По вашему запросу ничего не найдено :(
Убедитесь, что запрос написан правильно, или посмотрите другие
наши статьи:
Если вы на пути изучения Kubernetes, начните с лабораторной среды. Использование лабораторной среды позволит вам правильно развернуть и получить рабочую среду Kubernetes и это является одним из лучших способов проведения экспериментов и обучения.
В этой статье рассмотрим установку Minikube на Windows Hyper-V Server 2019, его конфигурацию и работу с приложениями и их развертываниями.
Что такое Minikube?
Minikube это простой и быстрый способ создать локальный кластер Kubernetes. Он работает на MacOs, Lunix и Windows системах. Также это отличный вариант для разработчиков и тех, кто еще плохо знаком или только начинает изучать Kubernetes.
Некоторые возможности и особенности решения Minikube:
Кроссплатформенность, т.е. поддерживает все основные ОС: Linux, macOS и Windows;
В зависимости от возможностей, можно развернуть в виртуальной машине, контейнере или на железо;
Поддержка Docker;
Наличие драйверов для VmWare, VirtualBox, Docker, KVM, Hyper-V и др.;
Поддержка последних версий Kubernetes;
Docker API для быстрого развертывания образов;
Использование дополнений (addons);
Minikube обладает интегрированной поддержкой Dashboard Kubernetes
Установка Minikube
Для работы в Minikube на Hyper-v нужно выполнить следующие действия:
Проверить соответствие минимальным требованиям
Предварительно настроить Hyper-v server
Выбрать диспетчер пакетов для установки Minikube
Установить Minikube
Запустить кластер Kubernetes
Подключиться к кластеру, посмотреть дашборд
1. Проверка соответствия минимальным требованиям:
Для развертывания и использования Minikube в соответствии с его документацией должны удовлетворяться следующие требования:
2 GB свободной оперативной памяти
2 или более CPU
От 20 GB или более свободного дискового пространства
Наличие интернет
Docker container или виртуальная машина, например, VirtualBox или Hyper-V
2. Настройка Hyper-v server
Какой-то специальной настройки Hyper-v не требует, должны выполняться стандартные требования для работы Hyper-v: 64-разрядный процессор с преобразованием адресов второго уровня (SLAT), достаточный объем оперативной памяти и быстрые диски. Поддержка виртуализации в BIOS/UEFI (у Intel - Intel VT, у AMD - AMD-V). Чтобы виртуальные системы имели доступ в интернет, нужно заранее создать внешний виртуальный коммутатор.
Вначале посмотрим доступные сетевые адаптеры:
Get-NetAdapter
Найденное имя адаптера добавим в команду ниже.
Создать новый внешний сетевой адаптер можно командой PowerShell
New-VMSwitch -name ExternalSwitch -NetAdapterName "Ethernet 2" -AllowManagementOS $true
В противном случае при первом запуске Minikube покажет ошибку:
! StartHost failed, but will try again: creating host: create: precreate: no External vswitch nor Default Switch found. A valid vswitch must be available for this command to run.
Попросит выполнить minikube delete и отправит читать документацию: https://docs.docker.com/machine/drivers/hyper-v/
3. Диспетчер пакетов
В этой статье используется Windows Server 2019, и мы будем использовать Chocolatey, так как другой диспетчер пакетов - Windows Package Manager поддерживает только Windows 10.
Из PowerShell выполним команды:
iwr https://chocolatey.org/install.ps1 -outfile C:install.ps1
c:install.ps1
4. Инсталляция Minikube
После установки Chocolatey нужно выполнить команду:
choco install minikube
5. Запуск
Если после выполнения команды minikube start он не запускается, значит нужно установить соответствующие драйвера и провайдер
Для запуска с привилегированными правами, выполним:
runas /noprofile /user:администратор powershell
В нашем случае для Hyper-V выполняем:
Enable-WindowsOptionalFeature -Online -FeatureName Microsoft-Hyper-V -All
Проверим установку компонентов:
Get-WindowsFeature –Name –hyper-v
Выяснилось, что актуальная версия Minikube не работает c Hyper-v, понизим версию командой
choco install minikube --version 1.6.2 --allow-downgrade
затем удалим minikube delete и снова запустим
minikube start
6. Подключение
Проверить, что VM запущена, поможет команда PowerShell
Get-vm
Просмотреть, что окружение запущено можно командой kubectl get po –A
Подготовим хостовую систему для работы браузеров, установив дополнительные компоненты:
Add-WindowsCapability -Online -Name ServerCore.AppCompatibility~~~~0.0.1.0
И перезагрузим сервер, затем выполним команду minikube dashboard
На сервер предварительно скопирован браузер Firefox, в нем откроем ссылку и убедимся в работоспособности.
В 2012 году Джим Роскинд разработал новый транспортный протокол, основной целью которого было увеличение скорости, с которой данные могут передаваться по относительно стабильным высокоскоростным сетям. В частности:
Сокращение трехстороннего рукопожатия до запуска одного пакета (нулевое рукопожатие)
Уменьшение количества повторно передаваемых пакетов, необходимых для передачи данных
Уменьшение блокировки заголовка между несколькими потоками данных в пределах одного потока TCP, вызванной потерей пакетов
Уменьшение рукопожатия при запуске
Как правило, значение rtt нельзя изменить, поскольку оно обычно ограничено физическим расстоянием и скоростью соединения между отправителем и получателем. Таким образом, один из лучших способов сократить общее время передачи данных - просто уменьшить количество циклов обмена, необходимых между отправителем и получателем для передачи заданного потока или блока данных. QUIC разработан для сокращения количества циклов приема-передачи, необходимых для установки нового соединения, от трехстороннего подтверждения TCP до процесса запуска с нулевым временем приема-передачи. Для этого QUIC использует серию криптографических ключей и хэшей; процесс состоит из:
Клиент отправляет серверу приветствие (CHLO), содержащее требование подтверждения, которое представляет собой список типов сертификатов, которые клиент примет для проверки идентичности сервера; набор сертификатов, к которым у клиента есть доступ; и хэш сертификата, который клиент намеревается использовать в этом соединении. Одно конкретное поле, маркер адреса источника (STK) будет оставлено пустым, потому что раньше с этим сервером не было связи.
Сервер будет использовать эту информацию для создания STK на основе информации, предоставленной в первоначальном приветствии клиента и исходном IP-адресе клиента. Сервер отправляет отклонение (REJ), которое содержит этот STK.
Как только клиент получает STK, он включает его в будущие пакеты приветствия. Если STK совпадает с ранее использованным STK с этого IP-адреса, сервер примет приветствие.
Примечание: Эта пара IP-адрес / STK может быть украдена, и, следовательно, исходный IP-адрес может быть подменен злоумышленником с доступом к любой связи с этой парой. Это известная проблема в QUIC, которая рассматривается в документации QUIC.
Для сравнения, TCP требует, как минимум полтора rtts для создания нового сеанса:
SYN, SYN-ACK, а затем следующий ACK. Сколько времени экономит при переходе на одно соединение rtt? Конечно, это зависит от реализации клиентского и серверного приложений. Однако многие веб-страницы и приложения для мобильных устройств должны подключаться к множеству разных серверов (возможно, к сотням) для создания единой веб-страницы. Если каждое из этих подключений уменьшить с полутора до одного RTT, это может значительно снизить производительность.
Сокращение повторных передач
QUIC использует ряд различных механизмов для уменьшения количества повторно передаваемых пакетов:
Включая Forward Error Correction (FEC) во все пакеты; это позволяет получателю (часто) восстанавливать поврежденную информацию, а не запрашивать ее повторно.
Использование отрицательных подтверждений (NACK) вместо SACK или механизма тройного ACK для запроса повторной передачи определенных порядковых номеров; это предотвращает неоднозначность между запросом на повторную передачу и условиями сети, которые вызывают отправку нескольких подтверждений.
Использование быстрых подтверждений, как описано ранее для TCP.
Использование управления окном предотвращения перегрузки CUBIC.
Механизм предотвращения перегрузки CUBIC - самый интересный из них. CUBIC пытается выполнить двоичный поиск между последним размером окна перед отбрасыванием пакета и некоторым меньшим размером окна, рассчитанным с использованием множительного коэффициента. Когда обнаруживается потеря пакета (либо через тайм-аут RTO, либо через NACK), максимальный размер окна (WMAX) устанавливается равным текущему размеру окна, и вычисляется новый минимальный размер окна (WMIN).
Окно отправителя устанавливается на WMIN, а затем быстро увеличивается до размера окна посередине между WMIN и WMAX. Как только окно достигает этой средней точки, размер окна очень медленно увеличивается при так называемом зондировании, пока не встретится следующий сброс пакета. Этот процесс позволяет CUBIC находить максимальную скорость передачи чуть ниже точки, в которой сеть начинает довольно быстро отбрасывать пакеты.
Исключение блокировки начала строки
"Единая транзакция" в Интернете часто является не "отдельной транзакцией", а скорее большим набором транзакций на нескольких разных серверах. Например, чтобы создать единую веб-страницу, сотни элементов, таких как изображения, скрипты, элементы каскадной таблицы стилей (CSS) и файлы языка гипертекстовой разметки (HTML), должны быть переданы с сервера на клиент. Эти файлы можно передавать двумя способами: последовательно или параллельно. Рисунок 1 иллюстрирует это.
На рисунке 1 показаны три варианта передачи нескольких элементов от сервера к клиенту:
В serialized варианте элементы передаются по одному в течение одного сеанса. Это самый медленный из трех возможных вариантов, так как вся страница должна быть построена поэлементно, при этом меньшие элементы ждут передачи больших, прежде чем их можно будет отобразить.
В варианте с несколькими потоками (multiple streams) каждый элемент передается через отдельное соединение (например, сеанс TCP). Это намного быстрее, но требует создания нескольких подключений, что может негативно повлиять на ресурсы клиента и сервера.
В мультиплексном (multiplexed) варианте каждый элемент передается отдельно через одно соединение. Это позволяет передавать каждый элемент с его собственной скоростью, но с дополнительными расходами ресурсов из-за опции нескольких потоков.
Некоторые формы механизма мультиплексной передачи имеют тенденцию обеспечивать максимальную скорость передачи при наиболее эффективном использовании ресурсов, но как это мультиплексирование должно быть реализовано? Протокол передачи гипертекста версии 2 (HTTPv2) позволяет веб-серверу мультиплексировать несколько элементов в одном сеансе HTTP; поскольку HTTP работает поверх TCP, это означает, что один поток TCP может использоваться для параллельной передачи нескольких элементов веб-страницы. Однако один отброшенный пакет на уровне TCP означает, что каждая параллельная передача в потоке HTTP должна быть приостановлена на время восстановления TCP.
QUICK решает эту проблему, позволяя нескольким потокам HTTP v2 находиться в одном быстром соединении. Это уменьшает транспортные издержки на клиенте и сервере, обеспечивая при этом оптимальную доставку элементов веб - страницы.
Обнаружение MTU пути
Одним из основных вопросов спора между асинхронным режимом передачи (ATM) и интернет-протоколом (IP) был фиксированный размер ячейки. В то время как IP-сети полагаются на пакеты переменной длины, ATM, чтобы обеспечить более высокую скорость коммутации и улучшить взаимодействие с множеством различных физических уровней Time Division Multiplexing (TDM), задал ячейки фиксированной длины. В частности, IPv4 обеспечивает не только пакет переменной длины, но и фрагментацию в процессе передачи. Рисунок 2 иллюстрирует это.
На рис. 2 показано, что если A посылает пакет в направлении E, то какого размера он должен быть? Единственный канал, о котором действительно знает А, - это канал между собой и В, которое помечено как имеющее максимальный размер блока передачи 1500 октетов (Maximum Transmission Unit- MTU). Однако если A отправляет пакет длиной 1500 октетов, то этот пакет не сможет пройти через канал [C,D]. Есть два способа решить эту проблему.
Первый заключается в том, что C фрагментирует пакет на два меньших пакета. Это возможно в IPv4; C может определить, что пакет не поместится на следующем канале, по которому пакет должен быть передан, и разбить пакет на два меньших пакета. Конечно, с этим решением есть ряд проблем. Например, процесс фрагментации пакета требует гораздо больше работы со стороны C, возможно, даже перемещение пакета из аппаратного пути коммутации в программный путь коммутации.
Во-вторых, A никогда не отправляет пакет, превышающий минимальный MTU, по всему пути к E. Для этого A должен определить минимальный MTU на пути, и он должен иметь возможность фрагментировать информацию, отправляемую из протоколов верхнего уровня на несколько пакетов перед передачей. IPv6 выбирает этот последний вариант, полагаясь на обнаружение Path MTU (PMTU), чтобы найти минимальный MTU на пути (при условии, что PMTU действительно работает), и позволяя процессу IPv6 в A фрагментировать информацию из протоколов верхнего уровня на несколько пакетов, которые затем повторно собираются в исходный блок данных верхнего уровня в приемнике.
Это решение, однако, также является проблемным. В недавней работе с системой доменных имен (DNS) исследователи обнаружили, что около 37% всех DNS- resolvers отбрасывают фрагментированные пакеты IPv6. Почему это происходит? Самый простой способ понять это-рассмотреть структуру фрагментированного пакета, а также природу DoS и DDoS атак.
При передаче пакета, в пакет помещается заголовок, указывающий принимающую услугу (номер сокета или протокола какого-либо рода), а также информацию о передаваемой услуге. Эта информация важна для фильтрации пакета на основе различных политик безопасности, особенно если политика безопасности гласит: "разрешать только пакеты инициации сеанса в сеть, если пакет не принадлежит существующему сеансу." Другими словами, типичный фильтр с отслеживанием состояния, защищающий сервер, будет иметь некоторые основные правила, которым он следует:
Если пакет инициирует новый сеанс, пересылайте его и создайте новую запись сеанса.
Если пакет является частью существующего сеанса, перенаправьте его и сбросьте таймер сеанса.
Если пакет не является частью существующего сеанса, отбросьте его.
Время от времени очищайте старые сеансы.
Возможно подделать пакет, похожий на настоящий, но это очень сложно, т.к. используются различные nonce и другие методы, чтобы препятствовать подобному поведению. Но фрагментация пакета удаляет заголовок из второй половины пакета, что фактически означает, что второй пакет во фрагментированной паре может быть присоединен только к определенному сеансу или потоку, отслеживая часть пакета, которая имеет полный заголовок.
Как маршрутизатор или middlebox могут выполнить это? Он должен каким-то образом хранить копию каждого фрагмента пакета с заголовком где-нибудь в памяти, чтобы на пакет с заголовком можно было ссылаться для обработки любых будущих фрагментов. Как долго он должен хранить эти фрагменты с заголовками? На это нет ответа. Проще просто отбросить любые фрагменты, чем поддерживать состояние, необходимое для их обработки.
Каков результат? Похоже, что даже фрагментация на основе исходного кода не очень полезна на уровне IP.
Это должно напомнить об одном из основополагающих принципов пакета Интернет-протоколов: end-to-end принципе. End-to-end принцип гласит, что сеть не должна изменять трафик, передаваемый между двумя оконечными устройствами; или, скорее, сеть должна работать как черный ящик, соединяющий два устройства, никогда не изменяя данные, полученные от конечного хоста.
Означает ли это, что вся фильтрация трафика должна быть запрещена в общедоступном Интернете, всерьез навязывая end-to-end правило, оставляя всю безопасность конечным хостам?
Это представляет собой первоначальное обсуждения фильтрации пакетов в IPv6 с отслеживанием состояния. Однако это менее реалистичный вариант; более сильная защита - это не один идеальный файрволл, а скорее серия неидеальных файрволлов.
Другая альтернатива - принять еще одну частичку реальности, о которой часто забывают в мире сетевой инженерии: утечка абстракций. Сквозной принцип описывает идеально абстрактную систему, способную передавать трафик от одного хоста к другому, и совершенно абстрагированный набор хостов, между которыми переносится трафик. Но утекают все нетривиальные абстракции; проблема MTU и фрагментации - это просто утечка состояния из сети в хост, а система на хосте пытается абстрагировать эту утечку в приложение, отправляющее трафик по сети. В такой ситуации лучше всего просто признать утечку и официально отправить информацию в стек, чтобы приложение могло лучше принять решение о том, как отправлять трафик.
Другая альтернатива-принять еще одну частицу реальности, часто забываемую в мире сетевой инженерии: утечку абстракций. Сквозной принцип описывает идеально абстрагированную систему, способную передавать трафик от одного хоста к другому, и идеально абстрагированный набор хостов, между которыми осуществляется трафик. Но все нетривиальные абстракции протекают; проблема MTU и фрагментации-это просто утечка состояния из сети в хост, и система на хосте пытается абстрагировать эту утечку в приложение, отправляющее трафик по сети. В такой ситуации, возможно, лучше всего просто признать утечку и официально продвинуть информацию вверх по стеку, чтобы приложение могло принять лучшее решение о том, как отправлять трафик.
Но это приводит к еще одному интересному вопросу для размышления: является ли описанная здесь фильтрация состояний предательством end-to-end принципа? Ответ зависит от того, считаете ли вы протокол верхнего уровня, отправляющий данные, конечной точкой, или систему, на которой работает приложение (следовательно, включая сам стек IP), конечной точкой. Так или иначе, эта двусмысленность преследовала Интернет с самых ранних дней, хотя мир сетевой инженерии не всегда серьезно задумывался о разнице между этими двумя точками зрения.
ICMP
Хотя транспортные протоколы, такие как TCP и QUIC, обычно привлекают наибольшее внимание среди протоколов среднего уровня, существует ряд других протоколов, которые не менее важны для работы сети на основе IP. Среди них - протокол ICMP, который, можно сказать, предоставляет метаданные о самой сети. ICMP - это простой протокол, который используется для запроса информации о конкретном состоянии или для отправки сетевыми устройствами информации о том, почему определенный пакет отбрасывается в какой-либо точке сети. В частности:
ICMP может использоваться для отправки эхо-запроса или эхо-ответа. Эта функция используется для проверки связи с конкретным адресом назначения, который можно использовать для определения доступности адреса без использования слишком большого количества ресурсов на приемнике.
ICMP можно использовать для отправки уведомления об отброшенном пакете из-за того, что он слишком велик для передачи по каналу (слишком большой пакет).
ICMP может использоваться для отправки уведомления о том, что пакет был отброшен, поскольку его время жизни (TTL) достигло 0 (срок действия пакета истек при передаче).
Ответ на слишком большой пакет можно использовать для определения максимального размера передаваемого блока (MTU) в сети; отправитель может передать большой пакет и дождаться, чтобы увидеть, не отправит ли какое-либо устройство в сети уведомление о слишком большом пакете через ICMP. Если такое уведомление приходит, отправитель может попробовать постепенно уменьшать пакеты, чтобы определить самый большой пакет, который может быть передан из конца в конец по сети.
Ответ с истекшим транзитом может использоваться для отслеживания маршрута от источника до пункта назначения в сети (это называется трассировкой маршрута). Отправитель может передать пакет в конкретное место назначения, используя любой протокол транспортного уровня (включая TCP, UDP или QUIC), но с TTL равным 1. Сетевое устройство первого перехода должно уменьшить TTL и отправить обратно ICMP-сообщение с истекшим сроком действия в транзитном уведомлении отправителю. Отправляя серию пакетов, каждый с TTL на один больше, чем предыдущий, каждое устройство на пути может быть вынуждено передать отправителю сообщение ICMP с истекшим сроком действия в транзитном уведомлении, открывая весь путь пакета.
При первичной настройке Asterisk или дальнейшей отладке очень часто может возникнуть потребность в совершении звонка без использования физического телефона или софтфона.
К примеру, изменились настройки фаерволла, транка или экстеншена и необходимо при каждом изменении совершать тестовые исходящие звонки. Подобную функцию выполняет команда «Dial», но в данном случае необходимо создать так называемый «call» файл, просто текстовый файл, который содержит следующие строки:
Channel: SIP/flowroute/84951112233
MaxRetries: 1
RetryTime: 60
WaitTime: 30
Context: test_forcall
Extension: 1
Priority: 1
Set: variablename=variablevalue
CallerID: Test <84954445566>
Первая строчка определяет канал, который будет использоваться для совершения вызова и экстеншен, в данном случае – любой номер телефона, в данном примере 84951112233. Следующая строка – параметр, определяющий сколько раз Asterisk произведет попыток вызова на данный номер. Далее – временной интервал между вызовами и начальное время ожидания перед первым звонком. Параметр «Context» отвечает соответственно за контекст, через который пойдет вызов, экстеншен и приоритет.
Кроме того, можно настроить CallerID (номер вызывающего абонента), в данном случае - Test <84954445566>.
Для того, что бы Астериск прочел и использовал .call файл, его необходимо поместить в директорию /var/spool/asterisk/outgoing/ - важно, что он должен быть именно перемещён в неё с помощью команды «mv», а не создан в самой директории. Кроме того, необходимо, что бы Астериск имел достаточно прав для того, чтобы удалить этот файл после использования.
Суммируя вышесказанное, необходимо:
Создать .call файл с необходимым наполнением
Настроить необходимые разрешения с помощью команды chmod
chmod 777 callfile.call
3. Переместить файл в директорию для его исполнения командой mv
mv callfile.call /var/spool/asterisk/outgoing/
Так как файл совершает вызов с использованием контекста, экстеншена и приоритета, ниже приведён пример контекста, который использовался для данного примера:
[test_forcall]
exten => 1,1,Answer()
exten => 1,n,Record(/home/test/asterisk_sounds/rec/incoming_call.gsm,5,30)
exten => 1,n,Playback(vm-goodbye)
exten => 1,n,Hangup()
В описании данного контекста нет никакой специфики, кроме того что необходимо зарегистрировать экстеншен с номером 1, так как через него идет вызов (.call файл в начале статьи).
Если изменить дату создания .call файла, то Asterisk совершит вызов в указанный момент. Для этого используется команда touch, как указано ниже.
touch -t YYYYMMDDHHMM.SS filename // формат использования команды
touch -t echo date('YmdHi'); .00 callfile.call // изменение даты файла так, что Asterisk совершит вызов echo date('d');
function getMonthRus($num_month = false){
if(!$num_month){
$num_month = date('n');
}
$monthes = array(
1 => 'января', 2 => 'февраля', 3 => 'марта',
4 => 'апреля', 5 => 'мая', 6 => 'июня',
7 => 'июля', 8 => 'августа',9 => 'сентября',
10 => 'октября', 11 => 'ноября',
12 => 'декабря'
);
$name_month = $monthes[$num_month];
return $name_month;
}
echo getMonthRus(); echo date('Y'); года в echo date('H:i'); .Это если Вы решите позвонить прямо сейчас :)
Если необходимо проверить список файлов, которые ожидают исполнения, необходимо ввести следующую команду:
ls --full-time /var/spool/asterisk/outgoing/
Таким образом, можно генерировать файлы для совершения автодозвона в целях тестирования, в любое необходимое время – к примеру, можно проверять работоспособность АТС в критичные моменты.