По вашему запросу ничего не найдено :(
Убедитесь, что запрос написан правильно, или посмотрите другие
наши статьи:
Виртуальные сети - это, в простейшем виде, создание логических топологий, построенных на основе физической топологии. Эти логические топологии часто называют виртуальными топологиями - отсюда и концепция виртуализации сети. Эти топологии могут состоять из одного виртуального канала в более крупной сети, называемого туннелем, или набора виртуальных каналов, которые кажутся полной сетью поверх физической сети, называемой наложением.
Этот раздел лекций начнется с обсуждения того, почему создаются и используются виртуальные топологии, проиллюстрированные двумя примерами использования. Во втором разделе этих лекций будут рассмотрены проблемы, которые должно решить любое решение виртуализации, а в третьем разделе будут рассмотрены сложности при виртуализации сети. Далее будут рассмотрены два примера технологий виртуализации: сегментная маршрутизация (segment routing-SR) и программно - определяемые глобальные сети (Software-Defined Wide Area Networks- SD-WAN).
Понимание виртуальных сетей
Виртуализация усложняет проектирование протоколов, сетей и устранение неполадок, так зачем же виртуализировать? Причины, как правило, сводятся к разделению нескольких потоков трафика в одной физической сети. Это может показаться подозрительно похожим на другую форму мультиплексирования, потому что это еще одна форма мультиплексирования. Основные различия между рассмотренными до сих пор формами мультиплексирования и виртуализацией заключаются в следующем:
Позволяет нескольким плоскостям управления работать с различными наборами информации о достижимости в рамках одной физической топологии;
Позволяет нескольким наборам достижимых пунктов назначения работать в одной физической топологии без взаимодействия друг с другом;
Рассмотренные до этого момента методы мультиплексирования были сосредоточены на том, чтобы позволить нескольким устройствам использовать одну физическую сеть (или набор проводов), позволяя каждому устройству взаимодействовать с любым другим устройством (при условии, что они знают друг о друге с точки зрения достижимости). Виртуализация направлена на разбиение одной физической сети на несколько доменов достижимости, где каждое устройство в домене достижимости может взаимодействовать с любым другим устройством в том же домене достижимости, но устройства не могут связываться между доменами достижимости (если нет какой-либо точки соединения между достижимостью домены).
На рисунке 1 показана сеть с виртуальной топологией, расположенной поверх физической топологии.
На рисунке 1 виртуальная топология была создана поверх физической сети, с виртуальным каналом [C,H], созданным для передачи трафика по сети. Чтобы создать виртуальную топологию, C и H должны иметь некоторую локальную информацию пересылки, отделяющую физическую топологию от виртуальной топологии, которая обычно проходит либо через E, либо через D. Это обычно принимает форму либо специального набора записей виртуального интерфейса в локальной таблице маршрутизации, либо таблицы виртуальной маршрутизации и пересылки (VRF), содержащей только информацию о виртуальной топологии.
Рассмотрение потока пакетов через виртуальную топологию может быть полезно для понимания этих концепций. Как бы выглядел поток пакетов, если бы C и H имели виртуальные интерфейсы? Рисунок 2 демонстрирует это.
На рисунке 2 процесс пересылки выполняется следующим образом:
A передает пакет к M.
C получает этот пакет и, исследуя свою локальную таблицу маршрутизации, находит, что кратчайший путь к месту назначения лежит через виртуальный интерфейс к H. Этот виртуальный интерфейс обычно называется туннельным интерфейсом; он выглядит с точки зрения таблицы маршрутизации, как и любой другой интерфейс маршрутизатора.
Виртуальный интерфейс, через который необходимо передать пакет, имеет инструкции перезаписи, которые включают добавление нового заголовка, заголовка туннеля или внешнего заголовка в пакет и пересылку полученного пакета. Исходный заголовок пакета теперь называется внутренним заголовком. C добавляет внешний заголовок и обрабатывает новый пакет для пересылки.
Теперь C исследует новый пункт назначения, которым является H (помните, что исходным пунктом назначения был M). H не подключен напрямую, поэтому C необходимо выяснить, как достичь H. Это называется рекурсивным поиском, поскольку C ищет путь к промежуточному месту назначения, чтобы доставить пакет к конечному месту назначения, но не к нему.
Теперь C поместит правильную информацию в пакет в заголовок link local, чтобы перенаправить трафик на E.
Когда E получает этот пакет, он удаляет внешнюю информацию о переадресации, Заголовок link local и пересылает трафик на основе первого заголовка C, помещенного в пакет, во время первоначального поиска. Этот внешний заголовок говорит E переслать пакет в H; E не видит и не включает исходный внутренний заголовок, помещенный на пакет A.
E добавит новый Заголовок link local, чтобы пакет был правильно переадресован в H, и передаст пакет по правильному интерфейсу.
Когда H получает пакет, он удаляет Заголовок link local и обнаруживает внешний заголовок. Внешний заголовок говорит, что пакет предназначен для самого H, поэтому он очистит этот заголовок и обнаружит исходный заголовок пакета или внутренний заголовок.
Теперь H посмотрит в своей локальной таблице маршрутизации и обнаружит, что M локально подключен. H поместит правильный Заголовок link local в пакет и передаст его через правильный интерфейс, чтобы пакет достиг M.
Если C и H используют VRF, а не туннельные интерфейсы, процесс в предыдущем списке изменяется на шагах 2 и 8. На шаге 2 C будет искать M как пункт назначения в VRF, связанном каналом [A, C]. Когда C обнаруживает, что трафик к M должен пересылаться через виртуальную топологию через H, он помещает внешний заголовок в пакет и снова обрабатывает пакет на основе этого внешнего заголовка через базовый VRF или, скорее, таблицу маршрутизации, представляющую физическую топологию. Когда H получает пакет, он удаляет внешний заголовок и снова обрабатывает пакет, используя VRF, к которому подключен M, для поиска информации, необходимой для пересылки трафика в его конечный пункт назначения. В этом случае интерфейс туннеля заменяется отдельной таблицей пересылки; вместо того, чтобы обрабатывать пакет через одну и ту же таблицу дважды с использованием двух разных адресатов, пакет обрабатывается через две разные таблицы пересылки.
Термин туннель имеет много различных определений; в этих статьях туннель будет использоваться для описания виртуального канала, где внешний заголовок используется для инкапсуляции внутреннего заголовка, и:
Внутренний заголовок находится на том же уровне или более низком уровне, чем внешний заголовок (например, заголовок Ethernet, переносимый внутри заголовка IPv6; обычно IPv6 переносится внутри Ethernet).
По крайней мере, некоторые сетевые устройства на пути, будь то виртуальные или физические, пересылают пакет только на основе внешнего заголовка.
Переход от виртуальных интерфейсов к VRFs концептуально отличается достаточно, чтобы породить различные описательные термины. Underlay -это физическая (или потенциально логическая!) топология, через которую туннелируется трафик. Overlay - это набор туннелей, составляющих виртуальную топологию. В большинстве случаев термины Underlay и Overlay не используются с отдельными туннелями или в случае службы, работающей через общедоступный Интернет. Сервис, который создает виртуальную топологию через общедоступный Интернет, часто называют сервисом over-the-top.
Опять же, эти термины используются в некоторой степени взаимозаменяемо и даже очень небрежно в более широком мире сетевой инженерии. На этом фоне пора перейти к вариантам использования, чтобы узнать о наборе проблем, которые необходимо решить виртуализацией.
Предоставление услуг Ethernet по IP-сети.
Хотя приложения не должны создаваться с использованием подключения Ethernet в качестве базового, многие из них это делают. Например:
Некоторые поставщики систем хранения данных и баз данных строят свои устройства с предположением, что подключение Ethernet означает короткое расстояние и короткую задержку, или они проектируют системы поверх проприетарных транспортных протоколов непосредственно поверх кадров Ethernet, а не поверх пакетов интернет-протокола (IP).
Некоторые продукты виртуализации включают в свои продукты предположения о возможности подключения, такие как надежность кеширования Ethernet для IP-адресов для шлюза по умолчанию и других доступных мест назначения.
Для таких приложений требуется то, что выглядит как соединение Ethernet между устройствами (физическими или виртуальными), на которых работают различные узлы или копии приложения. Помимо этого, некоторые сетевые операторы считают, что запуск большого плоского домена Ethernet проще, чем запуск крупномасштабного IP-домена, поэтому они предпочли бы создавать самые большие домены Ethernet, которые они могут ("коммутация, где можно, маршрутизация, где необходимо", была распространенная поговорка в те времена, когда коммутация выполнялось аппаратно, а маршрутизация выполнялась программно, поэтому коммутация пакетов выполнялась намного быстрее, чем их маршрутизация). Некоторые кампусы также построены с основной идеей - никогда не просить устройство коммутировать свой IP-адрес после подключения. Поскольку пользователи могут быть подключены к разным сегментам Ethernet в зависимости от их домена безопасности, каждый сегмент Ethernet должен быть доступен в каждой точке беспроводного доступа и часто на каждом порте Ethernet в кампусе.
Учитывая сеть, основанную на IP, которая предполагает Ethernet как один из многих транспортных средств, поверх которых будет работать IP, как вы можете обеспечить подключение Ethernet к устройствам, связанным по IP-сети? На рисунке 3 показаны задачи, которые необходимо решить.
На рисунке 3 процесс, работающий на A с IP-адресом 2001:db8:3e8:100::1, должен иметь возможность взаимодействовать со службой, работающей на B с IP-адресом 2001:db8:3e8:100::2, как если бы они находились в одном сегменте Ethernet (две службы должны видеть друг друга в обнаружении соседей и т. д.). Чтобы сделать проблему более сложной, служба на A также должна иметь возможность перемещаться в K без изменения своего локального кэша обнаружения соседей или маршрутизатора по умолчанию. Сама сеть, является маршрутизируемой сетью, работающей под управлением IPv6.
Что необходимо для выполнения требований?
Должен быть способ передачи кадров Ethernet по IP-сети, разделяющей серверы. Обычно это будет своего рода туннельная инкапсуляция, как описано в начале этого раздела. Туннелирование позволило бы принимать кадры Ethernet на C, например, инкапсулированные в какой-то внешний заголовок, чтобы их можно было транспортировать по маршрутизируемой сети. Когда пакет, содержащий кадр Ethernet, достигает D, этот внешний заголовок может быть удален, и кадр Ethernet пересылается локально. С точки зрения D, фрейм имеет локальное происхождение.
Должен быть способ узнать о пунктах назначения, доступных через туннель, и привлечь трафик в туннель. На самом деле это две отдельные, но взаимосвязанные проблемы. Привлечение трафика в туннель может включать запуск второй плоскости управления с ее собственными VRFs или добавление дополнительной информации в существующую плоскость управления об адресах Ethernet Media Access Control (MAC), доступных на каждом пограничном маршрутизаторе.
Может потребоваться перенести маркировку качества обслуживания (QoS) из внутреннего заголовка во внешний заголовок, чтобы трафик обрабатывался правильно при его пересылке.
Виртуальный частный доступ к корпоративной сети.
Почти в каждой организации есть какие-то удаленные сотрудники, либо на полную ставку, либо просто люди, которые перемещаются, и у большинства организаций есть какие-то удаленные офисы, где часть сотрудников работает вдали от главного офиса, чтобы напрямую взаимодействовать с местным организациями в некоторых отраслях, например, с покупателями или поставщиками. Все эти люди по-прежнему нуждаются в доступе к сетевым ресурсам, таким как электронная почта, системы путешествий, файлы и т. д. Эти службы, конечно, не могут быть доступны в общедоступном Интернете, поэтому необходимо предоставить какой-то другой механизм доступа. На рисунке 4 показаны типичное проблемное пространство.
В этом варианте использования есть две основные проблемы:
Как можно защитить трафик между отдельным хостом - B - и тремя хостами в небольшом офисе - C, D и E - от перехвата и чтения злоумышленником? Как можно защитить сами адреса назначения от попадания в публичную сеть? Эти проблемы связаны с некоторой защитой, которая, в свою очередь, подразумевает некоторую форму инкапсуляции пакетов.
Как можно управлять качеством работы пользователей в этих удаленных местах для поддержки передачи голоса по IP и других приложений в реальном времени? Поскольку провайдеры в Интернете не поддерживают QoS, необходимо обеспечить другие формы гарантии качества.
Таким образом, задача, которую необходимо решить, включает еще две общие проблемы.
Должен быть способ инкапсулировать трафик, передаваемый по общедоступной сети, без раскрытия исходной информации заголовка и без подвергания информации, содержащейся в пакете, для проверки. Самым простым решением этих проблем является туннелирование (часто в зашифрованном туннеле) трафика от A и F к граничному маршрутизатору в сети организации G, где инкапсуляция может быть удалена, а пакеты перенаправлены на A.
Должен быть способ объявить достижимые пункты назначения от G к удаленным пользователям, а также существование (или достижимость) удаленных пользователей к G и сети позади G. Эта информация о достижимости должна использоваться для привлечения трафика в туннели. В этом случае плоскости управления может потребоваться перенаправить трафик между различными точками входа и выхода в общедоступную сеть и попытаться контролировать путь трафика через сеть, чтобы обеспечить удаленным пользователям хорошее качество работы.
Подведем итоги
Два варианта использования, показанные выше, актуализируют два вопроса, которые должно решить каждое решение сетевой виртуализации:
Как трафик инкапсулируется в туннель, чтобы можно было отделить пакеты и информацию плоскости управления от базовой сети?
Решением этой проблемы обычно является некоторая форма инкапсуляции, в которую помещается исходный пакет, когда он передается по сети. Основное внимание при инкапсуляции - поддержка аппаратной коммутации в базовой сети, чтобы обеспечить эффективную пересылку инкапсулированных пакетов. Второстепенным соображением является размер формата инкапсулирующего пакета; каждый октет дополнительного заголовка инкапсуляции уменьшает объем полезной нагрузки, которую туннель может нести (если нет разницы между максимальной единицей передачи или MTU в сети, предназначенной для учета дополнительной информации заголовка, налагаемой туннелированием).
Примечание
Path MTU Detection (PMTUD) часто плохо определяет MTU инкапсулированных пакетов. Из-за этого часто требуется ручная настройка MTU в точке наложения заголовка туннеля.
Как пункты назначения достигаются через туннель, объявленный через сеть?
В более общих туннельных решениях туннель становится "просто еще одним звеном" в общей топологии сети. Пункты назначения, доступные через туннель, и дополнительная виртуальная связь просто включены как часть плоскости управления, как и любые другие пункты назначения и каналы. В этих решениях существует одна таблица маршрутизации или пересылки в каждом устройстве, и рекурсивный поиск используется для обработки пакета посредством пересылки в точке, где трафик входит в туннель или головной узел туннеля. Трафик привлекается в туннель путем изменения метрик таким образом, чтобы туннель был более желательным путем через сеть для тех пунктов назначения, которые оператор сети хотел бы получить через туннель. Это обычно означает в основном ручные решения проблемы привлечения трафика в туннель, такие как установка метрики туннеля ниже пути, по которому проходит туннель, а затем фильтрация пунктов назначения, объявленных через туннель, чтобы предотвратить объявления пунктов назначения, которые должны быть недоступны через туннель. На самом деле, если пункты назначения, достижимые через туннель, включают конечную точку туннеля (хвост туннеля), может образоваться постоянная петля маршрутизации, или туннель будет циклически переключаться между правильной переадресацией трафика и не переадресацией трафика вообще.
В решениях с overlay и over-the-top развертывается отдельная плоскость управления (или передается отдельная база данных с информацией о доступности для адресатов, достижимых в underlay и overlay в единой плоскости управления). Пункты назначения, доступные через underlay и overlay, помещаются в отдельные таблицы маршрутизации (VRF) на головной станции туннеля, а таблица, используемая для пересылки трафика, основана на некоторой форме системы классификации. Например, все пакеты, полученные на конкретном интерфейсе, могут быть автоматически помещены в оверлейный туннель, или все пакеты с определенным классом обслуживания, установленным в их заголовках пакетов, или весь трафик, предназначенный для определенного набора пунктов назначения. Механизмы полного наложения и верхней виртуализации обычно не полагаются на метрики для привлечения трафика в туннель на головной станции.
Еще одно необязательное требование - обеспечить качество обслуживания либо путем копирования информации QoS из внутреннего заголовка во внешний заголовок, либо путем использования какой-либо формы проектирования трафика для передачи трафика по наилучшему доступному пути.
Bellman-Ford - один из наиболее простых для понимания протоколов, поскольку он обычно реализуется путем сравнения недавно полученной информации о пункте назначения с существующей информацией о том же пункте назначения. Если вновь обнаруженный маршрут лучше, чем известный в настоящее время, маршрут с более высокой стоимостью просто заменяется в списке путей - в соответствии с правилом кратчайшего пути для поиска путей без петель в сети. Таким образом, перебирая всю топологию, можно найти набор кратчайших путей к каждому месту назначения. Рисунок 7 используется для иллюстрации этого процесса.
Примечание. Хотя Bellman-Ford в основном известен своим распределенным вариантом, реализованным в широко распространенных протоколах, таких как Routing Information Protocol (RIP), он изначально был разработан как алгоритм поиска, выполняемый в единой структуре, описывающей топологию узлов и ребер. Беллман-Форд рассматривается здесь как алгоритм.
Алгоритм Bellman-Ford
Bellman-Ford рассчитывает Shortest Path Tree к каждому достижимому пункту назначения в наихудшем случае O (V * E), где V - количество узлов (вершин) в сети, а E - количество каналов (ребер). По сути, это означает, что время, необходимое Bellman-Ford для работы с топологией и вычисления Shortest Path Tree, линейно зависит от количества устройств и каналов. Удвоение количества любого из них удвоит время, необходимое для выполнения. Удвоение обеих одновременно увеличит время работы в 4 раза.
Таким образом, алгоритм Bellman-Ford является умеренно медленным при использовании против более крупных топологий, когда узлы в таблице топологии начинаются в порядке от самого дальнего от корня до ближайшего к корню. Если таблица топологии отсортирована от ближайшего к корню до самого дальнего, Bellman-Ford может завершить работу за O(E), что намного быстрее. В реальном мире трудно обеспечить любой порядок, поэтому фактическое время, необходимое для построения Shortest Path Tree, обычно находится где-то между O(V * E) и O(E).
Bellman-Ford - это greedy алгоритм, предполагающий, что каждый узел в сети, кроме локального, доступен только по бесконечным стоимостям, и заменяющий эти бесконечные стоимости фактическими стоимостями по мере прохождения топологии. Предположение, что все узлы бесконечно удалены, называется ослаблением вычислений, так как он использует приблизительное расстояние для всех неизвестных пунктов назначения в сети, заменяя их реальной стоимостью после ее расчета.
Фактическое время выполнения любого алгоритма, используемого для расчета Shortest Path Tree, обычно ограничивается количеством времени, требуемым для передачи информации об изменениях топологии по сети. Реализации всех этих протоколов, особенно в их распределенной форме, будут содержать ряд оптимизаций, чтобы сократить время их выполнения до уровня, намного меньшего, чем наихудший случай, поэтому, хотя наихудший случай дается в качестве контрольной точки, он часто имеет мало влияющие на производительность каждого алгоритма в реальных развернутых сетях.
Чтобы запустить алгоритм Bellman-Ford в этой топологии, ее необходимо сначала преобразовать в набор векторов и расстояний и сохранить в структуре данных, такой как показано в Таблице 1.
В этой таблице девять записей, потому что в сети девять звеньев (граней). Алгоритмы кратчайшего пути вычисляют однонаправленное дерево (в одном направлении вдоль графа). В сети на рисунке 7 показано, что SPT берет начало в узле 1, а расчет показан удаленным от узла 1, который будет точкой, из которой будут выполняться вычисления. Алгоритм в псевдокоде следующий:
// создаем набор для хранения ответа, по одной записи для каждого узла
// первый слот в результирующей структуре будет представлять узел 1,
// второй узел 2 и т. д.
define route[nodes] {
predecessor // как узел
cost // как целое число
}
// установите для источника (меня) значение 0
// позиция 1 в массиве - это запись исходной точки.
route[1].predecessor = NULL
route[1].cost = 0
// таблица 1, приведенная выше, содержится в массиве под именем topo
// Обходим таблицу вершин (граней) один раз для каждой записи в маршруте
// (результаты) таблица, замены более длинных записей на более короткие
i = nodes
while i > 0 {
j = 1
while j <= nodes { // перебирает каждую строку в топологии
table
source_router = topo[j].s
destination_router = topo[j].d
link_cost = topo[j].cost
if route[source_router].cost == NULL {
source_router_cost = INFINITY
} else {
source_router_cost = route[source_router].cost
}
if route[destination_router].cost == NULL {
destination_router_cost = INFINITY
} else {
destination_router_cost = route[destination_router].cost
}
if source_router_cost + link_cost <= destination_router_cost {
route[destination_router].cost = source_router_cost + link_
cost
route[destination_router].predecessor = source_router
}
j = j + 1 //or j++ depending on what pseudocode this is
representing
}
i = i - 1
}
Этот код обманчиво выглядит сложнее, чем есть на самом деле. Ключевой строкой является сравнение if route [topo [j] .s] .cost + topo [j] .cost route [topo [j] .d] .cost. Полезно сосредоточиться на этой строке в примере. При первом прохождении внешнего цикла (который выполняется один раз для каждой записи в таблице результатов, здесь называется маршрутом):
Для первой строки topo-таблицы:
j равно 1, поэтому topo[j] .s - это узел 6 (F), источник вектора в таблице граней
j равно 1, поэтому topo[j] .d - это узел 7 (G), адресат вектора в таблице граней.
route[6].cost = infinity, topo[1].cost = 1, and route[7].cost = infinity (где infinity - бесконечность)
infinity + 1 == infinity, поэтому условие не выполняется и больше ничего не происходит
Любая запись в topo-таблице с исходной стоимостью infinity даст тот же результат, что и infinity + все, что всегда будет равно infinity. Остальные строки, содержащие источник со стоимостью infinity, будут пропущены.
Для восьмой строки topo-таблицы (восьмая грань):
j равно 8, поэтому topo[j].s - это узел 1 (A), источник вектора в таблице граней
j равно 8, поэтому topo[j].d - это узел 2 (B), место назначения вектора в таблице граней.
route [1].cost = 0, topo[8].cost=2 и route[2].cost = infinity.
0 + 2 = infinity, поэтому условие выполняется
route[2].predecessor установлен на 1, а route [2].cost установлен на 2
Для девятой строки topo -таблицы (девятая грань):
j равно 9, поэтому topo[j].s - это узел 1 (A), источник вектора в таблице граней
j равно 9, поэтому topo[j].d - это узел 3 (C), место назначения вектора в таблице граней.
route[1].cost=0, topo[9].cost=1 и route[3].cost = infinity.
0 + 1 = infinity, поэтому условие выполняется
route[3].predecessor установлен на 1, а route[3].cost установлен на 1
Во втором прогоне внешнего цикла:
Для пятой строки topo-таблицы (пятая грань):
j равно 5, поэтому topo[j].s - это узел 2 (B), источник вектора в таблице граней
j равно 5, поэтому topo[j].d - это узел 6 (F), место назначения вектора в таблице граней.
route[2].cost=2,topo[5].cost=1 и route[6].cost = infinity.
2 + 1 = infinity, поэтому условие выполняется
route[6].predecessor установлен на 2, а route[6].cost установлен на 3
Для шестой строки topo -таблицы (шестая грань):
j равно 6, поэтому topo[j].s равно 2 (B), источник вектора в таблице граней
j равно 6, поэтому topo[j].d равно 5 (E), место назначения вектора в таблице граней
route[2].cost=2, topo[6].cost=2 и route[5].cost = infinity.
2 + 2 = infinity, поэтому условие выполняется
route[5].predecessor установлен на 2, а route[5].cost установлен на 4
Окончание этого прогона показан в Таблице 2.
В третьем прогоне внешнего цикла узел 8 представляет особый интерес, поскольку есть два пути к этому месту назначения. Для второй строки topo -таблицы (вторая грань):
j равно 2, поэтому topo[j].s - это узел 5 (E), источник вектора в таблице граней
j равно 2, поэтому topo[j].d - это узел 8 (H), место назначения вектора в таблице граней
route[5].cost=4, topo[2].cost=1 и route[8].cost = infinity.
4 + 1 = infinity, поэтому условие выполняется
route[8].predecessor установлен на 5, а route[8].cost установлен на 5
Для третьей строки topo -таблицы (третья грань):
j равно 3, поэтому topo[j].s - это узел 4 (D), источник вектора в в таблице граней
j равно 3, поэтому topo[j].d - это узел 8 (H), источник вектора в таблице граней
route[4].cost=2,topo[3].cost=2 и route[8].cost = 5.
2 + 2 = 4, поэтому условие выполняется
route[8].predecessor установлен на 4, а route[8].cost установлен на 4
Интересным моментом в третьем цикле в topo-таблице является то, что запись для грани [5,8] обрабатывается первой, которая устанавливает передатчик 8 (H) на 5 и стоимость на 5. Однако когда обрабатывается следующая строка в таблице topo [4,8], алгоритм обнаруживает более короткий путь к узлу 8 и заменяет существующий. Таблица 2 показывает состояние таблицы маршрутов при каждом проходе через таблицу topo.
В таблице 2 верхняя строка представляет запись в таблице маршрутизации и узел, доступный в сети. Например, A (1) представляет лучший путь к A, B (2) представляет лучший путь к B и т. д. Столбец P представляет предшественника или узел, через который A должен пройти, чтобы достичь указанного пункта назначения. C представляет собой стоимость достижения этого пункта назначения. Рассмотренный пример сети может быть завершен за три цикла, если алгоритм настроен так, чтобы обнаруживать завершение дерева. Псевдокод, как показано, не имеет никакого теста для этого завершения и в любом случае будет выполнять полные 8 циклов (по одному для каждого узла).
Теперь почитайте про алгоритм диффузного обновления DUAL.
Протокол передачи файлов (FTP) был широко используемым протоколом для удаленной передачи файлов или данных в незашифрованном формате, что не является безопасным способом связи. Поскольку все мы знаем, что FTP совсем не безопасен, потому что все передачи происходят в незашифрованном тексте, и данные могут быть прочитаны кем угодно во время прослушивания пакетов в сети.
Таким образом, в основном FTP можно использовать в ограниченных случаях или в сетях, которым вы доверяете. Какое-то время SCP и SSH устраняли эту неоднозначность безопасности и добавляли зашифрованный уровень защиты при передаче данных между удаленными компьютерами.
SFTP (Secure File Transfer Protocol) по умолчанию работает по протоколу SSH на стандартном порту 22 для установления безопасного соединения. SFTP был интегрирован во многие инструменты GUI (FileZilla, WinSCP, FireFTP и так далее).
Предупреждение безопасности: Пожалуйста, не открывайте порт SSH (Secure SHell) глобально, так как это может привести к нарушениям безопасности. Вы можете открыть только для определенного IP-адреса, с которого вы собираетесь передавать или управлять файлами в удаленной системе или наоборот.
Эта статья познакомит вас с 10 примерами команд sftp, которые вы можете использовать через интерфейс командной строки.
Как подключиться к SFTP
По умолчанию один и тот же протокол SSH используется для проверки подлинности и установления соединения SFTP. Чтобы начать сеанс SFTP, введите имя пользователя и имя удаленного хоста или IP-адрес в командной строке. После успешной аутентификации вы увидите оболочку с приглашением sftp>.
[root@merionet ~]# sftp merionet@127.48.137.6
Connecting to 127.48.137.6...
merionet@127.48.137.6's password:
sftp>
Получение помощи
Оказавшись в командной строке sftp проверьте доступные команды, набрав ‘? ‘ Или ‘help’ в командной строке.
sftp> ?
Available commands:
cd path Change remote directory to 'path'
lcd path Change local directory to 'path'
chgrp grp path Change group of file 'path' to 'grp'
chmod mode path Change permissions of file 'path' to 'mode'
chown own path Change owner of file 'path' to 'own'
help Display this help text
get remote-path [local-path] Download file
lls [ls-options [path]] Display local directory listing
ln oldpath newpath Symlink remote file
lmkdir path Create local directory
lpwd Print local working directory
ls [path] Display remote directory listing
lumask umask Set local umask to 'umask'
mkdir path Create remote directory
put local-path [remote-path] Upload file
pwd Display remote working directory
exit Quit sftp
quit Quit sftp
rename oldpath newpath Rename remote file
rmdir path Remove remote directory
rm path Delete remote file
symlink oldpath newpath Symlink remote file
version Show SFTP version
!command Execute 'command' in local shell
! Escape to local shell
? Synonym for help
Проверьте текущий рабочий каталог
Команда «lpwd» используется для проверки локального текущего рабочего каталога, а команда «pwd» - для проверки удаленного рабочего каталога.
sftp> lpwd
Local working directory: /
sftp> pwd
Remote working directory: /merionet/
Список файлов
Перечисление файлов и каталогов как в локальной, так и в удаленной системе.
sftp> ls [На локальной]
sftp> lls [На удаленной]
Загрузить файл
Поместите один или несколько файлов в удаленную систему.
sftp> put local.profile
Uploading local.profile to /merionet/local.profile
Загрузить несколько файлов
Размещение нескольких файлов на удаленной системе.
sftp> mput *.xls
Скачать файлы
Получение одного или нескольких файлов в локальной системе.
sftp> get SettlementReport_1-10th.xls
Fetching /merionet/SettlementReport_1-10th.xls to SettlementReport_1-10th.xls
Получить несколько файлов в локальной системе.
sftp> mget *.xls
Примечание: Как мы видим по умолчанию, команда get загружает файл в локальной системе с тем же именем. Мы можем скачать удаленный файл с другим именем, указав имя в конце (это применимо только при загрузке одного файла).
Переключение каталогов
Переключение из одного каталога в другой в локальных и удаленных местах.
sftp> cd test [На локальной]
sftp> lcd Documents [На удаленной]
Создать каталоги
Создание новых каталогов в локальных и удаленных местах.
sftp> mkdir test [На локальной]
sftp> lmkdir Documents [На удаленной]
Удалить каталоги
Удалить каталог или файл в удаленной системе.
sftp> rm Report.xls [На локальной]
sftp> rmdir sub1 [На удаленной]
Примечание: чтобы удалить любой каталог из удаленного расположения, каталог должен быть пустым.
Выход из sFTP Shell
Команда ‘!’ выкидывает нас в локальную оболочку, откуда мы можем выполнять команды Linux. Введите команду ‘exit’, после чего мы сможем увидеть подсказку sftp>.
sftp> !
[root@sftp ~]# exit
Shell exited with status 1
sftp>