По вашему запросу ничего не найдено :(
Убедитесь, что запрос написан правильно, или посмотрите другие
наши статьи:
В этой статье поговорим о локализации проблем функционирования ESXi/ESX.
Неисправности. Что может быть не так?
ПО, работающее в гостевой виртуальной машине - медленно реагирует на команды управления;
ПО, работающее в гостевой виртуальной машине, периодически прерывают работу;
Гостевая виртуальная машина работает медленно или не отвечает на запросы.
Проблемы с производительностью могут случаться из-за ограничений центрального процессора (CPU), переполнения памяти или, например, задержкой сети. Если виртуалки работают плохо, скорее всего имеют место траблы с памятью. Устраним?
Решение (воркэраунд)
Ограничения центрального процессора (проблемы CPU)
Чтобы определить, связана ли низкая производительность виртуалки с ограничением центрального процессора, надо:
Используйте команду esxtop для того, чтобы определить основные параметры производительности аппаратного сервера виртуалки
Проверьте командой load average загрузку. Если среднее значение нагрузки равно 1.00 , то физические ЦП (центральные процессоры) гипервизора ESXi/ESX полностью используются, а среднее значение нагрузки, равное 0.5, значит, что используются наполовину. Логика, думаю, вам понятна. Значение нагрузки, равное 2.00, означает, что система в целом переполнена (бегите в серверную с огнетушителем 👀)
Проверьте поле %READY на процент времени на момент, когда виртуальная машина была готова, но не смогла запуститься на физическом ЦП. При нормальных условиях эксплуатации это значение должно находиться в пределах 5%. Если это значение высокое, и виртуальная машина имеет плохую производительность, тогда проверьте ограничение центрального процессора:
Убедитесь, что на виртуальной машине не установлен предел ЦП.
Убедитесь, что на виртуальной машине не установлен пул ресурсов (Resource Pool).
Если среднее значение нагрузки слишком высокое и время ожидания не вызвано ограничением центрального процессора, тогда отрегулируйте нагрузку ЦП на хост. Чтобы настроить нагрузку на хост, выполните следующие шаги:
Увеличьте значение физического ограничения ЦП на хост
Или уменьшите виртуальное ограничение ЦП, выделенное хосту. Чтобы уменьшить это ограничение, сделайте:
Уменьшите общее количество ЦП, выделенных всем виртуальным машинам, работающих на узле ESX
Или уменьшите количество виртуальных машин, работающих на хосте (но это весьма грубый способ, как мы считаем)
Если Вы используете ESX 3.5, проверьте доступ к IRQ.
Переполнение памяти
Чтобы определить, связана ли низкая производительность с избыточностью памяти:
Используйте команду esxtop для того, чтобы определить основные параметры производительности аппаратного сервера виртуалки.
Проверьте параметр MEM в первой строке вывода. Это значение отражает отношение запрошенной памяти к доступной, минус 1. Например:
Если виртуальным машинам требуется 4 ГБ ОЗУ, а хост имеет 4 ГБ ОЗУ, то справедливо соотношение 1:1. После вычитания 1 (из 1/1) поле MEM overcommit avg считывает 0. Вывод - избытка нет и не требуется дополнительной оперативной памяти.
Если виртуальным машинам требуется 6 ГБ ОЗУ, а хост имеет 4 ГБ ОЗУ, то есть соотношение 1,5:1. После вычитания 1 (из 1,5/1), поле overcommit avg МЭМ считывает 0,5. Объем оперативной памяти превышен на 50%, что означает, что требуется на 50% больше доступной оперативной памяти.
Если память перегружается, отрегулируйте нагрузку на хост. Чтобы настроить нагрузку на память, выполните следующие действия:
Увеличьте количество физической оперативной памяти на хосте
Или уменьшите объем оперативной памяти, выделенной виртуальным машинам. Для уменьшения объема выделенной оперативной памяти:
Уменьшите общий объем оперативной памяти, выделяемой всем виртуальным машинам на узле
Или уменьшите общее число виртуальных машин на узле.
Определите, являются ли виртуальные машины "раздувающимися" или/и заменяемыми. Для обнаружения раздувания или замены:
Запустите esxtop
Введите m для просмотра памяти
Введите f для управления колонками вывода (полями)
Выберите букву J в поле Memory Swap Statistics "Статистика раздувания памяти" (MCTL)
Посмотрите на значение MCTLSZ. MCTLSZ (MB)отображает объем физической памяти гостя, возвращаемой драйвером баллона (Memory Ballooning).
Введите f для управления колонками вывода (полями)
Выберите букву для статистики свопов памяти (SWAP STATS)
Посмотрите на значение SWCUR. SWCUR (MB) отображает текущее использование обмена.
Чтобы устранить эту проблему, убедитесь, что раздувание и/или замена не вызваны неправильно установленным пределом памяти
Период ожидания запоминающего устройства
Чтобы определить, связана ли низкая производительность с задержкой хранения данных:
Определите, связана ли проблема с локальным хранилищем. Если связана, то перенесите виртуальные машины в другое место хранения.
Уменьшите количество виртуальных машин на одно логическое устройство.
Найдите записи журнала в Windows guests, которые выглядят следующим образом: The device, DeviceScsiPort0, did not respond within the timeout period.
Используя esxtop, найдите высокое время задержки DAVG.
Определите максимальную пропускную способность ввода-вывода, которую можно получить с помощью команды iometer.
Сравните результаты iometer для виртуальной машины с результатами для физической машины, подключенной к тому же хранилищу.
Проверьте наличие конфликтного обращения к ресурсу SCSI.
Если вы используете ресурсы хранения iSCSI и группу данных jumbo, убедитесь, что все настроено правильно.
Если вы используете ресурсы хранения iSCSI и передачу по нескольким трактам с использованием программного инициатора iSCSI, убедитесь, что все настроено правильно.
При выявлении проблемы, связанной с хранением:
Убедитесь, что аппаратный массив устройства и платы HBA сертифицированы для ESX/ESXi.
Убедитесь, что BIOS физического сервера обновлена.
Убедитесь, что встроенное ПО вашего HBA-адаптера обновлено.
Убедитесь, что ESX может распознать правильный режим и политику пути для типа массива хранения SATP и выбора пути PSP.
Задержка сети
На производительность сети может сильно влиять производительность ЦП. Исключите проблему производительности ЦП перед исследованием сетевой задержки.
Чтобы определить, вызвана ли низкая производительность задержкой сети, выполните следующие действия:
Проверьте максимальную пропускную способность виртуальной машины с помощью инструмента Iperf.
При использовании Iperf измените размер окон TCP на 64 K. Производительность также зависит от этого значения. Чтобы изменить размер окон TCP:
На стороне сервера введите следующую команду: iperf –s
На стороне клиента введите следующую команду: iperf.exe -c sqlsed -P 1 -i 1 -p 5001 -w 64K -f m -t 10 900M
Запустите Iperf с компьютера вне хоста ESXi/ESX. Сравните результаты с ожидаемыми, в зависимости от физической среды.
Выполните команду Iperf с другого компьютера вне хоста ESXi/ESX в той же VLAN на том же физическом коммутаторе. Если производительность хорошая, и проблему можно воспроизвести только на машине в другом географическом месте, то проблема связана с вашей сетевой средой.
Выполните команду Iperf между двумя виртуальными машинами на одном сервере ESX/portgroup/vswitch. Если результат хороший, можно исключить проблему с ЦП, памятью или хранилищем.
Если вы определяете параметры, которые ограничивают производительность системы в сети:
Если вы используете ресурсы хранения iSCSI и кадры jumbo, убедитесь, что все настроено правильно.
Если вы используете Network I/O Control,то убедитесь, что общие ресурсы и ограничения правильно настроены для вашего трафика.
Проверьте правильность настройки формирования траффика.
В сегодняшней статье мы покажем, как настроить PPTP клиент на роутерах Mikrotik. Мы будем проводить все настройки на модели RB951Ui-2HnD, но написанное в этой статье будет актуально для любой модели Mikrotik, поддерживающей PPP.
Протокол PPTP
Для начала немного теории. PPTP (Point To Point Tunnel Protocol) это протокол, который позволяет создать незашифрованный туннель через публичную сеть Интернет. Для шифрования данного туннеля вместе с PPTP обычно применяется протокол Microsoft Point-to-Point Encryption (MPPE). PPTP поддерживает различные методы аутентификации, которые включены в PPP, такие как: pap, chap, mschap2, mschap1. Для использования PPTP зарезервирован порт 1723 и протокол GRE для энкапсуляции фреймов.
Основные задачи, которые решает PPTP:
Безопасное соединение роутеров через Интернет по защищенному туннелю
Подключение удаленных пользователей для доступа к ресурсам локальной сети
Соединение распределенных локальных сетей через Интернет
Настройка PPTP клиента
Для того, чтобы настроить PPTP клиент на роутерах Mikrotik при помощи приложения WinBox, нужно открыть раздел PPP → Interface → + и выбрать PPTP Client, как показано ниже:
Откроется окно добавления нового интерфейса. На вкладке General можно оставить всё по умолчанию.
Переходим на вкладку Dial Out и выполняем следующие настройки:
Connect To - Сюда вписываем адрес или ddns сервера PPTP/ VPN (Например - OpenVPN).
User - Логин для подключения к серверу PPTP/VPN
Password - Пароль для подключения к серверу PPTP/VPN
На самом базовом уровне этих данных вполне достаточно.
Осталось только добавить несколько правил, которые разрешат использование PPTP.
Для этого открываем раздел IP> → Firewall → NAT и нажимаем +. Перед нами открывается страница добавления нового правила, заполняем её следующим образом:
Здесь Out Interface - интерфейс для PPTP клиента, который мы создавали ранее.
Перед начало убедитесь, что ознакомились с материалом про построение деревьев в сетях.
Правило кратчайшего пути, является скорее отрицательным, чем положительным экспериментом; его всегда можно использовать для поиска пути без петель среди набора доступных путей, но не для определения того, какие другие пути в наборе также могут оказаться свободными от петель. Рисунок 4 показывает это.
На рисунке 4 легко заметить, что кратчайший путь от A до пункта назначения проходит по пути [A, B, F]. Также легко заметить, что пути [A, C, F] и [A, D, E, F] являются альтернативными путями к одному и тому же месту назначения. Но свободны ли эти пути от петель? Ответ зависит от значения слова "без петель": обычно путь без петель - это такой путь, при котором трафик не будет проходить через какой-либо узел (не будет посещать какой-либо узел в топологии более одного раза). Хотя это определение в целом хорошее, его можно сузить в случае одного узла с несколькими следующими переходами, через которые он может отправлять трафик в достижимый пункт назначения. В частности, определение можно сузить до:
Путь является свободным от петель, если устройство следующего прыжка не пересылает трафик к определенному месту назначения обратно ко мне (отправляющему узлу).
В этом случае путь через C, с точки зрения A, можно назвать свободным от петель, если C не пересылает трафик к месту назначения через A. Другими словами, если A передает пакет C для пункта назначения, C не будет пересылать пакет обратно к A, а скорее пересылает пакет ближе к пункту назначения. Это определение несколько упрощает задачу поиска альтернативных путей без петель. Вместо того, чтобы рассматривать весь путь к месту назначения, A нужно только учитывать, будет ли какой-либо конкретный сосед пересылать трафик обратно самому A при пересылке трафика к месту назначения.
Рассмотрим, например, путь [A, C, F]. Если A отправляет пакет C для пункта назначения за пределами F, переправит ли C этот пакет обратно в A? Доступные пути для C:
[C, A, B, F], общей стоимостью 5
[C, A, D, E], общей стоимостью 6
[C, F], общей стоимостью 2
Учитывая, что C собирается выбрать кратчайший путь к месту назначения, он выберет [C, F] и, следовательно, не будет пересылать трафик обратно в A. Превращая это в вопрос: почему C не будет перенаправлять трафик обратно в A? Потому что у него есть путь, стоимость которого ниже, чем у любого пути через A до места назначения. Это можно обобщить и назвать downstream neighbor:
Любой сосед с путем, который короче локального пути к месту назначения, не будет возвращать трафик обратно ко мне (отправляющему узлу).
Или, скорее, учитывая, что локальная стоимость представлена как LC, а стоимость соседа представлена как NC, тогда:
Если NC LC, то тогда neighbor is downstream.
Теперь рассмотрим второй альтернативный путь, показанный на рисунке 4: [A, D, E, F]. Еще раз, если A отправляет трафик к пункту назначения к D, будет ли D зацикливать трафик обратно к A?
Имеющиеся у D пути:
[D, A, C, F], общей стоимостью 5
[D, A, B, F], общей стоимостью 4
[D, E, F], общей стоимостью 3
Предполагая, что D будет использовать кратчайший доступный путь, D будет пересылать любой такой трафик через E, а не обратно через A. Это можно обобщить и назвать альтернативой без петель (Loop-Free Alternate -LFA):
Любой сосед, у которого путь короче, чем локальный путь к месту назначения, плюс стоимость доступа соседа ко мне (локальный узел), не будет возвращать трафик обратно ко мне (локальному узлу).
Или, скорее, учитывая, что локальная стоимость обозначена как LC, стоимость соседа обозначена как NC, а стоимость обратно для локального узла (с точки зрения соседа) - BC:
Если NC + BC LC, то сосед - это LFA.
Есть две другие модели, которые часто используются для объяснения Loop-Free Alternate: модель водопада и пространство P/Q. Полезно посмотреть на эти модели чуть подробнее.
Модель водопада (Waterfall (or Continental Divide) Model).
Один из способов предотвратить образование петель в маршрутах, рассчитываемых плоскостью управления, - просто не объявлять маршруты соседям, которые пересылали бы трафик обратно мне (отправляющему узлу). Это называется разделенным горизонтом (split horizon). Это приводит к концепции трафика, проходящего через сеть, действующую как вода водопада или вдоль русла ручья, выбирая путь наименьшего сопротивления к месту назначения, как показано на рисунке 5.
На рисунке 5, если трафик входит в сеть в точке C (в источнике 2) и направляется за пределы E, он будет течь по правой стороне кольца. Однако, если трафик входит в сеть в точке A и предназначен для выхода за пределы E, он будет проходить по левой стороне кольца. Чтобы предотвратить зацикливание трафика, выходящего за пределы E, в этом кольце, одна простая вещь, которую может сделать плоскость управления, - это либо не позволить A объявлять пункт назначения в C, либо не позволить C объявлять пункт назначения в A. Предотвращение одного из этих двух маршрутизаторов от объявления к другому называется разделенным горизонтом (split horizon), потому что это останавливает маршрут от распространения через горизонт, или, скорее, за пределами точки, где любое конкретное устройство знает, что трафик, передаваемый по определенному каналу, будет зациклен.
Split horizon реализуется только за счет того, что устройству разрешается объявлять о доступности через интерфейсы, которые оно не использует для достижения указанного пункта назначения. В этом случае:
D использует E для достижения пункта назначения, поэтому он не будет объявлять о доступности в направлении E
C использует D для достижения пункта назначения, поэтому он не будет объявлять о доступности D
B использует E для достижения пункта назначения, поэтому он не будет объявлять о доступности в направлении E
A использует B для достижения пункта назначения, поэтому он не будет объявлять о доступности B
Следовательно, A блокирует B от знания альтернативного пути, который он имеет к месту назначения через C, а C блокирует D от знания об альтернативном пути, который он имеет к месту назначения через A. Альтернативный путь без петель пересекает этот разделенный горизонт. точка в сети. На рис. 12-5 A может вычислить, что стоимость пути C меньше стоимости пути A, поэтому любой трафик A, направляемый в C к месту назначения, будет перенаправлен по какому-то другому пути, чем тот, о котором знает A. C, в терминах LFA, является нижестоящим соседом A.
Следовательно, A блокирует B от знания об альтернативном пути, который он имеет к месту назначения через C, и C блокирует D от знания об альтернативном пути, который он имеет к месту назначения через A. Альтернативный путь без петли будет пересекать эту точку split horizon в сети. На рисунке 5 A может вычислить, что стоимость пути C меньше стоимости пути A, поэтому любой трафик A, направленный в C к месту назначения, будет перенаправлен по какому-то другому пути, чем тот, о котором знает A. В терминах LFA, С является нижестоящим соседом (downstream neighbor) A.
P/Q пространство
Еще одна модель, описывающая, как работают LFA, - это пространство P / Q.
Рисунок 6 иллюстрирует эту модель.
Проще всего начать с определения двух пространств.
Предполагая, что линия связи [E, D] должна быть защищена от сбоя:
Рассчитайте Shortest Path Tree из E (E использует стоимость путей к себе, а не стоимость от себя, при вычислении этого дерева, потому что трафик течет к D по этому пути).
Удалите линию связи [E,D] вместе с любыми узлами, доступными только при прохождении через эту линию.
Остальные узлы, которых может достичь E, - это пространство Q.
Рассчитайте Shortest Path Tree из D.
Удалите канал [E, D] вместе со всеми узлами, доступными только при прохождении по линии.
Остальные узлы, которых может достичь D, находятся в пространстве P.
Если D может найти маршрутизатор в пространстве Q, на который будет перенаправляться трафик в случае отказа канала [E, D]- это LFA.
Удаленные (remote) Loop-Free Alternates
Что делать, если нет LFA? Иногда можно найти удаленную альтернативу без петель (remote Loop-Free Alternate - rLFA), которая также может передавать трафик к месту назначения. RLFA не подключен напрямую к вычисляющему маршрутизатору, а скорее находится на расстоянии одного или нескольких переходов. Это означает, что трафик должен передаваться через маршрутизаторы между вычисляющим маршрутизатором и remote next hop. Обычно это достигается путем туннелирования трафика.
Эти модели могут объяснить rLFA, не обращая внимания на математику, необходимую для их расчета. Понимание того, где кольцо "разделится" на P и Q, или на две половины, разделенные split horizon, поможет вам быстро понять, где rLFA можно использовать для обхода сбоя, даже если LFA отсутствует. Возвращаясь к рисунку 6, например, если канал [E, D] выходит из строя, D должен просто ждать, пока сеть сойдется, чтобы начать пересылку трафика к месту назначения. Лучший путь от E был удален из дерева D из-за сбоя, и E не имеет LFA, на который он мог бы пересылать трафик.
Вернитесь к определению loop-free path, с которого начался этот раздел-это любой сосед, к которому устройство может перенаправлять трафик без возврата трафика. Нет никакой особой причины, по которой сосед, которому устройство отправляет пакеты в случае сбоя локальной линии связи, должен быть локально подключен. В разделе "виртуализация сети" описывается возможность создания туннеля или топологии наложения, которая может передавать трафик между любыми двумя узлами сети.
Учитывая возможность туннелирования трафика через C, поэтому C пересылает трафик не на основе фактического пункта назначения, а на основе заголовка туннеля, D может пересылать трафик непосредственно на A, минуя петлю. Когда канал [E, D] не работает, D может сделать следующее:
Вычислите ближайшую точку в сети, где трафик может быть туннелирован и не вернется к самому C.
Сформируйте туннель к этому маршрутизатору.
Инкапсулируйте трафик в заголовок туннеля.
Перенаправьте трафик.
Примечание. В реальных реализациях туннель rLFA будет рассчитываться заранее, а не рассчитываться во время сбоя. Эти туннели rLFA не обязательно должны быть видимы для обычного процесса пересылки. Эта информация предоставлена для ясности того, как работает этот процесс, а не сосредоточен на том, как он обычно осуществляется.
D будет перенаправлять трафик в пункт назначения туннеля, а не в исходный пункт назначения - это обходит запись локальной таблицы переадресации C для исходного пункта назначения, что возвращает трафик обратно в C. Расчет таких точек пересечения будет обсуждаться в чуть позже в статьях, посвященных первому алгоритму кратчайшего пути Дейкстры.