По вашему запросу ничего не найдено :(
Убедитесь, что запрос написан правильно, или посмотрите другие наши статьи:
img
Первая часть тут Как только изменение в топологии сети было обнаружено, оно должно быть каким-то образом распределено по всем устройствам, участвующим в плоскости управления. Каждый элемент в топологии сети может быть описан как: Канал или граница, включая узлы или достижимые места назначения, прикрепленные к этому каналу. Устройство или узел, включая узлы, каналы и доступные места назначения, подключенные к этому устройству. Этот довольно ограниченный набор терминов может быть помещен в таблицу или базу данных, часто называемую таблицей топологии или базой данных топологии. Таким образом, вопрос о распределении изменений в топологии сети на все устройства, участвующие в плоскости управления, можно описать как процесс распределения изменений в определенных строках в этой таблице или базе данных по всей сети. Способ, которым информация распространяется по сети, конечно, зависит от конструкции протокола, но обычно используются три вида распространения: поэтапное (hop-by-hop) распространение, лавинное (flooded) распространение и централизованное (centralized) хранилище некоторого вида. Лавинное (flooded) распространение. При лавинной рассылке каждое устройство, участвующее в плоскости управления, получает и сохраняет копию каждой части информации о топологии сети и доступных местах назначения. Хотя существует несколько способов синхронизации базы данных или таблицы, в плоскостях управления обычно используется только один: репликация на уровне записи. Рисунок 6 иллюстрирует это. На рисунке 6 каждое устройство будет рассылать известную ему информацию ближайшим соседям, которые затем повторно рассылают информацию своим ближайшим соседу. Например, A знает две специфические вещи о топологии сети: как достичь 2001: db8: 3e8: 100 :: / 64 и как достичь B. A передает эту информацию в B, который, в свою очередь, передает эту информацию в C. Каждое устройство в сети в конечном итоге получает копию всей доступной топологической информации; A, B и C имеют синхронизированные базы данных топологии (или таблицы). На рисунке 6 связь C с D показана как элемент в базе данных. Не все плоскости управления будут включать эту информацию. Вместо этого C может просто включать подключение к диапазону адресов 2001: db8: 3e8: 102 :: / 64 (или подсети), который содержит адрес D. Примечание. В более крупных сетях невозможно уместить все описание подключений устройства в один пакет размером с MTU, и для обеспечения актуальности информации о подключении необходимо регулярно задерживать время ожидания и повторно загружать данные. Интересная проблема возникает в механизмах распространения Flooding рассылки, которые могут вызывать временные петли маршрутизации, называемые microloops. Рисунок 7 демонстрирует эту ситуацию. На рисунке 7, предположим, что канал [E, D] не работает. Рассмотрим следующую цепочку событий, включая примерное время для каждого события: Старт: A использует E, чтобы добраться до D; C использует D, чтобы добраться до E. 100 мс: E и D обнаруживают сбой связи. 500 мс: E и D рассылают информацию об изменении топологии на C и A. 750 мс: C и A получают обновленную информацию о топологии. 1000 мс: E и D пересчитывают свои лучшие пути; E выбирает A как лучший путь для достижения D, D выбирает C как лучший путь для достижения E. 1,250 мс: лавинная рассылка A и C информации об изменении топологии на B. 1400 мс: A и C пересчитывают свои лучшие пути; A выбирает B для достижения D, C выбирает B для достижения E. 1500 мс: B получает обновленную информацию о топологии. 2,000 мс: B пересчитывает свои лучшие пути; он выбирает C, чтобы достичь D, и A, чтобы достичь E. Хотя время и порядок могут незначительно отличаться в каждой конкретной сети, порядок обнаружения, объявления и повторных вычислений почти всегда будет следовать аналогичной схеме. В этом примере между этапами 5 и 7 образуется микропетля; в течение 400 мс, A использует E для достижения D, а E использует A для достижения D. Любой трафик, входящий в кольцо в A или D в течение времени между пересчетом E лучшего пути к D и пересчетом A лучшего пути к D будет петлей. Одним из решений этой проблемы является предварительное вычисление альтернативных вариантов без петель или удаленных альтернатив без петель. Hop by Hop При поэтапном распределении каждое устройство вычисляет локальный лучший путь и отправляет только лучший путь своим соседям. Рисунок 8 демонстрирует это. На рисунке 8 каждое устройство объявляет информацию о том, что может достигнуть каждого из своих соседей. D, например, объявляет о достижимости для E, а B объявляет о доступности для C, D и E для A. Интересно рассмотреть, что происходит, когда A объявляет о своей доступности для E через канал на вершине сети. Как только E получит эту информацию, у него будет два пути к B, например: один через D и один через A. Таким же образом у A будет два пути к B: один напрямую к B, а другой через E. Любой из алгоритмов кратчайшего пути, рассмотренные в предыдущих статьях, могут определить, какой из этих путей использовать, но возможно ли формирование микропетель с помощью лавинного механизма распределения? Рассмотрим: E выбирает путь через A, чтобы добраться до B. Канал [A, B] не работает. A обнаруживает этот сбой и переключается на путь через E. Затем A объявляет этот новый путь к E. E получает информацию об измененной топологии и вычисляет новый лучший путь через D. В промежутке между шагами 3 и 5 А будет указывать на Е как на свой лучший путь к В, в то время как Е будет указывать на А как на свой лучший путь к В—микропетля. Большинство распределительных систем hop-by-hop решают эту проблему с помощью split horizon или poison reverse. Определены они следующим образом: Правило split horizon гласит: устройство не должно объявлять о доступности к пункту назначения, который он использует для достижения пункта назначения. Правило poison reverse гласит: устройство должно объявлять пункты назначения по отношению к соседнему устройству, которое оно использует, чтобы достичь пункта назначения с бесконечной метрикой. Если разделение горизонта (split horizon) реализованный на рисунке 8, E не будет объявлять о достижимости для B, поскольку он использует путь через A для достижения B. В качестве альтернативы E может отравить путь к B через A, что приведет к тому, что A не будет иметь пути через E к B. Централизованное Хранилище. В централизованной системе каждое сетевое устройство сообщает информацию об изменениях топологии и достижимости контроллеру или, скорее, некоторому набору автономных служб и устройств, действующих в качестве контроллера. В то время как централизация часто вызывает идею единого устройства (или виртуального устройства), которому передается вся информация и который передает правильную информацию для пересылки всем устройствам обработки пакетов в сети, это чрезмерное упрощение того, что на самом деле означает централизованная плоскость управления. Рисунок 9 демонстрирует это. На рисунке 9, когда канл между D и F не работает: D и F сообщают об изменении топологии контроллеру Y. Y пересылает эту информацию другому контроллеру X. Y вычисляет лучший путь к каждому месту назначения без канала [D, F] и отправляет его каждому затронутому устройству в сети. Каждое устройство устанавливает эту новую информацию о пересылке в свою локальную таблицу. Конкретный пример шага 3 - Y вычисляет следующий лучший путь к E без канала [D, F] и отправляет его D для установки в его локальной таблице пересылки. Могут ли микропетли образовываться в централизованной плоскости управления? Базы данных в X и Y должны быть синхронизированы, чтобы оба контроллера вычисляли одинаковые пути без петель в сети Синхронизация этих баз данных повлечет за собой те же проблемы и (возможно) использование тех же решений, что и решения, обсуждавшиеся до сих пор в этой статье. Подключенным устройствам потребуется некоторое время, чтобы обнаружить изменение топологии и сообщить об этом контроллеру. Контроллеру потребуется некоторое время, чтобы вычислить новые пути без петель. Контроллеру потребуется некоторое время, чтобы уведомить затронутые устройства о новых путях без петель в сети. Во время временных интервалов, описанных здесь, сеть все еще может образовывать микропетли. Централизованная плоскость управления чаще всего переводится в плоскость управления не запущенными устройствами переадресации трафика. Хотя они могут казаться радикально разными, централизованные плоскости управления на самом деле используют многие из тех же механизмов для распределения топологии и достижимости, а также те же алгоритмы для вычисления безцикловых путей через сеть, что и распределенные плоскости управления. Плоскости сегментирования и управления. Одна интересная идея для уменьшения состояния, переносимого на любое отдельное устройство, независимо от того, используется ли распределенная или централизованная плоскость управления, заключается в сегментировании информации в таблице топологии (или базе данных). Сегментация-это разделение информации в одной таблице на основе некоторого свойства самих данных и хранение каждого полученного фрагмента или фрагмента базы данных на отдельном устройстве. Рисунок 10 демонстрирует это. В сети на рисунке 10 предположим, что оба контроллера, X и Y, имеют информацию о топологии для всех узлов (устройств) и ребер (каналов) в сети. Однако для масштабирования размера сети доступные места назначения были разделены на два контроллера. Существует множество возможных схем сегментирования - все, что может разделить базу данных (или таблицу) на части примерно одинакового размера, будет работать. Часто используется хеш, так как хеши можно быстро изменить на каждом устройстве, где хранится сегмент, чтобы сбалансировать размеры сегментов. В этом случае предположим, что схема сегментирования немного проще: это диапазон IP-адресов. В частности, на рисунке представлены два диапазона IP-адресов: 2001: db8: 3e8: 100 :: / 60, который содержит от 100 :: / 64 до 10f :: / 64; и 2001: db8: 3e8: 110 :: / 60, который содержит от 110 :: / 64 до 11f :: / 64. Каждый из этих диапазонов адресов разделен на один контроллер; X будет содержать информацию о 2001: db8: 3e8: 100 :: / 60, а Y будет содержать информацию о 2001: db8: 3e8: 110 :: / 64. Не имеет значения, где эти доступные пункты назначения подключены к сети. Например, информация о том, что 2001: db8: 3e8: 102 :: / 64 подключен к F, будет храниться в контроллере X, а информация о том, что 2001: db8: 3e8: 110 :: / 64 подключен к A, будет храниться на контроллере Y. Чтобы получить информацию о доступности для 2001: db8: 3e8: 102 :: / 64, Y потребуется получить информацию о том, где этот пункт назначения соединен с X. Это будет менее эффективно с точки зрения вычисления кратчайших путей, но он будет более эффективным с точки зрения хранения информации, необходимой для вычисления кратчайших путей. Фактически, возможно, если информация хранится правильно (а не тривиальным способом, используемым в этом примере), чтобы несколько устройств вычислили разные части кратчайшего пути, а затем обменивались только результирующим деревом друг с другом. Это распределяет не только хранилище, но и обработку. Существует несколько способов, с помощью которых информация о плоскости управления может быть разделена, сохранена и, когда вычисления выполняются через нее, чтобы найти набор путей без петель через сеть. Согласованность, доступность и возможность разделения. Во всех трех системах распределения, обсуждаемых в этой статье, - лавинной, поэтапной и централизованных хранилищ - возникает проблема микропетель. Протоколы, реализующие эти методы, имеют различные системы, такие как разделение горизонта и альтернативы без петель, чтобы обходить эти микропетли, или они позволяют микропетлям появляться, предполагая, что последствия будут небольшими для сети. Существует ли объединяющая теория или модель, которая позволит инженерам понять проблемы, связанные с распределением данных по сети, и различные сопутствующие компромиссы? Есть: теорема CAP. В 2000 году Эрик Брюер, занимаясь как теоретическими, так и практическими исследованиями, постулировал, что распределенная база данных обладает тремя качествами: Согласованностью, Доступностью и устойчивость к разделению (Consistency, Accessibility Partition tolerance-CAP). Между этими тремя качествами всегда есть компромисс, так что вы можете выбрать два из трех в любой структуре системы. Эта гипотеза, позже доказанная математически, теперь известна как теорема CAP. Эти три термина определяются как: Согласованность: Каждый считыватель видит согласованное представление содержимого базы данных. Если какое-то устройство С записывает данные в базу данных за несколько мгновений до того, как два других устройства, А и В, прочитают данные из базы данных, оба считывателя получат одну и ту же информацию. Другими словами, нет никакой задержки между записью базы данных и тем, что оба считывателя, А и В, могут прочитать только что записанную информацию. Доступность: каждый считыватель имеет доступ к базе данных при необходимости (почти в реальном времени). Ответ на чтение может быть отложен, но каждое чтение будет получать ответ. Другими словами, каждый считыватель всегда имеет доступ к базе данных. Не существует времени, в течение которого считыватель получил бы ответ «сейчас вы не можете запросить эту базу данных». Устойчивость к разделению: возможность копирования или разделения базы данных на несколько устройств. Проще изучить теорему CAP в небольшой сети. Для этого используется рисунок 11. Предположим, что A содержит единственную копию базы данных, к которой должны иметь доступ как C, так и D. Предположим, что C записывает некоторую информацию в базу данных, а затем сразу же после, C и D считывают одну и ту же информацию. Единственная обработка, которая должна быть, чтобы убедиться, что C и D получают одну и ту же информацию, - это A. Теперь реплицируйте базу данных, чтобы была копия на E и еще одна копия на F. Теперь предположим, что K записывает в реплику на E, а L читает из реплики на F. Что же будет? F может вернуть текущее значение, даже если это не то же самое значение, что только что записал К. Это означает, что база данных возвращает непоследовательный ответ, поэтому согласованность была принесена в жертву разделению базы данных. Если две базы данных синхронизированы, ответ, конечно, в конечном итоге одинаковым, но потребуется некоторое время, чтобы упаковать изменение (упорядочить данные), передать его в F и интегрировать изменение в локальную копию F. F может заблокировать базу данных или определенную часть базы данных, пока выполняется синхронизация. В этом случае, когда L читает данные, он может получить ответ, что запись заблокирована. В этом случае доступность теряется, но сохраняется согласованность и разбиение базы данных. Если две базы данных объединены, то согласованность и доступность могут быть сохранены за счет разделения. Невозможно решить эту проблему, чтобы все три качества были сохранены, из-за времени, необходимого для синхронизации информации между двумя копиями базы данных. Та же проблема актуальна и для сегментированной базы данных. Как это применимо к плоскости управления? В распределенной плоскости управления база данных, из которой плоскость управления черпает информацию для расчета путей без петель, разделена по всей сети. Кроме того, база данных доступна для чтения локально в любое время для расчета путей без петель. Учитывая разделение и доступность, необходимые для распределенной базы данных, используемой в плоскости управления, следует ожидать, что непротиворечивость пострадает - и это действительно так, что приводит к микропетлям во время конвергенции. Централизованная плоскость управления не «решает» эту проблему. Централизованная плоскость управления, работающая на одном устройстве, всегда будет согласованной, но не всегда будет доступной, а отсутствие разделения будет представлять проблему для устойчивости сети.
img
Перед началом, советуем почитать материал про плоскость управления. Топология - это набор связей (или ребер) и узлов, которые описывают всю сеть. Обычно топология описывается и рисуется как граф, но она также может быть представлена в структуре данных, предназначенной для использования машинами, или в дереве, которое обычно предназначено для использования людьми. Топологическую информацию можно обобщить, просто сделав так, чтобы пункты назначения, которые физически (или виртуально) соединены на расстоянии нескольких прыжков, казались непосредственно присоединенными к локальному узлу, а затем удалив информацию о связях и узлах в любой маршрутной информации, переносимой в плоскости управления, с точки суммирования. Рисунок 4 иллюстрирует эту концепцию. Изучение топологии Казалось бы, достаточно просто узнать о топологии сети: изучить подключенные каналы передачи данных. Однако то, что кажется простым в сетях, часто оказывается сложным. Изучение локального интерфейса может рассказать вам о канале, но не о других сетевых устройствах, подключенных к этому каналу. Кроме того, даже если вы можете обнаружить другое сетевое устройство, работающее с той же плоскостью управления по определенному каналу, это не означает, что другое устройство может вас обнаружить. Таким образом, необходимо изучить несколько вопросов. Обнаружение других сетевых устройств Если маршрутизаторы A, B и C подключены к одному каналу, как показано на рисунке 5, какие механизмы они могут использовать для обнаружения друг друга, а также для обмена информацией о своих возможностях? Первое, что следует отметить в отношении сети, показанной в левой части рисунка 5, - это то, что интерфейсы не соответствуют соседям. Фактические отношения соседей показаны в правой части рисунка 5. У каждого маршрутизатора в этой сети есть два соседа, но только один интерфейс. Это показывает, что плоскость управления не может использовать информацию об интерфейсе для обнаружения соседей. Должен быть какой-то другой механизм, который плоскость управления может использовать для поиска соседей. Ручная настройка - одно из широко распространенных решений этой проблемы. В частности, в плоскостях управления, предназначенных для перекрытия другой плоскости управления, или плоскостях управления, предназначенных для построения отношений соседства через несколько маршрутизируемых переходов по сети, ручная настройка часто является самым простым доступным механизмом. С точки зрения сложности, ручная настройка очень мало добавляет к самому протоколу. Например, нет необходимости в какой-либо форме многоадресного объявления соседей. С другой стороны, ручная настройка соседей требует настройки информации о соседях, что увеличивает сложность с точки зрения конфигурации. В сети, показанной на рисунке 5, маршрутизатор A должен иметь отношения соседства, настроенные с помощью B и C, маршрутизатор B должен иметь отношения соседства, настроенные с помощью A и C, а маршрутизатор C должен иметь отношения соседства, настроенные с помощью A и B. Даже если настройка соседей автоматизирована, ручная настройка углубляет и расширяет поверхности взаимодействия между плоскостями управления и контроля. Определение соседей из маршрутных объявлений - это решение, которое когда-то было широко распространено, но стало менее распространенным. В этой схеме каждое устройство периодически объявляет информацию о доступности и / или топологии. Когда маршрутизатор впервые получает информацию о маршрутизации от другого устройства, он добавляет удаленное устройство в локальную таблицу соседей. Пока соседнее устройство продолжает отправлять информацию о маршрутизации на регулярной основе, отношения между соседями будут считаться активными или активными. При выводе соседей из объявлений о маршрутизации важно иметь возможность определить, когда сосед вышел из строя (чтобы информация о достижимости и топологии, полученная от соседа, могла быть удалена из любых локальных таблиц). Наиболее распространенный способ решения этой проблемы - использование пары таймеров: таймера задержки или отключения и таймера обновления или объявления. Пока сосед отправляет обновление или объявление в пределах таймера отключения или задержки, он считается включенным или активным. Если весь "мертвый" период проходит без получения каких-либо обновлений, сосед считается "мертвым", и предпринимаются некоторые действия, чтобы либо проверить информацию о топологии и доступности, полученную от соседа, либо он просто удаляется из таблицы. Нормальная взаимосвязь между таймером отключения и таймером обновления составляет 3× - таймер отключения установлен на трехкратное значение таймера обновления. Следовательно, если сосед не отправляет три подряд обновления или объявления, таймер бездействия активируется и начинает обработку неработающего соседа. Явные приветствия являются наиболее распространенным механизмом обнаружения соседей. Пакеты приветствия передаются на основе таймера приветствия, и сосед считается "мертвым", если приветствие не получено в течение интервала таймера ожидания или объявления. Это похоже на таймеры dead и update, используемые для вывода соседей из объявлений маршрутизации. Приветствия обычно содержат информацию о соседней системе, такую как поддерживаемые возможности, идентификаторы уровня устройства и т. д. Централизованная регистрация - это еще один механизм, который иногда используется для обнаружения и распространения информации о соседних устройствах. Каждое устройство, подключенное к сети, будет отправлять информацию о себе в какую-либо службу и, в свою очередь, узнавать о других устройствах, подключенных к сети, из этой централизованной службы. Конечно, эту централизованную службу нужно каким-то образом обнаружить, что обычно осуществляется с помощью одного из других упомянутых механизмов. Обнаружение двусторонней связи В плоскостях управления с более сложными процессами формирования смежности - особенно протоколами, которые полагаются на приветствия для формирования отношений соседства - важно определить, могут ли два маршрутизатора видеть друг друга (осуществлять двустороннюю связь), прежде чем формировать отношения. Обеспечение двусторонней связи не только предотвращает проникновение однонаправленных каналов в таблицу пересылки, но также предотвращает постоянный цикл формирования соседей - обнаружение нового соседа, построение правильных локальных таблиц, объявление о доступности новому соседу, тайм-аут ожидания hello или другую информацию, удаление соседа или поиск нового соседа. Существует три основных варианта управления двусторонним подключением между сетевыми устройствами. Не утруждайте себя проверкой двусторонней связи. Некоторые протоколы не пытаются определить, существует ли двусторонняя связь между сетевыми устройствами в плоскости управления, а скорее предполагают, что сосед, от которого принимаются пакеты, также должен быть доступен. Перенос списка доступных соседей, услышанных на линии связи. Для протоколов, которые используют приветствия для обнаружения соседей и поддержания работоспособности, перенос списка доступных соседей по одному и тому же каналу является распространенным методом обеспечения двусторонней связи. Рисунок 6 иллюстрирует это. На рисунке 6 предположим, что маршрутизатор A включен раньше B. В этом случае: A отправит приветствия с пустым списком соседей, поскольку он не получил приветствия от любого другого сетевого устройства по каналу. Когда B включен, он получит приветствие A и, следовательно, включит A в список соседей, которые он слышал в своих hello пакетах. Когда A получает приветствие B, он, в свою очередь, включает B в свой список "услышанных" соседей в своих пакетах приветствия. Когда и A, и B сообщают друг о друге в своих списках соседей, которые "слышно от", оба маршрутизатора могут быть уверены, что двустороннее соединение установлено. Этот процесс часто называют трехсторонним рукопожатием, состоящим из трех шагов: A должен послать привет B, чтобы B мог включить A в свой список соседей. B должен получить приветствие A и включить A в свой список соседей. A должен получить приветствие B с самим собой (A) в списке соседей B. Положитесь на базовый транспортный протокол. Наконец, плоскости управления могут полагаться на базовый транспортный механизм для обеспечения двусторонней связи. Это необычное решение, но есть некоторые широко распространенные решения. Например, протокол Border Gateway Protocol (BGP), опирается на протокол управления передачей (TCP), чтобы обеспечить двустороннюю связь между спикерами BGP. Определение максимального размера передаваемого блока (MTU) Для плоскости управления часто бывает полезно выйти за рамки простой проверки двусторонней связи. Многие плоскости управления также проверяют, чтобы максимальный размер передаваемого блока (MTU) на обоих интерфейсах канала был настроен с одинаковым значением MTU. На рисунке 7 показана проблема, решаемая с помощью проверки MTU на уровне канала в плоскости управления. В ситуации, когда MTU не совпадает между двумя интерфейсами на одном канале, возможно, что соседние отношения сформируются, но маршрутизация и другая информация не будут передаваться между сетевыми устройствами. Хотя многие протоколы имеют некоторый механизм для предотвращения использования информации о результирующих однонаправленных каналах при вычислении путей без петель в сети, все же полезно обнаруживать эту ситуацию, чтобы о ней можно было явным образом сообщить и исправить. Протоколы плоскости управления обычно используют несколько методов, чтобы либо явно обнаружить это условие, либо, по крайней мере, предотвратить начальные этапы формирования соседей. Протокол плоскости управления может включать локально настроенный MTU в поле в пакетах приветствия. Вместо того чтобы просто проверять наличие соседа во время трехстороннего рукопожатия, каждый маршрутизатор может также проверить, чтобы убедиться, что MTU на обоих концах линии связи совпадает, прежде чем добавлять новое обнаруженное сетевое устройство в качестве соседа. Другой вариант - добавить пакеты приветствия к MTU локального интерфейса. Если дополненный пакет приветствия максимального размера не получен каким-либо другим устройством в канале связи, начальные этапы отношений соседства не будут завершены. Трехстороннее рукопожатие не может быть выполнено, если оба устройства не получают пакеты приветствия друг друга. Наконец, протокол плоскости управления может полагаться на базовый транспорт для регулирования размеров пакетов, чтобы коммуникационные устройства могли их принимать. Этот механизм в основном используется в плоскостях управления, предназначенных для наложения какой-либо другой плоскости управления, особенно в случае междоменной маршрутизации и виртуализации сети. Плоскости управления наложением часто полагаются на обнаружение MTU пути (Path MTU) для обеспечения точного MTU между двумя устройствами, подключенными через несколько переходов. Сам размер MTU может оказать большое влияние на производительность плоскости управления с точки зрения ее скорости сходимости. Например, предположим, что протокол должен передавать информацию, описывающую 500 000 пунктов назначения по многопоточному каналу с задержкой 500 мс, и для описания каждого пункта назначения требуется 512 бит: Если MTU меньше 1000 бит, для плоскости управления потребуется 500 000 циклов туда и обратно для обмена всей базой данных доступных пунктов назначения, или около 500 000 × 500 мс, что составляет 250 000 секунд или около 70 часов. Если MTU составляет 1500 октетов или 12000 битов, плоскости управления потребуется около 21000 циклов туда и обратно для описания всей базы данных доступных пунктов назначения, или около 21000 × 500 мс, что составляет около 175 минут. Важность сжатия такой базы данных с использованием какого-либо оконного механизма для сокращения числа полных обходов, необходимых для обмена информацией о достижимости, и увеличения MTU вполне очевидна. Далее почитайте материал о том, как происходит обнаружение соседей в сетях.
img
Привет! Мы уже рассказывали про операционные системы для устройств Cisco – IOS, IOS-XE, CatOS. В этой статье мы рассмотрим NX-OS и IOS-XR, а также сравним их с традиционной IOS. На верхнем уровне их можно соотнести так: Cisco IOS: используется в borderless сетях (то есть это сети, которые позволяют кому угодно, где угодно и с любого устройства подключаться к корпоративной сети). Например, маршрутизатор ISR2 Cisco 3900 Series использует Cisco IOS; Cisco NX-OS: используется в коммутаторах Cisco Nexus, расположенных в центрах обработки данных. Например, коммутатор Cisco Nexus 7000 работает под управлением Cisco NX-OS; Cisco IOS-XR: используется на маршрутизаторах провайдеров связи. Например, маршрутизатор Cisco XR 12000 Series использует Cisco IOS-XR. Cisco IOS Хотя имя «IOS» появилось позже, операционная система относится к середине 1980-х годов. Cisco IOS была разработана с использованием языка программирования C и имела несколько ограничений, указывающих на то, когда она была разработана. Например, он не поддерживал симметричную многопроцессорную обработку. В результате одна инструкция должна была быть завершена до того, как начнется выполнение другой. Еще одним огромным архитектурным ограничением было использование общего пространства памяти, в результате которого один неправильный процесс мог нанести ущерб другим процессам маршрутизатора. У некоторых платформ марщрутизаторов были обходные пути. Например модульный маршрутизатор Cisco 7513 – он может быть оснащен модулем универсального интерфейса (VIP), который позволяет отдельным линейным картам запускать собственные экземпляры Cisco IOS. Это обеспечило некоторый уровень балансировки нагрузки и избыточности. Еще одна версия Cisco IOS - это IOS-XE, которая запускает Cisco IOS в Linux. В качестве примера можно найти Cisco IOS-XE, работающую на маршрутизаторе Cisco ASR 1000 Series. Благодаря набору функций Linux, Cisco IOS-XE добавляет поддержку симметричной многопроцессорности и отдельных пространств памяти. Однако, помимо своих Linux-подходов, Cisco IOS-XE в основном похожа на традиционную Cisco IOS. Cisco NX-OS Первоначально имевшая название SAN-OS (где акроним SAN обозначался как Storage Area Network), NX-OS предлагает некоторые обширные архитектурные улучшения по сравнению с традиционными Cisco IOS. Хотя первоначально это была 32-разрядная операционная система, с тех пор она превратилась в 64-разрядную ОС. В отличие от Cisco IOS, NX-OS не использует одно пространство памяти и поддерживает симметричную многопроцессорность. Она также имеет превентивную многозадачность, что позволяет высокоприоритетному процессу получить время процессора перед процессом с более низким приоритетом. NX-OS построена на ядре Linux, и поддерживает язык Python для создания сценариев на коммутаторах Cisco Nexus. Кроме того, она имеет несколько функций высокой доступности (high availability), и не загружает сразу все ее функции. Вместо этого можно указать, какие функции вы хотите активировать. Устранение ненужных функций освобождает память и процессор для тех функций, которые вам нужны. Однако когда дело доходит до конфигурации, существует много сходства между NX-OS и Cisco IOS. Cisco IOS-XR Первоначально разработанная для 64-разрядной работы, IOS-XR предлагает множество улучшений, обнаруженных в NX-OS (например, симметричная многопроцессорность, отдельные пространства памяти и активация только тех сервисов, которые необходимы). Однако, хотя NX-OS построена на ядре Linux, IOS-XR построен на микроядре QNX Neutrino Microkernel. Функция IOS-XR, которой нет в NX-OS, - это возможность иметь один экземпляр операционной системы, управляющей несколькими шасси. Кроме того, поскольку IOS-XR ориентирована на среды провайдеров, она предлагает поддержку таких интерфейсов, как DWDM и Packet over SONET. В то время как конфигурация IOS-XR имеет некоторое сходство с традиционной IOS, различия намного заметнее, чем различия в NX-OS. Например, когда вы закончили вводить команды конфигурации, вам необходимо зафиксировать свои изменения, чтобы они вступили в силу и до выхода из режима конфигурации. Примеры конфигурации Чтобы проиллюстрировать некоторые основные конфигурации этих трех операционных систем, рассмотрим следующие примеры. Эти команды были предоставлены маршрутизатору Cisco IOS, коммутатору NX-OS и экземплярам маршрутизатора IOS-XR, работающим в Cisco VIRL. В каждом из следующих примеров показана текущая версия маршрутизатора или коммутатора. Затем мы входим в глобальный режим конфигурации и изменяем имя хоста маршрутизатора или коммутатора, а затем создаем интерфейс Loopback 0, назначая IP-адрес этому интерфейсу, выходя из режима привилегий и выдавая команду show ip interface brief. При назначении IP-адресов интерфейсам Loopback на устройствах следует заметить, что Cisco IOS требует, чтобы маска подсети была введена в десятичной системе с точками, в то время как NX-OS и IOS-XR поддерживают ввод маски подсети с использованием слеша. Также нужно обратить внимание, что перед выходом из режима конфигурации необходимо выполнить команду commit на IOS-XR. Кроме того, только когда мы применяем эту команду, применяется наша обновленная конфигурация имени хоста. IOS: Router>show version Cisco IOS Software, C2900 Software (C2900-UNIVERSALK9-M), Version 15.1(4)M4, RELEASE SOFTWARE (fc2) Technical Support: http://www.cisco.com/techsupport Copyright (c) 1986-2012 by Cisco Systems, Inc. Compiled Thurs 5-Jan-12 15:41 by pt_team ROM: System Bootstrap, Version 15.1(4)M4, RELEASE SOFTWARE (fc1) cisco2911 uptime is 40 seconds System returned to ROM by power-on System image file is "flash0:c2900-universalk9-mz.SPA.151-1.M4.bin" Last reload type: Normal Reload This product contains cryptographic features and is subject to United States and local country laws governing import, export, transfer and use. Delivery of Cisco cryptographic products does not imply third-party authority to import, export, distribute or use encryption. Importers, exporters, distributors and users are responsible for compliance with U.S. and local country laws. By using this product you agree to comply with applicable laws and regulations. If you are unable to comply with U.S. and local laws, return this product immediately. A summary of U.S. laws governing Cisco cryptographic products may be found at: http://www.cisco.com/wwl/export/crypto/tool/stqrg.html If you require further assistance please contact us by sending email to export@cisco.com. Cisco CISCO2911/K9 (revision 1.0) with 491520K/32768K bytes of memory. Processor board ID FTX152400KS 3 Gigabit Ethernet interfaces DRAM configuration is 64 bits wide with parity disabled. 255K bytes of non-volatile configuration memory. 249856K bytes of ATA System CompactFlash 0 (Read/Write) License Info: License UDI: ------------------------------------------------- Device# PID SN ------------------------------------------------- *0 CISCO2911/K9 FTX15246R1P Technology Package License Information for Module:'c2900' ---------------------------------------------------------------- Technology Technology-package Technology-package Current Type Next reboot ----------------------------------------------------------------- ipbase ipbasek9 Permanent ipbasek9 security None None None uc None None None data None None None Configuration register is 0x2102 Router>en Router#conf t Enter configuration commands, one per line. End with CNTL/Z. Router(config)#hostname IOS-ROUTER IOS-ROUTER(config)#interface loopback0 IOS-ROUTER(config-if)# %LINK-5-CHANGED: Interface Loopback0, changed state to up %LINEPROTO-5-UPDOWN: Line protocol on Interface Loopback0, changed state to up IOS-ROUTER(config-if)#ip address 10.1.1.1 255.255.255.255 IOS-ROUTER(config-if)#end IOS-ROUTER# %SYS-5-CONFIG_I: Configured from console by console IOS-ROUTER#show ip int brief Interface IP-Address OK? Method Status Protocol GigabitEthernet0/0 unassigned YES unset administratively down down GigabitEthernet0/1 unassigned YES unset administratively down down GigabitEthernet0/2 unassigned YES unset administratively down down Loopback0 10.1.1.1 YES manual up up Vlan1 unassigned YES unset administratively down down IOS-ROUTER# NX-OS: switch#show version Cisco Nexus Operating System (NX-OS) Software TAC support: http://www.cisco.com/tac Copyright (c) 2002-2010, Cisco Systems, Inc. All rights reserved. The copyrights to certain works contained herein are owned by other third parties and are used and distributed under license. Some parts of this software are covered under the GNU Public License. A copy of the license is available at http://www.gnu.org/licenses/gpl.html. Software BIOS: version 1.3.0 loader: version N/A kickstart: version 5.0(2)N2(1) [build 5.0(2)N2(1)] system: version 5.0(2)N2(1) [build 5.0(2)N2(1)] power-seq: version v1.2 BIOS compile time: 09/08/09 kickstart image file is: bootflash:/sanity-kickstart kickstart compile time: 12/6/2010 7:00:00 [12/06/2010 07:35:14] system image file is: bootflash:/sanity-system system compile time: 12/6/2010 7:00:00 [12/06/2010 08:56:45] Hardware cisco Nexus5010 Chassis ("20x10GE/Supervisor") Intel(R) Celeron(R) M CPU with 2073416 kB of memory. Processor Board ID JAF1228BTAS Device name: BEND-2 bootflash: 1003520 kB Kernel uptime is 0 day(s), 3 hour(s), 30 minute(s), 45 second(s) Last reset Reason: Unknown System version: Service: plugin Core Plugin, Ethernet Plugin, Fc Plugin switch# conf t Enter configuration commands, one per line. End with CNTL/Z. switch(config)# hostname NEXUS-SWITCH NEXUS-SWITCH(config)#interface loopback0 NEXUS-SWITCH(config-if)# ip address 10.2.2.2/32 NEXUS-SWITCH(config-if)#end NEXUS-SWITCH# show ip int brief IP Interface Status for VRF “default” (1) Interface IP Address Interface Status Lo0 10.2.2.2 protocol-up/link-ip/admin-up NEXUS-SWITCH# IOS-XR: RP/0/RP/CPU0:router# show version Mon May 31 02:14:12.722 DST Cisco IOS XR Software, Version 4.1.0[Default] Copyright (c) 2010 by Cisco Systems, Inc. ROM: System Bootstrap, Version 2.100(20100129:213223) [CRS-1 ROMMON], router uptime is 1 week, 6 days, 4 hours, 22 minutes System image file is "bootflash:disk0/hfr-os-mbi-4.1.0/mbihfr-rp.vm" cisco CRS-8/S (7457) processor with 4194304K bytes of memory. 7457 processor at 1197Mhz, Revision 1.2 2 Management Ethernet 8 GigabitEthernet 12 SONET/SDH 12 Packet over SONET/SDH 1 WANPHY controller(s) 1 TenGigE 1019k bytes of non-volatile configuration memory. 38079M bytes of hard disk. 3607592k bytes of disk0: (Sector size 512 bytes). 3607592k bytes of disk1: (Sector size 512 bytes). RP/0/RP/CPU0:router#conf t RP/0/RP/CPU0: router(config)#hostname IOS-XR-ROUTER RP/0/RP/CPU0: router(config)#interface loopback0 RP/0/RP/CPU0: router(config-if)#ip address 10.3.3.3/32 RP/0/RP/CPU0: router(config-if)#commit RP/0/RP/CPU0: IOS-XR-ROUTER (config-if)#end RP/0/RP/CPU0: IOS-XR-ROUTER (config)#show ip int brirf Interface IP-Address Status Protocol Vrf-Name Loopback0 10.3.3.3 Up Up default MgmtEth0/0/CPU0/0 unassigned Shutdown Down default GigabitEthernet0/0/0/0 unassigned Shutdown Down default RP/0/RP/CPU0: IOS-XR-ROUTER#
ВЕСЕННИЕ СКИДКИ
40%
50%
60%
До конца акции: 30 дней 24 : 59 : 59