По вашему запросу ничего не найдено :(
Убедитесь, что запрос написан правильно, или посмотрите другие
наши статьи:
Протокол RIP (Routing Information Protocol)
Протокол Routing Information Protocol (RIP) был первоначально указан в RFC1058. Протокол Routing Information Protocol опубликован в 1998 году. Протокол был обновлен в серии более поздних RFC, включая RFC2435, RIP версии 2,3 и RFC2080, RIP Next Generation для IPv6.
Рисунок 1 используется для объяснения работы RIP.
Работа RIP обманчиво проста. На рисунке 1:
A обнаруживает 2001:db8:3e8:100::/64, поскольку он настроен на непосредственно подключенный интерфейс.
A добавляет этот пункт назначения в свою локальную таблицу маршрутизации со стоимостью 1.
Поскольку 100 :: / 64 установлен в локальной таблице маршрутизации, A будет анонсировать этот достижимый пункт назначения (маршрут) для B и C.
Когда B получает этот маршрут, он добавляет стоимость входящего интерфейса, чтобы путь через A имел стоимость 2, и проверяет свою локальную таблицу на предмет любых других более дешевых маршрутов к этому месту назначения. Поскольку у B нет другого пути к 100::/64, он установит маршрут в своей таблице маршрутизации и объявит маршрут к E.
Когда C получает этот маршрут, он добавит стоимость входящего интерфейса, чтобы путь через A имел стоимость 2, и проверит свою локальную таблицу на предмет любых более дешевых маршрутов к этому пункту назначения. Поскольку у C нет другого пути к 100 :: / 64, он установит маршрут в своей таблице маршрутизации и объявит маршрут D и E.
Когда D получает этот маршрут, он добавляет стоимость входящего интерфейса от C, чтобы путь через C имел стоимость 3, и проверяет свою локальную таблицу на предмет любых более дешевых маршрутов к этому месту назначения. Поскольку у D нет другого пути к 100 :: / 64, он установит маршрут в свою таблицу маршрутизации и объявит маршрут к E.
E теперь получит три копии одного и того же маршрута; один через C со стоимостью 3, один через B со стоимостью 4 и один через D со стоимостью 5. E выберет путь через C со стоимостью 2, установив этот путь на 100 :: / 64 в свою локальную таблицу маршрутизации.
E не будет объявлять какой-либо путь к 100 :: / 64 к C, потому что он использует C как лучший путь для достижения этого конкретного пункта назначения. Таким образом, E выполнит split horizon своего объявления 100 :: / 64 в сторону C.
В то время как E будет объявлять свой лучший путь через C как D, так и B, ни один из них не выберет путь через E, поскольку у них уже есть лучшие пути к 100 :: / 64.
RIP объявляет набор пунктов назначения и определяет стоимость в один прыжок за раз через сеть. Следовательно, он считается протоколом вектора расстояния. Процесс, который RIP использует для поиска набора безцикловых путей через сеть, считается распределенной формой алгоритма Беллмана-Форда, но не совсем ясно, как процесс, который использует RIP, связан с Беллманом-Фордом.
Связь Bellman-Ford с RIP
Чтобы увидеть соединение, лучше всего представить каждый переход в сети как одну строку в таблице топологии. Это отображено на рисунке 2.
Раздел «Пути одноадресной передачи без петель», описывает работу Bellman-Ford с таблицей топологии, организованной как набор столбцов и строк. Используя номера строк, показанные на рисунке 2, вы можете построить аналогичную таблицу топологии для этой сети, как показано в таблице 1.
Предположим, что каждая строка таблицы проходит через алгоритм Беллмана-Форда другим узлом. Например, A вычисляет Беллмана-Форда по первой строке и передает результат B. Аналогичным образом, B вычисляет Bellman-Ford по соответствующим строкам и передает результат C. Беллман-Форд по-прежнему будет алгоритмом, используемым для вычисления набор без петель в сети. Он просто будет распределен по узлам в сети. Фактически, так работает RIP. Учтите следующее:
A вычисляет первую строку в таблице, устанавливая предшественника для 100::/64 в A и стоимость в 1. A передает этот результат B для второго раунда обработки.
B обрабатывает вторую строку в таблице, устанавливая для предшественника 100 :: / 64 значение B, а стоимость - 2. B передает этот результат C для третьего раунда обработки.
C обрабатывает вторую строку в таблице, устанавливая для предшественника 100 :: / 64 значение C, а стоимость - 2. C передает этот результат в D.
Распределенную обработку Беллмана-Форда труднее увидеть в более сложных топологиях, потому что по сети передается более одной «таблицы результатов». Однако эти «таблицы результатов» в конечном итоге объединятся на исходном узле. Рисунок 3 иллюстрирует это.
На рисунке 3 A вычислит предварительную таблицу результатов в качестве первого «раунда» алгоритма Беллмана-Форда, передав результат как B, так и E. B вычислит предварительный результат на основе локальной информации, передав его в C, а затем из C в D. Таким же образом E вычислит предварительную таблицу результатов на основе локальной информации, передав ее в F, а затем F в D. В D два предварительных результата объединяются в окончательную таблицу с точки зрения D. Конечно, предварительная таблица считается окончательной для устройства на каждом шаге. С точки зрения E, таблица, которую он вычисляет на основе локально доступной информации и объявления от A, является финальной таблицей путей без петель для достижения 100::/64.
Весь распределенный процесс имеет тот же эффект, что и хождение по каждой строке в таблице топологии столько же раз, сколько записей в самой таблице топологии, медленно сортируя поля предшественника и стоимости для каждой записи на основе вновь установленных предшественников в предыдущем раунде вычислений.
Реакция на изменения топологии
Как RIP удаляет информацию о доступности из сети в случае отказа узла или канала? Рисунок 4 используется для объяснение этого случая.
В зависимости от версии и конфигурации RIP, работающего в этой сети, существует две возможные реакции на потерю канала [A, B]. Первая возможная реакция - просто дать тайм-аут информации о 100::/ 64. Предполагая, что недействительный таймер (форма таймера удержания) для любого заданного маршрута составляет 180 секунд (обычная настройка в реализациях RIP):
B немедленно заметит сбой связи, поскольку он подключен напрямую, и удалит 100 :: / 64 из своей локальной таблицы маршрутизации.
B прекратит объявлять достижимость 100 :: / 64 в направлении C.
C удалит доступность к этому месту назначения из своей локальной таблицы маршрутизации и прекратит объявлять достижимость от 100 :: / 64 до D через 180 секунд после того, как B перестанет объявлять достижимость до 100 :: / 64.
D удалит доступность к этому месту назначения из своей локальной таблицы маршрутизации через 180 секунд после того, как C прекратит объявлять достижимость до 100 :: / 64.
На этом этапе сеть сконцентрировалась на новой информации о топологии. Очевидно, что это довольно медленный процесс, так как каждый переход должен ждать, пока каждый маршрутизатор, ближайший к месту назначения, отсчитает время, прежде чем обнаружит потерю соединения.
Чтобы ускорить этот процесс, большинство реализаций RIP также включают инициированные обновления. Если инициированные обновления реализованы и развернуты в этой сети, когда канал [A, B] выйдет из строя (или будет удален из службы), B удалит доступность 100 :: / 64 из своей локальной таблицы и отправит инициированное обновление в C, информацию C о неудавшейся достижимости к месту назначения. Это инициируемое обновление обычно принимает форму объявления с бесконечной метрикой, или, скорее, того, что известно как ядовитый реверс. Инициируемые обновления часто выполняются с заданной скоростью, поэтому колеблющееся соединение не приведет к тому, что сами инициированные обновления не будут перегружать канал или соседний маршрутизатор.
Два других таймера указаны в RIP для использования во время схождения: flush timer и hold-down timer. По истечении времени ожидания маршрута (как описано выше) он не удаляется сразу из локальной таблицы маршрутизации. Вместо этого устанавливается другой таймер, который определяет, когда маршрут будет удален из локальной таблицы. Это flush timer. Кроме того, существует отдельный период времени, в течение которого любой маршрут с метрикой хуже, чем ранее известная, не будет приниматься. Это hold-down timer.
Подведение итогов- RIP
RIP несет информацию о локально достижимых пунктах назначения соседям, а также стоимость для каждого пункта назначения. Следовательно, это протокол вектора расстояния. Достижимые пункты назначения изучаются через локальную информацию на каждом устройстве и передаются по сети протоколом независимо от потока трафика; следовательно, RIP-это проактивная плоскость управления.
RIP не формирует смежности для надежной передачи данных по сети. Скорее, RIP полагается на периодически передаваемые обновления, чтобы гарантировать, что информация не устарела или не была случайно сброшена. Количество времени, в течение которого хранится любая часть информации, основано на таймере удержания (hold-down timer), а частота передач основана на таймере обновления (lush timer). Таймер удержания обычно устанавливается в три раза больше значения таймера обновления.
Поскольку RIP не имеет истинного процесса смежности, он не определяет, существует ли двусторонняя связь- следовательно, нет двусторонней проверки подключения (Two-Way Connectivity Check-TWCC). В RIP также не встроен метод проверки MTU между двумя соседями.
Enhanced Interior Gateway Routing Protocol
Enhanced Interior Gateway Routing Protocol (EIGRP) был выпущен в 1993 году для замены протокола Interior Gateway Routing Protocol (IGRP) компании Cisco. Основной причиной замены IGRP была его неспособность передавать информацию о классовой маршрутизации. В частности, IGRP не может переносить маски подсети. Вместо того, чтобы перестраивать протокол для поддержки длины префикса, инженеры Cisco (в частности, Дино Фариначчи и Боб Олбритсон) решили создать новый протокол, основанный на алгоритме диффузного обновления Гарсиа-Луны (Diffusing Update Algorithm-DUAL). Дэйв Кац перестроил транспорт, чтобы решить некоторые часто встречающиеся проблемы в середине 1990-х годов. Основываясь на этой первоначальной реализации, команда под руководством Донни Сэвиджа в 2000-х годах сильно изменила работу протокола, добавив ряд функций масштабирования и переписав ключевые части реакции EIGRP на изменения топологии. Протокол EIGRP был выпущен вместе с практически всеми этими улучшениями в RFC7868 в 2013 году.
В то время как EIGRP не часто рассматривается для активного развертывания в большинстве сетей поставщиков услуг (большинство операторов предпочитают протокол состояния канала), DUAL вводит некоторые важные концепции в обсуждение о безцикловых путях. DUAL также используется в других протоколах, таких как BABEL (указанный в RFC 6126 и используемый в простых домашних сетях).
Метрики EIGRP
Первоначально протокол EIGRP был разработан для считывания полосы пропускания, задержки, частоты ошибок и других факторов с каналов в режиме, близком к реальному времени, и передачи их в качестве метрик. Это позволит EIGRP реагировать на изменение сетевых условий в реальном времени и, следовательно, позволит сетям, на которых запущен EIGRP, более эффективно использовать доступные сетевые ресурсы. Однако в при первоначальном развертывании EIGRP, не существовало «защитных ограждений» для предотвращения петель обратной связи между, например, реакцией протокола на изменения доступной полосы пропускания и сдвигами в трафике в зависимости от доступной полосы пропускания. Если пара каналов с доступной полосой пропускания, близкой к реальному времени, была размещена параллельно друг другу, трафик переключится на канал с наиболее доступной полосой пропускания, в результате чего протокол будет реагировать, показывая большую доступную полосу пропускания на другом канале, улучшая его метрики и следовательно, трафик переместится на другую линию связи. Этот процесс переключения трафика между линиями может быть решен различными способами, но он вызывал достаточно проблем в ранних развертываниях EIGRP для того, чтобы эту возможность почти реального времени можно было удалить из кода. Вместо этого EIGRP считывает характеристики интерфейса в определенное время и объявляет эти показатели для интерфейса независимо от сетевых условий.
EIGRP несет пять различных атрибутов маршрута, включая полосу пропускания, задержку, нагрузку, надежность и MTU. Четыре показателя объединяются по формуле, показанной на рисунке 5.
Значения K по умолчанию в этой формуле приводят к сокращению всей формулы до (107/throughput) * delay. Замена пропускной способности (throughput) минимальной полосой пропускания (bandwidth) дает версию, с которой знакомо большинство инженеров: (107 / bandwidth) * delay.
Однако значения пропускной способности (bandwidth) и задержки (delay) масштабируются в более поздних версиях EIGRP для учета каналов с пропускной способностью более 107 кбит/с.
Примечание.В ходе этого обсуждения EIGRP предполагается, что полоса пропускания каждого канала установлена на 1000, а значения K установлены на значения по умолчанию, оставляя задержку в качестве единственного компонента, влияющего на метрику. Учитывая это, только значение задержки используется в качестве метрики в этих примерах для упрощения расчетов.
Рисунок 6 используется для описания работы EIGRP.
Работа EIGRP в этой сети на первый взгляд очень проста:
A обнаруживает 2001: db8: 3e8: 100 :: / 64, потому что он напрямую подключен (например, через настройки интерфейса).
A добавляет к маршруту стоимость входящего интерфейса, которая здесь показана как задержка (delay) 100, и устанавливает ее в свою локальную таблицу маршрутизации.
A объявляет 100 :: / 64 B и C через два других подключенных интерфейса.
B получает этот маршрут, добавляет стоимость входящего интерфейса (общая задержка 200) и проверяет свою локальную таблицу на предмет любых других (или лучших) маршрутов к этому месту назначения. У B нет маршрута к 100 ::/64, поэтому он устанавливает маршрут в своей локальной таблице маршрутизации.
B объявляет 100 :: / 64 для D.
C получает этот маршрут, добавляет стоимость входящего интерфейса (общая задержка 200) и проверяет свою локальную таблицу на предмет любых других (или лучших) маршрутов к этому месту назначения. У C нет маршрута к 100 :: / 64, поэтому он устанавливает маршрут в своей локальной таблице маршрутизации.
C объявляет 100 :: / 64 для D.
D получает маршрут к 100 ::/64 от B, добавляет стоимость входящего интерфейса (общая задержка 300) и проверяет свою локальную таблицу на предмет любых других (или лучших) маршрутов к этому месту назначения. D не имеет маршрута к этому месту назначения, поэтому он устанавливает маршрут в своей локальной таблице маршрутизации.
D получает маршрут к 100 :: / 64 от C, добавляет стоимость входящего интерфейса (общая задержка 400) и проверяет свою таблицу на предмет любых других (или лучших) маршрутов к этому месту назначения. D действительно имеет лучший маршрут к 100 :: / 64 через B, поэтому он вставляет новый маршрут в свою локальную таблицу топологии.
D объявляет маршрут от 100 :: / 64 до E.
E получает маршрут к 100 :: / 64 от D, добавляет стоимость входящего интерфейса (общая задержка 400) и проверяет свою локальную таблицу на предмет любых других (или лучших) маршрутов к этому месту назначения. E не имеет маршрута к этому месту назначения, поэтому он устанавливает маршрут в своей локальной таблице маршрутизации.
Все это очень похоже на работу RIP. Шаг 9, однако, требует более подробного рассмотрения. После шага 8 у D есть путь к 100 :: / 64 с общей стоимостью 300. Это допустимое расстояние до пункта назначения, а B - преемник, так как это путь с наименьшей стоимостью. На шаге 9 D получает второй путь к тому же месту назначения. В RIP или других реализациях Bellman-Ford этот второй путь либо игнорируется, либо отбрасывается. EIGRP, основанный на DUAL, однако, проверит этот второй путь, чтобы определить, свободен ли он от петель или нет. Можно ли использовать этот путь, если основной путь не работает?
Чтобы определить, является ли этот альтернативный путь свободным от петель, D должен сравнить допустимое расстояние с расстоянием, которое C сообщила как стоимость достижения 100 :: / 64 - заявленное расстояние. Эта информация доступна в объявлении, которое D получает от C (помните, что C объявляет маршрут с его стоимостью до пункта назначения. D добавляет к нему стоимость канала [B, D], чтобы найти общую стоимость через C для достижения 100: : / 64). Сообщаемое расстояние через C составляет 200, что меньше локального допустимого расстояния, равного 300. Следовательно, маршрут через C не имеет петель и помечен как возможный преемник.
Реакция на изменение топологии.
Как используются эти возможные преемники? Предположим, что канал [B, D] не работает, как показано на рисунке 7.
Когда этот канал выходит из строя, D проверяет свою таблицу локальной топологии, чтобы определить, есть ли у нее другой путь без петель к месту назначения. Поскольку путь через C отмечен как возможный преемник, у D есть альтернативный путь. В этом случае D может просто переключиться на использование пути через C для достижения 100 :: / 64. D не будет пересчитывать допустимое расстояние в этом случае, так как он не получил никакой новой информации о топологии сети.
Что, если вместо этого произойдет сбой соединения между C и A, как показано на рисунке 8?
В этом случае до сбоя у C есть два пути к 100 :: / 64: один через A с общей задержкой 200 и второй через D с общей задержкой 500. Возможное расстояние в C будет установлено на 200 , поскольку это стоимость наилучшего пути, доступного после завершения сходимости. Сообщаемое расстояние в D, 300, больше, чем возможное расстояние в C, поэтому C не будет отмечать путь через D как возможный преемник. После сбоя канала [A, C], поскольку C не имеет альтернативного пути, он пометит маршрут как активный и отправит запрос каждому из своих соседей, запрашивая обновленную информацию о любом доступном пути к 100 :: / 64.
Когда D получает этот запрос, он проверяет свою таблицу локальной топологии и обнаруживает, что его лучший путь к 100 :: / 64 все еще доступен. Поскольку этот путь все еще существует, процесс EIGRP на D может предположить, что на текущий лучший путь через B не повлиял отказ канала [A, C]. D отвечает на этот запрос своей текущей метрикой, которая указывает, что этот путь все еще доступен и не имеет петель с точки зрения D.
Получив этот ответ, C заметит, что он не ждет ответа от других соседей (поскольку у него только один сосед, D). Поскольку C получил все ответы, которых он ожидает, он пересчитает доступные пути без петель, выбрав D в качестве преемника, а стоимость через D в качестве допустимого расстояния.
Что произойдет, если D никогда не ответит на запрос C? В более старых реализациях EIGRP C устанавливал таймер, называемый Stuck in Active Timer. Если D не отвечает на запрос C в течение этого времени, C объявит маршрут как Stuck in Active (SIA), и сбросит соседнюю смежность с помощью D. В новых реализациях EIGRP C установит таймер, называемый таймером запроса SIA (Query timer). Когда этот таймер истечет, он повторно отправит запрос к D. Пока D отвечает, что он все еще работает над ответом на запрос, C будет продолжать ждать ответа.
Где заканчиваются эти запросы? Как далеко будет распространяться запрос EIGRP в сети? Запросы EIGRP завершаются в одной из двух точек:
Когда у маршрутизатора нет других соседей для отправки запросов;
Когда маршрутизатор, получающий запрос, не имеет никакой информации о пункте назначения, на который ссылается запрос.
Это означает, что, либо на «конце сети EIGRP» (называемой автономной системой), либо на одном маршрутизаторе, за пределами какой-либо политики или конфигурации, скрывающей информацию о конкретных местах назначения. Например, один переход после точки, в которой маршрут агрегируется.
Диапазон запросов EIGRP и дизайн сети.
EIGRP всегда был известен как «протокол, который будет работать в любой сети» из-за его больших свойств масштабирования и очевидной способности работать в «любой» топологии без особой настройки. Однако основным фактором, определяющим масштабирование EIGRP, является диапазон запросов. Основная задача проектирования сети в сети EIGRP - ограничение объема запросов через сеть. Во-первых, диапазон запросов влияет на скорость схождения EIGRP: каждый дополнительный переход диапазона запроса добавляет небольшое количество времени к общему времени конвергенции сети (в большинстве случаев около 200 мс). Во-вторых, диапазон запросов влияет на стабильность сети. Чем дальше по сети должны проходить запросы, тем больше вероятность того, что какой-то маршрутизатор не сможет сразу ответить на запрос. Следовательно, наиболее важным моментом при проектировании сети на основе EIGRP в качестве протокола является ограничение запросов посредством агрегации или фильтрации определенного типа.
Обнаружение соседей и надежная передача.
EIGRP проверяет двустороннюю связь между соседями, канал MTU, и обеспечивает надежную передачу информации плоскости управления через сеть путем формирования отношений соседей. Рисунок 9 демонстрирует процесс формирования соседей EIGRP.
Шаги, показанные на рисунке 9, следующие:
A отправляет многоадресное приветствие (multicast hello) по каналу, совместно используемому между A и B.
B переводит A в состояние ожидания. Пока A находится в состоянии ожидания, B не будет отправлять стандартные обновления или запросы к A и не будет принимать ничего, кроме специально отформатированных обновлений от A.
B передает пустое обновление с битом инициализации, установленным в A. Этот пакет отправляется на адрес одноадресного интерфейса A.
При получении этого обновления A отвечает пустым обновлением с установленным битом инициализации и подтверждением. Этот пакет отправляется на адрес одноадресного интерфейса B.
Получив это одноадресное обновление, B переводит A в состояние подключения и начинает отправлять обновления, содержащие отдельные записи таблицы топологии, в сторону A. В каждый пакет добавляется подтверждение для предыдущего пакета, полученного от соседа.
Поскольку EIGRP не формирует смежности с наборами соседей, а только с отдельными соседями, этот процесс обеспечивает доступность как одноадресной, так и многоадресной рассылки между двумя маршрутизаторами, образующими смежность. Чтобы гарантировать, что MTU не совпадает ни на одном конце канала, EIGRP заполняет определенный набор пакетов во время формирования соседа. Если эти пакеты не принимаются другим маршрутизатором, MTU не совпадает, и отношения соседства не должны формироваться.
Примечание. EIGRP отправляет многоадресные приветствия (multicast hellos) для обнаружения соседей по умолчанию, но будет использовать одноадресные приветствия, если соседи настроены вручную.
Подведение итогов – EIGRP.
EIGRP представляет ряд интересных решений проблем, с которыми сталкиваются протоколы маршрутизации при отправке информации по сети, вычислении путей без петель и реагировании на изменения топологии. EIGRP классифицируется как протокол вектора расстояния, использующий DUAL для вычисления путей без петель и альтернативных путей без петель через сеть. EIGRP объявляет маршруты без привязки к потокам трафика через сеть, поэтому это проактивный протокол.
Протоколы вектора расстояния и таблица маршрутизации.
В большинстве дискуссий о протоколах вектора расстояния- эти протоколы объясняются таким образом, что подразумевает, что они работают полностью отдельно от таблицы маршрутизации и любых других процессов маршрутизации, запущенных на устройстве. Однако это не так. Протоколы векторов расстояний взаимодействуют с таблицей маршрутизации не так, как протоколы состояния каналов. В частности, протокол вектора расстояния не объявляет маршрут к пункту назначения, который он не установил в локальной таблице маршрутизации.
Например, предположим, что EIGRP и RIP работают на одном маршрутизаторе. EIGRP узнает о некотором пункте назначения и устанавливает маршрут к этому пункту назначения в локальной таблице маршрутизации. RIP узнает о б этом же месте назначения и пытается установить маршрут, который он узнал, в локальную таблицу маршрутизации, но ему это не удается - маршрут EIGRP перезаписывает (или переопределяет) маршрут, полученный RIP. В этом случае RIP не будет анонсировать этот конкретный маршрут ни одному из своих соседей.
Для такого поведения есть две причины. Во-первых, маршрут, полученный через EIGRP, может указывать на совершенно другой следующий переход, чем маршрут, полученный через RIP. Если метрики установлены неправильно, два протокола могут образовать постоянную петлю пересылки в сети. Во-вторых, RIP не может узнать, насколько действителен маршрут EIGRP. Возможно, RIP объявляет маршрут, заставляя другие маршрутизаторы отправлять трафик локального устройства, предназначенный для объявленного пункта назначения, а затем локальное устройство фактически отбрасывает пакет, а не пересылает его. Это один из примеров black hole.
Чтобы предотвратить возникновение любой из этих ситуаций, протоколы вектора расстояния не будут объявлять маршруты, которых сам протокол не имеет в локальной таблице маршрутизации. Если маршрут протокола вектора расстояния будет перезаписан по какой-либо причине, он остановит объявление о доступности пункта назначения.
В сегодняшней статье научимся грамотно «вайпить» устройства MikroTik. Говоря простым языком – чистить и сбрасывать к заводским настройкам.
Казалось бы – ничего особенного, но давайте подумаем, почему это может быть важно. Дело в том, что устройства MikroTik очень рентабельны - некоторые может быть даже скажут неприлично дёшевы - поэтому капитальные затраты на модернизацию сетей, как правило, довольно низкие. Поэтому, в один момент может случиться такая ситуация, когда у вас окажется стопка MikroTik’ов, выведенных из продакшена, которая будет покоиться на полке и собирать пыль. Эти невостребованные устройства, в конечном итоге могут быть переданы кому-нибудь в тест, использоваться в лаборатории или же перепрофилированы под другие нужды.
Оказавшись в «неправильных» руках, роутер MikroTik может раскрыть немало конфиденциальной и чувствительной информации, если её предварительно не стереть. Несмотря на то, что много такой информации скрыто в конфигурации и просто так через консоль до неё не добраться, файлы .rsc, .backup, .rif, которые находятся в файловом хранилище, позволят потенциальному злоумышленнику получить к ней доступ. Этими файлами мы и займёмся в первую очередь.
Итак для того, чтобы удалить эти файлы через консоль вводим следующие команды:
/file
remove [find name~".rif"]
remove [find name~".txt"]
remove [find name~".rsc"]
remove [find name~".backup"]
Можно также воспользоваться утилитой WinBox, для этого в левом меню выберите опцию Files, перед Вами откроется файловое хранилище:
Если файлов слишком много можно воспользоваться фильтром по каждому типу файла - .rsc, .backup, .rif и .txt
Убедитесь, чтобы в файловом хранилище не осталось ни одного файла с форматами, приведёнными выше.
Внимание! Выполнение следующих действий по сбросу конфигурации без предварительной очистки файлового хранилища, показанной выше не удалит файлы с чувствительной информацией!
Теперь нам осталось только стереть конфигурацию устройства, для этого воспользуемся следующей командой:
/system reset-configuration keep-users=no skip-backup=yes
Или же через утилиту WinBox в меню слева откройте System → Reset Configuration
Подтвердите данное действие, после чего устройство удалит конфигурацию, перезагрузится и заново сгенерирует SSH ключи. После всех вышеописанных действий, можно считать, что роутер успешно сброшен к заводским настройкам.
Общий совет – если Вы выводите устройство из эксплуатации и отправляете на полку до лучших времён, то убедитесь в том, что на нём не осталось чувствительной информации, сделайте полный вайп, а его бэкап, на случай, если оно вдруг снова понадобится, храните в яйце яйцо в утке, утку в зайце, зайца в сундуке где-нибудь в другом месте :)
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.