По вашему запросу ничего не найдено :(
Убедитесь, что запрос написан правильно, или посмотрите другие
наши статьи:
Перед тем как начать, почитайте материал про топологию сетей.
Обнаружение соседей позволяет плоскости управления узнать о топологии сети, но как узнать информацию о достижимых пунктах назначения? На рисунке 8 показано, как маршрутизатор D узнает о хостах A, B и C?
Существует два широких класса решений этой проблемы - реактивные и упреждающие, которые обсуждаются в следующих статьях.
Реактивное изучение
На рисунке 8 предположим, что хост A только что был включен, а сеть использует только динамическое обучение на основе передаваемого трафика данных. Как маршрутизатор D может узнать об этом недавно подключенном хосте? Одна из возможностей для A - просто начать отправлять пакеты. Например, если A вручную настроен на отправку всех пакетов по назначению, он не знает, как достичь к D, A должен отправить в хотя бы один пакет, чтобы D обнаружил его существование. Узнав A, D может кэшировать любую релевантную информацию на некоторое время - обычно до тех пор, пока A, кажется, отправляет трафик. Если A не отправляет трафик в течение некоторого времени, D может рассчитать запись для A в своем локальном кэше.
Этот процесс обнаружения достижимости, основанный на фактическом потоке трафика, является реактивным открытием. С точки зрения сложности, реактивное обнаружение торгует оптимальным потоком трафика против информации, известной и потенциально переносимой в плоскости управления.
Потребуется некоторое время, чтобы сработали механизмы реактивного обнаружения, то есть чтобы D узнал о существовании A, как только хост начнет посылать пакеты. Например, если хост F начинает посылать трафик в сторону а в тот момент, когда A включен, трафик может быть перенаправлен через сеть на D, но D не будет иметь информации, необходимой для пересылки трафика на канал, а следовательно, и на A. В течение времени между включением хоста A и обнаружением его существования пакеты будут отброшены-ситуация, которая будет казаться F в худшем случае сбоем сети и некоторым дополнительным джиттером (или, возможно, непредсказуемой реакцией по всей сети) в лучшем случае.
Кэшированные записи со временем должны быть отключены. Обычно для этого требуется сбалансировать ряд факторов, включая размер кэша, объем кэшируемой информации об устройстве и частоту использования записи кэша в течение некоторого прошедшего периода времени.
Время ожидания этой кэшированной информации и любой риск безопасности какого-либо другого устройства, использующего устаревшую информацию, являются основой для атаки. Например, если A перемещает свое соединение с D на E, информация, которую D узнал об A, останется в кэше D в течение некоторого времени. В течение этого времени, если другое устройство подключается к сети к D, оно может выдавать себя за A. Чем дольше действительна кэшированная информация, тем больше вероятность для выполнения этого типа атаки.
Упреждающее изучение
Некоторая информация о доступности может быть изучена заранее, что означает, что маршрутизатору не нужно ждать, пока подключенный хост начнет отправлять трафик, чтобы узнать об этом. Эта возможность имеет тенденцию быть важной в средах, где хосты могут быть очень мобильными; например, в структуре центра обработки данных, где виртуальные машины могут перемещаться между физическими устройствами, сохраняя свой адрес или другую идентифицирующую информацию, или в сетях, которые поддерживают беспроводные устройства, такие как мобильные телефоны. Здесь описаны четыре широко используемых способа упреждающего изучения информации о доступности:
Протокол обнаружения соседей может выполняться между граничными сетевыми узлами (или устройствами) и подключенными хостами. Информация, полученная из такого протокола обнаружения соседей, может затем использоваться для введения информации о доступности в плоскость управления. Хотя протоколы обнаружения соседей широко используются, информация, полученная через эти протоколы, не используется широко для внедрения информации о доступности в плоскость управления.
Информацию о доступности можно получить через конфигурацию устройства. Почти все сетевые устройства (например, маршрутизаторы) будут иметь доступные адреса, настроенные или обнаруженные на всех интерфейсах, обращенных к хосту. Затем сетевые устройства могут объявлять эти подключенные интерфейсы как достижимые места назначения. В этой ситуации доступным местом назначения является канал (или провод), сеть или подсеть, а не отдельные узлы. Это наиболее распространенный способ получения маршрутизаторами информации о доступности сетевого уровня.
Хосты могут зарегистрироваться в службе идентификации. В некоторых системах служба (централизованная или распределенная) отслеживает, где подключены хосты, включая такую информацию, как маршрутизатор первого прыжка, через который должен быть отправлен трафик, чтобы достичь их, сопоставление имени с адресом, услуги, которые каждый хост способен предоставить, услуги, которые каждый хост ищет и/или использует, и другую информацию. Службы идентификации распространены, хотя они не всегда хорошо видны сетевым инженерам. Такие системы очень распространены в высокомобильных средах, таких как беспроводные сети, ориентированные на потребителя.
Плоскость управления может извлекать информацию из системы управления адресами, если она развернута по всей сети. Однако это очень необычное решение. Большая часть взаимодействия между плоскостью управления и системами управления адресами будет осуществляться через локальную конфигурацию устройства; система управления адресами назначает адрес интерфейсу, а плоскость управления выбирает эту конфигурацию интерфейса для объявления в качестве достижимого назначения.
Объявление достижимости и топология
После изучения информации о топологии и доступности плоскость управления должна распространить эту информацию по сети. Хотя метод, используемый для объявления этой информации, в некоторой степени зависит от механизма, используемого для расчета путей без петель (поскольку какая информация требуется, где рассчитывать пути без петель, будет варьироваться в зависимости от того, как эти пути вычисляются), существуют некоторые общие проблемы и решения, которые будут применяться ко всем возможным системам. Основные проблемы заключаются в том, чтобы решить, когда объявлять о доступности и надежной передаче информации по сети.
Решение, когда объявлять достижимость и топологию
Когда плоскость управления должна объявлять информацию о топологии и доступности? Очевидным ответом может быть "когда это будет изучено", но очевидный ответ часто оказывается неправильным. Определение того, когда объявлять информацию, на самом деле включает в себя тщательный баланс между оптимальной производительностью сети и управлением объемом состояния плоскости управления. Рисунок 9 будет использован для иллюстрации.
Предположим, хосты A и F отправляют данные друг другу почти постоянно, но B, G и H вообще не отправляют трафик в течение некоторого длительного периода. В этой ситуации возникают два очевидных вопроса:
Хотя для маршрутизатора C может иметь смысл поддерживать информацию о доступности для B, почему D и E должны поддерживать эту информацию?
Почему маршрутизатор E должен поддерживать информацию о доступности хоста A?
С точки зрения сложности существует прямой компромисс между объемом информации, передаваемой и удерживаемой в плоскости управления, и способностью сети быстро принимать и пересылать трафик. Рассматривая первый вопрос, например, компромисс выглядит как способность C отправлять трафик из B в G при его получении по сравнению с C, поддерживающим меньше информации в своих таблицах пересылки, но требующимся для получения информации, необходимой для пересылки трафика через некоторый механизм при получении пакетов, которые должны быть переадресованы. Существует три общих решения этой проблемы.
Проактивная плоскость управления: плоскость управления может проактивно обнаруживать топологию, вычислять набор путей без петель через сеть и объявлять информацию о достижимости.
Упреждающее обнаружение топологии с реактивной достижимостью: плоскость управления может проактивно обнаруживать топологию и рассчитывать набор путей без петель. Однако плоскость управления может ждать, пока информация о доступности не потребуется для пересылки пакетов, прежде чем обнаруживать и / или объявлять о доступности.
Реактивная плоскость управления: плоскость управления может реактивно обнаруживать топологию, вычислять набор путей без петель через сеть (обычно для каждого пункта назначения) и объявлять информацию о доступности.
Если C изучает, сохраняет и распределяет информацию о доступности проактивно или в этой сети работает проактивная плоскость управления, то новые потоки трафика могут перенаправляться через сеть без каких-либо задержек. Если показанные устройства работают с реактивной плоскостью управления, C будет:
Подождите, пока первый пакет в потоке не направится к G (к примеру)
Откройте путь к G с помощью некоторого механизма
Установите путь локально
Начать пересылку трафика в сторону G
Тот же процесс должен быть выполнен в D для трафика, перенаправляемого к A от G и F (помните, что потоки почти всегда двунаправленные). Пока плоскость управления изучает путь к месту назначения, трафик (почти всегда) отбрасывается, потому что сетевые устройства не имеют никакой информации о пересылке для этого достижимого места назначения (с точки зрения сетевого устройства достижимый пункт назначения не существует). Время, необходимое для обнаружения и создания правильной информации о пересылке, может составлять от нескольких сотен миллисекунд до нескольких секунд. В это время хост и приложения не будут знать, будет ли соединение в конечном итоге установлено, или если место назначения просто недоступно.
Плоскости управления можно в целом разделить на:
Проактивные системы объявляют информацию о доступности по всей сети до того, как она понадобится. Другими словами, проактивные плоскости управления хранят информацию о доступности для каждого пункта назначения, установленного на каждом сетевом устройстве, независимо от того, используется эта информация или нет. Проактивные системы увеличивают количество состояний, которые передаются и хранятся на уровне управления, чтобы сделать сеть более прозрачной для хостов или, скорее, более оптимальной для краткосрочных и чувствительных ко времени потоков.
Реактивные системы ждут, пока информация о пересылке не потребуется для ее получения, или, скорее, они реагируют на события в плоскости данных для создания информации плоскости управления. Реактивные системы уменьшают количество состояний, передаваемых на уровне управления, делая сеть менее отзывчивой к приложениям и менее оптимальной для кратковременных или чувствительных ко времени потоков.
Как и все компромиссы в сетевой инженерии, описанные здесь два варианта, не являются исключительными. Можно реализовать плоскость управления, содержащую некоторые проактивные и некоторые реактивные элементы. Например, можно построить плоскость управления, которая имеет минимальные объемы информации о доступности, описывающей довольно неоптимальные пути через сеть, но которая может обнаруживать более оптимальные пути, если обнаруживается более длительный или чувствительный к качеству обслуживания поток.
Что почитать дальше? Советуем материал про реактивное и упреждающее распределение достижимости в сетях.
Информационные технологии стали важнейшей частью нашей жизни: прямо сейчас по одному клику можно вызвать такси
Девятая часть тут.
Ни одна среда передачи данных не может считаться совершенной. Если среда передачи является общей, как радиочастота (RF), существует возможность возникновения помех или даже столкновений дейтаграмм. Это когда несколько отправителей пытаются передать информацию одновременно. Результатом является искаженное сообщение, которое не может быть понято предполагаемым получателем. Даже специализированная среда, такая как подводный оптический кабель типа point-to-point (световолновой), может испытывать ошибки из—за деградации кабеля или точечных событий-даже, казалось бы, безумных событий, таких как солнечные вспышки, вызывающие излучение, которое, в свою очередь, мешает передаче данных по медному кабелю.
Существует два ключевых вопроса, на которые сетевой транспорт должен ответить в области ошибок:
Как можно обнаружить ошибки при передаче данных?
Что должна делать сеть с ошибками при передаче данных?
Далее рассматриваются некоторые из возможных ответов на эти вопросы.
Обнаружение ошибок
Первый шаг в работе с ошибками, независимо от того, вызваны ли они отказом носителя передачи, повреждением памяти в коммутационном устройстве вдоль пути или любой другой причиной, заключается в обнаружении ошибки. Проблема, конечно, в том, что когда получатель изучает данные, которые он получает, нет ничего, с чем можно было бы сравнить эти данные, чтобы обнаружить ошибку.
Проверка четности — это самый простой механизм обнаружения. Существуют два взаимодополняющих алгоритма проверки четности. При четной проверке четности к каждому блоку данных добавляется один дополнительный бит. Если сумма битов в блоке данных четная—то есть если в блоке данных имеется четное число битов 1, то дополнительный бит устанавливается равным 0. Это сохраняет четное состояние четности блока. Если сумма битов нечетна, то дополнительный бит устанавливается равным 1, что переводит весь блок в состояние четной четности. Нечетная четность использует ту же самую дополнительную битную стратегию, но она требует, чтобы блок имел нечетную четность (нечетное число 1 бит). В качестве примера вычислите четную и нечетную четность для этих четырех октетов данных:
00110011 00111000 00110101 00110001
Простой подсчет цифр показывает, что в этих данных есть 14 «1» и 18 «0». Чтобы обеспечить обнаружение ошибок с помощью проверки четности, вы добавляете один бит к данным, либо делая общее число «1» в недавно увеличенном наборе битов четным для четной четности, либо нечетным для нечетной четности. Например, если вы хотите добавить четный бит четности в этом случае, дополнительный бит должен быть установлен в «0». Это происходит потому, что число «1» уже является четным числом. Установка дополнительного бита четности на «0» не добавит еще один «1» и, следовательно, не изменит, является ли общее число «1» четным или нечетным. Таким образом, для четной четности конечный набор битов равен:
00110011 00111000 00110101 00110001 0
С другой стороны, если вы хотите добавить один бит нечетной четности к этому набору битов, вам нужно будет сделать дополнительный бит четности «1», так что теперь есть 15 «1», а не 14. Для нечетной четности конечный набор битов равен:
00110011 00111000 00110101 00110001 1
Чтобы проверить, были ли данные повреждены или изменены при передаче, получатель может просто отметить, используется ли четная или нечетная четность, добавить число «1» и отбросить бит четности. Если число «1» не соответствует используемому виду четности (четное или нечетное), данные повреждены; в противном случае данные кажутся такими же, как и первоначально переданные.
Этот новый бит, конечно, передается вместе с оригинальными битами. Что произойдет, если сам бит четности каким-то образом поврежден? Это на самом деле нормально - предположим, что даже проверка четности на месте, и передатчик посылает
00110011 00111000 00110101 00110001 0
Приемник, однако, получает
00110011 00111000 00110101 00110001 1
Сам бит четности был изменен с 0 на 1. Приемник будет считать «1», определяя, что их 15. Поскольку даже проверка четности используется, полученные данные будут помечены как имеющие ошибку, даже если это не так. Проверка на четность потенциально слишком чувствительна к сбоям, но в случае обнаружения ошибок лучше ошибиться в начале.
Есть одна проблема с проверкой четности: она может обнаружить только один бит в передаваемом сигнале. Например, если даже четность используется, и передатчик отправляет
00110011 00111000 00110101 00110001 0
Приемник, однако, получает
00110010 00111000 00110101 00110000 0
Приемник подсчитает число «1» и обнаружит, что оно равно 12. Поскольку система использует четную четность, приемник будет считать данные правильными и обработает их в обычном режиме. Однако оба бита, выделенные жирным шрифтом, были повреждены. Если изменяется четное число битов в любой комбинации, проверка четности не может обнаружить изменение; только когда изменение включает нечетное число битов, проверка четности может обнаружить изменение данных.
Циклическая проверка избыточности (Cyclic Redundancy Check - CRC) может обнаруживать более широкий диапазон изменений в передаваемых данных, используя деление (а не сложение) в циклах по всему набору данных, по одной небольшой части за раз. Работа с примером - лучший способ понять, как рассчитывается CRC. Расчет CRC начинается с полинома, как показано на рисунке 1.
На рис. 1 трехчленный многочлен x3 + x2 + 1 расширен, чтобы включить все члены, включая члены, предшествующие 0 (и, следовательно, не влияют на результат вычисления независимо от значения x). Затем эти четыре коэффициента используются в качестве двоичного калькулятора, который будет использоваться для вычисления CRC.
Чтобы выполнить CRC, начните с исходного двоичного набора данных и добавьте три дополнительных бита (поскольку исходный полином без коэффициентов имеет три члена; следовательно, это называется трехбитной проверкой CRC), как показано здесь:
10110011 00111001 (оригинальные данные)
10110011 00111001 000 (с добавленными битами CRC)
Эти три бита необходимы для обеспечения того, чтобы все биты в исходных данных были включены в CRC; поскольку CRC перемещается слева направо по исходным данным, последние биты в исходных данных будут включены только в том случае, если эти заполняющие биты включены. Теперь начните с четырех битов слева (потому что четыре коэффициента представлены в виде четырех битов). Используйте операцию Exclusive OR (XOR) для сравнения крайних левых битов с битами CRC и сохраните результат, как показано здесь:
10110011 00111001 000 (дополненные данные)
1101 (Контрольные биты CRC)
----
01100011 00111001 000 (результат XOR)
XOR'инг двух двоичных цифр приводит к 0, если эти две цифры совпадают, и 1, если они не совпадают. Контрольные биты, называемые делителем, перемещаются на один бит вправо (некоторые шаги здесь можно пропустить), и операция повторяется до тех пор, пока не будет достигнут конец числа:
10110011 00111001 000
1101
01100011 00111001 000
1101
00001011 00111001 000
1101
00000110 00111001 000
110 1
00000000 10111001 000
1101
00000000 01101001 000
1101
00000000 00000001 000
1 101
00000000 00000000 101
CRC находится в последних трех битах, которые были первоначально добавлены в качестве заполнения; это "остаток" процесса разделения перемещения по исходным данным плюс исходное заполнение. Получателю несложно определить, были ли данные изменены, оставив биты CRC на месте (в данном случае 101) и используя исходный делитель поперек данных, как показано здесь:
10110011 00111001 101
1101
01100011 00111001 101
1101
00001011 00111001 101
1101
00000110 00111001 101
110 1
00000000 10111001 101
1101
00000000 01101001 101
1101
00000000 00000001 101
1 101
00000000 00000000 000
Если данные не были изменены, то результат этой операции всегда должен быть равен 0. Если бит был изменен, результат не будет равен 0, как показано здесь:
10110011 00111000 000
1101
01100011 00111000 000
1101
00001011 00111000 000
1101
00000110 00111000 000
110 1
00000000 10111000 000
1101
00000000 01101000 000
1101
00000000 00000000 000
1 101
00000000 00000001 000
CRC может показаться сложной операцией, но она играет на сильных сторонах компьютера—бинарных операциях конечной длины. Если длина CRC задается такой же, как у стандартного небольшого регистра в обычных процессорах, скажем, восемь бит, вычисление CRC-это довольно простой и быстрый процесс. Проверка CRC имеет то преимущество, что она устойчива к многобитовым изменениям, в отличие от проверки четности, описанной ранее.
Исправление ошибок
Однако обнаружение ошибки — это только половина проблемы. Как только ошибка обнаружена, что должна делать транспортная система? Есть, по существу, три варианта.
Транспортная система может просто выбросить данные. В этом случае транспорт фактически переносит ответственность за ошибки на протоколы более высокого уровня или, возможно, само приложение. Поскольку некоторым приложениям может потребоваться полный набор данных без ошибок (например, система передачи файлов или финансовая транзакция), у них, вероятно, будет какой-то способ обнаружить любые пропущенные данные и повторно передать их. Приложения, которые не заботятся о небольших объемах отсутствующих данных (например, о голосовом потоке), могут просто игнорировать отсутствующие данные, восстанавливая информацию в приемнике, насколько это возможно, с учетом отсутствующей информации.
Транспортная система может подать сигнал передатчику, что произошла ошибка, и позволить передатчику решить, что делать с этой информацией (как правило, данные при ошибке будут повторно переданы).
Транспортная система может выйти за рамки отбрасывания данных, включив достаточное количество информации в исходную передачу, определить, где находится ошибка, и попытаться исправить ее. Это называется Прямой коррекцией ошибок (Forward Error Correction - FEC). Коды Хэмминга, один из первых разработанных механизмов FEC, также является одним из самых простых для объяснения.
Код Хэмминга лучше всего объяснить на примере - для иллюстрации будет использована таблица 1.
В Таблице № 1:
Каждый бит в 12-битном пространстве, представляющий собой степень двух (1, 2, 4, 6, 8 и т. д.) и первый бит, устанавливается в качестве битов четности.
8-битное число, которое должно быть защищено с помощью FEC, 10110011, распределено по оставшимся битам в 12-битном пространстве.
Каждый бит четности устанавливается равным 0, а затем четность вычисляется для каждого бита четности путем добавления числа «1» в позиции, где двоичный бит имеет тот же бит, что и бит четности. В частности:
P1 имеет набор крайних правых битов в своем битовом номере; другие биты в числовом пространстве, которые также имеют набор крайних правых битов, включены в расчет четности (см. вторую строку таблицы, чтобы найти все позиции битов в номере с набором крайних правых битов). Они указаны в таблице с X в строке P1. Общее число «1»-нечетное число, 3, поэтому бит P1 устанавливается равным 1 (в этом примере используется четная четность).
P2 имеет второй бит из правого набора; другие биты в числовом пространстве, которые имеют второй из правого набора битов, включены в расчет четности, как указано с помощью X в строке P2 таблицы. Общее число «1»-четное число, 4, поэтому бит P2 установлен в 0.
P4 имеет третий бит из правого набора, поэтому другие биты, которые имеют третий бит из правого набора, имеют свои номера позиций, как указано с помощью X в строке P3. В отмеченных столбцах есть нечетное число «1», поэтому бит четности P4 установлен на 1.
Чтобы определить, изменилась ли какая-либо информация, получатель может проверить биты четности таким же образом, как их вычислял отправитель; общее число 1s в любом наборе должно быть четным числом, включая бит четности. Если один из битов данных был перевернут, приемник никогда не должен найти ни одной ошибки четности, потому что каждая из битовых позиций в данных покрыта несколькими битами четности. Чтобы определить, какой бит данных является неправильным, приемник добавляет позиции битов четности, которые находятся в ошибке; результатом является положение бита, которое было перевернуто. Например, если бит в позиции 9, который является пятым битом данных, перевернут, то биты четности P1 и P8 будут ошибочными. В этом случае 8 + 1 = 9, так что бит в позиции 9 находится в ошибке, и его переворачивание исправит данные. Если один бит четности находится в ошибке—например, P1 или P8—то это тот бит четности, который был перевернут, и сами данные верны.
В то время как код Хэмминга гениален, есть много битовых шаблонов-перевертышей, которые он не может обнаружить. Более современный код, такой как Reed-Solomon, может обнаруживать и исправлять более широкий диапазон условий ошибки, добавляя меньше дополнительной информации в поток данных.
Существует большое количество различных видов CRC и кодов исправления ошибок, используемых во всем мире связи. Проверки CRC классифицируются по количеству битов, используемых в проверке (количество битов заполнения или, точнее, длины полинома), а в некоторых случаях - по конкретному применению. Например, универсальная последовательная шина использует 5-битный CRC (CRC-5-USB); Глобальная система мобильной связи (GSM), широко используемый стандарт сотовой связи, использует CRC-3-GSM; Мультидоступ с кодовым разделением каналов (CDMA), другой широко используемый стандарт сотовой связи, использует CRC-6-CDMA2000A, CRC-6-CDMA2000B и CRC-30; и некоторые автомобильные сети (CAN), используемые для соединения различных компонентов в автомобиле, используют CRC-17-CAN и CRC-21-CAN. Некоторые из этих различных функций CRC являются не единственной функцией, а скорее классом или семейством функций со многими различными кодами и опциями внутри них.