Comunicações Digitais - Aula 5

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COMUNICAÇÕES DIGITAIS 
AULA 5 
 
 
 
 
 
 
 
 
 
 
 
 
Prof. Amilton Carlos Rattmann 
 
 
CONVERSA INICIAL 
Até o momento foram estudadas as comunicações estabelecidas entre 
dois dispositivos, em enlace ponto a ponto, ou entre dispositivos em enlaces de 
múltiplo acesso. Todos os dispositivos, de alguma forma, estavam ligados a 
outros dispositivos por um meio de conexão direta, seja nas pontas opostas do 
mesmo cabo, seja ligados ao mesmo cabo de pares trançados, coaxial, fibra 
ópticas, ou ainda compartilhando a mesma área de cobertura de alcance dos 
rádios. Mas o que ocorre quando os dispositivos de destino estão distantes do 
dispositivo de origem, a ponto de só receberem informações de outros 
dispositivos e não dos dispositivos com os quais se deseja comunicar? Nesta 
aula veremos como funcionam as comunicações digitais no nível de rede, nas 
quais dispositivos podem transportar informações de e para outros dispositivos, 
elemento a elemento, até chegar do dispositivo de destino. 
TEMA 1 – OBJETIVOS DA CAMADA DE REDE 
O grande desafio da camada de rede, mais precisamente dos algoritmos 
e dos protocolos de redes, é conseguir conduzir blocos de dados, denominados 
pacotes nessa camada, até o destino, onde quer que estejam dentro da rede. 
Para entendemos como esse processo é realizado, abordaremos neste tema os 
principais objetivos que devem ser atingidos para que uma rede possa operar 
adequadamente. 
1.1 Chegar ao destino 
O interesse das comunicações digitais ainda é a comunicação entre dois 
ou mais dispositivos, mas a diferença no cenário desta aula é que os dispositivos 
transmissor e receptor não estão mais conectados no mesmo meio. Existe, 
evidentemente, um meio de comunicação, mas fragmentado, formado por vários 
meios de comunicação distintos, interligados por dispositivos formando um 
grande arranjo de equipamentos, que conhecemos como rede. A comunicação 
passa a depender de elementos que não estão participando diretamente da 
“conversa” entre o transmissor e o receptor. Na Figura 1, em (A), a comunicação 
entre os dispositivos “A” e “C”, só ocorrerá se o dispositivo “C” fizer a 
retransmissão nos dois sentidos: de “A” para “B” e de “B” para “A”. Na Figura 1B, 
os dispositivos “A”, “B” e “C” se comunicam por um meio comum, mas não 
 
 
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conseguem se comunicar com “R”, “S” ou “T”, que utilizam outro meio de mesma 
natureza, sem que o dispositivo “X” receba a informação do barramento “ABC”, 
entenda não ser o destinatário da mensagem, mas que deva repassá-la ao 
barramento RST. Na Figura 1C, talvez o mais intuitivo, o rádio do dispositivo “A” 
não tem potência para sensibilizar o receptor do dispositivo “C”, cujo alcance é 
representado pela área circular transparente centradas nos dispositivos “A”, “B” 
e “C”. O dispositivo “B” deve ser empregado para retransmitir as informações 
trocadas entre “A” e “C”. 
Figura 1 – Comunicação entre dispositivos sem conexão direta: A. ponto a ponto; 
B. Meios de múltiplo acesso; C. Meio rádio. 
 
Fonte: Elaborado pelo autor. 
Os dispositivos podem estar geográfica ou topologicamente muito 
distantes. Se considerarmos a comunicação de retransmissão através de um 
enlace como um salto, podemos definir a distância entre dispositivos por saltos 
(hops, do inglês), uma medida topológica. Dessa forma, os dispositivos podem 
estar a muitos saltos de distância, em uma rede formada por muitos dispositivos 
e muitos caminhos possíveis. Na Figura 2, é apresentado um modelo de rede 
formada por meios distintos, como múltiplo acesso, rádio e acessos ponto a 
ponto, na qual a distância entre “B” e “M” pode ter dois saltos (“B”, “A” e “M”) ou 
cinco saltos (“B”, “A”, “K”, “I”, “J” e “M”), dependendo da decisão tomada por “A”. 
O caminho pode ser diferente também no sentido de “M” para “B” e não existir 
nenhuma distância, caso o dispositivo “A” desconheça o caminho para chegar a 
“M”. 
 
 
 
4 
Figura 2 – Formação da rede 
 
Fonte: Elaborado pelo Autor. 
Como já sabemos, os enlaces estão sujeitos a falhas e podem gerar 
perdas de dados, mesmo empregando sistema de correção de erro. Vimos 
também que existem procedimentos e recursos para manter os enlaces em 
operação, embora falhas severas na camada física possam ocorrer e tirar os 
enlaces de operação. 
Figura 3 – Alteração na topologia da rede 
 
 
Fonte: Elaborado pelo autor. 
Para a camada de rede, as falhas significam a eliminação de um caminho 
e, consequentemente, a alteração na topologia da rede, que implica a 
determinação de novos caminhos ou, no conceito da camada de rede, de novas 
 
 
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rotas, conforme apresentado na Figura 3. A inclusão de um enlace e a eliminação 
de outro, alterou significativamente a topologia da rede apresentada, 
originalmente, na Figura 2. 
O objetivo principal da camada de rede é entregar pacotes de dados aos 
dispositivos de destino, independentemente de onde estejam, ou de quantos 
saltos estejam de distância, de quantos caminhos diferentes existam, ou das 
mudanças topológicas que ocorram durante a comunicação. 
1.2 Repasse e roteamento 
Os dispositivos que operam na camada 3 desempenham o papel de 
entrega de pacotes em dispositivos de destino, onde estejam, por meio de duas 
funções principais: 
• Repasse; 
• Roteamento. 
O repasse ocorre quando o pacote de dados chega ao dispositivo por uma 
interface e precisa ser encaminhado para outra interface, cujo enlace leve em 
direção do local lógico ou físico do dispositivo de destino. Cada dispositivo, ao 
longo do caminho entre os dispositivos de origem e de destino, deve repassar 
os pacotes que recebe às interfaces adequadas. Poderia ser comparado a uma 
viagem entre duas cidades distantes, na qual o veículo é orientado pelas placas 
rodoviárias, em cada entroncamento, até a cidade de destino. Cada enlace seria 
um trecho rodoviário compondo uma parte do caminho entre as duas cidades. 
No repasse, os dispositivos consultam uma tabela de repasses que relaciona os 
destinos conhecidos por esse dispositivo com as interfaces de saída para o 
destino desejado. 
A Figura 4 apresenta um diagrama básico de um dispositivo operando na 
camada de rede. A interface de entrada recebe o sinal físico e processa as 
informações de controle de enlace. Os dados de controle do pacote são 
analisados para a identificação do tipo de serviço e do dispositivo de destino. A 
interface para encaminhamento do pacote é localizada pela rota de destino na 
tabela de repasses. O pacote pode entrar em uma fila de entrada (no caso de o 
elemento de comutação estar ocupado). Assim que possível, o elemento de 
comutação encaminha o pacote da interface de origem para a interface de saída, 
alocando o pacote na fila de saída da interface. Caso a fila de saída esteja vazia, 
 
 
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o pacote é processado imediatamente, produzindo o novo sinal físico conforme 
as características do enlace de saída. 
Figura 4 – Processo de repasse de pacotes entre interfaces 
 
Fonte: Elaborado pelo autor. 
O processo de roteamento é responsável pela construção das tabelas de 
repasses, ou de rotas, de cada dispositivo. Diferentes estratégias são utilizadas 
para a construção das tabelas de roteamento, empregando algoritmos mais 
simples ou mais eficientes, invariavelmente por meio da troca de pacotes de 
controle com dados de endereços locais para a construção da visão global da 
topologia da rede. A visão local de cada dispositivo é obtida de forma imediata, 
pela consulta dos endereços locais ou, em outras palavras, pela identificação de 
todos os dispositivos diretamente conectados a este. A construção global é mais 
complexa e leva mais tempo para ser concluída, pois depende da consolidação 
de todos os dados locais em uma única visão global da rede, compartilhada por 
todos os dispositivos de rede. O processo de consolidação é conhecido como 
processo de convergência, podendo gerar mais dados ou levar maistempo, 
conforme a estratégia adotada para o processo de roteamento. 
A Figura 5 apresenta um diagrama genérico de um sistema de 
roteamento. Cada dispositivo na figura mantém um processo de roteamento que 
troca informações com os processos de roteamento dos outros dispositivos. Pela 
informação de origem e vizinhança de cada dispositivo, o processo de 
 
 
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roteamento constrói a visão global. O termo vizinho se refere ao dispositivo 
diretamente conectado, ou que compartilham o mesmo enlace. Na Figura 5, o 
dispositivo “A” possui um único vizinho (“B”) e o dispositivo “B” possui três 
vizinhos (“A”, “C” e “E”). O dispositivo “A” identifica pelos dados de enlace que o 
dispositivo “B” é seu vizinho, regista esta informação na sua tabela de rotas e 
envia esta informação para os demais dispositivos. O dispositivo “B” realiza o 
mesmo processo e envia para o dispositivo “A” sua vizinhança. 
Figura 5 – Processo de roteamento e definição das tabelas de rotas. 
 
Fonte: Elaborado pelo autor. 
O dispositivo “A” passa a conhecer os dispositivos “C” e “E” por intermédio 
do dispositivo “B” e constrói uma visão parcial da rede na tabela de roteamento, 
inserindo os dispositivos “C” e “E”, conhecidos via interface “1” (interface que 
suporta o enlace com “B”), com distância 2, que consolida as distâncias entre “A” 
e “C” (1) e entre “A” e “E” (2): 
 𝑑𝑑𝑑𝑑𝑑𝑑𝑑𝑑(𝐴𝐴 − 𝐶𝐶) = 𝑑𝑑𝑑𝑑𝑑𝑑𝑑𝑑(𝐴𝐴 − 𝐵𝐵) + 𝑑𝑑𝑑𝑑𝑑𝑑𝑑𝑑(𝐵𝐵 − 𝐶𝐶) (1) 
 𝑑𝑑𝑑𝑑𝑑𝑑𝑑𝑑(𝐴𝐴 − 𝐸𝐸) = 𝑑𝑑𝑑𝑑𝑑𝑑𝑑𝑑(𝐴𝐴 − 𝐵𝐵) + 𝑑𝑑𝑑𝑑𝑑𝑑𝑑𝑑(𝐵𝐵 − 𝐸𝐸) (2) 
Outras regras gerais importantes para a garantia da convergência e 
estabilidade da visão global da rede e para mudanças na topologia são as 
seguintes: 
• Atualização para rotas melhores; 
• Desativação de rotas por queda de enlace; 
• Agregação de rotas. 
 
 
 
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Atualização para rotas melhores: o dispositivo “A” recebe a notificação 
de rota do dispositivo “C”, contendo sua a vizinhança que inclui o dispositivo “B”. 
Pelo procedimento descrito acima, o dispositivo “A” incluiria na tabela de rotas o 
dispositivo “B”, via interface “1”, com distância 3, mas isso não ocorre, porque a 
nova rota é igual nos parâmetros interface e rota, mas pior na distância. A rota 
permanece na tabela, mas desativada. 
A desativação de rotas por queda de enlace: na queda de enlace, as 
rotas associadas a esta interface são desativas para evitar perdas de pacotes 
que seriam encaminhados para interfaces fora de serviço. Esse evento significa 
mudança de topologia que produz novos pacotes de atualização de rotas. As 
rotas piores existentes nas tabelas, mas desativadas, podem agora ser 
reativadas para permitir a entrega de informações, por caminhos alternativos, 
aos dispositivos de destino. 
Agregação de rotas: as rotas podem ser agregadas, sempre que 
possível, para reduzir o tempo de busca. Na Figura 5, a tabela do dispositivo “A” 
poderia agregar dispositivos de mesmo destino, mantenho as referências 
individuais para garantir a atualização adequadas de novas notificação, como 
demonstrado na Tabela 1. 
Tabela 1 – Agregação de rotas do dispositivo A da Figura 5 
Rota Interface Distância 
B 1 1 
C, E 1 2 
D, F 1 3 
Fonte: Elaborado pelo autor. 
1.3 Controle de tráfego 
Já sabemos que os dispositivos estabeleciam um controle de fluxo por 
meio dos protocolos de enlace, necessários para manter a comunicação 
equilibrada, operacional e confiável. Podemos considerar que os dispositivos 
produzem o tráfego que são capazes de gerar. O tráfego gerado será tão intenso 
quanto as capacidades de CPU, memória e de interfaces incorporadas em um 
dispositivo e normalmente representa a capacidade de tráfego entrante que pode 
receber. 
 
 
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Operando em rede, o problema de controle de fluxo é mais complexo, pois 
os dispositivos de origem raramente estão “enxergando” o enlace local do 
dispositivo de destino e podem produzir um tráfego muito maior que o dispositivo 
de destino pode absorver, implicado consequente em descarte de dados, algo 
que sempre se pretende evitar. Outro ponto que deve ser considerado é que 
muitos dispositivos de origem podem enviar dados para um mesmo dispositivo 
de destino, podendo criar um tráfego acumulado maior que a capacidade de 
tratamento de dados do dispositivo. 
O controle de tráfego pode ser realizado por vários meios. Vamos focar 
nesta sessão em dois tipos de mecanismos: 
• Pacote de controle; 
• Partida lenta. 
No protocolo de rede ITU-T X.25, um protocolo orientado a conexão, um 
caminho virtual é determinado durante o estabelecimento da comunicação. O 
enlace do X.25, conhecido como LAPB (HDLC), transporta todos os pacotes 
encapsulados em quadros de camada 2, indistintamente. Os pacotes, entretanto, 
estão marcados por um identificador para cada caminho virtual, denominado 
canal lógico, que determina uma comunicação unicast com um dispositivo 
específico. Caso a comunicação apresente tráfego com intensidade acima da 
capacidade, o dispositivo envia um pacote de controle RNR (do inglês Receiver 
Not Ready) no canal lógico do caminho que apresenta esse fluxo, indicando a 
incapacidade temporária de receber mais informações. Caso o problema 
persista, todos canais lógicos ativos podem ser paralisados pelo envio do RNR. 
Após normalizar, um pacote de controle RR (do inglês, Receiver Ready) é 
enviado, indicando a normalização do dispositivo e autorizando o reinício da 
transmissão, apresentado na Figura 6A. 
Outra forma de controle, utilizada em outros protocolos, é a partida lenta. 
Essa forma de controle subentende uma forma de confirmação de informações, 
ou seja, que o protocolo seja orientado para a conexão. A quantidade de pacotes 
transmitidos para um destino pode ser contabilizada pela quantidade de octetos 
(bytes) transmitidos, formando blocos de 2 k octetos, 4 k octetos, 8 k octetos etc., 
que poderiam ser transmitidos sem confirmação, como uma janela deslizante. 
Iniciando a transmissão considerando que blocos de até 2 k octetos serão 
transmitidos, enquanto as confirmações ocorrerem dentro de um intervalo de 
 
 
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tempo aceitável, que depende de parâmetros da tecnologia empregada no 
enlace como velocidades e latência e do volume típico de dados. Caso o tempo 
de resposta permaneça baixo, o bloco de informações pode ser aumentado, 
transmitindo mais informações com supervisão pendente. O tamanho do bloco 
pode ser sucessivamente aumentado até se atingir o bloco máximo definido, 
enquanto os tempos de resposta permanecerem baixo, indicando que o 
dispositivo de destino possui condições de tratar o tráfego, porém, se ocorrerem 
atrasos de confirmação, o tamanho do bloco é reduzido com taxa maior que a 
utilizada no aumento. Caso a taxa de crescimento de bloco seja de 4 k em 4 k 
octetos, a taxa de redução deve ser de 8 k em 8 k octetos, por exemplo. 
Figura 6 – Mecanismos de controle de fluxo: A. Pacotes de controle; B. Partida 
lenta. 
 
Fonte: Elaborado pelo autor. 
A Figura 6B apresenta os efeitos gráficos de um mecanismo de partida 
lenta, indicando a taxa de subida menor e taxa de descida maior, representadas 
pelas inclinações dos segmentos de reta. 
1.4 Caminhos redundantes 
Os caminhos redundantes formam um importante recurso para o 
funcionamento plenos das redes. As falhas em enlaces ocorrem afetando a 
topologia, podendo isolar dispositivos ou grupo de dispositivos do restante da 
rede. Os caminhos redundantes garantem a continuidade do funcionamento da 
rede diante da ocorrência da falha em um enlace. Outros enlaces assumem o 
tráfego levando as informações aos dispositivos de destino. 
 
 
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TEMA 2 – ENDEREÇAMENTO NA CAMADA DE REDE 
As redes podem ser muito amplas e conter muitos dispositivos. O 
protocolo IP, na versão 4, contava com 32 bits de endereçamento, resultando 
em mais de quatro bilhões de endereços e, mesmo com essa grande quantidade 
de endereços, experimentou aescassez dando origem a proposta da versão 6 
do protocolo, principalmente por este motivo. As estimativas atuais indicam que 
em 2020 cada pessoa no planeta utilizaria mais de seis dispositivos conectados 
na Internet e cerca de 12 bilhões de dispositivos sem fio em 2022. 
2.1 Partes do endereço 
A determinação de um plano de endereçamento é vital para a organização 
do encaminhamento dos blocos ou pacotes de informação. Um bom plano de 
endereçamento organiza os endereços dos dispositivos de forma a possibilitar 
que fontes distintas determinem seus endereços sem que entrem em conflito ou 
produzam falhas na rede. Os endereços podem refletir uma hierarquização que 
facilite a localização de forma rápida e menos custosa nos sistemas de 
roteamento. Os endereços podem ser formados por partes. 
Na telefonia fixa comutada, por exemplo, segue a recomendação 
internacional ITU-T E.164 (Figura 7) na qual uma parte do denominado número 
telefônico internacional designa o país de forma global, outra parte designa a 
região dentro de um país e a última parte designa o assinante, que normalmente 
é composto por um prefixo e pelo número. 
 
 
 
 
 
 
 
 
 
 
12 
Figura 7 – Endereçamento do sistema telefônico comutado internacional 
 
 
Crédito: Anton/Shutterstock; Grebeshkovmaxim/Shutterstock; Kwartov/Shutterstock. 
Nos endereços de rede TCP/IP, uma parte de endereço é atribuída à 
representação de redes e sub-redes, e outra parte é atribuída à representação 
dos endereços de dispositivos, dentro de cada sub-rede. Uma máscara (um valor 
especial de 32 bits) é utilizada para indicar o tamanho de cada parte de endereço 
IP, conforme apresentado na Figura 8. 
Figura 8 – Endereçamento IPv4 
 
Fonte: Elaborado pelo autor. 
 
O IP, na versão 6, reservou 128 bits de endereços, dividido em 64 bits 
para endereços de rede e 64 bits para endereços de dispositivos em cada rede, 
conforme observado na Figura 9. Esta nova versão permite uma quantidade na 
ordem de 1019 endereços em uma única sub-rede. 
 
 
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Figura 9 – Endereçamento IPv6 
 
Fonte: Elaborado pelo autor. 
Observamos, desta forma, que a ideia geral na formação de endereços é 
facilitar sua localização ou ordem dentro de um conjunto de outros endereços. 
2.2 Agrupamento de endereços 
O agrupamento de endereço é uma estratégia para facilitar o roteamento. 
Na telefonia, por exemplo, o código internacional permite o agrupar todos 
telefones de um determinado país e representá-los por um único código, 
implicando em uma única rota para encaminhar todas as chamadas para este 
país. A mesma necessidade determinou procedimentos de distribuição de 
endereços na rede TCP/IP, através de entrega coordenadas de faixas de 
endereços para cada país. Esses procedimentos facilitaram o roteamento e o 
encaminhamento na internet, aumentando o desempenho da pesquisa na 
determinação de destinos. A seguir, alguns exemplos de agregação de 
endereços nas versões 4 e 6 do protocolo de internet: 
• 203.0.113.0/24 
o 203.0.113.123 
o 203.0.113.26 
o 203.0.113.101 
• 2001:DB8::/32 
o 2001:DB8:0:0:0:3423:0:FA42 
o 2001:DB8:0:0:0:1:EDA:3432 
o 2001:DB8:0:3421:0:1:A432 
As redes mais à esquerda representam corretamente os endereços mais 
à direita em cada versão. 
 
 
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TEMA 3 – ROTEAMENTO NA REDE 
O processo de roteamento nas redes de dispositivos que operaram na 
camada 3 são de especial atenção. A rede é formada normalmente por muitos 
caminhos alternativos que levam ao mesmo destino e alterações na topologia 
frequentes que implicam a necessidade de selecionar caminhos seguros que 
levem ao sucesso do encaminhamento dos pacotes ao dispositivo de destino. 
Neste tema, abordaremos alguns conceitos de roteamento de rede. 
3.1 Tipos de roteamentos 
Os sistemas de roteamento podem operar de forma centralizada (ou 
global), sendo denominados centralizados, quando um elemento com a função 
de roteamento determina todos os caminhos da rede, após receber as 
informações de cada nó, ou sistemas de roteamento descentralizados, quando 
cada dispositivo determina suas próprias rotas, após troca de informações com 
roteadores vizinhos, apresentados no diagrama da Figura 10. 
Figura 10 – Sistemas de roteamento centralizado (SRC) e sistema de roteamento 
decentralizado (SRD) 
 
Fonte: Elaborado pelo autor. 
Os sistemas de roteamento podem ser estáticos, quando as rotas 
permanecem inalteradas, mesmo com alterações na topologia, normalmente 
dependendo de intervenção humana para a atualização dos custos da rede, ou 
dinâmicos, quando algoritmos realizam as alterações nas rotas diante das 
alterações na topologia. Podem ainda ser sensíveis à carga de tráfego nos 
enlaces ou não sensíveis, sendo estes últimos mais complexos e mais instáveis 
devido à flutuação de carga nos enlaces. 
 
 
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3.2 Determinação de rotas 
As rotas determinam uma determinada agregação de endereços que se 
encontram na mesma direção com base em um determinado ponto de vista 
lógico. Os dispositivos que compartilham um enlace são denominados vizinhos. 
Não é necessário determinar rotas para dispositivos vizinhos, mas seus 
endereços devem figurar como rotas denominadas locais, quando representa o 
próprio endereço associado à interface do dispositivo ou conectadas, quando 
representam todos endereços dos dispositivos na rede local associada ao 
enlace. As rotas determinadas manualmente são denominadas rotas estáticas e 
as rotas determinadas por protocolos de roteamento são denominadas 
dinâmicas. 
3.3 Determinação de rotas para o mesmo destino 
A Figura 11 apresenta um diagrama com uma determinada topologia de 
rede. Os quadros associados aos círculos representam as rotas associadas ao 
dispositivo de rede. As rotas locais estão em cor escura e as rotas manuais estão 
em cor clara no diagrama, representando opções de roteamento. O dispositivo 
“A” há uma rota agregada para os dispositivos “C”, “D”, “E” e “F”, pela interface 
“1”. As rotas agregadas ocupam menos recurso na memória dos dispositivos e 
reduzem o uso de CPU. 
3.4 Determinação de rotas - múltiplos caminho diferente 
O dispositivo “B”, na Figura 11, apresenta duas rotas para os dispositivos 
“E” e “F”. Pela topologia da rede, pelos dois caminhos sugeridos pelas interfaces 
“2” ou “3”, é possível chegar em ambos. O dispositivo “B”, entretanto, precisa de 
uma regra mais específica para encaminhar os pacotes para o dispositivo “D”. 
Outros parâmetros são empregados para auxiliar na determinação da rota, como 
quantidade de saltos, velocidade de enlace ou ocupação de enlace (filas), ou 
proximidade entre dispositivos georreferenciados ou gerada por circuito GPS 
embarcado em dispositivos móveis de rede. Alguns parâmetros são fixos outros 
são dinâmicos e podem alterar o significado da decisão de roteamento tomada. 
Independente do parâmetro utilizado, normalmente as regras manuais adotam 
um caminho preferencial, que depende do conhecimento dinâmico da rede pelo 
responsável técnico da rede. 
 
 
16 
Figura 11 – Determinação de rotas 
 
Fonte: Elaborado pelo autor. 
A rede preferencial é determinada pelo custo mais baixo de uma rota 
duplicada. A rota de custo mais baixo fica ativa e de a de custo maior permanece 
na tabela mais desativada, enquanto a rota de menor custo permanecer ativa. 
Como regra, portanto, o dispositivo sempre utilizará a rota de menor custo. No 
caso de queda de enlace, as rotas associadas a interface são desativadas, 
permitindo que rotas alternativas de maior custo sejam ativadas mantendo o 
roteamento da rede funcional. Na Figura 11, no caso de queda do enlace entre 
os dispositivos “B” e “C”, a rota “F,D  3” de maior custo se torna ativa, mantendo 
o encaminhamento por caminho alternativo para o dispositivo “D”. 
TEMA 4 – ALGORITMOS PARA ROTEAMENTO AUTOMÁTICO 
O processo de atualização de endereço é simples, como vimos no tema 
3. Para poucos endereços é bem provávelque seja muito mais fácil realizar as 
alterações de rotas do que desenvolver scripts e procedimentos automáticos 
para isso. Essa ideia simplista muda rapidamente quanto a quantidade de redes 
e endereços disponibilizados em sub-redes cresce em centenas ou milhares de 
endereços. Seria humanamente impossível gerenciar bilhões de endereços, com 
centenas de milhares de redes e rotas, com milhares de alterações topologias 
ocorrendo a cada segundo, sem o emprego de algoritmos e protocolos de 
roteamento. Abordaremos neste tema dois algoritmos de roteamento 
amplamente utilizados para dispositivos operando em rede. 
 
 
17 
4.1 Algoritmos de roteamento de vetor de distância 
O algoritmo de vetor de distância, DV (do inglês: distance-vector), é 
iterativo, assíncrono e distribuído. Cada dispositivo recebe informações de rotas 
de um ou mais vizinhos, realiza cálculos de rotas e envia o resultado aos seus 
vizinhos, repetidamente, até não haja mais informações para serem atualizadas 
pelos vizinhos. Ao final das iterações, os caminhos de menor custos são 
determinados na rede, até que ocorra uma nova mudança na topologia da rede. 
O princípio de funcionamento do sistema de roteamento DV se baseia na 
equação de Bellman-Ford, apresentada na equação (3), na qual dx(y) representa 
o custo do caminho de menor custo entre x e y, entre os caminhos possíveis a 
partir de v, que é um dispositivo vizinho de x. 
 𝒅𝒅𝒙𝒙(𝒚𝒚) = 𝒎𝒎𝒎𝒎𝒎𝒎𝒗𝒗{𝒄𝒄(𝒙𝒙,𝒗𝒗) + 𝒅𝒅𝒗𝒗(𝒚𝒚)} (3) 
Para o algoritmo DV, o importante é a determinação do próximo salto, 
para o encaminhamento de pacotes. Na Figura 12 é apresentada uma pequena 
rede para análise do processo de iteração do algoritmo DV. 
Figura 12 –Topologia de rede para análise do algoritmo DV 
 
Fonte: Elaborado pelo autor. 
Na primeira iteração do algoritmo, apenas os custos locais são 
registrados. Na segunda iteração do algoritmo DV, as tabelas locais são 
distribuídas. 
 
 
 
 
 
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Figura 13 – Processo de iteração do algoritmo DV, para a topologia da Figura 
12 
 
Fonte: Elaborado pelo autor. 
Nesta segunda iteração, ainda, os custos podem ser atualizados por 
intermédio das informações recebidas dos dispositivos vizinho. Para o 
dispositivo “A”, uma informação do dispositivo “B” apresenta um custo menor que 
o custo registrado localmente para o dispositivo “C”. Calculando dA(C) = 
c(a,b)+dB(c) = 1 + 1 = 2, obtém-se um é inferior ao valor previamente registrado, 
provando a atualização do valor da tabela do dispositivo “A”. Uma atualização 
ocorre, de maneira semelhante, com o dispositivo “C”. 
Na terceira iteração, os custos locais são novamente enviados para os 
dispositivos vizinho, determinando o fim da convergência do roteamento da rede. 
4.2 Algoritmos de roteamento de estado de enlace 
O algoritmo de estado de enlace, LS (do inglês link-state), é iterativo, 
assíncrono e centralizado, mas no sentido de que os dispositivos compartilharam 
a mesma visão de toda a rede e não uma visão local como utilizado nos 
algoritmos DV. Cada dispositivo recebe informações de todos os custos e 
estados dos enlaces de todos os dispositivos da rede, determinando uma visão 
 
 
19 
global da rede. As trocas de informação encerram, quando todos os dispositivos 
adquirem a mesma visão global da rede. Enquanto os dispositivos DV apenas 
tocam novas informações quando uma mudança de custo altera a topologia, os 
algoritmos LS trocam informações pela alteração de custo dos enlaces, 
alterando ou não a topologia. 
O algoritmo de estado de enlace é assíncrono, mas não é finito como o 
algoritmo DV. As iterações permanecem sendo trocadas a cada alteração de 
custo, como já comentado. OS dispositivos enviam informações identificadas 
para todos demais dispositivos da rede, para a formação da visão global. 
Podemos verificar a aplicação da equação de Bellman-Ford, se 
observarmos a Figura 14, e tentarmos identificar o caminho de menor custo entre 
os dispositivos “A” e “F”. Determinaremos, pela análise dos custos e enlaces, 
que o melhor caminho segue pelos dispositivos “A”, “C”, “E” e ”F”. Pela equação 
3, o menor custo entre os vizinhos de “A” c(a, b) = 2, c(a, c) = 1 e c(a, d) = 5, é o 
dispositivo “C”, com custo c(a, c) = 1. Os custos dos caminhos dos vizinhos de 
“A” (“B”, “C” e “D”) até “F” seriam dB(F) = 5, dC(F) = 3 e dD(F) = 5. Aplicando a 
equação (3), os menores custos entre vizinhos e caminhos dos vizinhos são c(a, 
c) = 1 e dC() = 3, com custo total 4, apresentada no desenvolvimento (4), 
seguindo pelos mesmos dispositivos: “A”, “C”, “E” e “F”, obtidos na análise visual. 
Figura 14 – Topologia para avaliação de roteamento determinando o custo dos 
enlaces 
 
Fonte: Elaborado pelo autor. 
 𝑑𝑑𝑎𝑎(𝐹𝐹) = 𝑚𝑚𝑑𝑑𝑚𝑚𝑣𝑣{𝑐𝑐(𝑎𝑎, 𝑐𝑐) + 𝑑𝑑𝑣𝑣(𝐹𝐹)} (4) 
 
 
20 
 𝑑𝑑𝑎𝑎(𝐹𝐹) = 𝑚𝑚𝑑𝑑𝑚𝑚𝑣𝑣{1 + 3} = 4 
O algoritmo LS inicia com o ajuste inicial colocando os custos de todos os 
dispositivos vizinhos (linha 1) na primeira iteração apresentada na Tabela 2 para 
o dispositivo “A”, no lado esquerdo, e para o dispositivo “B”, no lado direito da 
tabela. Para os dispositivos que não são vizinhos, o custo é infinito. Com base 
no menor custo de vizinhança, o dispositivo é incluído no grupo N’, dos 
dispositivos já analisados. Com base no último dispositivo analisado, avalia-se a 
vizinhança, determinando os custos acumulados c(x,v)+dv(y) com o custo 
anterior para o dispositivo. Na linha 2, para o dispositivo “A”, o valor acumulado 
do dispositivo “A” para o dispositivo “B”, via dispositivo “C”, dA(C)+c(c,b) = 2 + 1 
= 3, é maior que o valor registrado na linha 1 para o custo do dispositivo “A” 
diretamente para o dispositivo “B” dA(B)+c(b,b) = 2 + 0 = 2, que pode ser 
comprovado na Figura 14. Entretanto, caso o valor seja menor, é substituído na 
linha, na coluna do o dispositivo. Na linha 2 da tabela de iterações, o menor custo 
acumulado ocorre com o dispositivo “E”, que passa a integrar o grupo N’, 
atualizando o valor da coluna c(x,v). Na linha 2, houve também redução no custo 
de caminho para dispositivo “D”, de 5 para 4, pelo caminho via dispositivo “C”, e 
redução de infinito para 2 para o dispositivo “E”, via caminho pelo dispositivo “C”. 
O algoritmo mantém as iterações até determinar os caminhos de mínimo custo, 
que ocorre na linha 6. A quantidade de iteração guarda relação direta com a 
quantidade de dispositivos na rede. Na interpretação da Tabela 2, o caminho de 
menor custo entre os dispositivos “A” e “D”, pode ser assimilada a partir da coluna 
d, na linha que determinou o menor custo. Nesta linha, o custo é 3, que ocorre 
com base no último dispositivo analisado, “E”. Por sua vez, o menor custo para 
o dispositivo “E” ocorre na linha 2, no dispositivo “C”, que tem seu menor custo 
na linha 1, da coluna c, que ocorre no dispositivo “A”. Então, o caminho de menor 
custo entre o dispositivo “A” e “D”, apresenta-se via dispositivos “C” e “E”, cujo o 
custo está registrado na Tabela 2 (linha 4, coluna d) e pode ser conferido na 
Figura 14. 
 
 
 
 
 
 
21 
Tabela 2 – Evolução iterativa do algoritmo LS da Figura 14 para os dispositivos 
“A” e “B” 
Nó Custos c(x,v) + dv(y) 
 
Nó Custos c(x,v)+dv(y) 
A N' c(x,v) b c d e f B N' c(x,v) a c d e f 
1 a 0 2 1 5 ∞ ∞ 1 b 0 2 2 3 ∞ ∞ 
2 ac 1 2 4 2 ∞ 2 ba 2 2 3 ∞ ∞ 
3 ace 2 2 3 4 3 bac 2 3 3 ∞ 
4 aceb 2 3 4 4 bacd 3 3 8 
5 acebd 3 4 5 bacde 3 5 
6 acebdf 4 6 bacdef 5 
Fonte: elaborado pelo autor. 
TEMA 5 – QUALIDADE DE SERVIÇO 
A qualidade de serviço foi um dos temas mais importantes discutidos nas 
duas últimas décadas. A onda tecnológica denominada convergência digital 
transformou de forma significativa os serviços de telecomunicações, aproximou, 
de forma nunca vista, as empresas de seus clientes em escala global e deu uma 
importância universal à internet. Os serviços de vídeo e voz pela internettiveram 
sucesso, em boa medida, porque os problemas relacionados à qualidade de 
serviço QoS (do inglês: Quality of Service) da rede TCP/IP foram resolvidos. 
Muitas novas técnicas e adaptações de protocolos foram necessárias para que 
a rede pudesse se ajustar às necessidades de cada tipo de fluxo de dados. Neste 
tema veremos alguns desses recursos para permitir que dispositivos 
organizados e operando em rede transportem dados com a prioridade 
necessária para atender às necessidades da comunicação. 
5.1 O serviço 
A definição de serviço, no contexto da rede de dados, pode ser entendida 
como o atendimento às necessidades de transporte do tipo de tráfego 
transportado. Então precisamos definir o que são os tipos de tráfego. 
5.1.1 Tráfego sensível a perdas 
Um relatório em formato PDF, por exemplo, ao ser transportado pela rede 
de dispositivos, precisaria ser fragmentado em muitos pacotes. O fluxo de 
pacotes possui sensibilidade a perdas de informação, pois cada fragmento 
 
 
22 
perdido precisa ser retransmitido. Antes de entregar o relatório ao aplicativo 
solicitante, o arquivo precisa ser remontado e, para isso, são necessários todos 
os fragmentos. Entretanto, dependendo das condições gerais de transporte, se 
o fluxo de pacotes levar entre 200 e 300ms mais tempo para completar o 
transporte sem erros, não haveria qualquer problema. Em outro exemplo, caso 
um sistema de e-mails levasse 5 min extras para entregar uma mensagem em 
um aplicativo cliente de mensageria, normalmente o usuário nem perceberia 
esse tempo a mais. Os exemplos de tráfegos, descritos neste parágrafo, são 
sensíveis a perdas, mas não são sensíveis à latência, definindo a necessidade 
de transporte. 
5.1.2 Tráfego sensível à latência 
O tráfego de voz bidirecional transportado pela rede, iniciado no processo 
de convergência digital, precisara superar uma barreira importante para ser 
oferecido como serviço: tempo de entrega. A voz digitalizada gera um fluxo 
contínuo de dados, produzindo amostras a cada 125 μs que devem ser 
entregues no dispositivo de destino na mesma cadência. Embora o volume de 
dados seja pequeno, a restrição temporal é crítica. A latência máxima esperada 
entre origem e destino é de 150ms, para evitar efeitos indesejados na 
experiência de usuário. 
O codec G.711, que produz um fluxo de 64 kbps, agrupa 80 amostras de 
um octeto no mesmo pacote, para melhorar a eficiência de transmissão, gerando 
pacotes a cada 10ms. Caso um pacote leve mais de 150ms para chegar ao 
destino, produzirá um problema no reprodutor de áudio. Um buffer de 150ms 
(buffer de jitter ou, no inglês, de-jitter buffer) no destino, preenchido antes da 
reprodução, atenua significativamente os problemas de latência. Pior que a 
latência (no inglês, delay) é a variação na latência (no inglês, jitter), que 
apresenta um limite de 30ms para a voz. Dessa forma, os pacotes de voz podem 
ser atrasados em até 150ms, mas não admitem uma variação na latência maior 
que 30ms. Como os codec são munidos de interpoladores digitais, que produzem 
amostras artificiais interpoladas no caso perda de informações, é preferível 
produzir uma amostra artificial do que reproduzir amostras atrasadas, observado 
pela experiência de usuário. 
 
 
 
23 
Saiba mais 
Codec é uma contração dos termos coder e decoder (do inglês: 
codificador e decodificador) e é empregado para classificar sistema de hardware 
ou software responsáveis por codificar um sinal analógico em determinado 
padrão digital e vice-versa. 
Os tráfegos de voz e vídeo são definidos como tráfegos de tempo real (no 
inglês: real time). Definimos a necessidade desse tipo de tráfego, que são 
latência e variação de latência baixos, dentro dos limites, embora sejam 
admitidas perdas em pacotes de até 1%. Os sinais de vídeo possuem as 
mesmas necessidades que o tráfego de voz, embora produziram um tráfego 
muito maior que o tráfego de voz. A banda de dados necessária para fluxos de 
vídeo vai depender do codec e da qualidade de reprodução desejados. 
Alguns tráfegos intermediários podem apresentar necessidades 
intermediárias, exigindo ajustes nos parâmetros e devem ser tratados pelos 
mecanismos de QoS. 
5.2 Os parâmetros 
Os parâmetros de Qos descrevem objetivamente os tipos de tráfego. A 
RFC 2474 redefiniu o uso do campo ToS (Type of Service) do cabeçalho IPv4 e 
rebatizou de DSCP (Differentiated Services Code Point), definindo as classes de 
serviço para priorização de encaminhamento de pacotes. Nesse modelo de 
funcionamento, as classes de serviço são marcadas por códigos que são 
analisadas salto a salto em cada dispositivo (do inglês PHB – Per-hop Behavior), 
especificadas nas RFC 3260, RFC 3246 e RFC 5290. As marcações de tráfego 
variam de prioridade explicita à tráfego de melhor esforço, distribuídos em 14 
marcações diferentes, conforme apresentado na Tabela 3. O campo CS na 
tabela é uma definição de adaptação entre o ToS e o DSCP, definido em 
recomendação, que permite que equipamentos antigos tenham um 
comportamento mais próximo ao de equipamentos atualizados. 
 
 
 
 
 
 
24 
Tabela 3 – Marcações dos tipos de tráfego 
Seletor de classe DSCP (binário) PHB AFx1 AFx2 AFx3 
CS0 000000 BE 000000 
CS1 001000 AF1x 001010 001100 001110 
CS2 010000 AF2x 010010 010100 010110 
CS3 011000 AF3x 011010 011100 011110 
CS4 100000 AF4x 100010 100100 100110 
CS5 101000 EF 101110 
CS6 110000 
CS7 111000 
Fonte: Elaborado pelo autor. 
O campo A marcação EF (do inglês Expedited Forwarding) instruem os 
dispositivos a enviar os pacotes com essa marcação, no campo DSCP do 
cabeçalho IPv4, o mais rapidamente possível. Caso o pacote esteja marcado 
com BE (do inglês Best-Effort), o dispositivo transmitirá apenas após tratar todos 
os demais pacotes mais prioritários. A ordem de transmissão nos dispositivos 
segue a ordem crescente dos códigos CS e na mesma linha os códigos mais à 
esquerda são mais prioritários. Pacotes marcados com AF43 são transmitidos 
antes que pacotes marcados com AF31, assim que o CS4 seja mais prioritário 
que o AF43. 
Aplicando o mecanismo de QoS, pacotes de um fluxo prioritário podem 
ser marcados para serem transmitidos antes dos pacotes de outros fluxos, em 
cada dispositivo da rede. A Tabela 4 apresenta um exemplo de aplicação dos 
códigos DSCP em tipos de tráfegos. 
Tabela 4 – Classificação de tráfego e codificação de comportamento 
Classe de aplicação PHB Aplicação 
Telefonia VoIP EF Telefones IP 
Controle de rede AF31 Protocolo de roteamento 
Sinalização AF21 Sinalização de processos 
Melhor esforço BE Outros fluxos 
Fonte: Elaborado pelo autor. 
A classificação dos códigos DSCP tem bom comportamento em 
condições de pouco tráfego. Mas o controle de priorização é muito difícil com 
 
 
25 
tráfego intenso, filas cheias e muitos fluxos sendo transmitidos pelas mesmas 
interfaces. Para garantir o funcionamento do QoS, mecanismos de controle 
foram desenvolvidos para permitir que o PHB, principalmente em condições 
menos favoráveis de tráfego, fosse efetivo. 
5.3 Os mecanismos 
Vários mecanismos são utilizados para garantir o PHB em dispositivos de 
rede, que se estendem de estruturas de filas separadas de algoritmos de 
descarte prévios nas filas. 
5.3.1 Filas 
As filas são do tipo FIFO (do inglês first in - first out) nas quais os primeiros 
pacotes que entram são os primeiros a sair da fila (Figura 15). Uma arquitetura 
com uma única fila pode levar à perda de pacotes importantes quando a fila 
estiver cheia e experimentar a chegada de novos pacotes prioritários. Um fluxo 
intenso de baixa prioridade pode ocupar e manter a fila cheia por longo período, 
causando o descarte de muitos os pacotes entrantes (prioritários ou não) até 
reduzir o tráfego da interface e voltar a existir espaço livre na fila. 
Figura 15 – Fila FIFO 
 
Fonte: Elaborado pelo autor. 
 
 
 
 
26 
5.3.2 Enfileiramento prioritárioNormalmente dispositivos mais eficientes implementam várias filas para a 
mesma interface de saída, conseguindo melhorar o controle sobre tráfego 
prioritário ou de baixa latência. Um classificador faz a leitura do campo de 
controle do pacote e realiza o encaminhamento conforme a marcação de QoS 
para uma fila específica. Um coordenador de saída transmite os pacotes 
prioritários enquanto a fila prioritária não estiver vazia, como observado na Figura 
16. Após esvaziar a fila de maior prioridade, passa a processar a próxima fila de 
maior e assim sucessivamente até que uma fila de maior prioridade receba um 
novo pacote. Naturalmente, deve existir uma análise de fluxo para que o tráfego 
prioritário não seja tão intenso que assuma permanentemente controle do 
enlace, paralisando as demais filas. 
Figura 16 – Enfileiramento prioritário 
 
Fonte: Elaborado pelo autor. 
5.3.3 Varredura cíclica 
No mecanismo de fila prioritária, como visto, pode ocorrer o travamento 
das demais filas no caso de tráfego excessivo na fila prioritária. O mecanismo de 
varredura cíclica evita o travamento e compartilha o tratamento das filas, 
executando a transmissão do pacote da fila prioritária e das demais filas de forma 
circular. A priorização na coordenação de saída não é estrita como no 
enfileiramento prioritário, mas a estratégia de fila prioritária mantém a latência 
baixa para o tráfego prioritário, como pode ser observada na Figura 17, na qual 
a numeração de ordem de chegada dos pacotes indica a antecipação no envio 
dos pacotes prioritários na saída do coordenador de saída. 
 
 
 
27 
Figura 17 – Disciplina de varredura cíclica no coordenador de saída 
 
Fonte: Elaborado pelo autor. 
O mecanismo de varredura cíclica possui um tempo de latência médio 
maior que o mecanismo de priorização estrita, embora apresente uma latência 
menor nas filas menos prioritárias e a estimativa desses tempos dependa do 
tamanho dos pacotes e do modelo estatístico de entrada. 
5.3.4 Enfileiramento justo ponderado (WFQ) 
Nesta aula, a varredura cíclica considera pesos wn (5) associados a cada 
fila, instruindo o coordenador de saída a permanecer um determinado tempo ti 
(6), proporcional ao peso wi, processando uma fila específica. O tempo total tt de 
processamento das filas é igual a soma do tempo que o classificador permanece 
processando cada fila. 
Figura 18 – Disciplina de varredura cíclica justa ponderada (WFQ) 
 
�𝑤𝑤𝑛𝑛 = 1
𝑛𝑛=1
𝑁𝑁
 (5) 
 𝑑𝑑𝑖𝑖 = 𝑤𝑤𝑖𝑖. 𝑑𝑑𝑡𝑡 (6) 
Fonte: Elaborado pelo autor. 
A taxa de bits de enlace, proporcional a cada fila (ou por serviço, caso 
cada fila tenha uma classe de serviço), pode ser determinada pela relação (7). 
 
 
28 
 𝑅𝑅𝑖𝑖 =
𝑅𝑅. 𝑑𝑑𝑖𝑖
𝑑𝑑𝑡𝑡
 (7) 
Os pesos podem ser ajustados conforme a necessidade dos fluxos de 
dados que atravessam os dispositivos. Normalmente, uma rede de dispositivos 
adota o mesmo padrão de pesos para todos os dispositivos, melhorando a 
percepção sobre a qualidade de serviço fornecida pela rede. 
5.3.5 Balde furado 
A estratégia de regulação com o algoritmo do balde furado (no inglês: 
leaky backet) é amplamente utilizada em redes que empregam a comutação e 
operam com circuitos virtuais, como redes Frame Relay e ATM. Nessa 
estratégia, define-se um tráfego médio para os fluxos de dados, contabilizado 
em um período de análise TA. Não estabelece, entretanto, uma razão constante 
de tráfego que pode variar livremente, durante TA, para valores de taxa acima ou 
abaixo do tráfego médio estabelecido, desde que mantenha a taxa média até o 
final de período de análise. São permitidas rajadas de pacotes até o valor 
máximo de taxa permitido, definida pelo parâmetro TP (taxa de pico), durante o 
tempo máximo de rajada definido pelo parâmetro TR (tamanho da rajada). Essa 
estratégia de regulação permite entregas rápidas de pacotes durante curtos 
períodos, para transporte de solicitação prioritárias ou respostas de baixa 
latência, mesmo com taxa média especificadas baixas. Os valores de taxa de 
pico podem ser iguais às taxas de enlace, por exemplo, garantido tempo de 
transmissão mínimos. 
 
 
 
 
 
 
 
 
 
29 
Figura 19 – Estratégia do balde furado (leaky bucket) 
 
Fonte: Elaborado pelo autor. 
A estratégia do balde furado pode ser acompanhada na Figura 19A, na 
qual um balde recebe um fluxo que pode ser maior ou menor que o fluxo do furo 
no balde. Caso os fluxos sejam iguais, o volume do balde permanece, definindo 
uma condição de equilíbrio. Nas condições de rajada de tráfego, o balde absorve 
os fluxos de entrada de maior intensidade até o limite definido pela borda do 
balde, além do qual ocorrem perdas. Nas condições em que o fluxo de entrada 
alterna entre rajadas e fluxos menores que o fluxo do furo, o balde realiza a 
regulação ótima de tráfego. Em (B), o gráfico de tráfego identifica a marca de 
tráfego médio (TM) definido para um fluxo particular, determina a taxa de pico 
(TP) e a máxima permanência que o fluxo manter, trafegando na taxa de pico. 
Caso o fluxo ultrapasse TP, TM durante o período de análise (TA) ou TR, os 
pacotes excedentes são descartados sumariamente, garantindo as 
características de tráfego estabelecidas para o fluxo. 
5.3.6 Estratégias de aplicação 
Os mecanismos podem ser implementados individualmente nos 
dispositivos operando em rede, para criar uma especificação de nível de serviço. 
Entretanto, a melhor estratégia tem sido adotar operações conjuntas desses 
mecanismos. Os pacotes são marcados com os valores de comportamento de 
tráfego e os roteadores de rede são implementados com várias filas, nas quais 
uma é de alta prioridade, operando em FIFO com prioridade estrita, com as 
demais operando por disciplinas WFQ com RED (do inglês Random Early 
Detection), não abordado neste material, que elimina pacote de baixa prioridade 
 
 
30 
quando as filas atingem limites críticos, preestabelecidos, de ocupação. Além 
desses recursos, os fluxos fim a fim adotam uma regulação leaky bucket para 
manter um razoável controle sobre os fluxos transportados na rede. Essas 
estratégias conjuntas garantem que os fluxos sejam tratados conforme suas 
necessidades, oferecendo a qualidade de serviço esperada. 
FINALIZANDO 
Vimos, nesta aula, os aspectos relacionados a conduzir pacotes de dados 
de um dispositivo a outro dentro da rede, independentemente de onde esteja 
dentro da rede. Vimos formas de endereçamento de dispositivos e estratégias 
de roteamento, mecanismos de priorização e coordenação de filas e formas de 
oferecer qualidade de serviço aos fluxos de dados que atravessam a rede. 
 
 
 
 
 
 
31 
REFERÊNCIAS 
CISCO. Implementing Quality of Service Policies with DSCP. Cisco, 15 fev. 
2008. Disponível em: <https://www.cisco.com/c/en/us/support/docs/quality-of-
service-qos/qos-packet-marking/10103-dscpvalues.html#usingthedscpfield>. 
Acesso em: 21 jul. 2019. 
CISCO prevê 12 bilhões de conexões de dispositivos móveis e IoT em 2022 - 
Em 2022, móvel representará quase 20% do tráfego IP global e chegará a 930 
exabytes. ComputerWord, 19 fev. 2019. Disponível em: 
<https://computerworld.com.br/2019/02/19/cisco-preve-12-bilhoes-deconexoes-
de-dispositivos-moveis-e-iot-em-2022/>. Acesso em: 21 jul. 2019. 
FLOYD, S.; ALLMAN, M. IETF – RFC 5290 - Comments on the Usefulness of 
Simple Best-Effort Traffic. Network Working Group, jul. 2008. Disponível em: 
<https://tools.ietf.org/html/rfc5290>. Acesso em: 21 jul. 2019. 
IANA. Differentiated Services Field Codepoints (DSCP). IANA, 19 jun. 2019. 
Disponível em: <https://www.iana.org/assignments/dscp-registry/dscp-
registry.xhtml>. Acesso em 21 jul. 2019. 
IETF. RFC 2474 – Definition of the Differentiated Services Field (DS Field) in the 
IPv4 and IPv6 Headers. The Internet Society, 1998. Disponível em 
<https://tools.ietf.org/html/rfc2474>. Acesso em: 21 jul. 2019. 
IETF. RFC 3260 – Assured Forwarding PHB Group. The InternetSociety, 2002. 
Disponível em: <https://tools.ietf.org/html/rfc3260>. Acesso em: 22 jun. 2019. 
IETF. RFC 3246 - An Expedited Forwarding PHB (Per-Hop Behavior). The 
Internet Society, 2001. Disponível em: <https://tools.ietf.org/html/rfc3246>. 
Acesso em: 22 jun. 2019. 
KUROSE, J. F. Redes de computadores e a Internet: uma abordagem top-
down. 6. ed. São Paulo: Pearson Education do Brasil, 2013. 
TANENBAUM, A. S. Redes de computadores. Rio de Janeiro: Elsevier, 2003. 
 
 
	Conversa inicial
	TEMA 1 – Objetivos da camada de rede
	1.3 Controle de tráfego
	1.4 Caminhos redundantes
	TEMA 2 – Endereçamento na camada de rede
	TEMA 3 – Roteamento na rede
	TEMA 4 – algorItmos para roteamento automático
	TEMA 5 – Qualidade de serviço
	FINALIZANDO
	REFERÊNCIAS