По вашему запросу ничего не найдено :(
Убедитесь, что запрос написан правильно, или посмотрите другие
наши статьи:
Файл cookie HTTP сохраняет информацию в веб-браузере пользователя. Веб-серверы генерируют файлы cookie и отправляют их в браузеры, которые затем включают их в будущие HTTP-запросы.
Что из себя представляют файлы cookie на веб-сайтах?
Файлы cookie – это небольшие информационные файлы, которые веб-браузер генерирует и отправляет в веб-браузер. Веб-браузеры хранят файлы cookie, которые они получают, в течение заранее определенного периода времени или в течение сеанса пользователя на веб-сайте. Они добавляют соответствующие файлы cookie к любым будущим запросам, которые пользователь делает на веб-сервере.
Файлы cookie помогают информировать веб-сайты о пользователе, позволяя персонализировать взаимодействие с ним. Например, интернет-магазины используют файлы cookie для того, чтобы узнать, какие товары пользователи кладут в свои корзины. Кроме того, некоторый файлы cookie необходимы в целях безопасности, например, файлы cookie аутентификации.
Файлы cookie, которые используют в Интернете также называются «файлами cookie HTTP». Как и большинство, что связано с Интернетом, файлы cookie отправляются с использованием протокола HTTP.
Где хранятся файлы cookie?
Веб-браузеры хранят файлы cookie в специальном файле на устройствах пользователей. Например, веб-браузер Google Chrome хранит все файлы cookie в файле под названием «Cookies». Пользователи Chrome могут просмотреть файлы cookie, хранящиеся в браузере, открыв Средства разработчика, щелкнув вкладку «Приложение» и «Файлы cookie» в меню слева.
Для чего используются файлы cookie?
Сеансы пользователей: файлы cookie помогают связать действия веб-сайта с конкретным пользователем. Сеансовый файл cookie содержит уникальную строку (комбинацию букв и цифр), которая соответствует сеансу пользователя с соответствующими данными и содержимым для этого пользователя.
Предположим, у Алисы есть учетная запись в интернет-магазине. Она заходит в свою учетную запись с главной страницы сайта. Когда она входит в систему, сервер веб-сайта создает файл cookie сеанса и отправляет файл cookie в браузер Алисы. Этот файл cookie указывает веб-сайту загрузить содержимое учетной записи Алисы, чтобы на главной странице теперь было написано «Добро пожаловать, Алиса».
Затем Алиса переходит на страницу товара с джинсами. Когда веб-браузер Алисы отправляет HTTP-запрос для этой страницы, он включает файл cookie сеанса Алисы с запросом. Поскольку на веб-сайте есть этот файл cookie, то он распознает пользователя как Алису, и ей не нужно снова входить в систему при загрузке новой страницы.
Персонализация: файлы cookie помогают веб-сайту «запоминать» действия или предпочтения пользователя, позволяя тем самым веб-сайту настраивать взаимодействие с пользователем.
Если Алиса выходит из интернет-магазина, ее имя пользователя может быть сохранено в файле cookie и отправлено в ее веб-браузер. В следующий раз, когда она будет загружать этот веб-сайт, веб-браузер отправит этот файл cookie на веб-сервер, который затем предложит Алисе войти в систему с именем пользователя, которое она использовала в прошлый раз.
Отслеживание: некоторые файлы cookie записывают, какие веб-сайты посещают пользователи. Эта информация отправляется на сервер, который создал файл cookie, тогда, когда браузеру необходимо будет снова загрузить содержимое с этого сервера. Со сторонними отслеживающими файлами cookie этот процесс происходит каждый раз, когда браузер загружает веб-сайт, использующий эту службу отслеживания.
Если Алиса ранее посещала веб-сайт, который отправил ее браузеру файл cookie для отслеживания, то этот файл cookie может записать, что Алиса сейчас просматривает страницу товара с джинсами. В следующий раз, когда Алиса загрузит веб-сайт, который использует эту службу отслеживания, она может увидеть рекламу джинсов.
Реклама – не единственное применение файлов cookie для отслеживания. Многие службы аналитики также используют отслеживающие файлы cookie для анонимной регистрации действий пользователей.
Какие существуют типа файлов cookie?
Ниже представлены некоторые из самых важных типов файлов cookie, которые следует знать:
Сеансовые файлы cookie
Сеансовый файл cookie помогает веб-сайту отслеживать сеанс пользователя. Сеансовые файлы cookie удаляются после завершения сеанса пользователя – после того, как он выходит из своей учетной записи на веб-сайте или покидает веб-сайт. Сеансовые файлы cookie не имеют срока действия, а для браузера это значит, что они должны быть удалены после завершения сеанса.
Постоянные файлы cookie
В отличие от сеансовых файлов cookie, постоянные файлы cookie остаются в браузере пользователя в течение заранее определенного периода времени (это может быть день, неделя, несколько месяцев или даже лет). Постоянные файлы cookie всегда имеют срок действия.
Файлы cookie аутентификации
Файлы cookie аутентификации помогают управлять сеансами пользователей. Они генерируются, когда пользователь входит в учетную запись через свой браузер. Они гарантируют, что конфиденциальная информация доставляется в правильные сеансы пользователя, связывая информацию об учетной записи пользователя со строкой идентификатора файлы cookie.
Отслеживающие файлы cookie
Отслеживающие файлы cookie генерируются службами отслеживания. Они записывают активность пользователя, и браузеры отправляют эту запись в соответствующую службу отслеживания при следующей загрузке веб-сайта, использующего это службу отслеживания.
Зомби-cookies
Подобно «зомби» из популярной фантастики, зомби-cookies восстанавливаются после удаления. Зомби-cookies создают свои резервные копии за пределами обычного места хранения файлов cookie браузера. Они используют эти резервные копии для того, чтобы снова появиться в браузере после их удаления. Такие зомби-cookies иногда используют недобросовестные рекламные сети и даже злоумышленники.
Что такое сторонний файл cookie?
Сторонний файл cookie – это файл cookie, который принадлежит домену, отличного от того, который отображается в браузере. Сторонние файлы cookie чаще всего используются для целей отслеживания. Они отличаются от основных файлов cookie, которые принадлежат тому же домену, который отображается в браузере пользователя.
Когда Алиса делает покупки на сайте jeans.example.com, сервер-источник jeans.example.com использует сеансовый файл cookie для того, чтобы запомнить, что она вошла в свою учетную запись. Это пример основного файла cookie. Однако Алиса может не знать, что файл cookie с сайта example.ad-network.com также хранится в ее браузере отслеживает ее действия на сайте jeans.example.com, даже если в данный момент она не заходит на сайт example.ad-network.com. Это пример стороннего файла cookie.
Как файлы cookie отражаются на конфиденциальности пользователей?
Как упоминалось ранее, файлы cookie могут использоваться для записи активности в Интернете, в том числе и в рекламных целях. Однако многие пользователи против того, чтобы их действия в сети отслеживались. Пользователям также не хватает видимости и контроля над тем, что службы отслеживания делают с данными, которые они собирают.
Даже если отслеживание на основе файлов cookie не привязано к конкретному имени пользователя или устройству, при некоторых типах отслеживания все еще можно связать запись и действия пользователя с Интернете с его реальной личностью. Эта информация может использоваться любыми способами, от нежелательной рекламы до наблюдения, навязчивого преследования и травли пользователей (Это относится не ко всем файлам cookie.)
Некоторые законы о конфиденциальности (о неприкосновенности личной жизни), такие как Директива ЕС о защите электронных данных, касаются и регулируют использование файлов cookie. В соответствии с этой директивой пользователи должны предоставить «информированное согласие» - они должны быть уведомлены о том, как веб-сайт использует файлы cookie, и дать согласие на их использование – до того, как веб-сайт начнет использовать файлы cookie. (Исключением являются файлы cookie, которые «строго необходимы» для работы веб-сайта.) Общий регламент ЕС по защите данных рассматривает идентификаторы файлов cookie как персональные данные, поэтому его правила распространяются и на использование файлов cookie в ЕС. Помимо этого, любые личные данные, собранные с помощью файлов cookie, попадают под юрисдикцию общего регламента по защите данных.
Во многом из-за этих законов многие веб-сайты теперь отображают баннеры файлов cookie, которые позволяют пользователям просматривать и контролировать файлы cookie, которые используют эти веб-сайты.
Из предыдущих статей (тут и тут) мы узнали, что очень немногие механизмы, учитывают изменения в топологии. Большинство этих решений ориентированы на вычисления loop-free пути через очевидно стабильную сеть. Но что происходит при изменении топологии? Как сетевые устройства создают таблицы, необходимые для пересылки пакетов по loop-free путям в сети?
В этой серии статей мы рассмотрим очередную подзадачу этой всеобъемлющей проблемы и ответим на вопрос: Как плоскости управления обнаруживают изменения в сети и реагируют на них?
На этот вопрос мы ответим, рассмотрев две составляющие процесса конвергенции в плоскости управления. Процесс конвергенции в сети может быть описан в четыре этапа. Рисунок 1 используется для справки при описании этих четырех стадий. Как только связь [C,E] выходит из строя, должны произойти четыре этапа: обнаружение, распространение, вычисление и установка.
Обнаружение изменения: будь то включение нового устройства или линии связи, или удаление устройства или линии связи, независимо от причины, изменение должно быть обнаружено любыми подключенными устройствами. На рисунке 1 устройства C и E должны обнаруживать отказ канала [C, E]; когда линия восстанавливается, они также должны обнаружить включение этой (очевидно новой) линии связи в топологию.
Распространение информации об изменении: каждое устройство, участвующее в плоскости управления, должно каким-то образом узнавать об изменении топологии. На рисунке 1 устройства A, B и D должны каким-то образом уведомляться о сбое канала [C, E]; когда линия будет восстановлена, они должны быть снова уведомлены о включении этой (очевидно новой) линии связи в топологию.
Вычисление нового пути к пункту назначения без петель: на рисунке 1 B и C должны вычислить некоторый альтернативный путь, чтобы достичь пунктов назначения за пределы E (или, возможно, непосредственно самого E).
Установка новой информации о пересылке в соответствующие локальные таблицы: На рисунке 1 B и C должны установить вновь вычисленные loop-free пути к пунктам назначения за пределами E в свои локальные таблицы пересылки, чтобы трафик мог коммутироваться по новому пути.
Далее мы сосредоточимся на первых двух из четырех шагов, описанных в предыдущем списке, размышляя в начале об обнаружении изменений топологии. Будут рассмотрены некоторые примеры протоколов, специализирующихся на обнаружении изменений топологии. Распределение топологии и информации о достижимости будет рассмотрена в конце этой серии статей. Поскольку эта проблема, по сути, является проблемой распределенной базы данных, она будет решаться с этой точки зрения.
Обнаружение изменений топологии
Первым шагом в реакции на изменение топологии сети является обнаружение изменения. Вернемся к рисунку 1. Каким образом два устройства, подключенные к каналу, C и E, обнаруживают сбой канала? Решение этой проблемы не так просто, как может показаться на первый взгляд, по двум причинам: информационная перегрузка и ложные срабатывания.
Информационная перегрузка возникает, когда плоскость управления получает так много информации, что просто не может распространять информацию об изменениях топологии и/или вычислять и устанавливать альтернативные пути в соответствующие таблицы на каждом устройстве достаточно быстро, чтобы поддерживать согласованное состояние сети. В случае быстрых, постоянно происходящих изменений, таких как отключение связи и подключение каждые несколько миллисекунд, плоскость управления может быть перегружена информацией, в результате чего сама плоскость управления потребляет достаточно сетевых ресурсов, чтобы вызвать сбой сети. Также возможно, что серия отказов вызовет петлю положительной обратной связи, и в этом случае плоскость управления “сворачивается” сама по себе, либо реагируя очень медленно, либо вообще отказывая. Решение проблемы информационной перегрузки состоит в том, чтобы скрыть истинное состояние топологии от плоскости управления до тех пор, пока скорость изменения не окажется в пределах, которые может поддерживать плоскость управления.
Ложные срабатывания - это проблема второго типа. Если канал отбрасывает один пакет из каждых 100, и каждый раз отбрасывается единственный пакет, который оказывается пакетом плоскости управления, используемым для отслеживания состояния канала, будет казаться, что канал выходит из строя и довольно часто возобновляет работу - даже если другой трафик перенаправляется по каналу без проблем.
Существует два широких класса решений проблемы обнаружения событий:
Реализации могут периодически отправлять пакеты для определения состояния канала, устройства или системы. Это опрос (Polling).
Реализации могут вызвать реакцию на изменение состояния канала или устройства в некотором физическом или логическом состоянии внутри системы. Это обусловлено событиями.
Как всегда, есть разные компромиссы с этими двумя решениями и подкатегории каждого из них.
Опрос (Polling) для обнаружения сбоев.
Опрос может выполняться удаленно или вне диапазона, или локально, или в группе. Рисунок 2 демонстрирует это.
На рисунке 2 A и B периодически отправляют приветствие или какой-либо другой пакет опроса по тому же каналу, через который они подключены, и по тому же каналу, по которому они пересылают трафик. Это внутриполосный опрос, который имеет преимущество отслеживания состояния канала, по которому пересылается трафик, передается информация о доступности и т. д. С другой стороны, D запрашивает у A и B некоторую информацию о состоянии канала [A, B] из другого места в сети. Например, D может периодически проверять состояние двух интерфейсов на канале [A, B] или, возможно, периодически отправлять пакет по пути [C, A, B, C] и т. д. Преимущество заключается в том, что информация о состоянии большого количества каналов может быть централизована, что упрощает управление сетью и устранение неполадок. Оба типа опроса часто используются в реальных сетевых развертываниях.
Для работы механизмов опроса часто используются два отдельных таймера:
Таймер для определения частоты передачи опроса. Он часто называется интервалом опроса в случае внеполосного опроса и часто называется таймером приветствия в случае внутриполосного опроса.
Таймер, чтобы определить, как долго ждать, прежде чем объявить связь или устройство отключенным, или включить сигнал тревоги. Это часто называют мертвым интервалом или мертвым таймером в случае внутриполосного опроса.
Цели внутриполосного и внеполосного опроса часто различаются. Внеполосный опрос для обнаружения изменений в состоянии сети часто (но не всегда - особенно в случае централизованной плоскости управления) используется для мониторинга состояния сети и позволяет централизованно реагировать на изменения в состоянии. Внутриполосный опрос наиболее часто используется (как и следовало ожидать) для локального обнаружения изменений состояния, чтобы управлять реакцией распределенных плоскостей управления.
Обнаружение сбоев на основе событий
Обнаружение сбоев на основе событий основывается на некотором локальном, измеримом событии для определения состояния конкретного канала или устройства. Рисунок 3 демонстрирует это.
На рисунке 3, который показывает одну из возможных реализаций элементов архитектуры между физическим интерфейсом и протоколом маршрутизации, есть четыре шага:
Связь между двумя микросхемами физического интерфейса (phy), расположенными на обоих концах связи, не работает. Микросхемы физического интерфейса обычно являются оптическими для электрических передач обслуживания. Большинство микросхем физического интерфейса также выполняют некоторый уровень декодирования входящей информации, преобразуя отдельные биты в сети в пакеты (десериализация) и пакеты в биты (сериализация). Информация кодируется физическим интерфейсом на носителе, который предоставляется двумя физическими микросхемами, подключенными к физическому носителю. Если канал не работает или один из двух интерфейсов отключен по какой-либо причине, микросхема физического интерфейса на другом конце канала увидит падение несущей почти в реальном времени - обычно в зависимости от скорости света и длины физического носителя. Это состояние называется потерей носителя.
Микросхема физического интерфейса при обнаружении потери несущей отправляет уведомление в таблицу маршрутизации (RIB) на локальном устройстве. Это уведомление обычно запускается как прерывание, которое затем транслируется в некоторую форму вызова интерфейса прикладного программирования (API) в код RIB, что приводит к тому, что маршруты, доступные через интерфейс, и любая информация о следующем переходе через интерфейс помечаются как устаревшие или удаляются из таблицы маршрутизации. Этот сигнал может или не может проходить через базу пересылаемой информации (FIB) по пути, в зависимости от реализации.
RIB будет уведомлять протокол маршрутизации о маршрутах, которые он только что удалил из локальной таблицы, на основе события отключения интерфейса.
Протокол маршрутизации затем может удалить любых соседей, доступных через указанные интерфейсы (или, скорее, через подключенные маршруты).
На рисунке 3 нет места, в котором бы присутствовал периодический процесс, проверяющий состояние чего-либо, а также не было бы пакетов, перемещающихся по сети. Весь процесс основан на том, что микросхема физического интерфейса теряет носитель на подключенной среде, следовательно, этот процесс управляется событиями.
Часто бывает, что состояние, управляемое событиями, и статус опроса совмещаются. Например, на рисунке 3, если бы станция управления периодически опрашивала статус интерфейса в локальном RIB, процесс от набора микросхем физического интерфейса к RIB был бы управляемым событием, а процесс от RIB на станцию управления будет направлен опросом.
Сравнение обнаружения на основе событий и на основе опроса
Таблица 1 отображает преимущества и недостатки каждого механизма обнаружения событий.
Внеполосный опросВнутриполосный опросУправляемый событиямиРаспределение статусовСтатус управляется централизованной системой; централизованная система имеет более полное представление об общем состоянии сетиСтатус определяется локальными устройствами; для получения более широкой картины состояния всей сети требуется сбор информации с каждого отдельного сетевого устройстваСтатус определяется локальными устройствами; для получения более широкой картины состояния всей сети требуется сбор информации с каждого отдельного сетевого устройстваСвязь состояния пересылки со связью или состоянием устройстваСообщение о состоянии связи и / или устройства может быть ложным; не проверяет возможность пересылки напрямуюСостояние канала и/или устройства может быть напрямую связано с возможностью пересылки (исключение сбоев в механизме проверки состояния)Состояние канала и/или устройства может быть напрямую связано с возможностью пересылки (исключение сбоев в механизме проверки состояния)Скорость обнаруженияПеред объявлением канала или устройства должен пройти некоторый интервал ожиданияне удалось предотвратить ложные срабатывания; замедляет сообщение об изменениях в сетиПеред объявлением канала или устройства должен пройти некоторый интервал ожиданияне удалось предотвратить ложные срабатывания; замедляет сообщение об изменениях в сетиНекоторый таймер перед сообщением о сбоях может быть желательным, чтобы уменьшить сообщение о ложных срабатываниях, но этот таймер может быть очень коротким и подкрепляться двойной проверкой состояния самой системы; как правило, гораздо быстрее при сообщении об изменениях сетиМасштабированиеДолжен передавать периодические опросы, потребляя пропускную способность, память и циклы обработки; масштабируется в этих пределахДолжен передавать периодические опросы, потребляя пропускную способность, память и циклы обработки; масштабируется в этих пределахНебольшие объемы текущего локального состояния; имеет тенденцию масштабироваться лучше, чем механизмы опроса
Хотя может показаться, что обнаружение, управляемое событиями, всегда должно быть предпочтительным, есть некоторые конкретные ситуации, когда опрос может решить проблемы, которые не могут быть решены механизмами, управляемыми событиями. Например, одно из главных преимуществ систем, основанных на опросе, особенно при внутриполосном развертывании, заключается в том, чтобы «видеть» состояние невидимых блоков. Например, на рисунке 4 два маршрутизатора соединены через третье устройство, обозначенное на рисунке как ретранслятор.
На рисунке 4 устройство B представляет собой простой физический повторитель. Все, что он получает по каналу [A, B], он повторно передает, как и получил, по каналу [B, C]. На этом устройстве нет какой-либо плоскости управления (по крайней мере, о том, что известно A и C). Ни A, ни C не могут обнаружить это устройство, поскольку оно не изменяет сигнал каким-либо образом, который мог бы измерить A или C.
Что произойдет, если канал [A, B] выйдет из строя, если A и B используют управляемый событиями механизм для определения состояния канала? A потеряет несущую, конечно, потому что физический интерфейс в B больше не будет доступен. Однако C будет продолжать принимать несущую и, следовательно, вообще не обнаружит сбой соединения. Если A и C могут каким-то образом общаться с B, эту ситуацию можно разрешить. Например, если B отслеживает все запросы протокола разрешения адресов (ARP), которые он получает, он может, когда канал [A, B] разрывается, каким-то образом отправить «обратный ARP», уведомляющий B о том, что A больше недоступен. Другое решение, доступное в этой ситуации, - это своего рода опрос между A и C, который проверяет доступность по всему каналу, включая состояние B (даже если A и C не знают, что B существует).
С точки зрения сложности, управляемое событиями обнаружение увеличивает поверхности взаимодействия между системами в сети, в то время как опрос имеет тенденцию сохранять состояние внутри системы. На рисунке 3 должен быть какой-то интерфейс между чипсетом физического интерфейса, RIB и реализацией протокола маршрутизации. Каждый из этих интерфейсов представляет собой место, где информация, которая может быть лучше скрыта через абстракцию, передается между системами, и интерфейс, который должен поддерживаться и управляться. Опрос, с другой стороны, часто может проводиться в рамках одной системы, полностью игнорируя существующие механизмы и технологии.
Пример: обнаружение двунаправленной переадресации
В этом подразделе будет изучен пример протокола, разработанного специально для определения состояния канала в сети. Ни один из этих протоколов не является частью более крупной системы (например, протокола маршрутизации), а скорее взаимодействует с другими протоколами через программные интерфейсы и индикаторы состояния.
Обнаружение двунаправленной переадресации (Bidirectional Forwarding Detection - BFD) основано на одном наблюдении: на типичном сетевом устройстве работает множество плоскостей управления, каждая со своим собственным механизмом обнаружения сбоев. Было бы более эффективно использовать один общий механизм обнаружения для всех различных плоскостей управления. В большинстве приложений BFD не заменяет существующие протоколы приветствия, используемые в каждой плоскости управления, а скорее дополняет их. Рисунок 5 демонстрирует это.
В модели BFD, скорее всего, будет по крайней мере два различных процесса опроса, работающих по одному и тому же логическому каналу (их может быть больше, если есть логические каналы, наложенные поверх других логических каналов, поскольку BFD также может использоваться в различных технологиях сетевой виртуализации). Опрос плоскости управления будет использовать приветствия (hellos) для обнаружения соседних устройств, выполняющих один и тот же процесс плоскости управления, для обмена возможностями, определения максимального блока передачи (MTU) и, наконец, для того, чтобы убедиться, что процесс плоскости управления на соседнем устройстве все еще работает. Эти приветствия проходят через соединение плоскости управления на рисунке 5, которое можно рассматривать как своего рода «виртуальный канал», проходящий через физический канал.
Опрос BFD будет выполняться под соединением уровня управления, как показано на рисунке, проверяя работу физического соединения и плоскостей пересылки (переадресации) на двух подключенных устройствах. Этот двухуровневый подход позволяет BFD работать намного быстрее, даже в качестве механизма опроса, чем любой механизм обнаружения на основе протокола маршрутизации.
BFD может работать в четырех различных режимах:
Асинхронный режим: в этом режиме BFD действует как облегченный протокол приветствия. Процесс BFD в A, потенциально работающий в распределенном процессе (или даже в специализированной интегральной схеме [ASIC]), отправляет пакеты приветствия в C. Процесс BFD в C подтверждает эти пакеты приветствия. Это довольно традиционное использование опроса через hellos.
Асинхронный режим с эхом: в этом режиме процесс BFD в A будет отправлять пакеты приветствия в C, поэтому пакеты приветствия будут обрабатываться только через путь пересылки, что позволяет опрашивать только путь пересылки. Для этого A отправляет пакеты приветствия в C, сформированные таким образом, что они будут переадресованы обратно в A. Например, A может отправить пакет C с собственным адресом A в качестве пункта назначения. C может забрать этот пакет и переслать его обратно к A. В этом режиме приветствия, передаваемые A, полностью отличаются от приветствий, передаваемых C. Подтверждения нет, только две системы посылают независимые приветствия, которые проверяют связь в двух направлениях с каждого конца.
Режим запроса: В этом режиме два одноранговых узла BFD соглашаются отправлять приветствия только тогда, когда подключение должно быть проверено, а не периодически. Это полезно в том случае, когда существует какой-то другой способ определения состояния канала—например, если канал [A, C] является каналом Ethernet, что означает, что обнаружение несущей доступен для обнаружения сбоя канала, - но этот альтернативный метод не обязательно является надежным для обеспечения точного состояния соединения во всех ситуациях. Например, в случае «коммутатора посередине», где B отключен от A, но не C, C может послать BFD привет, отметив любую проблему с подключением, чтобы убедиться, что его соединение с A все еще есть. В режиме запроса некоторые события, такие как потерянный пакет, могут вызвать локальный процесс для запуска события обнаружения BFD.
Режим запроса с эхом: этот режим похож на режим запроса - обычные приветствия не передаются между двумя устройствами, на которых работает BFD. Когда пакет передается, он отправляется таким образом, чтобы другое устройство переадресовало пакет приветствия обратно отправителю. Это снижает нагрузку на процессор на обоих устройствах, позволяя использовать гораздо более быстрые таймеры для приветствий BFD.
Независимо от режима работы, BFD вычисляет различные таймеры опроса (hello) и обнаружения (dead) отдельно по каналу связи. Лучший способ объяснить этот процесс-на примере. Предположим, что A отправляет управляющий пакет BFD с предлагаемым интервалом опроса 500 мс, а C отправляет управляющий пакет BFD с предлагаемым интервалом опроса 700 мс. Для связи выбирается большее число или, скорее, более медленный интервал опроса. Объясняется это тем, что более медленная система должна быть в состоянии идти в ногу с интервалом опроса, чтобы предотвратить ложные срабатывания.
Частота опроса изменяется при фактическом использовании, чтобы предотвратить синхронизацию пакетов приветствия в нескольких системах на одном и том же проводе. Если было четыре или пять систем, развертывающих Border Gateway Protocol (BGP) на одном канале множественного доступа, и каждая система устанавливает свой таймер для отправки следующего пакета приветствия на основе получения последнего пакета, все пять систем могут синхронизировать их передачу приветствия, чтобы все приветствия по сети передавались в один и тот же момент. Поскольку BFD обычно работает с таймерами длиной менее одной секунды, это может привести к тому, что устройство будет получать приветствия от нескольких устройств одновременно и не сможет обрабатывать их достаточно быстро, чтобы предотвратить ложное срабатывание.
Конкретная используемая модификация заключается в джиттере пакетов. Каждый передатчик должен взять базовый таймер опроса и вычесть некоторое случайное количество времени, которое составляет от 0% до 25% от таймера опроса. Например, если таймер опроса составляет 700 мсек, как в приведенном примере, A и C будут передавать каждый пакет приветствия примерно между 562 и 750 мсек после передачи последнего приветствия.
Последний момент, который следует учитывать, - это количество времени, в течение которого A и C будут ждать перед объявлением соединения (или соседа) отключенным. В BFD каждое устройство может вычислить свой собственный таймер отключения, обычно выраженный как кратное таймеру опроса. Например, A может решить считать канал (или C) отключенным после пропуска двух приветствий BFD, в то время как C может решить дождаться пропуска трех приветствий BFD.
Спешим рассказать тебе дорогой читатель о том, как установить бесплатный Open Source, который поможет в организации кол-центра (Call Center). Речь пойдёт о решении GoAutoDial. В дальнейшем, планируем дополнить цикл статей о нём обзором, настройкой и примерами использования.
/p>
Как заявляет разработчик на своём сайте, GoAutoDial – это open source продукт, сочетающий в себе функционал предиктивного дайлера и IVR/ACD система на базе ОС CentOS, предназначенная для организации работы кол-центра. В качестве, собственно, системы для совершения звонков, «под капотом» GoAutoDial находится Asterisk версии 1.8.
Установка
В зависимости от того, какую систему Вы используете (32 или 64-бит), скачайте http://www.goautodial.org/projects/goautodialce последнюю версию образа GoAutoDial CE 3.3 с сайта разработчика:
Запишите данный образ на диск или же загрузите на виртуальную машину и настройте свой сервер так, чтобы он загружался с диска с образом.
Перед дальнейшей установкой, убедитесь, что сервер подключен к сети. Запустите сервер с GoAutoDial и нажмите Enter, когда увидите следующее окно:
Далее Вам будет предложено ввести пароль для пользователя root:
После чего начнётся процесс установки. У нас он занял всего на всего 4 минуты. Однако, длительность установки будет зависеть от технических характеристик сервера.
Когда процесс установки завершится, Вы увидите вот такое окно и предложение выполнить перезагрузку сервера. Жмём на кнопку Reboot:
На данном этапе, следует вытащить установочный диск из дисковода сервера или виртуального дисковода, если Вы устанавливаете GoAutoDial на вирутальную машину.
После перезагрузки, вам будет предложено подключиться к консоли сервера, для этого введите реквизиты доступа пользователя root, которые вводили на начальном этапе установки. После успешной авторизации, Вы увидите сообщение, в котором будут указаны данные для подключения к web-интерфейсу GoAutoDial, его IP-адрес, который он получил по DHCP, а также логин и пароль администратора системы. На данном этапе, рекомендуется сделать полный апдейт сервера, для этого введите команду yum update -y
Но поскольку система у нас шла с CentOS 5, который уже EOL, то мы получим ошибки следующего вида:
YumRepo Error: All mirror URLs are not using ftp, http[s] or file.
Eg. Invalid release/
removing mirrorlist with no valid mirrors: /var/cache/yum/base/mirrorlist.txt
Error: Cannot find a valid baseurl for repo: base
А чтобы от них избавиться, введите следующие команды:
Внимание! Если в процессе ввода команд возникнут ошибки No such file or directory, то просто создайте те директории, на которые он будет ругаться и повторите ввод команды. Если вы используете 32-битную систему, то замените часть командыx86_64 на i386
# echo "http://vault.centos.org/5.11/os/x86_64/" > /var/cache/yum/base/mirrorlist.txt
# echo "http://vault.centos.org/5.11/extras/x86_64/" > /var/cache/yum/extras/mirrorlist.txt
# echo "http://vault.centos.org/5.11/updates/x86_64/" > /var/cache/yum/updates/mirrorlist.txt
Далее вводим yum makecache и повторяем ввод yum update -y, который на этот раз должен удачно сработать и запустить обновление системы.
Чтобы установить статический IP адрес, сконфигурировать DNS, настроить Firewall и автоматический запуск сервисов, а также установить настройки часовых поясов, введите команду setup в консоли. Перед Вами откроется графический интерфейс следующего вида:
После любых изменений, выполненных в данном интерфейсе, рекомендуется выполнить перезапуск сервисов service mysqld restart и service httpd restart.
Наконец, можно открыть любой браузер и подключиться к web-интерфейсу администратора GoAutoDial. Для этого введите IP-адрес из сообщения после первого подключения к консоли или же, если вы установили статический IP-адрес, то введите его в адресную строку браузера.
Пароль и логин по умолчанию для подключения к web-интерфейсу администратора - admin/ goautodial.