По вашему запросу ничего не найдено :(
Убедитесь, что запрос написан правильно, или посмотрите другие наши статьи:
img
Цель данной статьи, чтобы разобраться с тем как поправить незначительные ошибки, возникающие в файловых системах. Файловых систем много, поэтому много различных инструментов для работы с ними. Поэтому будет рассказано об основных инструментах к основным стандартным системам Linux. И рассмотрим несколько инструментов к рекомендованным LPIC файловым системам. Рассмотрим, так же журналируемые файловые системы и посмотрим индексные дескрипторы. Проверка целостности файловой системы; Проверка свободного пространства и индексных дескрипторов в файловой системе; Исправление проблем файловой системы. Список утилит: df, du, fsck, debugfs – общие утилиты для всех Linux систем mke2fs, e2fsck, dumpe2fs, tune2fs – утилиты для файловой системы ext xfs_check, xfs_repair, xfs_info, xfs_metadump – утилиты для файловой системы xfs Совершенно понятно, что для других файловых систем есть свои утилиты для работы с данными файловыми сиcтемами. Первая утилита df: man df Данная утилита показывает использование дискового пространства. У данной утилиты достаточно много ключей. Её особенностью является то, что она показывает дисковое пространство в 1 кбайт блоках. Данные цифры не очень понятны и удобны, для того чтобы было удобно можно использовать ключ –h и тогда вид станет удобно читаемым. В выводе команды мы сразу видим размер, сколько использовано, процент использование и точка монтирования. Как мы видим на новом перемонтированном разделе /dev/sdc1 занят 1% дискового пространства. Если посмотреть в папку монтирования раздела, то мы увидим там папку lost+found. Данная папка пуста, но занимает 37 МБ. Есть такое понятие индексные дескрипторы в журналируемых файловых системах inode. Inode – это метка идентификатора файла или по другому индексный дескриптор. В этих индексных дескрипторах хранится информация о владельце, типе файла, уровне доступа к нему. И нужно понимать, что для каждого файла создается свой отдельный inode. Команда df –I может показать нам inode. Число, например, inode напротив /dev/sda2 показывает сколько inode всего может быть на устройстве, далее сколько используется и сколько свободно. Обычно под inode отдается примерно 1% жесткого диска. И получается, что больше чем число inode на устройстве файлов и папок быть не может. Количество inode зависит от типа файловой системы. Далее мы рассмотрим, как пользоваться inode. Следующая команда du man du Данная команда показывает, что и сколько занимает у нас места на жестком диске, а именно размер папок в текущей директории. Если посмотреть вывод данной команды без ключей, то мы увидим список папок в текущей директории и количество блоков, с которым очень неудобно работать. Чтобы перевести данные блоки в человеческий вид, то необходимо дать ключ –h. А для еще большего удобства, можно установить замечательную утилиту ncdu простой командой. sudo apt install ncdu –y После установки нужно запустить ncdu. И мы увидим очень красивую картинку. Но вернемся к стандартной утилите du. С помощью данной утилиты мы можем указать в какой папке необходим просмотр папок и вывод их размера. du –h /home К сожалению данная утилита умеет взвешивать вес только каталогов и не показывает размер файлов. Для того, чтобы посмотреть размер файлов, мы конечно же можем воспользоваться командой ls –l. А также если мы запустим данную команду с ключем –i мы увидим номера inode файлов. Как вы видите у каждой папки и у каждого файла есть свой индексный дескриптор. Далее команды, которые нам позволят проверить целостность файловой системы. Команда fsck man fsck Как написано в описании утилиты она позволяет проверять и чинить Linux файловую систему. Мы можем видеть, например, в oперационной системе Windows, что в случае некорректного завершения работы операционной системы, операционная система запускает утилиту проверки целостности checkdisk. В случае необходимости данная утилита исправляет найденные ошибки в файловой системе. Следовательно, в Linux данные операции выполняет утилита fsck, причем может работать с различными файловыми системами Linux операционных систем. Мы можем попробовать воспользоваться утилитой fsck /dev/sdc1. В ответ от операционной системы мы получим следующее: Как мы видим операционная система вернула в ответ на команду для работы с данным разделом, что данный раздел с монтирован и операция прервана. Аналогичную ситуацию мы будем наблюдать в операционной системе Windows, если мы будем пытаться рабочий раздел проверить на ошибки. Т.е возникнет следующая ситуация. Если мы будем проверять дополнительный логический диск, где не установлена операционная система Windows, то данный раздел на время проведения тестов будет отключен и будут идти проверки. А если мы попытаемся проверить основной раздел, куда установлена операционная система Windows, то операционная система не сможет запустить данную утилиту и попросит перезагрузиться для запуска данной утилиты. В нашем случае придется делать точно так же. Поэтому, чтобы проверить необходимо отключить (от монтировать раздел) и после уже этого запускать утилиту. Из вывода можно заметить утилита пыталась запустить другую утилиту e2fsck, которая в данном случае отвечает за проверку файловых систем extext2ext3ext4. О чем достаточно подробно написано в описании данной утилиты. По сути fsck запускает утилиту ту, которая идет в пакете утилит для конкретной файловой системы. Бывает такое, что fsck не может определить тип файловой системы. Для того, чтобы утилита все-таки проверила файловую систему, необходимо отмонтировать логический раздел. Воспользуемся командой umount /mnt. И запускаем непосредственно саму проверку fsck –t ext4 /dev/sdc1 Проходит проверка моментально. Команда fsck запустилась и запустила необходимую утилиту для файловой системы. По результатам проверки файловая система чистая, найдено 11 файлов и 66753 блока. При обнаружении проблем, утилита предложила нам исправить. Для того, чтобы посмотреть на проверку другой файловой системы, необходимо переформатировать раздел. mkfs –t xfs –f /dev/sdc1 При попытке запуска проверки без указания типа файловой системы fsck /dev/sdc1 Как мы видим, утилита fsck отказалась проверять или вызывать утилиту, а явно указала на ту которую необходимо использовать в данном случае. Для проверки используем xfs_ncheck /dev/sdc1. А для починки файловой системы xfs_repair /dev/sdc1. Перемонтируем обратно наш раздел mount /dev/sdc1 /mnt Теперь можно получить информацию по разделу xfs_info /dev/sdc1 Или сделать дамп файловой системы xfs_metadump /dev/sdc1 dump.db Переформатируем файловую систему ext4 на разделе обратно /dev/sdc1. Перемонтируем в папку mnt. Создадим текстовый файл с текстом на данном разделе nano /mnt/test.txt Далее мы можем посмотреть следующую утилиту man debugfs. Данная утилита умеет очень многое: очень много ключей и различных опций. Чистит, удаляет, чинит, работает с inodes. Зайти в данную утилиту можно debugfs –w /dev/sdc1. Набираем help и видим кучу опций. Можно попросить данную утилиту вывести содержимое нашего тома. ls В результате данной команды мы увидим 2 объекта с номерами их inode. Теперь мы можем сказать rm test.txt и файл будет удален, точнее не сам файл а его индексный дескриптор., если посмотреть опять с помощью команды ls. То будет видно, что количество объектов не изменилось. Следовательно, мы этот файл в журналируемых файловых системах можем восстановить, восстановив его индексный дескриптор. Но только до тех пор, пока на место удаленного файла не был записан другой. Именно поэтому если требуется восстановление информации на диске, рекомендуется немедленно отключить ПК и после этого отдельно подключать носитель информации для процедуры восстановления. Так же на данном принципе основано сокрытие информации в Информационной безопасности, когда на носитель информации в 2 или 3 прохода записываются псевдослучайные данные. Для восстановления данных мы можем использовать команду lsdel. Данная команда показывает удаленные файлы. В принципе на данном debugfs и основаны многие программы для восстановления данных. На скриншоте хорошо видно, что был удален 1 inode с номером 12 дата и время, другие параметры. Для выхода используем q. Для восcтановления используем undel test.txt, команда, номер индексного дескриптора и имя файла с которым оно восстановится. Убедиться, что файл на месте можно с помощью команды ls. Утилита debagfs помогает восстанавливать файлы и вообще работать с файловой системой на низком уровне. Конечно восстанавливать по 1 файлу, это очень трудозатратно. Поэтому вот эти низкоуровневые утилиты используют более современные программы. Еще одна утилита dumpe2fs. Можно вызвать справку по данной утилите man dumpe2fs Данная команда делает дамп информации, которая хранится на данных томах. Выполним данную команду для /dev/sdc1 Мы получим следующий вывод информации. Данный вывод был сделан на стандартный вывод – т.е экран. Сделаем вывод в файл, например: dumpe2fs /dev/sdc1 > /tmp/output.txt Мы можем просмотреть информацию в выведенную в файл поэкранно с помощью less /tmp/output.txt В выводе мы сможем увидеть основные опции данной файловой системы. Переделаем файловую систему, текущую ext4 в ext2. Это можно сделать 3-мя способами с помощью утилит: mkfs, mke2fs, mkfs.ext2. Перед переформатирование необходимо отмонтировать файловую систему. После форматирования и перемонтируем. Опять снимаем дамп и передаем по конвееру на команду grep чтобы посмотреть features. Получаем следующее: dumpe2fs /dev/sdc1 | grep features И видим, что файловые системы отличаются, более новая файловая система имеет фишку журналирования has_jounal. Данная опция так же присутствует в ext3. Т.е в данных файловых системах имеются журналы с помощью которых удобно восстанавливать. Есть интересная утилита tune2fs – настраивать файловую систему. man tune2fs Данная утилита, как следует из описания настраивает настраиваемые параметры файловых систем. Например, у нас есть не журналируемая файловая система ext2. Мы даем команду tune2fs –O has_journal /dev/sdc1. Данная утилита добавляет опцию ведения журнала к файловой системе ext2. Или можем наоборот сказать удалить опцию поставив значок ^.
img
В этой статье рассмотрим как решить следующие неисправности: При подключении к vCenter Server с помощью веб-клиента vSphere и при переходе к Домашней странице -> Сеть и безопасность возникают следующие симптомы: Нет доступных менеджеров NSX. В разделе "Сеть и инвентаризация безопасности" отображается сообщение о том, что менеджеры NSX имеют значение 0. При выборе NSX Home появляется сообщение об ошибке: No NSX Managers available. Verify current user has role assigned on NSX Manager Сбой отмены регистрации и повторной регистрации службы поиска в NSX Manager. Вы видите ошибку: NSX Management Service operation failed. Initialization of Admin Registration Service Provider failed. Root Cause: NSX Manager and Lookup service clocks are not in sync. They need to be synchronized. Please check NTP configuration Эта проблема возникает, когда vCenter Server и разрешение неправильно настроены для учетной записи, в которой выполнен вход. Решение Чтобы устранить эту проблему, правильно настройте разрешение для учетной записи. Чтобы правильно настроить разрешение для учетной записи: Войдите в диспетчер NSX с помощью веб-интерфейса пользователя. Щелкните Manage vCenter Registration (Управление регистрацией vCenter). Перейдите в раздел COMPONENTS > NSX Management (Компоненты -> Служба управления NSX). Убедитесь, что сервер vCenter настроен правильно. Также убедитесь, что разрешение настроено правильно для учетной записи, в которой выполнен вход. Примечания: Убедитесь, что та же проблема возникает с учетной записью administration@vsphere.local. Если диспетчер NSX виден с этой учетной записи, убедитесь, что учетная запись, которая имеет проблему, правильно настроена с разрешениями. Проверьте, синхронизированы ли часы службы NSX Manager и Lookup. Даже после того, как vCenter Server and Lookup Service покажет подключение в пользовательском интерфейсе NSX, выход из системы и возврат к ней с помощью учетной записи administrator@vsphere.local "Нет доступных менеджеров NSX", это может потребовать завершения существующих сеансов VC. Это можно сделать в веб-клиенте vSphere, перейдя на узел & кластеры. Выберите vCenter -> Manage -> Sessions (Управление) > Select All Sessions (кроме "This Session" (Этот сеанс)) -> Click Terminate Sessions (Завершить сеансы). Выйдите из системы и войдите обратно из сеанса. Убедитесь, что диспетчер NSX теперь виден.
img
Почитать лекцию №19 про Connection-oriented protocols и Connectionless протоколы можно тут. Протоколы передачи данных часто бывают многоуровневыми, причем нижние уровни предоставляют услуги по одному переходу, средний набор уровней предоставляет услуги от конца до конца между двумя устройствами и, возможно, набор уровней предоставляет услуги от конца до конца между двумя приложениями или двумя экземплярами одного приложения. Рисунок 1 иллюстрирует это. Каждый набор протоколов показан как пара протоколов, потому что, как показано в модели рекурсивной архитектуры Интернета (RINA), рассмотренной в предыдущих лекциях, транспортные протоколы обычно входят в пары, причем каждый протокол в паре выполняет определенные функции. В этой серии лекций будут рассмотрены физические протоколы и протоколы передачи данных, как показано на рисунке 1. В частности, в этой лекции будут рассмотрены два широко используемых протокола для передачи данных "точка-точка" в сетях: Ethernet и WiFi (802.11). Ethernet Многие из ранних механизмов, разработанных для того, чтобы позволить нескольким компьютерам совместно использовать один провод, были основаны на проектах, заимствованных из более ориентированных на телефонные технологии. Как правило, они фокусировались на передаче токенов и других более детерминированных схемах для обеспечения того, чтобы два устройства не пытались использовать одну общую электрическую среду одновременно. Ethernet, изобретенный в начале 1970-х Bob Metcalf (который в то время работал в Xerox), разрешал перекрывающиеся разговоры другим способом-с помощью очень простого набора правил для предотвращения большинства перекрывающихся передач, а затем разрешал любые перекрывающиеся передачи путем обнаружения и обратного отсчета. Первоначальное внимание любого протокола, который взаимодействует с физической средой, будет сосредоточено на мультиплексировании, поскольку до решения этой первой проблемы можно решить лишь несколько других проблем. Поэтому эта лекция будет начинаться с описания мультиплексирующих компонентов Ethernet, а затем рассмотрены другие аспекты работы. Мультиплексирование Чтобы понять проблему мультиплексирования, с которой столкнулся Ethernet, когда он был впервые изобретен, рассмотрим следующую проблему: в сети с общим носителем вся общая среда представляет собой единую электрическую цепь (или провод). Когда один хост передает пакет, каждый другой хост в сети получает сигнал. Это очень похоже на беседу, проводимую на открытом воздухе- звук, передаваемый через общую среду (воздух), слышен каждому слушателю. Нет никакого физического способа ограничить набор слушателей во время процесса передачи. CSMA/CD В результате система, получившая название множественного доступа с контролем несущей и обнаружением коллизий (CSMA/CD), работает с использованием набора шагов: Хост слушает среду, чтобы увидеть, есть ли какие-либо существующие передачи; это часть процесса со стороны оператора связи. Узнав, что другой передачи нет, хост начнет сериализацию (передача битов сериями) битов кадра в сеть. Эта часть проста - просто слушать перед передачей. Конечно, передачи двух (или более) хостов могут конфликтовать, как показано на рисунке 2. На рисунке 2: В момент времени 1 (T1) A начинает передачу кадра на совместно используемый носитель. Для прохождения сигнала от одного конца провода к другому требуется некоторое время - это называется задержкой распространения. В момент времени 2 (T2) C прослушивает сигнал на проводе и, не обнаружив его, начинает передачу кадра на совместно используемый носитель. В этот момент уже произошла коллизия, поскольку оба A и C передают кадр в один и тот же момент, но ни один из них еще не обнаружил коллизию. В момент времени 3 (T3) два сигнала фактически сталкиваются в проводе, в результате чего они оба деформируются и, следовательно, не читаются. Столкновение можно обнаружить в точке А в тот момент, когда сигнал от С достигает точки А, прослушав свой собственный сигнал, передаваемый по проводу. Когда сигнал от С достигнет А, А получит искаженный сигнал, вызванный комбинацией этих двух сигналов (результат столкновения). Это часть обнаружением столкновений (участок СD) работы локальные сети CSMA/CD. Что должен сделать хост при обнаружении столкновения? В оригинальном конструкции Ethernet хост будет посылать сигнал блокировки достаточно долго, чтобы заставить любой другой хост, подключенный к проводу, обнаружить конфликт и прекратить передачу. Длина сигнала блокировки изначально была установлена таким образом, чтобы сигнал блокировки потреблял, по крайней мере, время, необходимое для передачи кадра максимального размера по проводу по всей длине провода. Почему именно столько времени? Если при определении времени передачи сигнала помехи использовался более короткий, чем максимальный кадр, то хост со старыми интерфейсами (которые не могут посылать и принимать одновременно) может фактически пропустить весь сигнал помехи при передаче одного большого кадра, что делает сигнал помехи неэффективным. Важно дать хозяевам, подключенным на самом конце проводов, достаточно времени, чтобы получить сигнал помехи, чтобы они почувствовали столкновение и предприняли следующие шаги. Как только сигнал помехи получен, каждый хост, подключенный к проводу, установит таймер обратного отсчета, так что каждый из них будет ждать некоторое случайное количество времени, прежде чем пытаться передать снова. Поскольку эти таймеры установлены на случайное число, когда два хоста с кадрами, ожидающими передачи, пытаются выполнить свою следующую передачу, столкновение не должно повториться. Если каждый хост, подключенный к одному проводу, получает один и тот же сигнал примерно в одно и то же время (учитывая задержку распространения по проводу), как любой конкретный хост может знать, должен ли он на самом деле получать определенный кадр (или, скорее, копировать информацию внутри кадра из провода в локальную память)? Это работа Media Access Control (MAC). Каждому физическому интерфейсу назначается (как минимум) один MAC-адрес. Каждый кадр Ethernet содержит MAC-адрес источника и назначения; кадр форматируется таким образом, что MAC-адрес назначения принимается раньше любых данных. После того, как весь MAC-адрес назначения получен, хост может решить, следует ли ему продолжать прием пакета или нет. Если адрес назначения совпадает с адресом интерфейса, хост продолжает копировать информацию с провода в память. Если адрес назначения не совпадает с адресом локального интерфейса, хост просто прекращает прием пакета. А как насчет дубликатов MAC-адресов? Если несколько хостов, подключенных к одному и тому же носителю, имеют один и тот же физический адрес, каждый из них будет получать и потенциально обрабатывать одни и те же кадры. Существуют способы обнаружения повторяющихся MAC-адресов, но они реализуются как часть межслойного обнаружения, а не самого Ethernet; MAC-адреса будут правильно назначены системным администратором, если они назначены вручную. MAC-адреса назначаются производителем устройства, поэтому дублирование MAC-адресов исключено, независимо от того, сколько хостов подключено друг к другу. (Поскольку MAC-адреса обычно перезаписываются на каждом маршрутизаторе, они должны быть уникальными только в сегменте или широковещательном домене. В то время как многие старые системы стремились обеспечить уникальность каждого сегмента или широковещательного домена, это обычно должно быть обеспечено с помощью ручной конфигурации, и поэтому в значительной степени было отказано в пользу попытки предоставить каждому устройству глобальный уникальный MAC-адрес, "вшитый" в чипсете Ethernet при создании.) Первое решение трудно реализовать в большинстве крупномасштабных сетей- ручная настройка MAC-адресов крайне редка в реальном мире вплоть до ее отсутствия. Второй вариант, по существу, означает, что MAC-адреса должны быть назначены отдельным устройствам, чтобы ни одно из двух устройств в мире не имело одного и того же MAC-адреса. Как такое возможно? Путем назначения MAC-адресов из центрального хранилища, управляемого через организацию стандартов. Рисунок 3 иллюстрирует это. Рис. 3 Формат адреса MAC-48/EUI-48 MAC-адрес разбит на две части: уникальный идентификатор организации (OUI) и идентификатор сетевого интерфейса. Идентификатор сетевомого интерфейса присваивается заводом-изготовителем микросхем для Ethernet. Компаниям, производящим чипсеты Ethernet, в свою очередь, присваиваются уникальный идентификатор организации Институтом инженеров электротехники и электроники (Institute of Electrical and Electronic Engineers -IEEE). До тех пор, пока организация (или производитель) назначает адреса чипсету с его OUI в первых трех октетах MAC-адреса и не назначает никаким двум устройствам один и тот же идентификатор сетевого интерфейса в последних трех октетах MAC-адреса, никакие два MAC-адреса не должны быть одинаковыми для любого набора микросхем Ethernet. Два бита в пространстве OUI выделяются, чтобы сигнализировать, был ли MAC-адрес назначен локально (что означает, что назначенный производителем MAC-адрес был переопределен конфигурацией устройства), и предназначен ли MAC-адрес в качестве одного из следующих: Unicast адрес, означает, что он описывает один интерфейс Multicast-адрес, означает, что он описывает группу получателей MAC-адрес состоит из 48 бит- при удалении двух битов пространство MAC-адресов составляет 46 бит, что означает, что оно может описывать 246-или 70,368,744,177,664- адресуемых интерфейсов. Поскольку этого (потенциально) недостаточно, чтобы учесть быстрое количество новых адресуемых устройств, таких как Bluetooth-гарнитуры и датчики, длина MAC-адреса была увеличена до 64 бит для создания MAC-адреса EUI-64, который построен таким же образом, как и более короткий 48-битный MAC-адрес. Эти адреса могут поддерживать 262-или 4,611,686,018,427,387,904-адресуемые интерфейсы. Конец эпохи CSMA / CD Модель развертывания Ethernet с разделяемой средой в значительной степени (хотя и не полностью!) заменена в большинстве сетей. Вместо общей среды большинство развертываний Ethernet теперь коммутируются, что означает, что одна электрическая цепь или один провод разбивается на несколько цепей путем подключения каждого устройства к порту на коммутаторе. Рисунок 4 демонстрирует это. На рисунке 4 каждое устройство подключено к разному набору проводов, каждый из которых оканчивается одним коммутатором. Если сетевые интерфейсы на трех хостах (A, B и C) и сетевые интерфейсы коммутатора могут отправлять или получать в любой момент времени вместо того, чтобы делать и то, и другое, A может отправлять, пока коммутатор тоже отправляет. В этом случае процесс CSMA / CD все равно должен соблюдаться для предотвращения коллизий, даже в сетях, где только два передатчика подключены к одному проводу. Такой режим работы называется полудуплексом. Однако, если наборы микросхем Ethernet могут одновременно прослушивать и передавать данные для обнаружения коллизий, эту ситуацию можно изменить. Самый простой способ справиться с этим - разместить сигналы приема и передачи на разных физических проводах в наборе проводов, используемых в кабеле Ethernet. Использование разных проводов означает, что передачи от двух подключенных систем не могут конфликтовать, поэтому набор микросхем может передавать и принимать одновременно. Чтобы включить этот режим работы, называемый полнодуплексным, витая пара Ethernet передает сигнал в одном направлении по одной паре проводов, а сигнал в противоположном направлении - по другому набору проводов. В этом случае CSMA / CD больше не нужен (коммутатор должен узнать, какое устройство (хост) подключено к каждому порту, чтобы эта схема работала). Контроль ошибок CSMA/CD предназначен для предотвращения одного вида обнаруживаемой ошибки в Ethernet: когда коллизии приводят к искажению кадра. Однако в сигнал могут входить и другие виды ошибок, как и в любой другой электрической или оптической системе. Например, в кабельной системе с витой парой, если скрученные провода слишком сильно "разматываются" при установке коннектора, один провод может передавать свой сигнал другому проводу через магнитные поля, вызывая перекрестные помехи. Когда сигнал проходит по проводу, он может достигать другого конца провода и отражаться обратно по всей длине провода. Как Ethernet контролирует эти ошибки? Оригинальный стандарт Ethernet включал в себя 32-битную циклическую проверку избыточности (Cyclic Redundancy Check-CRC) в каждом кадре, которая позволяет обнаруживать большой массив ошибок при передаче. Однако на более высоких скоростях и на оптических (а не электрических) транспортных механизмах CRC не обнаруживает достаточно ошибок, чтобы повлиять на работу протокола. Чтобы обеспечить лучший контроль ошибок, более поздние (и более быстрые) стандарты Ethernet включили более надежные механизмы контроля ошибок. Например, Gigabit Ethernet определяет схему кодирования 8B10B, предназначенную для обеспечения правильной синхронизации часов отправителя и получателя; эта схема также обнаруживает некоторые битовые ошибки. Ten-Gigabit Ethernet часто реализуется аппаратно с помощью Reed-Solomon code Error Correction (EC) и системы кодирования 16B18B, которая обеспечивает прямое исправление ошибок (FEC) и синхронизацию часов с 18% -ными издержками. Схема кодирования 8B10B пытается обеспечить наличие примерно одинакового количества битов 0 и 1 в потоке данных, что позволяет эффективно использовать лазер и обеспечивает встроенную в сигнал тактовую синхронизацию. Схема работает путем кодирования 8 бит данных (8B) в 10 передаваемых битов по проводу (10B), что означает около 25% накладных расходов на каждый передаваемый символ. Ошибки четности одного бита могут быть обнаружены и исправлены, потому что приемник знает, сколько "0" и "1" должно быть получено. Маршалинг данных Ethernet передает данные пакетами и кадрами: пакет состоит из преамбулы, кадра и любой конечной информации. Фрейм содержит заголовок, который состоит из полей фиксированной длины и переносимых данных. На рисунке 5 показан пакет Ethernet. На рисунке 5 преамбула содержит маркер начала кадра, информацию, которую приемник может использовать для синхронизации своих часов для синхронизации с входящим пакетом, и другую информацию. Адрес назначения записывается сразу после преамбулы, поэтому получатель может быстро решить, копировать этот пакет в память или нет. Адреса, тип протокола и передаваемые данные являются частью кадра. Наконец, любая информация FEC и другие трейлеры добавляются в кадр, чтобы составить последний раздел (ы) пакета. Поле type представляет особый интерес, поскольку оно предоставляет информацию для следующего уровня-протокола, предоставляющего информацию, переносимую в поле data - для идентификации протокола. Эта информация непрозрачна для Ethernet-чипсет Ethernet не знает, как интерпретировать эту информацию (только где она находится) и как ее переносить. Без этого поля не было бы последовательного способа для передачи переносимых данных в правильный протокол верхнего уровня, или, скорее, для правильного мультиплексирования нескольких протоколов верхнего уровня в кадры Ethernet, а затем правильного демультиплексирования. Управление потоком В исходной CSMA / CD реализации Ethernet сама совместно используемая среда предоставляла своего рода базовый механизм управления потоком. Предполагая, что никакие два хоста не могут передавать одновременно, и информация, передаваемая по какому-то протоколу верхнего уровня, должна быть подтверждена или отвечена, по крайней мере, время от времени, передатчик должен периодически делать перерыв, чтобы получить любое подтверждение или ответ. Иногда возникают ситуации, когда эта довольно грубая форма регулирования потока не работает- спецификация Ethernet предполагает, что некоторый протокол более высокого уровня будет контролировать поток информации, чтобы предотвратить сбои в этом случае. В коммутируемом полнодуплексном Ethernet нет CSMA/CD, так как нет общей среды. Два хоста, подключенные к паре каналов передачи, могут отправлять данные так быстро, как позволяют каналы связи. Фактически это может привести к ситуации, когда хост получает больше данных, чем может обработать. Чтобы решить эту проблему, для Ethernet был разработан фрейм паузы. Когда получатель отправляет фрейм паузы, отправитель должен прекратить отправку трафика в течение определенного периода времени. Фреймы паузы массово не применяются. Важно Многие протоколы не содержат все четыре функции, описанных как часть модели рекурсивной архитектуры Интернета (RINA): контроль ошибок, управление потоком, транспортировка и мультиплексирование. Даже среди тех протоколов, которые реализуют все четыре функции, все четыре не всегда используются. Обычно в этой ситуации разработчик протокола и/или сети передает функцию на более низкий или более высокий уровень в стеке. В некоторых случаях это работает, но вы всегда должны быть осторожны, предполагая, что это будет работать без ошибок. Например, существует разница между hop-by-hop шифрованием и end-to-end шифрованием. End-to-end передача хороша для приложений и протоколов, которые выполняют шифрование, но на самом деле не каждое приложение шифрует передаваемые данные. В этих случаях hop-by-hop шифрование может быть полезно для менее безопасных соединений, таких как беспроводные соединения.
ВЕСЕННИЕ СКИДКИ
40%
50%
60%
До конца акции: 30 дней 24 : 59 : 59