По вашему запросу ничего не найдено :(
Убедитесь, что запрос написан правильно, или посмотрите другие
наши статьи:
Графический интерфейс Cisco Unified Communications Manager (CUCM) имеет раздел Disaster Recovery System (DRS), который предназначен для проведения резервного копирования (backup) и восстановления системы (restore). Но бывают ситуации, когда GUI недоступен, например, из-за проблем с сетью. В этом случае, провести процедуры бэкапирования и восстановления можно через консоль CLI и сейчас мы расскажем как это сделать.
Процедура бэкапа
Перед началом процедуры, у вас должен быть настрое SFTP сервер, куда вы будете заливать бэкап с CUCM.
Для начала нужно добавить сервер, куда мы будем загружать бэкап. Для этого вводим команду:
utils disaster_recovery device add network [number of backups]
Где:
backup device name - Имя устройства, куда будем заливать бэкап;
path - Путь, куда будем заливать бэкап на данном устройстве;
ip-address of remote server - IP адрес удалённого устройства;
username - Имя пользователя;
number of backups - Количество резервных копий
После ввода данной команды, вас попросят ввести пароль пользователя, из под которым вы хотите осуществить бэкап (в нашем случае - ccmadmin)
admin: utils disaster_recovery device add network merionbckp ./ 10.20.30.123 ccmadmin
Please enter password to connect to network server 10.20.30.123:****
drfCliMsg: Backup Device has been saved successfully.
Проверим, что устройство для бэкапа успешно добавилось, для этого введём команду:
utils disaster_recovery device list
В выводе мы должны увидеть устройство, добавленное ранее:
admin:utils disaster_recovery device list
Device Name Device Type Device Path
--------------------------------------------------------------
merionbckp NETWORK ./
Волшебно! Теперь мы можем осуществить бэкап. Для этого пишем в консоли:
utils disaster_recovery backup network
Где:
backup device name - Имя устройства, куда будем заливать бэкап;
featurelist - Список функционала, который нужно забэкапить;
Для того, чтобы посмотреть какой функционал доступен для бэкапирования наберите команду: utils disaster_recovery show_registration , где servername - имя сервера, на котором осуществляется бэкап.
admin:utils disaster_recovery backup network UCM,CDR_CAR,PLM merionbckp
drfCliMsg: Backup initiated successfully. Please run 'utils disaster_recovery status backup' command to see the status
Всё, бэкап запущен! Чтобы проверить статус, нам предлагают ввести: utils disaster_recovery status backup
admin:utils disaster_recovery status backup
Status: SUCCESS :Backup Completed...
Tar Filename: 2019-02-16-04-21-37.tar
Storage Location: NETWORK
Operation: backup
Percentage Complete: 100
PLM CCM01 ELM-AGENT SUCCESS Sat Feb 16 04:17:25 CEST 2019 activelog/platform/drf/log/2019-02-16-04-21-37_b_ ccm01_plm_elm-agent.log
PLM CCM01 ELM-SERVER SUCCESS Sat Feb 16 04:17:26 CEST 2019 activelog/platform/drf/log/2019-02-16-04-21-37_b_ ccm01_plm_elm-server.log
CDR_CAR CCM01 CAR SUCCESS Sat Feb 16 04:17:27 CEST 2019 activelog/platform/drf/log/2019-02-16-04-21-37_b_ ccm01_cdr_car_car.log
UCM CCM01 BAT SUCCESS Sat Feb 16 04:19:23 CEST 2019 activelog/platform/drf/log/2019-02-16-04-21-37_b_ ccm01_ucm_bat.log
UCM CCM01 CCMPREFS SUCCESS Sat Feb 16 04:19:25 CEST 2019 activelog/platform/drf/log/2019-02-16-04-21-37_b_ ccm01_ucm_ccmprefs.log
UCM CCM01 PLATFORM SUCCESS Sat Feb 16 04:19:30 CEST 2019 activelog/platform/drf/log/2019-02-16-04-21-37_b_ ccm01_ucm_platform.log
UCM CCM01 TCT SUCCESS Sat Feb 16 04:19:34 CEST 2019 activelog/platform/drf/log/2019-02-16-04-21-37_b_ ccm01_ucm_tct.log
UCM CCM01 SYSLOGAGT SUCCESS Sat Feb 16 04:19:35 CEST 2019 activelog/platform/drf/log/2019-02-16-04-21-37_b_ ccm01_ucm_syslogagt.log
UCM CCM01 CDPAGT SUCCESS Sat Feb 16 04:19:36 CEST 2019 activelog/platform/drf/log/2019-02-16-04-21-37_b_CCM01_ucm_cdpagt.log
UCM CCM01 CLM SUCCESS Sat Feb 16 04:19:37 CEST 2019 activelog/platform/drf/log/2019-02-16-04-21-37_b_ ccm01_ucm_clm.log
UCM CCM01 CCMDB SUCCESS Sat Feb 16 04:19:37 CEST 2019 activelog/platform/drf/log/2019-02-16-04-21-37_b_ ccm01_ucm_ccmdb.log
UCM CCM01 TFTP SUCCESS Sat Feb 16 04:21:37 CEST 2019 activelog/platform/drf/log/2019-02-16-04-21-37_b_ ccm01_ucm_tftp.log
UCM CCM01 ANN SUCCESS Sat Feb 16 04:21:33 CEST 2019 activelog/platform/drf/log/2019-02-16-04-21-37_b_ ccm01_ucm_ann.log
UCM CCM01 MOH SUCCESS Sat Feb 16 04:21:34 CEST 2019 activelog/platform/drf/log/2019-02-16-04-21-37_b_ccm01_ucm_moh.log
Всё, бэкап готов!
Процедура восстановления
Чтобы восстановить конфигурацию CUCM из бэкапа, нужно сначала посмотреть – что доступно для восстановления на удалённом сервере? Проверить это можно командой:
admin:utils disaster_recovery show_backupfiles merionbckp
2019-02-16-04-21-37
2018-12-25-21-52-19
Выбираем нужный нам бэкап и вводим следующую команду:
admin:utils disaster_recovery restore network 10.20.30.123 2019-02-16-04-21-37 merionbckp
drfCliMsg: WARNING! There are nodes in current production cluster but NOT present in the backup. These nodes will be removed if you restore the Publisher. If you want to keep these nodes, you will need to manually re-add them after the restore.
Do you want DRS to perform a SHA-1 File Integrity Check of your backup archives y/n ?(n) : y
Please enter the comma seperated features you wish to restore. Valid features for server CCM01 are PLM,CDR_CAR,UCM:PLM,CDR_CAR,UCM
Do you want to restore database from the subscriber y/n ?(n) : n
drfCliMsg: Restore initiated successfully. Please run 'utils disaster_recovery status restore' command to see the status
ALERT: Please restart the server(s) before performing the next restore for changes to take effect. In case of a cluster, restart the entire cluster.
Теперь проверяем статус восстановления:
admin:utils disaster_recovery status restore
Status: SUCCESS :Restore Completed...
Tar Filename: 2019-02-16-04-21-37.tar
Storage Location: NETWORK
Operation: restore
Percentage Complete: 100
CDR_CAR CCM01 CAR SUCCESS Sun Feb 17 11:20:15 CEST 2019 activelog/platform/drf/log/2019-02-16-04-21-37_r_ccm01_cdr_car_car.log
PLM CCM01 ELM-AGENT SUCCESS Sun Feb 17 11:24:34 CEST 2019 activelog/platform/drf/log/2019-02-16-04-21-37_r_ccm01_plm_elm-agent.log
PLM CCM01 ELM-SERVER SUCCESS Sun Feb 17 11:24:34 CEST 2019 activelog/platform/drf/log/2019-02-16-04-21-37_r_ccm01_plm_elm-server.log
UCM CCM01 BAT SUCCESS Sun Feb 17 11:25:06 CEST 2019 activelog/platform/drf/log/2019-02-16-04-21-37_r_ccm01_ucm_bat.log
UCM CCM01 CCMPREFS SUCCESS Sun Feb 17 11:37:06 CEST 2019 activelog/platform/drf/log/2019-08-18-15-20-01_r_ccm01_ucm_ccmprefs.log
UCM CCM01 PLATFORM SUCCESS Sun Feb 17 11:37:13 CEST 2019 activelog/platform/drf/log/2019-08-18-15-20-01_r_ccm01_ucm_platform.log
UCM CCM01 TCT SUCCESS Sun Feb 17 12:11:10 CEST 2019 activelog/platform/drf/log/2019-08-18-15-20-01_r_ccm01_ucm_tct.log
UCM CCM01 SYSLOGAGT SUCCESS Sun Feb 17 12:14:19 CEST 2019 activelog/platform/drf/log/2019-02-16-04-21-37_r_ccm01_ucm_syslogagt.log
UCM CCM01 CDPAGT SUCCESS Sun Feb 17 12:14:39 CEST 2019 activelog/platform/drf/log/2019-02-16-04-21-37_r_ccm01_ucm_cdpagt.log
UCM CCM01 CLM SUCCESS Sun Feb 17 12:17:03 CEST 2019 activelog/platform/drf/log/2019-02-16-04-21-37_r_ccm01_ucm_clm.log
UCM CCM01 CCMDB SUCCESS Sun Feb 17 12:17:05 CEST 2019 activelog/platform/drf/log/2019-02-16-04-21-37_r_ccm01_ucm_ccmdb.log
UCM CCM01 TFTP SUCCESS Sun Feb 17 12:25:12 CEST 2019 activelog/platform/drf/log/2019-02-16-04-21-37_r_ccm01_ucm_tftp.log
UCM CCM01 ANN SUCCESS Sun Feb 17 12:26:38 CEST 2019 activelog/platform/drf/log/2019-02-16-04-21-37_r_ccm01_ucm_ann.log
UCM CCM01 MOH SUCCESS Sun Feb 17 12:26:39 CEST 2019 activelog/platform/drf/log/2019-02-16-04-21-37_r_ccm01_ucm_moh.log
Всем привет! В этой статье мы расскажем, что такое Call Park в Cisco Unified Communications Manager (CUCM) , и как его настроить. Функция Call Park позволяет абоненту временно удержать вызов, поместив его в так называемый Call Park слот, чтобы потом другой абонент в системе CUCM смог его забрать (извлечь из слота). Например, вам звонит клиент и спрашивает о продукте, которым занимается другой отдел. В этом случае вы можете запарковать вызов, связаться с коллегой из другого отдела и сказать, чтобы он перехватил вызов, набрав Call Park номер. На каждый Call Park номер можно запарковать один звонок. Есть другой тип этой функции, который называется Directed Call Park, где для перехвата вызова необходимо ввести префикс код.
Настройка Call Park
В Call Manager Administration переходим во вкладку Call Routing → Call Park и для создания нажимаем Add New. В строке Call Park Number/Range нужно указать номе или диапазон номеров, которые будут использоваться для парковки. Если указываем диапазон номеров, то можно использовать wildcard символы, которые используются в Route Pattern (например, если нам нужно значение номера с 8880 по 8889, то указываем 888X). Затем в строке Cisco Unified Communications Manager из выпадающего меню выбираем желаемый сервер. Если Call Park настраивается на нескольких серверах, то необходимо убедиться что диапазоны номеров не пересекаются между серверами. После настройки нажимаем кнопку Save.
Для настройки Directed Call Park нужно произвести похожие действия.
Переходим во вкладку Call Routing → Directed Call Park и нажимаем Add New. В новом окне в поле Number указываем номер или диапазон номеров для парковки. Затем в строке Retrieval Prefix указываем код, который необходимо набрать, для того чтобы перехватить удерживаемый звонок. Также в поле Reversion Number можно указать номер, на который будет переадресовываться вызов, если никто его не перехватит до того как истечет таймер Call Park Reversion (по умолчанию 60 секунд). Для сохранения настроек нажимаем Save.
Теперь Call Park настроен и кнопку парковки можно вывести на экран, добавив ее в Button Template или Softkey Template.
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.