadamente PtP).
• En bus.
• En estrella.
• En anillo o circular.
• En malla.
• En árbol
• Híbrida (los más habituales son circular de estrella y bus de estrella)
• Cadena margarita (o daisy chain)

Enrutamiento ns2
Aqui el código:


Reproducción del código:

Esto es una representación sencilla de una topología de árbol, como se aprecia hay una caída en los puntos de los nodos por lo cual cambia de entrega de paquetes hasta que se arregle el otro

Bibliografías:
http://members.tripod.com/a_pizano/Impresion/cap2.html
http://upcommons.upc.edu/pfc/bitstream/2099.1/5386/3/Levy_Bunan_memòria_2.pdf
http://es.wikipedia.org/wiki/Topolog%C3%ADa_de_red

Laboratorio 5: Simulacion con NS-2

Para esta entrada se pidio que realizaramos una simulacion con el programa Network simulator 2 (NS-2) o NS-3 y se mostrara en NAM (Network Animator) para mostrar la animacion de las simulaciones.

Que es ns2?
Permite simular tanto protocolos unicast como multicast y se utiliza intensamente en la investigación de redes móviles ad-hoc. Implementa una amplia gama de protocolos tanto de redes cableadas como de redes inalámbricas.

NS-2 fue desarrollado en C++ y provee una interfaz de simulación a través de OTcl, una variante Orientada a Objetos de Tcl. El usuario describe una topología de red por medio de scripts OTcl, y luego el programa principal de ns-2 simular dicha topología utilizando los parámetros definidos. ns -2 esta diseñado para sistemas operativos Linux, FreeBSD, Solaris, Mac OS X y puede ejecutarse bajo Windows utilizando Cygwin. Fue licenciado bajo GPL versión 2.

La última versión, 2.34, se presentó al público el 17 de junio de 2009.


Asi es como las muestra el NAM la simulacion

Es sencillo de entender con esta imagen

En esta entrada se escogió realizar el trabajo con NS-2, primero se realizo un ejemplo para poder entender como es que se hacia esto, y salio como resultante el siguiente código con una simulación  de un nodo con un agente UDP y un trafico CBR. El segundo nodo recibe los paquetes enviados con un agente NULL y realiza la conexión con el agente UDP.

Aquí el código:

Resultados:

En este ejemplo solo enviamos paquetes del nodo 0 al nodo 1 con UDP.

Este codigo salio de la pagina siguiente, solo se fue borrando codigo hasta llegar al que tenemos
http://nile.wpi.edu/NS/

Ahora gracias a este pequeño ejemplo se puede hacer algo mas grande y empezar a simular situaciones reales. Ahora en el siguiente ejemplo agregaremos agentes TCP, agentes UDP,  un nodo que sirva para recibir los paquetes y enviarlos

Aquí el código:

Resultados:

 
Como se aprecia en la simulación el nodo0 y nodo1 (auzl para TCP, rojo para UDP) envían paquetes, lo que hace el nodo2 recibe y envía al nodo3 este nodo lo que realiza es mandar los paquetes a los respectivos nodos con su mismo protocolo entonces el nodo4 recibe los paquetes de nodo0 y envía una respuesta, al llegar esta respuesta de regreso al nodo0 este nodo envía sus paquetes nuevamente.
En el nodo1 lo único que hace es mandar y recibe el nodo5 al final de todo



En este link se encuentran diferentes ejemplos:
http://www-sop.inria.fr/members/Eitan.Altman/ns.html
En la pagina anterior  hay un ejemplo de donde sale el segundo código de esta entrada

Referencias:
http://www.cs.bu.edu/groups/itm/SATS/simulation.html
http://nile.wpi.edu/NS/
http://es.wikipedia.org/wiki/Ns_(simulador)
http://www-sop.inria.fr/members/Eitan.Altman/ns.html

Puntos extras: Simulaciones rendimiento utilizando TCP Ns2

En este estudio especial de dos modelos analíticos de rendimiento TCP (Tahoe, Reno) se comparan con resultados simulados. El objetivo de este ejercicio es simular el control de congestión TCP y el rendimiento. Además, el objetivo es dar una idea de cómo los modelos de análisis puede ser verificado con simulaciones.

Visión general de control de congestión del TCP
TCP implementa una ventana basada en mecanismo de control de flujo, un protocolo de ventana basado significa que el tamaño de la denominada ventana actual define un estricto límite superior en la cantidad de datos no reconocidos que pueden estar en tránsito entre un par receptor-emisor dado.

Al establecer la conexión TCP, el receptor propone un tamaño de ventana en función de su buffer.
En Internet se acepta la existencia de dos problemas:

• „ Capacidad del receptor.
• „ Capacidad de la red.

Estos problemas se tratan por separado. Dos ventanas en emisor y receptor (la ventana que ha propuesto el receptor y la ventana de congestionamiento)
El emisor usará el valor mínimo de las dos ventanas.


Modelado de rendimiento de TCP
Los métodos tradicionales para examinar el rendimiento de TCP han sido la simulación, las implementaciones y las mediciones de este. Sin embargo, los esfuerzos también se han hecho para analíticamente caracterizar el rendimiento del TCP como una función de parámetros tales como la tasa de caidas de paquetes y tiempo de ida y vuelta.
Los modelos de medicion son estos

• modelo sencillo [F99]

(1)

• modelo complejo [PFTK98] 

(2)

Seguimiento y monitoreo
Con el fin de ser capaces de calcular los resultados de las simulaciones, los datos tienen que ser recogidos de algún modo. Ns2 admite dos funciones de supervisión primaria: seguimiento y monitoreo. Las huellas permiten grabación de paquetes cada vez que un evento tal como caída de paquetes o de llegada se produce en una cola o un enlace.
Los monitoreos proporcionan un medio para cantidades de recogida, tal como el número de paquetes caidos o el número de paquetes en la cola. El monitor puede ser utilizado para recoger estas cantidades para todos los paquetes o
sólo por un flujo especificado (un monitor de flujo).

Simulación de estudio
- Descripción del problema
El propósito de este estudio es comprobar las fórmulas (1) y (2) para el estado de equilibrio de rendimiento TCP con un entorno de simulación adecuado. En [PFTK98] fórmula (2) se ha verificado empíricamente mediante el análisis de los datos de medición recogidos de 37 conexiones TCP. Las siguientes cantidades se han calculado a partir de los restos de medida:

• Número de paquetes enviados
• El número de indicaciones de pérdida (o el triple de tiempo de espera de ACK duplicado) 
• El tiempo promedio de ida y vuelta
• La duración media de un tiempo de espera.

El valor aproximado de la pérdida de paquetes se ha determinado dividiendo el número total de las indicaciones de pérdida por la cantidad total de paquetes enviados.

Rendimiento de TCP se exploró con los siguientes escenarios:

1. Dos conexiones TCP competencia: un emisor y un remitente UDP que compartir el enlace cuello de botella. La pérdida de paquetes experimentada por el emisor de TCP se modifica mediante el cambio de la tasa de envío del flujo UDP. Aplicación se utiliza FTP sobre TCP y el tráfico CBR sobre UDP (es decir, el tráfico NTECEDENTES es determinista).

2. Dos conexiones competidoras como anteriormente, pero ahora los tiempos entre el remitente de UDP se distribuye exponencialmente. La pérdida de paquetes se modifica cambiando el tiempo promedio entre llegadas de los paquetes UDP.

3. Una población homogénea TCP: La pérdida de paquetes es modificada por el aumento del número de fuentes TCP. Dado que las fuentes TCP tienen tamaños mismas ventanas y mismo es RTT, el rendimiento de un emisor TCP debe ser igual al caudal del agregado dividido por el
número de fuentes TCP.

Los resultados numéricos
Después de cada simulación, el rendimiento real promedio del flujo TCP (basado en los datos de simulación), así como el rendimiento de acuerdo con (1) y (2) se calcula. Por último, los resultados de diferentes simulaciones se representan gráficamente como una función de la pérdida de paquetes de modo que cada gráfico muestra los resultados para un
escenario de simulación particular. Un punto en cada gráfico representa una simulación de 250 segundos. Los puntos sólo se diferencian en la tasa de envío del flujo UDP o en el número de flujos TCP en caso de una población homogénea TCP. Todos los gráficos se representan usando la misma escala para que sea más fácil de comparar los resultados de diferentes escenarios.

Resultados

	Promedio	Desviación estándar
Paquete de velocidad baja	0,0101	0,0002
Rendimiento	1,8865	0,0120
Formula (1)	2,1482	0,0237
Formula (2)	2,0847	0,0246

Rendimiento TCP escenario 1

Rendimiento Reno TCP escenario 1

	Promedio	Desviación estándar
Paquete de velocidad baja	0,0970	0,0028
Rendimiento	0,3480	0,0065
Formula (1)	0,6092	0,0098
Formula (2)	0,3498	0,0159

Rendimiento TCP en escenario 2

Rendimiento Reno TCP escenario 2

	Promedio	Desviación estándar
Paquete de velocidad baja	0,0153	0,0001
Rendimiento	1,3132	0,0036
Formula (1)	1,7011	0,0043
Formula (2)	1,6238	0,0046

Rendimiento TCP escenario 3

Rendimiento Reno TCP escenario 3

Referencias:
http://www.netlab.tkk.fi/tutkimus/cost279/publ/private/Antila2002.pdf