По вашему запросу ничего не найдено :(
Убедитесь, что запрос написан правильно, или посмотрите другие
наши статьи:
Пока не начали, ознакомьтесь с материалом про обнаружение соседей в сетях.
Реактивное распределение достижимости
Возвращаясь к рисунку 9 в качестве справки, предположим, что развернута реактивная плоскость управления, и B хотел бы начать обмен потоками данных с G. Как C может разработать информацию о пересылке, необходимую для правильного переключения этого трафика?
Маршрутизатор может отправить запрос по сети или отправить запрос контроллеру, чтобы обнаружить путь к месту назначения. Например:
Когда B впервые подключается к сети, и C узнает об этом вновь подключенном хосте, C может отправить информацию о B в качестве достижимого пункта назначения на контроллер, подключенный к сети.
Точно так же, когда G подключается к сети и D узнает об этом вновь подключенном хосте, D может отправить информацию о G как о достижимом пункте назначения контроллеру, подключенному к сети.
Поскольку контроллер узнает о каждом хосте (или достижимом месте назначения), подключенном к сети (а в некоторых системах, также обо всей топологии сети), когда C необходимо узнать, как достичь хоста G, маршрутизатор может запросить контроллер, который может предоставить эту информацию.
Примечание. Концепция централизованного контроллера подразумевает, что один контроллер предоставляет информацию для всей сети, но это не то, как термин централизованная плоскость управления обычно используется в мире сетевой инженерии. Однако идея централизации в сетевой инженерии довольно расплывчата. Вместо того, чтобы указывать на отдельное устройство, термин "централизованный" обычно используется для обозначения непереносимых скачков по сети и не вычисляемых каждым сетевым устройством независимо.
Маршрутизатор (или хост) может отправить пакет проводника, который записывает маршрут от источника к месту назначения и сообщает эту информацию источнику проводника, который затем используется как исходный маршрут. Рисунок 10 иллюстрирует это.
Используя рисунок 10 и предполагая исходную маршрутизацию на основе хоста:
Хосту A необходимо отправить пакет H, но у него нет пути.
A отправляет explorer на свой шлюз по умолчанию, маршрутизатор C.
C не имеет маршрута к месту назначения, поэтому он пересылает explorer пакет по всем каналам, кроме того, по которому он получил пакет; следовательно, к B, D и E.
B является хостом, не имеет дополнительных интерфейсов и не является целью explorer, поэтому он игнорирует explorer пакет.
Ни у D, ни у E нет пути к H, поэтому они оба перенаправляют explorer на все интерфейсы, кроме того, на котором они получили пакет; следовательно, на канал с множественным доступом, совместно используемый между ними и F.
F получает две копии одного и того же explorer пакета; он выбирает один на основе некоторых локальных критериев (таких как первый полученный или некоторая политика плоскости управления) и пересылает его на все интерфейсы, на которых он не получил пакет, к G.
G получает пакет и, учитывая, что у него нет пути к H, пересылает его на единственное другое соединение, которое у него есть, что ведет к H.
H принимает explorer и отвечает.
В этой схеме каждое устройство на пути добавляет себя в список пройденных узлов перед пересылкой explorer пакета на все интерфейсы, кроме того, на котором он был получен. Таким образом, когда H получает explorer пакет (который в конечном итоге направлен на поиск пути к H), пакет теперь описывает полный путь от A до H. Когда H отвечает explorer, он помещает этот путь в тело пакета; когда A получит ответ, у него теперь будет полный путь от A до H.
Примечание. В некоторых реализациях A не будет ни генерировать, ни получать ответ на пакет explorer. А с первого роутера, может выполнять эти функции. Точно так же сам H может не отвечать на эти пакеты explorer, а скорее G или любое другое сетевое устройство вдоль пути, имеющее информацию о том, как добраться до G. Однако в этих случаях общая концепция и обработка остаются теми же.
Затем, чтобы отправить пакеты в H, A вставляет этот путь в заголовок пакета в виде исходного маршрута, содержащего путь [A, C, D, F, G, H]. Когда каждый маршрутизатор получает этот пакет, он проверяет исходный маршрут в заголовке, чтобы определить, на какой маршрутизатор перенаправить трафик следующему. Например, C проверит информацию о маршруте от источника в заголовке пакета и определит, что пакет должен быть отправлен в D следующим, в то время как D изучит эту информацию и определит, что ему нужно отправить пакет F.
Примечание. В некоторых реализациях каждый explorer фактически отправляется в пункт назначения, который затем определяет, по какому пути должен идти трафик. На самом деле существует несколько различных способов реализации исходной маршрутизации; процесс, приведенный здесь, является лишь одним примером, объясняющим общую идею исходной маршрутизации.
Упреждающее распределение доступности
Проактивные плоскости управления, в отличие от реактивных плоскостей управления, распределяют информацию о достижимости и топологии по всей сети, когда информация становится доступной, а не тогда, когда она необходима для пересылки пакетов. Основная проблема, с которой сталкиваются плоскости упреждающего управления, заключается в обеспечении надежной передачи информации о доступности и топологии между узлами в сети, в результате чего все устройства имеют одинаковую информацию о доступности.
Удаление информации о плоскости управления может привести к возникновению постоянных петель маршрутизации или к созданию черных дыр маршрутизации (так называемых, потому что они потребляют трафик, передаваемый в пункты назначения без следа), и то и другое серьезно снижает полезность сети для приложений. Существует несколько широко используемых механизмов для обеспечения надежной передачи информации плоскости управления по сети.
Плоскость управления может периодически передавать информацию, задерживая более старую информацию. Это похоже на формирование соседей, поскольку каждый маршрутизатор в сети будет передавать имеющуюся информацию о доступности всем соседям (или на всех интерфейсах, в зависимости от плоскости управления) на основе таймера, обычно называемого таймером обновления или объявления. Информация о доступности, однажды полученная, хранится в локальной таблице и истекает по таймауту в течение некоторого периода времени, часто называемого таймером удержания (опять же, как при обнаружении соседа).
Остальные описанные здесь механизмы полагаются на существующую систему обнаружения соседей, чтобы гарантировать надежную доставку - и постоянную надежность - информации о доступности. Во всех этих системах:
Список соседей используется не только для управления передачей новой информации о доступности, но и для проверки правильности получения информации о доступности.
Список соседей используется не только для управления передачей новой информации о доступности, но и для проверки правильности получения информации о доступности.
В контексте распределения достижимости на основе соседей существует несколько обычно используемых механизмов для передачи определенной информации о доступности с устройства на устройство; часто любая заданная плоскость управления будет использовать более одного из описанных здесь методов.
Плоскость управления может использовать порядковые номера (или какой-либо другой механизм) для обеспечения правильной репликации. Порядковые номера могут фактически использоваться для описания отдельных пакетов и больших блоков информации о доступности; Рисунок 11 иллюстрирует это.
Получив пакет, получатель может отправить подтверждение получения пакета, отметив порядковые номера, которые он получил. Отдельный порядковый номер может использоваться для описания достижимости отдельного сетевого уровня.
Информация (NLRI), передаваемая по сети. Информация NLRI, распределенная по нескольким пакетам, затем может быть описана с использованием одного порядкового номера.
Плоскость управления может описывать базу данных для обеспечения правильной репликации. Например, плоскость управления может описывать информацию в базе данных как:
Список порядковых номеров, соответствующих отдельным записям, содержащий информацию о доступности, содержащуюся в базе данных.
Группы смежных порядковых номеров, содержащиеся в базе данных (несколько более компактный способ представления всех порядковых номеров)
Набор порядковых номеров в паре с хешами информации в каждой записи информации о доступности; это имеет то преимущество, что не только описывает записи в базе данных, но также дает возможность получателю проверять содержимое каждой записи, но без переноса всей базы данных для выполнения проверки.
Хэш по блокам записей о достижимости, содержащихся в базе данных, который может быть вычислен получателем для тех же записей и напрямую сравнен, чтобы определить, отсутствуют ли записи.
Эти типы дескрипторов баз данных могут передаваться периодически, или только при наличии изменений, или даже в других конкретных ситуациях, чтобы не только обеспечить синхронизацию баз данных сетевыми устройствами, но и определить, что отсутствует или находится в ошибке, поэтому дополнительная информация может быть запрошена.
Каждая из этих схем имеет преимущества и недостатки. Как правило, протоколы реализуют схему, которая позволяет реализации не только проверять отсутствующую информацию, но также информацию, которая была случайно повреждена либо в памяти, либо во время передачи.
Система записи телефонных разговоров, позволяет компаниям иметь возможность оценивать качество работы сотрудников, отслеживать различные показатели взаимодействия с клиентом, разрешать спорные ситуации. Запись телефонных разговоров - это мощный инструмент, который позволяет оптимизировать работу компании, улучшить качество обслуживания и компетенции сотрудников.
На сегодняшний день, лидерами рынка систем записи являются ZOOM, Verint, Nice, Cisco (MediaSense).
По какому принципу работает система записи? На этот вопрос мы постараемся ответить.
Запись телефонных разговоров как правило делят на два типа: активная и пассивная. Активная (SPANLess) запись – это возможность телефонного аппарата напрямую отправлять RTP поток на сервер записи, а сигнальный трафик приходит через JTAPI*.
*JTAPI (Java Telephony Application Programming Interface) – специальный телефонный «эй-пи-ай», позволяющий интегрировать телефонные события.
Данный вариант зачастую реализуется при действующем кластере CUCM версией выше 6.0(Cisco Unified Communications Manager) и телефонах с поддержкой Built-in-Bridge.
Давайте посмотрим на схему работы активной записи:
Активный режим записи разговоров
В данном примере, пользователь А, звонит пользователю В. На телефоне пользователя А включен режим Built-in Bridge, и настроен соответствующий профиль записи. CUCM в этот момент фиксирует, что телефон пользователя В подлежит записи и начинает дублировать сигнализацию на интерфейс сервера записи. Вместе с тем, на сервер приходит и RTP поток от пользователя В. Медиа поток декодируется и соотносится с сигнализацией. По окончании обработки, через GUI системы записи мы видим наш разговор, с временными метками, DNIS, ANI и некоторые другие. В контактных центрах, так же возможна интеграция с платформой UCCX, UCCE, Genesys ,Avaya Communication Manager. В результате интеграции с данной платформой, будет возможно передавать агентскую информацию, CallType и многие другие параметры.
Давайте теперь разберемся с пассивной записью. Пассивная запись организуется путем настройки SPAN** – сессий для RTP траффика и сигнализации.
**SPAN (Switched Port Analyzer) – мониторинговая сессия, которая позволяет дублировать сетевой трафик с одного интерфейса на другой.
Чтобы на сервер записи не приходил ненужный трафик, как правило, настраивают RSPAN в сочетании листами доступа (access-list).
Давайте снова посмотрим на схему:
Пассивный (устаревший) режим записи разговоров
На схеме сверху, можно заметить, что роль CUCM сводится к управлению сигнализацией (SCCP или SIP). Предположим, что на центральном коммутаторе есть следующие настройки:
SPAN_SW(config)#monitor session 1 source interface f0/1
SPAN_SW(config)#monitor session 1 destination interface f0/3
Все, теперь траффик в обе стороны, как на прием, так и на передаче, с порта Fa 0/1 будет дублироваться на порт Fa 0/3. Можно вводить ограничения по SPAN-сессиям, например:
SPAN_SW(config)#monitor session 1 source interface f0/1 tx
SPAN_SW(config)#monitor session 1 destination interface f0/3
Это ограничение будет дублировать только исходящий (с порта) траффик. Таким образом, мы рассмотрели архитектурные особенности систем записи. Наша компания имеет большой опыт в инсталляции и поддержке систем записи.
Настройка RIPv2 (Routing Information Protocol v2) - крайне простой процесс и состоит из трех шагов:
включения протокола глобальной командой router rip
сменой версии протокола на вторую version 2
выбор сетей, которые протокол будет «вещать», для чего используется команда(ы) network;
Первые две команды очевидны, но последняя команда требует объяснения: с помощью network вы указываете интерфейсы, которые будут участвовать в процессе маршрутизации. Данная команда берет классовую сеть как параметр и включает RIP на соответствующих интерфейсах.
Пример настройки RIPv2
В нашей топологии у маршрутизаторов R1 и R2 есть напрямую подключенные подсети.
Нам нужно включить данные подсети в процесс динамической маршрутизации RIP. Для этого нам сначала нужно включить RIP на обоих маршрутизаторах и затем «вещать» данные сети с помощью команды network. На маршрутизаторе R1 переходим в глобальный режим конфигурации и вводим следующие команды:
router rip
verison 2
network 10.0.0.0
network 172.16.0.0
Немного пояснений – сначала мы включаем протокол динамической маршрутизации, затем меняем версию на вторую, затем используем команду network 10.0.0.0 для включения интерфейса Fa0/1 на маршрутизаторе R1. Как мы уже говорили, команда network берет классовую сеть, так что каждый интерфейс с подсетью, начинающейся на 10 будет добавлен в RIP процесс. К примеру, если на другом интерфейсе будет адрес 10.1.0.1, то он тоже будет добавлен в процесс маршрутизации. Также нам необходимо соединить два маршрутизатора в RIP, для этого добавляем еще одну команду network – с адресом 172.16.0.0
IP-адреса начинающиеся на 10, по умолчанию принадлежат к классу «А» и имеют стандартную маску подсети 255.0.0.0.
На R2 настройка выглядит похожей, только с другой подсетью – т.к к маршрутизатору R2 напрямую подключена подсеть 192.168.0.0.
router rip
verison 2
network 192.168.0.0
network 172.16.0.0
Как проверить таблицу маршрутизации?
Для проверки, необходимо ввести команду show ip route - вы должны увидеть подсеть 192.168.0.0/24 на R1 и подсеть 10.0.0.0/24 на R2 отмеченных буквой R – то есть это RIP маршрут. Также там будет видна административная дистанция и метрика для данного маршрута.
Административная дистанция – это некая степень доверия к протоколу, и у RIP данный показатель равен 120. В качестве метрики у RIP выступает число хопов между подсетями.