По вашему запросу ничего не найдено :(
Убедитесь, что запрос написан правильно, или посмотрите другие
наши статьи:
Подключаем точку доступа к сети с DHCP сервером, узнаем IP адрес и подключаемся к ней по SSH. Логин/пароль: ubnt/ubnt. Далее запускаем обновление прошивки на точке доступа. Для этого переходим по ссылке https://www.ui.com/download/unifi и выбираем модель оборудования. В разделе Firmware нажимаем на значок закачки, принимаем условия лицензии и нажимаем на Copy url:
После этого в терминале вводим команду:
upgrade https://dl.ui.com/unifi/firmware/U7PG2/4.3.20.11298/BZ.qca956x.v4.3.20.11298.200704.1347.bin
Данная команда скачает прошивку и запустит обновление.
Шаг №2
Поднимаем контроллер на виртуальной машине. В качестве ОС выбираем Linux Debian 9, и устанавливаем Ubuntu 18.04 Server. Рекомендую на DNS сервере создать A запись для контроллера. Что-то вроде unifics.domain.com. Даем доступ серверу в Интернет. Подключаемся к серверу и вводим следующие команды:
sudo apt-get update && sudo apt-get install ca-certificates apt-transport-https
echo 'deb https://www.ui.com/downloads/unifi/debian stable ubiquiti' | sudo tee /etc/apt/sources.list.d/100-ubnt-unifi.list
wget -qO - https://www.mongodb.org/static/pgp/server-3.4.asc | sudo apt-key add -
echo "deb https://repo.mongodb.org/apt/ubuntu xenial/mongodb-org/3.4 multiverse" | sudo tee /etc/apt/sources.list.d/mongodb-org-3.4.list
sudo apt-get update
sudo wget -O /etc/apt/trusted.gpg.d/unifi-repo.gpg https://dl.ui.com/unifi/unifi-repo.gpg
sudo apt-get update && sudo apt-get install unifi –y
Контроллер установлен. Состояние контроллера можно проверить следующей командой:
sudo service unifi status
Остановка, запуск и перезапуск:
sudo service unifi status
sudo service unifi start
sudo service unifi restart
Шаг №3
Теперь нужно подружить точки доступа с нашим контроллером. Для этого в Google Chrome скачиваем расширение Uni-Fi Discovery Tool.
Чтобы утилита определила подключенные к сети точки доступа (Access Point AP), компьютер с запущенной утилитой и AP должны находиться в одной подсети. Запускаем утилиту, нажимаем на кнопочку UniFi Family. Утилита найдет все устройства UniFi в сети. Нажимаем кнопку Action. Внимание, с первого раза кнопка может на отработать, так как там работает Java, поэтому стоит подождать. Далее в открывшемся окне в строке Inform URL вбиваем доменное имя нашего контроллера. Все остальное (порт, протокол) не меняем!
Шаг №4
Переходим на https://account.ui.com/register и регистрируемся в Облаке Uni-Fi. Это необходимо для удаленного управления устройствами с любой точки мира.
Шаг №5
Затем в браузере - рекомендуется Google Сhrome, открываем панель управления нашего новоиспеченного контроллера: https://unifics.domain.com:8443. У нас запросит название нашего сайта, то бишь Wi-Fi домена. Нажимаем Next. Вводим логин и пароль от облачного аккаунта, который зарегистрировали на предыдущем шаге:
Нажимаем Next. Контроллер отобразит точки доступа в сети, благодаря действия, которые проделали на третьем этапе (никакой магии).
Нажимаем Next. Задаем название (SSID) и пароль Wi-Fi сети. Всё это можно будет поменять. Переключатель Combine 2.4 GHz и 5 GHz Wi-Fi Network Names into one не трогаем.
Нажимаем Next. Выбираем часовой пояс, страну и нажимаем Finish. Контроллер начнёт применять изменения на точку доступа.
Шаг №6
Переходим в настройки кликнув на значок шестеренки в левом нижнем углу панели управления контроллером. В строке Controller Hostname/IP прописываем доменное имя нашего контроллера и обязательно ставим галочку перед Override inform host with controller hostname/IP.
Шаг №7
При добавлении новой точки доступа выполняем первый и третий шаг для каждого устройства. Затем среди доступных точек доступа появится AP со статусом Pending. Выбираем устройство и нажимаем Adopt. Контроллер применит все настройки на новое устройство.
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.
Мы продолжим рассмотрение вопроса об устранении неполадок в объявлениях о маршрутах BGP. Все маршрутизаторы будут иметь рабочие соседние узлы BGP.
Рекомендуем также почитать первую часть статьи по траблшутингу протокола BGP.
Видео: Основы BGP за 7 минут
Урок 1
Новый сценарий. R1 и R2 находятся в разных автономных системах. Мы пытаемся объявить сеть 1.1.1.0 / 24 от R1 до R2, но она не отображается на R2. Вот конфигурации:
На первый взгляд, здесь все в порядке.
Однако R2 не узнал никаких префиксов от R1
Может быть, используется distribute-list. Но нет, это не тот случай. Это означает, что нам придется проверять наши все команды network.
Проблема заключается в команде network. Она настраивается по-разному для BGP и нашего IGP. Если мы применяем команду network для BGP, она должна быть полной. В этом случае забыли добавить маску подсети
R1(config)#router bgp 1
R1(config-router)#network 1.1.1.0 mask 255.255.255.0
Мы должны убедиться, что ввели правильную маску подсети.
Итак, видно, что мы узнали префикс, и R2 устанавливает его в таблицу маршрутизации ... проблема решена!
Итог урока: введите правильную маску подсети ... BGP требователен!
Урок 2
Давайте перейдем к следующей проблеме. Системный администратор из AS1 хочет объявить summary в AS 2. Системный администратор из AS 2 жалуется, однако, что он ничего не получает..., давайте, выясним, что происходит не так!
Вот конфигурация. Вы можете увидеть команду aggregate-address на R1 для сети 172.16.0.0 / 16.
Жаль ... префиксы не были получены R2. Здесь мы можем проверить две вещи:
Проверьте, не блокирует ли distribute-list префиксы, как это мы сделали в предыдущем занятии.
Посмотрите, что R1 имеет в своей таблице маршрутизации (Правило: "не могу объявлять то, чего у меня нет!").
Давайте начнем с таблицы маршрутизации R1. Из предыдущих уроков вы знаете, как выглядит distribute-list.
Здесь нет ничего, что выглядело бы даже близко к 172.16.0.0 /16. Если мы хотим объявить summary, мы должны сначала поместить что-то в таблицу маршрутизации R1. Рассмотрим различные варианты:
R1(config)#interface loopback 0
R1(config-if)#ip address 172.16.0.1 255.255.255.0
R1(config-if)#exit
R1(config)#router bgp 1
R1(config-router)#network 172.16.0.0 mask 255.255.255.0
Это вариант 1. Создам интерфейс loopback0 и настроим IP-адрес, который попадает в диапазон команды aggregate-address.
Теперь мы видим summary в таблице маршрутизации R2. По умолчанию он все равно будет объявлять другие префиксы. Если вы не хотите этого, вам нужно использовать команду aggregate-address summaryonly!
Второй вариант объявления summary:
R1(config)#ip route 172.16.0.0 255.255.0.0 null 0
R1(config)#router bgp 1
R1(config-router)#network 172.16.0.0 mask 255.255.0.0
Сначала мы поместим сеть 172.16.0.0 / 16 в таблицу маршрутизации, создав статический маршрут и указав его на интерфейсе null0. Во-вторых, будем использовать команду network для BGP для объявления этой сети.
Итог урока: Вы не можете объявлять то, чего у вас нет. Создайте статический маршрут и укажите его на интерфейсе null0, чтобы создать loopback интерфейс с префиксом, который попадает в диапазон суммарных адресов.
Урок 3
Следующая проблема. Вы работаете системным администратором в AS 1, и однажды получаете телефонный звонок от системного администратора AS 2, который интересуется у вас, почему вы публикуете сводку для 1.0.0.0 / 8. Вы понятия не имеете, о чем, он говорит, поэтому решаете проверить свой роутер.
Это то, что видит системный администратор на R2.
Мы видим, что у нас есть сеть 1.0.0.0 / 8 в таблице BGP на R1. Давайте проверим его таблицу маршрутизации.
Сеть 1.1.1.0 / 24 настроена на loopback интерфейс, но она находится в таблице BGP как 1.0.0.0 / 8. Это может означать только одну вещь ... суммирование.
Беглый взгляд на выводы команды show ip protocols показывает, что автоматическое суммирование включено. Отключим это:
R1(config)#router bgp 1
R1(config-router)#no auto-summary
Мы отключим его на R1.
Теперь мы видим 1.1.1.0 / 24 на R2 ... проблема решена!
Итог урока: если вы видите classful сети в своей таблице BGP, возможно, вы включили автоматическое суммирование.
Некоторые из проблем, которые были рассмотрены, можно легко решить, просто посмотрев и/или сравнив результаты команды "show run". И это правда, но имейте в виду, что у вас не всегда есть доступ ко ВСЕМ маршрутизаторам в сети, поэтому, возможно, нет способа сравнить конфигурации. Между устройствами, на которых вы пытаетесь устранить неисправности или которые вызывают проблемы, может быть коммутатор или другой маршрутизатор. Использование соответствующих команд show и debug покажет вам, что именно делает ваш маршрутизатор и что он сообщает другим маршрутизаторам.
Урок 4
Та же топология, другая проблема. Персонал из AS 2 жалуются, что они ничего не получают от AS 1. Для усложнения проблемы, конфигурация не будет показана.
Для начала, мы видим, что R2 не получает никаких префиксов.
Так же можем убедиться, что R1 не имеет каких-либо distribute-lists.
Мы видим, что R1 действительно имеет сеть 1.1.1.0 /24 в своей таблице маршрутизации, так почему же он не объявляет ее в R2?
Давайте посмотрим, может на R1 есть какие-то особенные настройки для своего соседа R2:
Будем использовать команду show ip bgp neighbors, чтобы увидеть подробную информацию о R2. Мы видим, что route-map была применена к R2 и называется "NEIGHBORS". Имейте в виду, что помимо distribute-lists мы можем использовать также route-map для фильтрации BGP.
Существует только оператор соответствия для prefix-list "PREFIXES".
Вот наш нарушитель спокойствия ... он запрещает сеть 1.1.1.0 / 24!
R1(config)#router bgp 1
R1(config-router)#no neighbor 192.168.12.2 route-map NEIGHBORS out
Удалим route-map
И наконец R2 узнал об этом префиксе ... проблема решена!
Итог урока: убедитесь, что нет route-map, блокирующих объявление префиксов.
BGP иногда может быть очень медленным, особенно когда вы ждете результатов, когда вы работаете на тестовом или лабораторном оборудовании. "Clear ip bgp *" - это хороший способ ускорить его ... просто не делайте этого на маршрутизаторах в производственной сети)
Урок 5
Наконец, третий участник выходит на арену, чтобы продемонстрировать новую проблему. R1-это объявляемая сеть 1.1.1.0 / 24, но R3 не изучает эту сеть. Здесь представлены конфигураций:
Соседство настроено, R1 - объявляемая сеть 1.1.1.0 / 24.
R3#show ip route bgp
Мы можем видеть сеть 1.1.1.0 / 24 в таблице маршрутизации R2, но она не отображается на R3.
Технически проблем нет. Если вы внимательно посмотрите на конфигурацию BGP всех трех маршрутизаторов, то увидите, что существует только соседство BGP между R1 и R2 и между R2 и R3. Из-за split horizon IBGP R2 не пересылает сеть 1.1.1.0 / 24 в направлении R3. Чтобы это исправить, нам нужно настроить R1 и R3, чтобы они стали соседями.
R1(config)#ip route 192.168.23.3 255.255.255.255 192.168.12.2
R3(config)#ip route 192.168.12.1 255.255.255.255 192.168.23.2
Если мы собираемся настроить соседство BGP между R1 и R3, нам нужно убедиться, что они могут достигать друг друга. Мы можем использовать статическую маршрутизацию или IGP ... чтобы упростить задачу, на этот раз мы будем использовать статический маршрут.
R1(config)#router bgp 1
R1(config-router)#neighbor 192.168.23.3 remote-as 1
R3(config)#router bgp 1
R3(config-router)#neighbor 192.168.12.1 remote-as 1
Примените правильные настройки команды neighbor BGP.
И R3 имеет доступ к сети 1.1.1.0 / 24!
Итог урока: соседство по IBGP должно быть полным циклом! Другим решением было бы использование route-reflector или confederation.
Урок 6
Очередная проблема. R3 является объявляемой сетью 3.3.3.0 / 24 через EBGP, а R2 устанавливает ее в таблицу маршрутизации. R1, однако, не имеет этой сети в своей таблице маршрутизации. Вот конфигурации:
Вот конфигурации. Для простоты мы используем IP-адреса физического интерфейса для настройки соседей BGP.
Мы можем проверить, что сеть 3.3.3.0 / 24 находится в таблице маршрутизации R2.
R1#show ip route bgp
Однако в таблице маршрутизации R1 ничего нет. Первое, что мы должны проверить - это таблицу BGP.
Мы видим, что он находится в таблице BGP, и * указывает, что это допустимый маршрут. Однако мы не видим символа >, который указывает лучший путь. По какой-то причине BGP не может установить эту запись в таблице маршрутизации. Внимательно посмотрите на следующий IP-адрес прыжка (192.168.23.3). Доступен ли этот IP-адрес?
R1 понятия не имеет, как достичь 192.168.23.3, поэтому наш следующий прыжок недостижим. Есть два способа, как мы можем справиться с этой проблемой:
Используйте статический маршрут или IGP, чтобы сделать этот next hop IP-адрес доступным.
Измените next hop IP-адрес.
Мы изменим IP-адрес следующего прыжка, так как мы достаточно изучили применение статических маршрутов и IGPs.
R2(config)#router bgp 1
R2(config-router)#neighbor 192.168.12.1 next-hop-self
Эта команда изменит IP-адрес следующего перехода на IP-адрес R2.
Теперь мы видим символ >, который указывает, что этот путь был выбран как лучший. IP-адрес следующего перехода теперь 192.168.12.2.
Ура! Теперь он есть в таблице маршрутизации. Мы уже закончили? Если наша цель состояла в том, чтобы она отобразилась в таблице маршрутизации, то мы закончили...однако есть еще одна проблема.
Наш пинг не удался. R1 и R2 оба имеют сеть 3.3.3.0 / 24 в своей таблице маршрутизации, поэтому мы знаем, что они знают, куда пересылать IP-пакеты.
Давайте взглянем на R3:
R3 получит IP-пакет с пунктом назначения 3.3.3.3 и источником 192.168.12.1. Из таблицы маршрутизации видно, что она не знает, куда отправлять IP-пакеты, предназначенные для 192.168.12.1. Исправим это:
R2(config)#router bgp 1
R2(config-router)#network 192.168.12.0 mask 255.255.255.0
Мы будем объявлять сеть 192.168.12.0 / 24 на R2.
Теперь R3 знает, куда отправлять трафик для 192.168.12.0 / 24.
Проблема устранена!
Итог урока: убедитесь, что IP-адрес следующего перехода доступен, чтобы маршруты могли быть установлены в таблице маршрутизации, и чтобы все необходимые сети были достижимы.