По вашему запросу ничего не найдено :(
Убедитесь, что запрос написан правильно, или посмотрите другие
наши статьи:
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.
Модуль, отвечающий за распределение вызовов по времени – Time Conditions. Данный модуль представляет из себя набор правил, в который включены временные группы (Time Group).В модуле настраиваются два условия: первое – если выполняются правила Time Group, а второе, если данные правила не выполняется. Модуль Time Conditions чаще всего применяется для маршрутизации вызовов в зависимости от рабочего времени в компании, например, маршрут для вызовов с 10:00 до 19:00 на секретаря, а после и по выходным, вызовы маршрутизируются на заранее записанное голосовое сообщение.
/p>
Важно отметить, что если вы решили настроить данный модуль, то стоит начать с настройки Time Group.
Итак, приступаем к настройке. Для этого, подключитесь к интерфейсу FreePBX в правами администратора, и перейдите во вкладку Applications и далее во вкладку Time Conditions
Перейдя в интерфейс настройки, нажимаем Add Time Condition и добавляем новое условии маршрутизации по времени:
Разберемся конкретнее с каждым из параметров настройки:
Time Condition Name - Укажите название данного условия. Удобнее всего давать имена в соответствие с логикой работы данных кондиций. Например, «Work Hours» для рабочего времени и «Holidays» для выходных.
Override Code Pin - В FreePBX13 существует Feature Code, по умолчанию это *27. С его помощью можно менять временные кондиции (Time Conditions). Поле Override Code Pin позволяет ввести пин-код, который будет запрошен у пользователя, который попытается изменить это временное условие.
Invert BLF Hint - Да/Нет. Для каждой из временных кондиций, создается BLF хинт (hint). Соответственно, ка телефонном аппарате с поддержкой BLF можно отображать статус данной временной кондиции. По умолчанию, (Invert BLF Hint = No) – это означает, что в случае, если данный временная кондиция не совпадает, то в BLF выставляется статус «INUSE», а это как правило, красная лампочка. В случае, если кондиция совпадает с временной группой, то выставляется статус «NOT_INUSE», а это, как правило зеленая лампочка. В случае, если параметр Invert BLF Hint = Yes, то указанные выше позиции определяется в обратном порядке.
Change Override - Текущий статус перезаписи временного условия отображается в выпадающем меню. Если это новое временное условие, которое ещё не сохранено, статус будет НЕИЗВЕСТНО. В ином случае, вы увидите текущий статус. Выпадающее меню дает вам возможность изменять статус перезаписи:
Unchanged - статус перезаписи не будет изменен.
Reset Override - удаляет любой статус перезаписи, который отмечен.
Temporary Matched / Unmatched - создает временную перезапись, пока текущий промежуток времени не истечет.
Permanent Matched / Unmatched - создает постоянную перезапись, пока перезапись не будет удалена.
Time Group - Временная группа, в которой отмечается временной промежуток, дни недели и месяцы. Именно на базе Time Group происходит маршрутизация вызовов в Time Condition
Destination non-matches - Направление для вызова, если вызов не попал под правила настроенные в Time Group
После внесения всех настроек необходимо нажать Save, а затем Apply Config.
Телефонная станция Cisco Unified Communications Manager (далее CUCM) является системой обработки вызовов на базе программного обеспечения, разработанного компанией Cisco Systems. Первая версия CUCM была анонсирована в 1997 году, под названием CallManager 1.0. На момент написания статьи последняя и самая актуальная версия - CUCM 10.5. CUCM работает с такими элементами сетей передачи голоса поверх протокола IP (VoIP) как: шлюзы, телефонные аппараты, мосты для конференцсвязи, голосовая почта, видеоконференцсвязью и многими другими.
Чаще всего, для работы с оконечными устройствами CUCM использует собственный протокол сигнализации, разработанный компанией Cisco Systems под названием Skinny Client Control Protocol (SCCP). Помимо собственных разработок, CUCM поддерживает и открытые стандарты, такие как H.323, Media Gateway Control Protocol (MGCP) или Session Initiation Protocol (SIP). Схема работы CUCM приведена рисунке ниже:
На рисунке схематично обозначена схема работы CUCM в рамках корпоративной сети. Пунктирными линиями обозначены Real-time Transport Protocol (RTP) потоки, которые переносят в поле информационной (полезной) нагрузки медиа – данные разговора. Особое внимание следует обратить на расположение линий направления RTP – они проходят напрямую от телефонного аппарата до телефонного аппарата. Телефонная станция CUCM контролирует телефонную сигнализацию, на данном примере, по протоколам SIP/SCCP. Это означает, что если во время разговора CUCM перестанет работать, разговор между абонентами будет продолжен, но такие функции как удержание, трансфер, отбой вызова и другие функции управления вызовом будут не доступны.
Цифровая телефонная станция CUCM выполнена на базе операционной системы Linux с закрытыми правами администратора и с предустановленной базой данных IBM Informix. В совокупности, такой вид операционной системы носит название VOS (voice operating system). Продукт устанавливается пакетом, сначала VOS, а затем само программное обеспечение.
Интерфейс управления цифровой телефонной станцией CUCM выполнен как WEB – приложение, доступное через протокол HyperText Transfer Protocol (HTTP). Интерфейс имеет удобную навигацию по вкладкам, пять разных Graphical user interface (GUI) для сегментации функций администрирования и возможность предоставлять уровни доступа администраторам. Основной интерфейс проиллюстрирован на рисунке:
Как было сказано ранее, CUCM имеет пять различных панелей администрирования:
Cisco Unified CM Administration
Cisco Unified Reporting
Disaster Recovery System
Cisco Unified Serviceability
Cisco Unified OS Administration
Интерфейс Cisco Unified CM Administration – основной интерфейс администратора. Здесь можно настраивать системные настройки, параметры маршрутизации вызовов, настройка медиа – ресурсов, таких как Music On Hold (MOH), параметров интеграции с другими продуктами компании Cisco Systems, конфигурацию телефонных аппаратов, шлюзов, «привратников» (gatekeepers), администрирование групп пользователей и многие другие настройки.
Интерфейс Cisco Unified Reporting обеспечивает доступ к отчетам о работе телефонной станции. Данная консоль отчетности собирает данные с различных системных журналов и предоставляет эту информацию в просто для администратора виде.
Интерфейс Disaster Recovery System (DRS) создан для резервирования конфигурации, или как принято говорить «бэкапа» телефонной станции CUCM. Бэкап может происходить как локально на сервер, так и на удаленные площадки по протоколу SSH File Transfer Protocol (SFTP).
Графический интерфейс Cisco Unified Serviceability предоставляет наблюдение и контроль работоспособности телефонной станции, включая в себя такие настройки как конфигурацию опций оповещения о проблемах в работе CUCM, систему трассировки для обнаружения причин проблем, богатое меню инструментов, в котором можно смотреть отчеты Call Detail Record (CDR). Данный интерфейс позволяет настроить параметры Simple Network Management Protocol (SNMP), созданного для управления и контроля.
Последним в списке интерфейсов значится Cisco Unified OS Administration. Он предназначен для мониторинга аппаратной платформы и различных системных статистических данных, таких как: загруженность центрального процессора, свободного пространства жестких дисков, мониторинга системного времени, информации об IP – адресах, работы в рамках протокола Internet Control Message Protocol (ICMP).
Еще один немаловажный интерфейс, это Command Line Interface (CLI) – консоль. Он удобен для перезагрузки сервиса, например, при недоступности основного графического интерфейса через порт 8080.
Cisco UCM - решение для крупного бизнеса или государственного учреждения
Телефонная станция CUCM это гибкое и масштабируемое решение. Одним из важных преимуществ является возможность кластеризации серверов, или другими словами объединения. В общем случае, в одном кластере может работать до 20 серверов. Среди них только 8 серверов занимаются обработкой вызовов, остальные, это дополнительные сервера предназначенные для расширения функционала кластера (сервисы музыка на удержании, Trivial File Transfer Protocol (TFTP) сервер и многие другие). Работая в кластере, сервера CUCM могут работать с 30 000 абонентами.
При работе в кластере различают два типа серверов – «паблишер» (публикатор) и «сабскрайбер» (подписчики). В данной модели один сервер, который является «паблишером» дублирует базу данных на все остальные сервера, которые являются «сабскрайберами. Схема работы кластера показана на рисунке:
Большое преимущество IP PBX CUCM – это возможность развернуть сервер в виртуальной среде.
Системы виртуализации появились после того, как соотношение эффективности использования одного аппаратного сервера к стоимости данного сервера, с каждым днем стремилось к меньшему и меньшему значению. Виртуализация позволяет делить аппаратные ресурсы сервера между различными приложениями. Например, предприятие покупает аппаратный сервер, для конкретной цели. Системный администратор данной организации устанавливает на него операционную систему на базе Windows, а затем, приложение, для которого был куплен этот сервер. Спустя некоторое время, у организации появилось требование для внедрения в корпоративный контур бизнес – приложений, которые работают на базе Linux. За неимением систем виртуализации, компания сталкивается с новой проблемой – покупкой нового сервера, по причине того, что разнородные операционные системы не смогут существовать на одном и том же аппаратном ресурсе.
При наличии системы виртуализации, компания может установить специальное программное обеспечение «гипервизор» на имеющийся Windows сервер. Гипервизор позволит изолировать друг от друга различные операционные системы на одном и том же сервере, обеспечит безопасность, защиту, целостность данных, предоставит централизованное и удобное управление виртуальным серверным ресурсом компании, а так же множество встроенных средств и инструментов автоматизации, предназначенных для автоматического резервирования данных и конфигурации серверов. Предприятия решит поставленную задачу, оптимизировав расходы на аппаратные сервера.
Преимущества
Выделим основные конкурентные преимущества систем виртуализации
Экономия расходов предприятия на покупке дополнительного сервера.
Экономия места в телекоммуникационной стойке.
Снижение тепловыделения и электропотребления.
«Бесшовное» обновление операционной системы сервера, позволяющее не производить перезагрузку и не останавливать работу приложения.
Централизация управления и администрирования серверов.
Гибкая настройка конфигурации, автоматического резервирования. Создание отказоустойчивости внутренними средствами программного обеспечения гипервизора.
Общий принцип работы систем виртуализации проиллюстрирован на рисунке: Виртуализация CUCM
Ведущие производители систем виртуализации, это такие компании как VMware, Hyper-V, Xen и Citrix Systems.