По вашему запросу ничего не найдено :(
Убедитесь, что запрос написан правильно, или посмотрите другие наши статьи:
img
Виртуализация часто применяется для поиска более простого способа решения некоторых проблем, отмеченных в начальных статьях этой темы, таких как разделение трафика. Как и все в мире сетевой инженерии, здесь есть компромиссы. На самом деле, если вы не нашли компромисс, вы плохо искали. В этом разделе будут рассмотрены некоторые (хотя, конечно, не все) различные компромиссы сложности в области виртуализации сети. Основой этого обсуждения будет триада компромиссов сложности: Состояние: количество состояний и скорость, с которой изменяется состояние в сети (особенно в плоскости управления). Оптимизация: оптимальное использование сетевых ресурсов, включая такие вещи, как трафик, следующий по кратчайшему пути через сеть. Поверхность: количество слоев, глубина их взаимодействия и широта взаимодействия. Поверхности взаимодействия и группы связей общих рисков Каждая система виртуализации, когда-либо задуманная, реализованная и развернутая, создает в некотором роде общий риск. Например, рассмотрим одну линию, по которой передается несколько виртуальных каналов, каждый из которых передает трафик. Должно быть очевидным (на самом деле тривиальным) наблюдение, что в случае отказа одного физического канала произойдет сбой всех виртуальных каналов. Конечно, вы можете просто перенаправить виртуальные каналы на другой физический канал. Правильно? Может быть, а может и нет. Рисунок 1 иллюстрирует это. С точки зрения A и D, есть две линии, доступные через B и C, каждая из которых обеспечивает независимое соединение между хостом и сервером. В действительности, однако, и провайдер 1, и провайдер 2 приобрели виртуальные каналы через единственное соединение у провайдера 3. Когда единственное соединение в сети провайдера 3 выходит из строя, трафик может быть перенаправлен с основного пути через провайдера 1 на путь через провайдера. 2, но поскольку оба канала используют одну и ту же физическую инфраструктуру, ни одна из них не сможет передавать трафик. Говорят, что эти два звена в этой ситуации разделяют одну общую судьбу, потому что они являются частью Shared Risk Link Group (SRLG). Можно найти и обойти SRLG или ситуации с shared fate, но это усложняет плоскость управления и/или управление сетью. Например, невозможно обнаружить эти shared fate без ручного тестирования различных ситуаций отказа на физическом уровне или изучения сетевых карт, чтобы найти места, где несколько виртуальных каналов проходят по одному и тому же физическому каналу. В ситуации, описанной на рисунке 1, найти ситуацию с shared fate было бы почти невозможно, поскольку ни один из провайдеров, скорее всего, не скажет вам, что использует линию от второго провайдера, показанного на рисунке как провайдер 3, для предоставления услуг. Как только эти ситуации с shared fate обнаружены, необходимо предпринять некоторые действия, чтобы избежать серьезного сбоя в работе сети. Обычно для этого требуется либо вводить информацию в процесс проектирования, либо усложнять дизайн, либо вводить информацию в плоскость управления (см. RFC8001 в качестве примера типа сигнализации, необходимой для управления группами SRLG в плоскости управления, спроектированной трафиком). По сути, проблема сводится к следующему набору утверждений: Виртуализация - это форма абстракции. Абстракция удаляет информацию о состоянии сети с целью снижения сложности или предоставления услуг за счет реализации политики. Любое нетривиальное сокращение информации о состоянии сети так или иначе снизит оптимальное использование ресурсов. Единственным противодействием конечному состоянию из этих трех, является протекание информации через абстракцию, поэтому можно восстановить оптимальное использование ресурсов - в этом случае отказ одного канала не вызывает полного отказа потока трафика через сеть. Единственное решение, таким образом, - сделать абстракцию сквозной абстракцией, что снизит эффективность абстракции при контроле области действия состояния и реализации политики. Поверхности взаимодействия и наложенные плоскости управления В сетевой инженерии принято накладывать друг на друга два протокола маршрутизации или две плоскости управления. Хотя это не часто рассматривается как форма виртуализации, на самом деле это просто разделение состояния между двумя различными плоскостями управления для контроля количества состояний и скорости изменения состояний, чтобы уменьшить сложность обеих плоскостей управления. Это также часто встречается при запуске виртуальных наложений в сети, поскольку между головным и хвостовым узлами туннеля будет существовать нижележащая плоскость управления, обеспечивающая достижимость, и плоскость управления наложением, обеспечивающая достижимость в виртуальной топологии. Две наложенные друг на друга плоскости управления будут взаимодействовать иногда неожиданным образом. Для иллюстрации используется рисунок 2. На рисунке 2: Каждый маршрутизатор в сети, включая B, C, D и E, использует две плоскости управления (или, если это проще, протоколы маршрутизации, отсюда протокол 1 и протокол 2 на рисунке). Протокол 1 (оверлей) зависит от протокола 2 (базовый) для обеспечения доступности между маршрутизаторами, на которых работает протокол 1. Протокол 2 не содержит информации о подключенных устройствах, таких как A и F; вся эта информация передается в протоколе 1. Протокол 1 требует гораздо больше времени для схождения, чем протокол 2. Более простой путь от B к E проходит через C, а не через D. Учитывая этот набор протоколов, предположим, что C на рисунке 2 удален из сети, двум управляющим плоскостям разрешено сходиться, а затем C снова подключается к сети. Каков будет результат? Произойдет следующее: После удаления C сеть снова объединится с двумя путями в локальной таблице маршрутизации в B: F доступен через E. E доступен через D. После повторного подключения C к сети протокол 2 быстро сойдется. После повторной конвергенции протокола 2 лучший путь к E с точки зрения B будет через C. Следовательно, у B теперь будет два маршрута в локальной таблице маршрутизации: F доступен через E. E достижимо через C. B перейдет на новую информацию о маршрутизации и, следовательно, будет отправлять трафик к F через C до того, как протокол 1 сойдется, и, следовательно, до того, как C узнает о наилучшем пути к F. С момента, когда B начинает пересылку трафика, предназначенного для F в C, и момента, когда протокол 1 сойдется, трафик, предназначенный для F, будет отброшен. Это довольно простой пример неожиданного взаимодействия наложенных протоколов. Чтобы решить эту проблему, вам необходимо ввести информацию о состоянии конвергенции протокола 1 в протокол 2, или вы должны каким-то образом заставить два протокола сходиться одновременно. В любом случае вы по существу добавляете состояние обратно в два протокола, чтобы учесть их разницу во времени конвергенции, а также создавая поверхность взаимодействия между протоколами. Примечание: Этот пример описывает фактическое взаимодействие конвергенции между IS-IS и BGP, или протоколом Open Shortest Path First (OSPF) и BGP. Чтобы решить эту проблему, более быстрый протокол настроен на ожидание, пока BGP не сойдется, прежде чем устанавливать какие-либо маршруты в локальной таблице маршрутизации.
img
Группы вызовов (звонящие группы) – это объединенные под едиными правилами телефонные аппараты. Такой функционал очень удобен, когда вызов необходимо распределить между определенным пулом телефонов по заранее настроенным правилам. Например, вы хотите чтобы 2 телефона звонили одновременно при входящем звонке, или звонили поочередно – эта настройка реализуется с помощью ринг – групп. На номер группы можно позвонить с офисного IP – телефона, что делает ее функционал еще более удобным. Необходимые настройки Для создания ринг-группы в Elastix необходимо открыть следующую вкладку: PBX → PBX Configuration → Ring Groups. Вы автоматически попадёте в окно создания новой ринг-группы (скриншот ниже). Производим настройку следующих параметров: Ring-Group Number - Название ринг-группы Group description – описание, например «sales» Ring Strategy – важный пункт, так как он определяет алгоритм обзвона ринг-группы, их описания в конце статьи; Ring Time – количественная характеристика в секундах, определяет сколько по времени будет идти вызов на данную группу Extension list – список экстеншенов, на которые будет маршрутизироваться вызов. Важный момент – кроме непосредственно экстеншенов сюда можно добавить любые номера, которые настроены в исходящих маршрутах, но если номер не является экстеншеном, после него необходимо поставить # (решётку) – к примеру, 89162998979#. Так же рассмотрим остальные поля: Extension Quick Pick – инструмент для добавления экстеншенов в список, экстеншен добавится в конец списка. Announcement – голосовое или музыкальное приветствие в случае попадания вызова в данную группу Play Music on Hold – включение или выключение MoH (мелодия на удержании вызова) CID Name Prefix - описательный префикс, который будет высвечиваться при звонке на внутренние телефоны, к примеру: Sales:Igor Zamochnikov Ignore CF Settings – экстеншены, которые будут совершать попытку перевести поступающий вызов будут проигнорированы, включается галочкой. Skip Busy Agent – вызов будет пропускать экстеншен, который в данный момент участвует в разговоре Enable Call Pickup – возможность «поднять» вызов с использованием номера ринг-группы Одним из достаточно интересных параметров так же является Confirm Calls – подтверждение вызовов удаленной стороной по нажатию единицы – до момента нажатия разговор не начнется. Опция доступна только для стратегии ringall. Remote Announce – сообщение, которое будет проигрываться принимающей стороне если включена опция Confirm Calls Too-Late Announce – сообщение, которое будет проигрываться принимающей стороне, если она взяла трубку до нажатия на 1. Так же используется только вместе с включенной опцией подтверждения вызова. Call Recording - Включение записи разговоров в данной ринг-группе Destination if no answer – в данном примере по истечению таймаута вызов будет сброшен. Ниже приведен пример настроенной ринг-группы: После этого необходимо нажать Submit Changes и Apply Config. Нужно иметь в виду – номер ринг-группы становится практически тем же номером экстеншена, но с некоторым ограничениями. То есть на этот номер можно будет позвонить с телефона, указать его как цель в IVR и так далее. Теперь давайте разберемся с параметрами распределения вызовов внутри самой группы: ringall: Вызов поступает на все номера, указанные в настройках ринг-группы одновременно (настройка по умолчанию) hunt: Вызов поочередно проходит через каждый номер memoryhunt: Вызов начинается с первого номера в списке, затем звонит 1й и 2й, затем 1й, 2й и 3й, и так далее. *-prim: Режимы с данной припиской работают, как и описанные выше, с одним отличием – если первый номер в списке занят, вызов прекратится firstavailable: вызов поступает на первый незанятый канал firstnotonphone: вызов поступает на первый телефон, на котором не снята трубка random: Вызов поступает на указанные номера с определенным приоритетом так, чтобы вызовы распределялись относительно равномерно. Имитирует очередь (Queue) в те моменты, когда очередь не может быть использована.
img
Перед началом убедитесь, что ознакомились с материалом про альтернативные пути без петель. Нет особой причины, по которой весь SPT должен перестраиваться каждый раз, когда происходит изменение топологии сети или информации о доступности. Рассмотрим рисунок ниже для объяснения. Предположим, G теряет связь с 2001: db8: 3e8: 100 :: / 64. Устройству A не требуется пересчитывать свой путь к любому из узлов сети. Доступный пункт назначения - это просто лист дерева, даже если это набор хостов, подключенных к одному проводу (например, Ethernet). Нет причин пересчитывать весь SPT, когда один лист (или любой набор листьев) отключается от сети. В этом случае только лист (IP-адрес Интернет-протокола или доступный пункт назначения) должен быть удален из сети (или, скорее, пункт назначения может быть удален из базы данных без каких-либо изменений в сети). Это частичный пересчет SPT. Предположим, что канал [C, E] не работает. Что делает А в этом случае? Опять же, топология C, B и D не изменилась, поэтому у A нет причин пересчитывать все дерево. В этом случае A может удалить все дерево за пределами E. Чтобы вычислить только измененную часть графа, выполните следующие действия: Удалите отказавший узел и все узлы, которые нужно достичь через точку E. Пересчитайте дерево только от предшественника C (в данном случае A), чтобы определить, есть ли альтернативные пути для достижения узлов, ранее доступных через E до того, как канал [C, E] не доступен. Это называется инкрементным SPF. Расчет LFA и rLFA. В предыдущих лекциях (первой части) по теме «Пути одноадресной передачи без петель» рассматривается теория, лежащая в основе LFA и rLFA. Bellman-Ford не вычисляет ни соседей ниже по потоку, ни LFA, и, похоже, не располагает необходимой для этого информацией. DUAL по умолчанию вычисляет нисходящих соседей и использует их во время конвергенции. А как насчет протоколов на основе Дейкстры (и, соответственно, аналогичных алгоритмов SPF)? На рисунке ниже показан простой механизм, который эти протоколы могут использовать для поиска LFA и соседних узлов ниже по потоку. Определение нисходящего соседа - это такое, при котором стоимость достижения соседом пункта назначения меньше, чем локальная стоимость достижения пункта назначения. С точки зрения А: A знает местную стоимость проезда к месту назначения на основе SPT, созданного с помощью SPF Дейкстры. A знает стоимость B и C, чтобы добраться до места назначения, вычитая стоимость каналов [A, B] и [A, C] из рассчитанной на местном уровне стоимости. Следовательно, A может сравнивать локальную стоимость со стоимостью от каждого соседа, чтобы определить, находится ли какой-либо сосед в нисходящем направлении по отношению к любому конкретному месту назначения. Определение LFA: Если затраты соседа для «меня» плюс затраты соседа на достижение пункта назначения ниже, чем местные затраты, соседом является LFA. Вернее, учитывая: NC - это стоимость соседа до пункта назначения. BC - это стоимость соседа для меня. LC - местная стоимость до места назначения. Если NC + BC < LC, то соседом является LFA. В этом случае A знает стоимость каналов [B, A] и [C, A] с точки зрения соседа (она будет содержаться в таблице топологии, хотя не используется при вычислении SPT с использованием алгоритма Дейкстры). Таким образом, LFA и нисходящие соседи требуют очень небольшой дополнительной работы для расчета, но как насчет удаленных LFA? Модель P/Q Space обеспечивает простейший способ для алгоритмов на основе Дейкстры вычисления соседних узлов и LFA. Рисунок ниже используется для иллюстрации изнутри P/Q Space. Определение пространства P - это набор узлов, доступных с одного конца защищенного соединения, а определение пространства Q - это набор узлов, достижимых без пересечения защищенного канала. Это должно предложить довольно простой способ вычисления этих двух пространств с помощью Дейкстры: Рассчитайте SPT с точки зрения устройства, подключенного к одному концу линии связи; удалить линию связи без пересчета SPT. Остальные узлы доступны с этого конца линии. На рисунке E может: Вычислите пространство Q, удалив линию [E, D] из копии локального SPT и всех узлов, для достижения которых E использует D. Вычислите пространство P, вычислив SPT с точки зрения D (используя D в качестве корня дерева), удалив линию [D, E], а затем все узлы, для достижения которых D использует E. Найдите ближайший узел, достижимый как из E, так и из D, с удаленной линией [E, D]. SPF Дейкстры - это универсальный, широко используемый алгоритм для вычисления Shortest Path Trees через сеть.
ВЕСЕННИЕ СКИДКИ
40%
50%
60%
До конца акции: 30 дней 24 : 59 : 59