По вашему запросу ничего не найдено :(
Убедитесь, что запрос написан правильно, или посмотрите другие
наши статьи:
Виртуальные сети - это, в простейшем виде, создание логических топологий, построенных на основе физической топологии. Эти логические топологии часто называют виртуальными топологиями - отсюда и концепция виртуализации сети. Эти топологии могут состоять из одного виртуального канала в более крупной сети, называемого туннелем, или набора виртуальных каналов, которые кажутся полной сетью поверх физической сети, называемой наложением.
Этот раздел лекций начнется с обсуждения того, почему создаются и используются виртуальные топологии, проиллюстрированные двумя примерами использования. Во втором разделе этих лекций будут рассмотрены проблемы, которые должно решить любое решение виртуализации, а в третьем разделе будут рассмотрены сложности при виртуализации сети. Далее будут рассмотрены два примера технологий виртуализации: сегментная маршрутизация (segment routing-SR) и программно - определяемые глобальные сети (Software-Defined Wide Area Networks- SD-WAN).
Понимание виртуальных сетей
Виртуализация усложняет проектирование протоколов, сетей и устранение неполадок, так зачем же виртуализировать? Причины, как правило, сводятся к разделению нескольких потоков трафика в одной физической сети. Это может показаться подозрительно похожим на другую форму мультиплексирования, потому что это еще одна форма мультиплексирования. Основные различия между рассмотренными до сих пор формами мультиплексирования и виртуализацией заключаются в следующем:
Позволяет нескольким плоскостям управления работать с различными наборами информации о достижимости в рамках одной физической топологии;
Позволяет нескольким наборам достижимых пунктов назначения работать в одной физической топологии без взаимодействия друг с другом;
Рассмотренные до этого момента методы мультиплексирования были сосредоточены на том, чтобы позволить нескольким устройствам использовать одну физическую сеть (или набор проводов), позволяя каждому устройству взаимодействовать с любым другим устройством (при условии, что они знают друг о друге с точки зрения достижимости). Виртуализация направлена на разбиение одной физической сети на несколько доменов достижимости, где каждое устройство в домене достижимости может взаимодействовать с любым другим устройством в том же домене достижимости, но устройства не могут связываться между доменами достижимости (если нет какой-либо точки соединения между достижимостью домены).
На рисунке 1 показана сеть с виртуальной топологией, расположенной поверх физической топологии.
На рисунке 1 виртуальная топология была создана поверх физической сети, с виртуальным каналом [C,H], созданным для передачи трафика по сети. Чтобы создать виртуальную топологию, C и H должны иметь некоторую локальную информацию пересылки, отделяющую физическую топологию от виртуальной топологии, которая обычно проходит либо через E, либо через D. Это обычно принимает форму либо специального набора записей виртуального интерфейса в локальной таблице маршрутизации, либо таблицы виртуальной маршрутизации и пересылки (VRF), содержащей только информацию о виртуальной топологии.
Рассмотрение потока пакетов через виртуальную топологию может быть полезно для понимания этих концепций. Как бы выглядел поток пакетов, если бы C и H имели виртуальные интерфейсы? Рисунок 2 демонстрирует это.
На рисунке 2 процесс пересылки выполняется следующим образом:
A передает пакет к M.
C получает этот пакет и, исследуя свою локальную таблицу маршрутизации, находит, что кратчайший путь к месту назначения лежит через виртуальный интерфейс к H. Этот виртуальный интерфейс обычно называется туннельным интерфейсом; он выглядит с точки зрения таблицы маршрутизации, как и любой другой интерфейс маршрутизатора.
Виртуальный интерфейс, через который необходимо передать пакет, имеет инструкции перезаписи, которые включают добавление нового заголовка, заголовка туннеля или внешнего заголовка в пакет и пересылку полученного пакета. Исходный заголовок пакета теперь называется внутренним заголовком. C добавляет внешний заголовок и обрабатывает новый пакет для пересылки.
Теперь C исследует новый пункт назначения, которым является H (помните, что исходным пунктом назначения был M). H не подключен напрямую, поэтому C необходимо выяснить, как достичь H. Это называется рекурсивным поиском, поскольку C ищет путь к промежуточному месту назначения, чтобы доставить пакет к конечному месту назначения, но не к нему.
Теперь C поместит правильную информацию в пакет в заголовок link local, чтобы перенаправить трафик на E.
Когда E получает этот пакет, он удаляет внешнюю информацию о переадресации, Заголовок link local и пересылает трафик на основе первого заголовка C, помещенного в пакет, во время первоначального поиска. Этот внешний заголовок говорит E переслать пакет в H; E не видит и не включает исходный внутренний заголовок, помещенный на пакет A.
E добавит новый Заголовок link local, чтобы пакет был правильно переадресован в H, и передаст пакет по правильному интерфейсу.
Когда H получает пакет, он удаляет Заголовок link local и обнаруживает внешний заголовок. Внешний заголовок говорит, что пакет предназначен для самого H, поэтому он очистит этот заголовок и обнаружит исходный заголовок пакета или внутренний заголовок.
Теперь H посмотрит в своей локальной таблице маршрутизации и обнаружит, что M локально подключен. H поместит правильный Заголовок link local в пакет и передаст его через правильный интерфейс, чтобы пакет достиг M.
Если C и H используют VRF, а не туннельные интерфейсы, процесс в предыдущем списке изменяется на шагах 2 и 8. На шаге 2 C будет искать M как пункт назначения в VRF, связанном каналом [A, C]. Когда C обнаруживает, что трафик к M должен пересылаться через виртуальную топологию через H, он помещает внешний заголовок в пакет и снова обрабатывает пакет на основе этого внешнего заголовка через базовый VRF или, скорее, таблицу маршрутизации, представляющую физическую топологию. Когда H получает пакет, он удаляет внешний заголовок и снова обрабатывает пакет, используя VRF, к которому подключен M, для поиска информации, необходимой для пересылки трафика в его конечный пункт назначения. В этом случае интерфейс туннеля заменяется отдельной таблицей пересылки; вместо того, чтобы обрабатывать пакет через одну и ту же таблицу дважды с использованием двух разных адресатов, пакет обрабатывается через две разные таблицы пересылки.
Термин туннель имеет много различных определений; в этих статьях туннель будет использоваться для описания виртуального канала, где внешний заголовок используется для инкапсуляции внутреннего заголовка, и:
Внутренний заголовок находится на том же уровне или более низком уровне, чем внешний заголовок (например, заголовок Ethernet, переносимый внутри заголовка IPv6; обычно IPv6 переносится внутри Ethernet).
По крайней мере, некоторые сетевые устройства на пути, будь то виртуальные или физические, пересылают пакет только на основе внешнего заголовка.
Переход от виртуальных интерфейсов к VRFs концептуально отличается достаточно, чтобы породить различные описательные термины. Underlay -это физическая (или потенциально логическая!) топология, через которую туннелируется трафик. Overlay - это набор туннелей, составляющих виртуальную топологию. В большинстве случаев термины Underlay и Overlay не используются с отдельными туннелями или в случае службы, работающей через общедоступный Интернет. Сервис, который создает виртуальную топологию через общедоступный Интернет, часто называют сервисом over-the-top.
Опять же, эти термины используются в некоторой степени взаимозаменяемо и даже очень небрежно в более широком мире сетевой инженерии. На этом фоне пора перейти к вариантам использования, чтобы узнать о наборе проблем, которые необходимо решить виртуализацией.
Предоставление услуг Ethernet по IP-сети.
Хотя приложения не должны создаваться с использованием подключения Ethernet в качестве базового, многие из них это делают. Например:
Некоторые поставщики систем хранения данных и баз данных строят свои устройства с предположением, что подключение Ethernet означает короткое расстояние и короткую задержку, или они проектируют системы поверх проприетарных транспортных протоколов непосредственно поверх кадров Ethernet, а не поверх пакетов интернет-протокола (IP).
Некоторые продукты виртуализации включают в свои продукты предположения о возможности подключения, такие как надежность кеширования Ethernet для IP-адресов для шлюза по умолчанию и других доступных мест назначения.
Для таких приложений требуется то, что выглядит как соединение Ethernet между устройствами (физическими или виртуальными), на которых работают различные узлы или копии приложения. Помимо этого, некоторые сетевые операторы считают, что запуск большого плоского домена Ethernet проще, чем запуск крупномасштабного IP-домена, поэтому они предпочли бы создавать самые большие домены Ethernet, которые они могут ("коммутация, где можно, маршрутизация, где необходимо", была распространенная поговорка в те времена, когда коммутация выполнялось аппаратно, а маршрутизация выполнялась программно, поэтому коммутация пакетов выполнялась намного быстрее, чем их маршрутизация). Некоторые кампусы также построены с основной идеей - никогда не просить устройство коммутировать свой IP-адрес после подключения. Поскольку пользователи могут быть подключены к разным сегментам Ethernet в зависимости от их домена безопасности, каждый сегмент Ethernet должен быть доступен в каждой точке беспроводного доступа и часто на каждом порте Ethernet в кампусе.
Учитывая сеть, основанную на IP, которая предполагает Ethernet как один из многих транспортных средств, поверх которых будет работать IP, как вы можете обеспечить подключение Ethernet к устройствам, связанным по IP-сети? На рисунке 3 показаны задачи, которые необходимо решить.
На рисунке 3 процесс, работающий на A с IP-адресом 2001:db8:3e8:100::1, должен иметь возможность взаимодействовать со службой, работающей на B с IP-адресом 2001:db8:3e8:100::2, как если бы они находились в одном сегменте Ethernet (две службы должны видеть друг друга в обнаружении соседей и т. д.). Чтобы сделать проблему более сложной, служба на A также должна иметь возможность перемещаться в K без изменения своего локального кэша обнаружения соседей или маршрутизатора по умолчанию. Сама сеть, является маршрутизируемой сетью, работающей под управлением IPv6.
Что необходимо для выполнения требований?
Должен быть способ передачи кадров Ethernet по IP-сети, разделяющей серверы. Обычно это будет своего рода туннельная инкапсуляция, как описано в начале этого раздела. Туннелирование позволило бы принимать кадры Ethernet на C, например, инкапсулированные в какой-то внешний заголовок, чтобы их можно было транспортировать по маршрутизируемой сети. Когда пакет, содержащий кадр Ethernet, достигает D, этот внешний заголовок может быть удален, и кадр Ethernet пересылается локально. С точки зрения D, фрейм имеет локальное происхождение.
Должен быть способ узнать о пунктах назначения, доступных через туннель, и привлечь трафик в туннель. На самом деле это две отдельные, но взаимосвязанные проблемы. Привлечение трафика в туннель может включать запуск второй плоскости управления с ее собственными VRFs или добавление дополнительной информации в существующую плоскость управления об адресах Ethernet Media Access Control (MAC), доступных на каждом пограничном маршрутизаторе.
Может потребоваться перенести маркировку качества обслуживания (QoS) из внутреннего заголовка во внешний заголовок, чтобы трафик обрабатывался правильно при его пересылке.
Виртуальный частный доступ к корпоративной сети.
Почти в каждой организации есть какие-то удаленные сотрудники, либо на полную ставку, либо просто люди, которые перемещаются, и у большинства организаций есть какие-то удаленные офисы, где часть сотрудников работает вдали от главного офиса, чтобы напрямую взаимодействовать с местным организациями в некоторых отраслях, например, с покупателями или поставщиками. Все эти люди по-прежнему нуждаются в доступе к сетевым ресурсам, таким как электронная почта, системы путешествий, файлы и т. д. Эти службы, конечно, не могут быть доступны в общедоступном Интернете, поэтому необходимо предоставить какой-то другой механизм доступа. На рисунке 4 показаны типичное проблемное пространство.
В этом варианте использования есть две основные проблемы:
Как можно защитить трафик между отдельным хостом - B - и тремя хостами в небольшом офисе - C, D и E - от перехвата и чтения злоумышленником? Как можно защитить сами адреса назначения от попадания в публичную сеть? Эти проблемы связаны с некоторой защитой, которая, в свою очередь, подразумевает некоторую форму инкапсуляции пакетов.
Как можно управлять качеством работы пользователей в этих удаленных местах для поддержки передачи голоса по IP и других приложений в реальном времени? Поскольку провайдеры в Интернете не поддерживают QoS, необходимо обеспечить другие формы гарантии качества.
Таким образом, задача, которую необходимо решить, включает еще две общие проблемы.
Должен быть способ инкапсулировать трафик, передаваемый по общедоступной сети, без раскрытия исходной информации заголовка и без подвергания информации, содержащейся в пакете, для проверки. Самым простым решением этих проблем является туннелирование (часто в зашифрованном туннеле) трафика от A и F к граничному маршрутизатору в сети организации G, где инкапсуляция может быть удалена, а пакеты перенаправлены на A.
Должен быть способ объявить достижимые пункты назначения от G к удаленным пользователям, а также существование (или достижимость) удаленных пользователей к G и сети позади G. Эта информация о достижимости должна использоваться для привлечения трафика в туннели. В этом случае плоскости управления может потребоваться перенаправить трафик между различными точками входа и выхода в общедоступную сеть и попытаться контролировать путь трафика через сеть, чтобы обеспечить удаленным пользователям хорошее качество работы.
Подведем итоги
Два варианта использования, показанные выше, актуализируют два вопроса, которые должно решить каждое решение сетевой виртуализации:
Как трафик инкапсулируется в туннель, чтобы можно было отделить пакеты и информацию плоскости управления от базовой сети?
Решением этой проблемы обычно является некоторая форма инкапсуляции, в которую помещается исходный пакет, когда он передается по сети. Основное внимание при инкапсуляции - поддержка аппаратной коммутации в базовой сети, чтобы обеспечить эффективную пересылку инкапсулированных пакетов. Второстепенным соображением является размер формата инкапсулирующего пакета; каждый октет дополнительного заголовка инкапсуляции уменьшает объем полезной нагрузки, которую туннель может нести (если нет разницы между максимальной единицей передачи или MTU в сети, предназначенной для учета дополнительной информации заголовка, налагаемой туннелированием).
Примечание
Path MTU Detection (PMTUD) часто плохо определяет MTU инкапсулированных пакетов. Из-за этого часто требуется ручная настройка MTU в точке наложения заголовка туннеля.
Как пункты назначения достигаются через туннель, объявленный через сеть?
В более общих туннельных решениях туннель становится "просто еще одним звеном" в общей топологии сети. Пункты назначения, доступные через туннель, и дополнительная виртуальная связь просто включены как часть плоскости управления, как и любые другие пункты назначения и каналы. В этих решениях существует одна таблица маршрутизации или пересылки в каждом устройстве, и рекурсивный поиск используется для обработки пакета посредством пересылки в точке, где трафик входит в туннель или головной узел туннеля. Трафик привлекается в туннель путем изменения метрик таким образом, чтобы туннель был более желательным путем через сеть для тех пунктов назначения, которые оператор сети хотел бы получить через туннель. Это обычно означает в основном ручные решения проблемы привлечения трафика в туннель, такие как установка метрики туннеля ниже пути, по которому проходит туннель, а затем фильтрация пунктов назначения, объявленных через туннель, чтобы предотвратить объявления пунктов назначения, которые должны быть недоступны через туннель. На самом деле, если пункты назначения, достижимые через туннель, включают конечную точку туннеля (хвост туннеля), может образоваться постоянная петля маршрутизации, или туннель будет циклически переключаться между правильной переадресацией трафика и не переадресацией трафика вообще.
В решениях с overlay и over-the-top развертывается отдельная плоскость управления (или передается отдельная база данных с информацией о доступности для адресатов, достижимых в underlay и overlay в единой плоскости управления). Пункты назначения, доступные через underlay и overlay, помещаются в отдельные таблицы маршрутизации (VRF) на головной станции туннеля, а таблица, используемая для пересылки трафика, основана на некоторой форме системы классификации. Например, все пакеты, полученные на конкретном интерфейсе, могут быть автоматически помещены в оверлейный туннель, или все пакеты с определенным классом обслуживания, установленным в их заголовках пакетов, или весь трафик, предназначенный для определенного набора пунктов назначения. Механизмы полного наложения и верхней виртуализации обычно не полагаются на метрики для привлечения трафика в туннель на головной станции.
Еще одно необязательное требование - обеспечить качество обслуживания либо путем копирования информации QoS из внутреннего заголовка во внешний заголовок, либо путем использования какой-либо формы проектирования трафика для передачи трафика по наилучшему доступному пути.
Прочитайте материал про реактивное и упреждающее распределение достижимости в сетях.
Есть много случаев, когда более эффективно или в соответствии с конкретными ограничениями политики для плоскости управления изучать информацию о достижимости и топологии с другой плоскости управления, а не с помощью механизмов, описанных до этого момента в этой серии статей. Вот некоторые примеры:
Две организации должны соединить свои сети, но ни одна из них не хочет позволить другой контролировать политику и работу своих плоскостей управления;
Крупная организация состоит из множества бизнес-единиц, каждая из которых имеет возможность управлять собственной внутренней сетью в зависимости от местных условий и требований приложений.
Организация должна каким-то образом позволить двум плоскостям управления взаимодействовать при переходе от одной к другой.
Причины, по которым одна плоскость управления может получать информацию о доступности от другой, почти безграничны. Учитывая это требование, многие сетевые устройства позволяют операторам перераспределять информацию между плоскостями управления. При перераспределении достижимости возникают две проблемы, связанные с плоскостью управления: как обрабатывать метрики и как предотвращать петли маршрутизации.
Примечание. Перераспределение можно рассматривать как экспорт маршрутов из одного протокола в другой. На самом деле импорт/экспорт и перераспределение часто используются для обозначения одного и того же, либо разными поставщиками, либо даже в разных ситуациях одним и тем же поставщиком.
Перераспределение и метрики
Взаимосвязь между свойствами связи, политиками и метриками определяются каждым протоколом плоскости управления независимо от других протоколов. Фактически, более описательная или более полезная метрическая система - это то, что иногда привлекает операторов к определенному протоколу плоскости управления. На рисунке 12 показаны два участка сети, в которых работают две разные управляющие плоскости, каждая из которых использует свой метод расчета метрик связей.
Протоколы X и Y в этой сети были настроены с использованием двух разных систем для назначения показателей. При развертывании протокола X администратор разделил 1000 на скорость соединения в гигабитах. При развертывании протокола Y администратор создал "таблицу показателей" на основе наилучшего предположения о каналах с самой высокой и самой низкой скоростью, которые они могут иметь в течение следующих 10-15 лет, и назначил метрики для различных скоростей каналов в этой таблице. Результат, как показывает рисунок, несовместимые показатели:
10G каналы в протоколе X имеют метрику 100, в то время как в протоколе Y они имеют метрику 20.
100G-каналы как в протоколе X, так и в протоколе Y имеют метрику 10.
Предполагая, что более низкая метрика предпочтительна, если метрики добавлены, канал [B, C, F] будет считаться более желательным путем, чем канал [B, D, G]. Однако, если учитывать пропускную способность, оба канала будут считаться одинаково желательными.
Если между этими двумя протоколами настроено перераспределение, как следует обрабатывать эти метрики? Есть три общих решения этой проблемы.
Администратор может назначить метрику в каждой точке перераспределения, которая передается как часть внутренней метрики протокола. Например, администратор может назначить метрику 5 для пункта назначения E на маршрутизаторе C при перераспределении из протокола X в Y. Этот пункт назначения, E, вводится в протокол Y с метрикой 5 маршрутизатором C. На маршрутизаторе F метрика для E будет от 25 для C. В G стоимость достижения E будет 35 по пути [F, C]. Желательность использования любой конкретной точки выхода для любого конкретного пункта назначения выбирается оператором при назначении этих ручных метрик.
Метрика "другого" протокола может быть принята как часть внутренней метрики протокола. Это не работает в случае, когда один протокол имеет более широкий диапазон доступных метрик, чем другой. Например, если протокол Y имеет максимальную метрику 63, метрики 10G из протокола X будут "выше максимума"; ситуация, которая вряд ли будет оптимальной. При отсутствии такого ограничения маршрутизатор C внедрит маршрут к E со стоимостью 100 в протокол Y. Стоимость достижения E на маршрутизаторе F составит 110; стоимость в G будет от 130 до [F, C].
Примечание. Здесь вы можете увидеть компромисс между состоянием плоскости управления и оптимальным использованием сети, это еще один пример компромисса сложности при проектировании реальных протоколов. Перенос внешней метрики в отдельное поле добавляет состояние плоскости управления, но позволяет более оптимально управлять трафиком через сеть. Назначение или использование внешней метрики снижает состояние плоскости управления, но за счет возможности оптимизации потока трафика.
Внешняя метрика может быть перенесена в отдельное поле, поэтому каждое сетевое устройство может отдельно определять лучший путь к каждому внешнему адресату. Это третье решение является наиболее широко используемым, поскольку оно обеспечивает наилучшую возможность управления трафиком между двумя сетями. В этом решении C вводит достижимость для E с внешней стоимостью 100. В F есть две метрики в объявлении, описывающие достижимость для E; внутренняя метрика для достижения точки перераспределения (или выхода) - 20, а метрика для достижения точки E во внешней сети - 100. В G внутренняя метрика для достижения точки выхода - 30, а внешняя метрика - 100.
Как реализация будет использовать оба этих показателя? Следует ли протоколу выбирать ближайшую точку выхода или, скорее, самую низкую внутреннюю метрику? Это позволит оптимизировать использование локальной сети и потенциально деоптимизировать использование сетевых ресурсов во внешней сети. Должен ли протокол выбирать точку выхода, ближайшую к внешнему назначению, или, скорее, самую низкую внешнюю метрику? Это позволит оптимизировать сетевые ресурсы во внешней сети, потенциально за счет деоптимизации использования сетевых ресурсов в локальной сети. Или протоколу следует попытаться каким-то образом объединить эти две метрики, чтобы максимально оптимизировать использование ресурсов в обеих сетях?
Некоторые протоколы предпочитают всегда оптимизировать локальные или внешние ресурсы, в то время как другие предоставляют операторам возможность конфигурации. Например, протокол может позволять переносить внешние метрики в виде метрик разных типов, при этом один тип считается большим, чем любая внутренняя метрика (следовательно, сначала предпочтение отдается самой низкой внутренней метрике и использование внешней метрики в качестве средства разрешения конфликтов), а другой тип - это когда внутренние и внешние метрики считаются эквивалентными (следовательно, добавляются внутренние и внешние метрики для принятия решения о пути).
Перераспределение и петли маршрутизации
В приведенном выше обсуждении вы могли заметить, что места назначения, перераспределенные с одного протокола на другой, всегда выглядят так, как будто они подключены к перераспределяющему маршрутизатору. По сути, перераспределение действует как форма резюмирования (что означает, что удаляется информация о топологии, а не информация о достижимости), как описано ранее в этой серии статей. Хотя этот момент не является критическим для показателей перераспределения, важно учитывать способность плоскости управления выбирать оптимальный путь. В некоторых конкретных случаях деоптимизация может привести к тому, что плоскость управления не сможет выбрать пути без петель. Рисунок 13 демонстрирует это.
Чтобы построить петлю маршрутизации в этой сети:
Маршрут к хосту A перераспределяется от протокола X к Y с вручную настроенной метрикой 1.
Маршрутизатор E предпочитает маршрут через C с общей метрикой (внутренней и внешней) 2.
Маршрутизатор D предпочитает маршрут через E с общей метрикой 3.
Маршрутизатор D перераспределяет маршрут к хосту A в протокол X с существующей метрикой 3.
Маршрутизатор B имеет два маршрута к A: один со стоимостью 10 (напрямую) и один с метрикой от 4 до D.
Маршрутизатор B выбирает путь через D, создавая петлю маршрутизации.
И так далее (цикл будет продолжаться, пока каждый протокол не достигнет своей максимальной метрики).
Этот пример немного растянут для создания цикла маршрутизации в тривиальной сети, но все циклы маршрутизации, вызванные перераспределением, схожи по своей структуре. В этом примере важно, что была потеряна не только топологическая информация (маршрут к A был суммирован, что, с точки зрения E, было непосредственно связано с C), но и метрическая информация (исходный маршрут со стоимостью 11 перераспределяется в протокол Y со стоимостью 1 в C). Существует ряд общих механизмов, используемых для предотвращения формирования этой петли маршрутизации.
Протокол маршрутизации всегда может предпочесть внутренние маршруты внешним. В этом случае, если B всегда предпочитает внутренний маршрут A внешнему пути через D, петля маршрутизации не образуется. Многие протоколы маршрутизации будут использовать предпочтение упорядочивания при установке маршрутов в локальную таблицу маршрутизации (или базу информации о маршрутизации, RIB), чтобы всегда отдавать предпочтение внутренним маршрутам над внешними. Причина этого предпочтения состоит в том, чтобы предотвратить образование петель маршрутизации этого типа.
Фильтры можно настроить так, чтобы отдельные пункты назначения не перераспределялись дважды. В этой сети маршрутизатор D может быть настроен для предотвращения перераспределения любого внешнего маршрута, полученного в протоколе Y, в протокол X. В ситуации, когда есть только два протокола (или сети) с перераспределенной между ними информацией плоскости управления, это может быть простым решением. В случаях, когда фильтры необходимо настраивать для каждого пункта назначения, управление фильтрами может стать трудоемким. Ошибки в настройке этих фильтров могут либо привести к тому, что некоторые пункты назначения станут недоступными (маршрутизация черных дыр), либо приведет к образованию петли, потенциально вызывающей сбой в плоскости управления.
Маршруты могут быть помечены при перераспределении, а затем отфильтрованы на основе этих тегов в других точках перераспределения. Например, когда маршрут к A перераспределяется в протокол Y в C, маршрут может быть административно помечен некоторым номером, например, 100, чтобы маршрут можно было легко идентифицировать. На маршрутизаторе D можно настроить фильтр для блокировки любого маршрута, помеченного тегом 100, предотвращая образование петли маршрутизации. Многие протоколы позволяют маршруту нести административный тег (иногда называемый сообществом или другим подобным именем), а затем фильтровать маршруты на основе этого тега.
Команда find - невероятно мощный инструмент, и умение управлять им может быть полезным и облегчить работу в системе Linux. Она поможет эффективно выполнять различные задачи системного администрирования, такие как управление дисковым пространством, рекурсивные операции с файлами и резервное копирование.
Команда Find Linux выполняет поиск файлов и папок по заданным критериям и позволяет выполнять действия с результатами поиска. Синтаксис поиска таков:
$ find directory-to-search criteria action
где:
directory-to-search - это начальная точка, с которой утилита начинает поиск файлов. Поиск включает все подкаталоги в этом каталоге
criteria (test) - указывает, какие файлы искать
action - указывает, что делать с каждым найденным файлом, соответствующим критериям
Критерии
Поиск по имени
Вот простой пример. Следующая команда выполняет поиск файла a.txt в текущем каталоге:
$ find . -name "a.txt"
./a.txt
Где:
. - ссылается на текущий каталог
-name – определяет критерии для сопоставления
По умолчанию, ключевое слово -name чувствительно к регистру и игнорирует файл A.txt. Чтобы убедиться, что поиск не учитывает регистр, используйте -iname:
$ find . -iname "a.txt"
./a.txt
./A.txt
Для поиска всех файлов изображений .jpg в текущем каталоге используйте шаблон подстановочных знаков * .jpg:
$ find . -name "*.jpg"
./genxfacebook2.jpg
./genxfacebook1.jpg
./Moodle2.jpg
./moodle.jpg
./moodle/moodle1.jpg
./genxfacebook.jpg
Можно использовать имя каталога для поиска. Например, для поиска всех изображений .jpg в каталоге /home:
$ find /home -name "*.jpg"
find: `/home/ubuntu/.ssh': Permission denied
/home/vagrant/Moodle2.jpg
/home/vagrant/moodle.jpg
/home/me/hello.jpg
find: `/home/me/testfiles': Permission denied
find: `/home/me/data': Permission denied
/home/me/water.jpg
find: `/home/me/.cache': Permission denied
При наличии слишком большого количества сообщений об отказе в доступе в конце команды можно добавить 2 >/dev/null. Это перенаправляет сообщения об ошибках на устройство /dev/null и выдает чистые выходные данные:
find /home -name "*.jpg" 2>/dev/null
/home/vagrant/Moodle2.jpg
/home/vagrant/moodle.jpg
/home/me/hello.jpg
/home/me/water.jpg
Поиск по типу файла
С помощью ключевого слова -type можно искать файлы по типу. Типы файлов могут быть:
f plain files
d directories
l symbolic links
b block devices
c character devices
p named pipes
s sockets
Например, при использовании параметра -type d будут перечислены только каталоги:
$ find . -type d
.
./.ssh
./.cache
./moodle
Поиск по размеру файла
Возможно, потребуется выполнить поиск больших файлов и удалить их. В следующем примере за после ключевого слова -size следует строка 1G. Это приведет к поиску всех файлов размером более 1 ГБ.
$ find . -size +1G
./Microsoft_Office_16.29.19090802_Installer.pkg
./android-studio-ide-183.5692245-mac.dmg
Знак + означает, что нужно искать файлы, размер которых больше указанного числа. Символ минус - может использоваться для обозначения меньшего значения, чем указано. Использование без знака означало бы точное совпадение размера.
За номером следует единица измерения размера файла. Единицами измерения могут быть:
b - Блоки по 512 байтов
c - Байты
k - Килобайты
M - Мегабайты
G - Гигабайты
Поиск пустых каталогов и файлов
Используйте параметр -empty для поиска пустых каталогов и файлов:
$ find . -empty
./.cloud-locale-test.skip
./datafiles
./b.txt
...
./.cache/motd.legal-displayed
Поиск по времени изменения файла
С помощью ключевого слова -cmin можно выполнять поиск всех файлов и каталогов по времени создания или изменения. Для поиска всех файлов, измененных за последние 60 минут (менее 60), используйте -60 следующим образом:
$ find . -cmin -60
.
./a.txt
./datafiles
Для файлов, измененных в любое время до последних 60 минут, используйте 60.
Поиск по времени доступа
Поиск файлов можно выполнить по времени последнего доступа с помощью ключевого слова -atime. Например, следующая команда выполняет поиск файлов, доступ к которым не осуществлялся за последние 180 дней:
$ find . -atime +180
Их можно переместить на устройство резервного копирования, если недостаточно места на диске.
Поиск по имени пользователя
С помощью параметра -user username можно искать все файлы и каталоги, принадлежащие конкретному пользователю. Например, следующая команда выполняет поиск всех файлов и каталогов, принадлежащих пользователю ubuntu в каталоге /home:
$ find /home -user ubuntu 2>/dev/null
/home/ubuntu
/home/ubuntu/.bash_logout
/home/ubuntu/.bashrc
/home/ubuntu/.ssh
/home/ubuntu/.profile
Поиск по режиму доступа
Хотите найти файлы с определенным режимом доступа, то есть имеющие определенный набор разрешений? Используйте ключевого слова -perm. В следующем примере выполняется поиск файлов с разрешениями 777:
$ find /home -perm 777
Операторы
Для объединения нескольких ключевых слов в одной команде можно использовать следующие три логических оператора:
-and
-or
-not
Например, следующая команда выполняет поиск файлов, превышающих 100MB, которыми владеет указанный пользователь:
$ find /home -user me -and -size +100M 2>/dev/null
/home/me/kali-linux-2020.3-installer-netinst-i386.iso
Следующая команда ищет файлы, размер которых превышает 100MB, принадлежащие пользователю me или пользователю vagrant:
$ find /home ( -user vagrant -or -user me ) -and -size +100M 2>/dev/null
/home/vagrant/LibreOffice_7.0.1_Linux_x86-64_deb.tar.gz
/home/me/kali-linux-2020.3-installer-netinst-i386.iso
Необходимо поместить символ обратной косой черты перед скобками, чтобы предотвратить попытку их интерпретации оболочкой.
Действия
Утилита find предоставляет результаты поиска, а затем выбор для выполнения действия над ними. Ниже приведены некоторые предопределенные действия.
-delete - Удаление файлов, соответствующих критериям поиска
-ls - Отображение подробных выходных данных ls с размерами файлов и количеством входов
-print - Показывает полный путь к соответствующим файлам. Это действие по умолчанию, если не указано другое действие
-exec - Выполняет следующую команду в каждой строке результатов поиска
Итак, если вы хотите найти все пустые файлы и удалить их, вы можете сделать это следующим образом:
$ find . -empty -delete
Внимание! Перед использованием действия удаления всегда безопасно выполнить команду один раз с действием -print и подтвердить результаты.
Действие -exec является особым. Он позволяет выполнить выбранную команду в результатах поиска. Это так:
-exec command {} ;
Здесь
command – команда, которую требуется выполнить в результатах поиска, например, rm, mv или cp.
{} – представляет результаты поиска.
Команда заканчивается точкой с запятой с обратной косой чертой.
Таким образом, команда поиска и удаления всех пустых файлов может быть написана следующим образом:
$ find . -empty -exec rm {} ;
Вот еще один пример использования действия -exec. Следующая команда копирует все PNG-файлы образов в каталог backup/images:
$ find . -name "*.png" -exec cp {} /backups/images ;
Заключение
Команда find используется для поиска файлов по имени, дате последнего доступа, дате последнего изменения, имени пользователя (владельца), имени группы, размеру, разрешениям и другим различным критериям. Эти результаты поиска позволяют выполнять с ними такие действия, как удаление, копирование или перемещение в другое расположение.
После того, как вы освоите команду find, она может помочь вам и упростить задачи системного администрирования. И ключ к его освоению - это его практика и использование!