По вашему запросу ничего не найдено :(
Убедитесь, что запрос написан правильно, или посмотрите другие наши статьи:
img
Салют! Изо дня в день администраторы IP – АТС Asterisk выполняют рутинные действия связанные с обслуживанием: добавить внутренний номер, настроить новый транк и соответствующие маршруты, посмотреть статус пиров и другие итерации. Для облегчения этих действия существует графическая оболочка FreePBX 13. Сегодня хотим рассказать про очень полезную «кастомизацию» этой самой графической оболочки – настройку вкладок и пунктов меню так, как это будет удобно именно Вам :) Как это работает? Кастомизацию интерфейса FreePBX можно осуществлять с помощью файла freepbx_menu.conf, который должен быть расположен в директории /etc/asterisk. При загрузке интерфейса, FreePBX проверяет существование этого файла, парсит настройки и отображает их администратору. Pre-work Перед началом работы, давайте проверим наличие файла кастомизации в директории /etc/asterisk. Для этого, выполните последовательность следующих команд: [root@asterisk ~]# cd /etc/asterisk/ [root@asterisk asterisk]# ls -l | grep freepbx_menu.conf В случае, если файл находится в указанной директории, он будет отображен в выводе последней команды. В противном случае, просто создадим его вручную командой: [root@asterisk ~]# touch /etc/asterisk/freepbx_menu.conf Теперь открываем интерфейс FreePBX, и переходим во вкладку Settings → Advanced Settings. Находим параметр Use freepbx_menu.conf Configuration и выставляем его в значение Yes. Важно! Убедитесь, что в данном пункте меню, параметры Display Readonly Settings и Override Readonly Settings выставлены в значение Yes. Процесс настройки Допустим, мы хотим создать дополнительную вкладку под названием «Основное», куда вынесем пункты настройки внутренних номеров, транков, входящих и исходящих маршрутов и статус Asterisk. Переходим к конфигурации файла. Открываем его для редактирования: [root@asterisk ~]# vim /etc/asterisk/freepbx_menu.conf Для редактирования нажимаем «O» на клавиатуре и добавляем следующую конфигурацию: [extensions] category=Основные name=Внутренние номера [trunks] category=Основные name=Линии к провайдеру [did] category=Основные name=Входящие маршруты [routing] category=Основные name=Исходящие маршруты [asteriskinfo] category=Основные name=Статус Asterisk Синтаксис следующий: [extensions] - наименование модуля; category - категория (наименование вкладки, в которой будет отображаться данный модуль; name - видимое имя для модуля (параметр для удобства); Дополнительные параметры: sort - порядок расположения модуля сверху вниз во вкладке; remove - удалить модуль из рабочей области интерфейса; Важно! Параметр remove не удаляет модуль с сервера. Он просто не будет отображаться среди доступных для конфигурации модулей в FreePBX. Готово. Давайте посмотрим, что у нас получилось в FreePBX:
img
Перед тем как начать: это цикл статей. Мы рекомендуем до этого материала ознакомиться со статьей про Interlayer Discovery. Хотя IPv6 является основной темой этих лекций, в некоторых случаях IPv4 представляет собой полезный пример решения; Address Resolution Protocol IPv4 (ARP) является одним из таких случаев. ARP - это очень простой протокол, используемый для решения проблемы межуровневого обнаружения, не полагаясь на сервер любого типа. Рисунок ниже будет использован для объяснения работы ARP. Предположим, A хочет отправить пакет C. Зная IPv4-адрес C, 203.0.113.12 недостаточно, чтобы A правильно сформировал пакет и поместил его на канал связи по направлению к C. Чтобы правильно построить пакет, A также должен знать: Находится ли C на том же канале связи, что и A MAC или физический адрес C Без этих двух частей информации A не знает, как инкапсулировать пакет в канал связи, поэтому C фактически получит пакет, а B проигнорирует его. Как можно найти эту информацию? На первый вопрос, находится ли C на том же канале вязи, что и A, можно ответить, рассмотрев IP-адрес локального интерфейса, IP-адрес назначения и маску подсети. ARP решает вторую проблему, сопоставляя IP-адрес назначения с MAC-адресом назначения, с помощью следующего процесса: Хост A отправляет широковещательный пакет каждому устройству в сети, содержащему адрес IPv4, но не MAC-адрес. Это запрос ARP; это запрос A на MAC-адрес, соответствующий 203.0.113.12. B и D получают этот пакет, но не отвечают, поскольку ни один из их локальных интерфейсов не имеет адреса 203.0.113.12. Хост C получает этот пакет и отвечает на запрос, снова используя unicast пакет. Этот ответ ARP содержит как IPv4-адрес, так и соответствующий MAC-адрес, предоставляя A информацию, необходимую для создания пакетов в направлении C. Когда A получает этот ответ, он вставляет сопоставление между 203.0.113.12 и MAC-адресом, содержащимся в ответе, в локальном кэше ARP. Эта информация будет храниться до истечения времени ожидания; правила тайм-аута записи кэша ARP различаются в зависимости от реализации и часто могут быть настроены вручную. Продолжительность кэширования записи ARP - это баланс между слишком частым повторением одной и той же информации в сети в случае, когда сопоставление IPv4-адресов с MAC-адресами не меняется очень часто, и отслеживанием любых изменений в расположении устройство в случае, когда конкретный адрес IPv4 может перемещаться между хостами. Когда A получает этот ответ, он вставляет сопоставление между 203.0.113.12 и MAC-адресом, содержащимся в ответе, в локальный кэш ARP. Эта информация будет храниться до тех пор, пока не истечет время ожидания; правила для тайм-аута записи кэша ARP варьируются в зависимости от реализации и часто могут быть настроены вручную. Продолжительность кэширования записи ARP - это баланс между тем, чтобы не повторять одну и ту же информацию слишком часто в сети, в случае, когда сопоставление IPv4-MAC-адресов меняется не очень часто, и идти в ногу с любыми изменениями в местоположении устройства, в случае, когда конкретный IPv4-адрес может перемещаться между хостами. Любое устройство, получающее ответ ARP, может принять пакет и кэшировать содержащуюся в нем информацию. Например, B, получив ответ ARP от C, может вставить сопоставление между 203.0.113.12 и MAC-адресом C в свой кэш ARP. Фактически, это свойство ARP часто используется для ускорения обнаружения устройств, когда они подключены к сети. В спецификации ARP нет ничего, что требовало бы от хоста ожидания запроса ARP для отправки ответа ARP. Когда устройство подключается к сети, оно может просто отправить ответ ARP с правильной информацией о сопоставлении, чтобы ускорить процесс начального подключения к другим узлам на том же проводе; это называется gratuitous ARP. Gratuitous ARP также полезны для Duplicate. Gratuitous ARP также полезны для обнаружения дублирующихся адресов (Duplicate Address Detection - DAD); если хост получает ответ ARP с адресом IPv4, который он использует, он сообщит о дублированном адресе IPv4. Некоторые реализации также будут посылать серию gratuitous ARPs в этом случае, чтобы предотвратить использование адреса или заставить другой хост также сообщить о дублирующемся адресе. Что произойдет, если хост A запросит адрес, используя ARP, который не находится в том же сегменте, например, 198.51.100.101 на рисунке 5? В этой ситуации есть две разные возможности: Если D настроен для ответа как прокси-ARP, он может ответить на запрос ARP с MAC-адресом, подключенным к сегменту. Затем A кэширует этот ответ, отправляя любой трафик, предназначенный для E, на MAC-адрес D, который затем может перенаправить этот трафик на E. Наиболее широко распространенные реализации по умолчанию не включают прокси-ARP. A может отправлять трафик на свой шлюз по умолчанию, который представляет собой локально подключенный маршрутизатор, который должен знать путь к любому пункту назначения в сети. IPv4 ARP - это пример протокола, который отображает interlayer идентификаторы путем включения обоих идентификаторов в один протокол. Обнаружение соседей IPv6 IPv6 заменяет более простой протокол ARP серией сообщений Internet Control Message Protocol (ICMP) v6. Определены пять типов сообщений ICMPv6: Тип 133, запрос маршрутизатора Тип 134, объявление маршрутизатора Тип 135, запрос соседа Тип 136, объявление соседа Тип 137, перенаправление Рисунок ниже используется для объяснения работы IPv6 ND. Чтобы понять работу IPv6 ND, лучше всего проследить за одним хостом, поскольку он подключен к новой сети. Хост A на рисунке ниже используется в качестве примера. A начнет с формирования link local address, как описано ранее. Предположим, A выбирает fe80 :: AAAA в качестве link local address. Теперь A использует этот link local address в качестве адреса источника и отправляет запрос маршрутизатору на link local multicast address (адрес многоадресной рассылки для всех узлов). Это сообщение ICMPv6 типа 133. B и D получают этот запрос маршрутизатора и отвечают объявлением маршрутизатора, которое является сообщением ICMPv6 типа 134. Этот одноадресный пакет передается на локальный адрес канала A, используемый в качестве адреса источника, fe80 :: AAAA. Объявление маршрутизатора содержит информацию о том, как вновь подключенный хост должен определять информацию о своей локальной конфигурации в виде нескольких флагов. Флаг M указывает, что хост должен запросить адрес через DHCPv6, потому что это управляемый канал. Флаг O указывает, что хост может получать информацию, отличную от адреса, который он должен использовать через DHCPv6. Например, DNS-сервер, который хост должен использовать для разрешения имен DNS, должен быть получен с помощью DHCPv6. Если установлен флаг O, а не флаг M, A должен определить свой собственный IPv6-адрес интерфейса. Для этого он определяет набор префиксов IPv6, используемых в этом сегменте, исследуя поле информации о префиксе в объявлении маршрутизатора. Он выбирает один из этих префиксов и формирует IPv6-адрес, используя тот же процесс, который он использовал для формирования link local address: он добавляет локальный MAC-адрес (EUI-48 или EUI-64) к указанному префиксу. Этот процесс называется SLAAC. Теперь хост должен убедиться, что он не выбрал адрес, который использует другой хост в той же сети; он должен выполнять DAD. Чтобы выполнить обнаружение повторяющегося адреса: Хост отправляет серию сообщений запроса соседей, используя только что сформированный IPv6-адрес и запрашивая соответствующий MAC-адрес (физический). Это сообщения ICMPv6 типа 135, передаваемые с link local address, уже назначенного интерфейсу. Если хост получает объявление соседа или запрос соседа с использованием того же адреса IPv6, он предполагает, что локально сформированный адрес является дубликатом; в этом случае он сформирует новый адрес, используя другой локальный MAC-адрес, и попытается снова. Если хост не получает ни ответа, ни запроса соседа другого хоста, использующего тот же адрес, он предполагает, что адрес уникален, и назначает вновь сформированный адрес интерфейсу. Устранение ложных срабатываний при обнаружении повторяющегося адреса Процесс DAD, описанный здесь, может привести к ложным срабатываниям. В частности, если какое-то другое устройство на канале связи передает исходные пакеты запроса соседа обратно к A, оно будет считать, что это от другого хоста, требующего тот же адрес, и, следовательно, объявит дубликат и попытается сформировать новый адрес. Если устройство постоянно повторяет все запросы соседей, отправленные A, A никогда не сможет сформировать адрес с помощью SLAAC. Чтобы решить эту проблему, RFC7527 описывает усовершенствованный процесс DAD. В этом процессе A будет вычислять одноразовый номер, или, скорее, случайно выбранную серию чисел, и включать ее в запрос соседей, используемый для проверки дублирования адреса. Этот одноразовый номер включен через расширения Secure Neighbor Discovery (SEND) для IPv6, описанные в RFC3971. Если A получает запрос соседа с тем же значением nonce, который он использовал для отправки запроса соседа вовремя DAD, он сформирует новый одноразовый номер и попытается снова. Если это произойдет во второй раз, хост будет считать, что пакеты зацикливаются, и проигнорирует любые дальнейшие запросы соседей с собственным одноразовым номером в них. Если полученные запросы соседей имеют одноразовый номер, отличный от того, который выбрал локальный хост, хост будет предполагать, что на самом деле существует другой хост, который выбрал тот же адрес IPv6, и затем сформирует новый адрес IPv6. Как только у него есть адрес для передачи данных, A теперь требуется еще одна часть информации перед отправкой информации другому хосту в том же сегменте - MAC-адрес принимающего хоста. Если A, например, хочет отправить пакет в C, он начнет с отправки multicast сообщения запроса соседа на C с запросом его MAC-адреса; это сообщение ICMPv6 типа 135. Когда C получает это сообщение, он ответит с правильным MAC-адресом для отправки трафика для запрошенного IPv6-адреса; это сообщение ICMPv6 типа 136. В то время как предыдущий процесс описывает объявления маршрутизатора, отправляемые в ответ на запрос маршрутизатора, каждый маршрутизатор будет периодически отправлять объявления маршрутизатора на каждом подключенном интерфейсе. Объявление маршрутизатора содержит поле lifetime, указывающее, как долго действует объявление маршрутизатора. А теперь почитайте о проблемах шлюза по умолчанию. У нас получился отличным материал на эту тему.
img
Классификация сама по себе не приводит к определенному состоянию переадресации со стороны сетевого устройства. Скорее, классификация трафика - это первый необходимый шаг в создании основы для дифференцированного поведения пересылки. Другими словами, пакеты были классифицированы и дифференцированы, но это все. Выявление различий - это не то же самое, что дифференцированные действия с этими классами. Наше обсуждение QoS теперь переходит в сферу политики. Как управлять перегруженными интерфейсами? Когда пакеты ожидают доставки, как сетевое устройство решает, какие пакеты будут отправлены первыми? Точки принятия решения основаны в первую очередь на том, насколько хорошо пользовательский интерфейс может выдерживать джиттер, задержку и потерю пакетов. Для решения этих проблем возникают различные проблемы и инструменты QoS. Своевременность: организация очередей с малой задержкой Сетевые интерфейсы пересылают пакеты как можно быстрее. Когда трафик проходит со скоростью, меньшей или равной пропускной способности выходного интерфейса, трафик доставляется по одному пакету за раз, без каких-либо проблем. Когда интерфейс может соответствовать предъявляемым к нему требованиям, перегрузки не возникает. Без перегрузок нет необходимости беспокоиться о дифференцированных типах трафика. Отметки на отдельных пакетах можно наблюдать в статистических целях, но политики QoS, которую нужно применять, нет. Трафик поступает на выходной интерфейс и доставляется. Как было рассказано ранее в лекции "Коммутация пакетов", пакеты доставляются в кольцо передачи после коммутации. Физический процессор исходящего интерфейса удаляет пакеты из этого кольца и синхронизирует их с физической сетевой средой. Что произойдет, если будет передано больше пакетов, чем может поддерживать канал связи? В этом случае пакеты помещаются в очередь, выходную очередь, а не в кольцо передачи. Политики QoS, настроенные на маршрутизаторе, фактически реализуются в процессе удаления пакетов из очереди вывода на кольцо передачи для передачи. Когда пакеты помещаются в очередь вывода, а не в кольцо передачи, интерфейс считается перегруженным. По умолчанию перегруженные сетевые интерфейсы доставляют пакеты в порядке очереди (FIFO). FIFO не принимает стратегических решений на основе дифференцированных классов трафика; скорее, FIFO просто обслуживает буферизованные пакеты по порядку настолько быстро, насколько это позволяет выходной интерфейс. Для многих приложений FIFO - неплохой способ удаления пакетов из очереди. Например, в реальном мире может быть небольшое влияние, если пакет протокола передачи гипертекста (HTTP, протокол, используемый для передачи информации World Wide Web) с одного веб-сервера передается раньше, чем пакет с другого веб-сервера. Для других классов трафика большое внимание уделяется своевременности. В отличие от FIFO, некоторые пакеты следует переместить в начало очереди и отправить как можно быстрее, чтобы избежать задержки и влияния на работу конечного пользователя. Одно из последствий - это пакет, прибывающий слишком поздно, чтобы быть полезным. Другой удар заключается в том, что пакет вообще не поступает. Стоит рассмотреть каждый из этих сценариев, а затем несколько полезных инструментов QoS для каждого. Голосовой трафик по IP (VoIP) должен вовремя. При рассмотрении голосового трафика подумайте о любом голосовом чате в реальном времени, который осуществляется через Интернет с помощью такого приложения, как Skype. В большинстве случаев качество связи приличное. Вы можете слышать другого человека. Этот человек может вас слышать. Разговор протекает нормально. С таким же успехом вы можете находиться в одной комнате с другим человеком, даже если он находится на другом конце страны. Иногда качество звонков VoIP может снижаться. Вы можете услышать серию субсекундных заиканий в голосе человека, при этом скорость передачи голоса нерегулярна. В этом случае вы испытываете джиттер, что означает, что пакеты не поступают стабильно вовремя. Чрезмерно длинные промежутки между пакетами приводят к слышимому эффекту заикания. Хотя пакеты не были потеряны, они не были своевременно доставлены по сетевому пути. Где-то по пути пакеты задерживались достаточно долго, чтобы появились слышимые артефакты. На рисунке 5 показан джиттер при пакетной передаче. Качество вызова VoIP также может пострадать из-за потери пакетов, когда пакеты на сетевом пути были сброшены по пути. Хотя существует множество потенциальных причин потери пакетов в сетевых путях, рассмотренный здесь сценарий - это "отбрасывание хвоста", когда поступило такое количество трафика, которое выходит за пределы возможностей выходного интерфейса, и в буфере не остается места для добавления в очередь дополнительных излишков. В результате отбрасываются самые последние поступления трафика; это падение называется хвостовым падением. Качество вызова VoIP также может пострадать из-за потери пакетов, когда пакеты на сетевом пути были сброшены по пути. Хотя существует множество потенциальных причин потери пакетов в сетевых путях, рассмотренный здесь сценарий - это "отбрасывание хвоста", когда поступило такое количество трафика, которое выходит за пределы возможностей выходного интерфейса, и в буфере не остается места для добавления в очередь дополнительных излишков. В результате отбрасываются самые последние поступления трафика; это падение называется хвостовым падением. Когда трафик VoIP отбрасывается, слушатель слышит результат потери. Есть пробелы, в которых голос говорящего полностью отсутствует. Отброшенные пакеты могут проходить в виде тишины, поскольку последний бит принятого звука зацикливается, чтобы заполнить пробел, продолжительное шипение или другой цифровой шум. На рисунке ниже показаны отброшенные пакеты через маршрутизатор или коммутатор. Чтобы обеспечить стабильное качество вызовов даже в условиях перегруженности сетевого пути, необходимо применять схему приоритезации QoS. Эта схема должна соответствовать следующим критериям. Трафик VoIP должен быть доставлен: потеря пакетов VoIP приводит к слышимому прерыванию разговора. Трафик VoIP должен доставляться вовремя: задержка или прерывание пакетов VoIP приводит к слышимым заиканиям. Трафик VoIP не должен ограничивать пропускную способность других классов трафика: так же важно, как и VoIP, хорошо написанные политики QoS уравновешивают своевременную доставку голосовых пакетов с необходимостью для других классов трафика также использовать канал. Распространенной схемой, используемой для определения приоритетов трафика, чувствительного к потерям и jitter, является организация очередей с низкой задержкой (LLQ). Никакие RFC IETF не определяют LLQ; скорее, поставщики сетевого оборудования изобрели LLQ в качестве инструмента в наборе политик QoS для определения приоритетов трафика, требующего низкой задержки, jitter и потерь, например, голоса. LLQ есть два ключевых элемента. Трафик, обслуживаемый LLQ, передается как можно быстрее, чтобы избежать задержки и минимизировать джиттер. Трафик, обслуживаемый LLQ, не может превышать определенный объем полосы пропускания (обычно рекомендуется не более 30% доступной полосы пропускания). Трафик, превышающий предел пропускной способности, скорее отбрасывается, чем передается. Этот метод позволяет избежать потери трафика других классов. В этой схеме подразумевается компромисс для услуг классов трафика посредством LLQ. Трафик будет обслуживаться как можно быстрее, эффективно перемещая его в начало очереди, как только он обнаруживается на перегруженном интерфейсе. Загвоздка в том, что существует ограничение на то, сколько трафика в этом классе будет обрабатываться таким образом. Это ограничение налагается сетевым инженером, составляющим политику QoS. В качестве иллюстрации предположим, что канал WAN имеет доступную пропускную способность 1024 Кбит/с. Этот канал соединяет головной офис с облаком WAN поставщика услуг, которое также соединяет несколько удаленных офисов с головным офисом. Это загруженный канал WAN, по которому проходит трафик VoIP между офисами, а также трафик веб-приложений и резервный трафик время от времени. Кроме того, предположим, что система VoIP кодирует голосовой трафик с помощью кодека, требующего 64 Кбит/с на разговор. Теоретически, этот канал с пропускной способностью 1024 Кбит/с может обеспечить одновременные разговоры VoIP 16 × 64 Кбит/с. Однако это не оставит места для других типов трафика, которые присутствуют. Это занятое соединение WAN! Решение должно быть принято при написании политики QoS. Сколько голосовых разговоров будет разрешено LLQ, чтобы избежать нехватки оставшегося трафика полосы пропускания? Можно было бы сделать выбор, чтобы ограничить LLQ пропускной способностью только 512 Кбит/с, что было бы достаточно для обработки восьми одновременных разговоров, оставив остальную часть канала WAN для других классов трафика. Предполагая, что канал перегружен, что произойдет с девятым разговором VoIP, если он должен находиться в ситуации, чтобы политика QoS была эффективной? Этот вопрос на самом деле наивен, потому что он предполагает, что каждый разговор обрабатывается отдельно политикой QoS. Фактически, политика QoS рассматривает весь трафик, обслуживаемый LLQ, как одну большую группу пакетов. После присоединения девятого разговора VoIP будет трафик на 576 Кбит/с, который будет обслуживаться LLQ, которому выделено только 512 Кбит/с. Чтобы найти количество отброшенного трафика, вычтите общий трафик, выделенный для LLQ, из общего предлагаемого трафика: 576 Кбит/с - 512 Кбит/с = 64 Кбит/с трафик LLQ будет отброшен в соответствии с ограничением полосы пропускания. Отброшенные 64 Кбит/с будут исходить от класса трафика LLQ в целом, что повлияет на все разговоры VoIP. Если десятый, одиннадцатый и двенадцатый разговор VoIP присоединиться к LLQ, проблема станет более серьезной. В этом случае 64 Кбит/с × 4 = 256 Кбит/с несоответствующего трафика, который будет отброшен из LLQ, что приведет к еще большим потерям во всех разговорах VoIP. Как показывает этот пример, для управления перегрузкой необходимо знать состав приложений, время пиковой нагрузки, требования к полосе пропускания и доступные варианты сетевой архитектуры. Только после того, как будут учтены все моменты, можно найти решение, отвечающее бизнес-целям. Например, предположим, что 1024 Кбит/с - это максимальное значение, которое вы можете сделать для линии дальней связи из-за ограничений по стоимости. Вы можете увеличить ограничение полосы пропускания LLQ до 768 Кбит/с, чтобы обеспечить 12 разговоров со скоростью 64 Кбит/с каждый. Однако для другого трафика останется только 256 Кбит/с, чего, возможно, недостаточно для удовлетворения потребностей вашего бизнеса в других приложениях. В этом случае можно согласовать с администратором системы голосовой связи использование голосового кодека, требующего меньшей полосы пропускания. Если новый кодек, требующий только 16 Кбит/с полосы пропускания на вызов, развернут вместо исходных 64 Кбит/с, 32 разговора VoIP могут быть перенаправлены без потерь через LLQ с выделенной полосой пропускания 512 Кбит/с. Компромисс? Качество голоса. Человеческий голос, закодированный со скоростью 64 Кбит/с, будет звучать более четко и естественно по сравнению с голосом, закодированным на скорости 16 Кбит/с. Также может быть лучше кодировать со скоростью 16 Кбит/с, чтобы отбрасывать меньше пакетов и, следовательно, общее качество лучше. Какое решение применить, будет зависеть от конкретной ситуации. Через интерфейс может пройти больше трафика, чем указано в ограничении полосы пропускания LLQ. Если ограничение полосы пропускания для трафика, обслуживаемого LLQ, установлено на максимум 512 Кбит/с, возможно, что трафик класса более чем на 512 Кбит/с пройдет через интерфейс. Такое запрограммированное поведение проявляется только в том случае, если интерфейс не перегружен. В исходном примере, где используется кодек 64 Кбит/с, передача 10 разговоров со скоростью 64 Кбит/с по каналу приведет к передаче голосового трафика 640 Кбит/с по каналу пропускной способности 1024 Кбит/с (1024 Кбит/с - 640 Кбит/с = 384 Кбит/с осталось). Пока все другие классы трафика остаются ниже общего использования полосы пропускания 384 Кбит / с, канал не будет перегружен. Если канал не перегружен, политики QoS не вступают в силу. Если политика QoS не действует, то ограничение полосы пропускания LLQ в 512 Кбит/с не влияет на 640 Кбит/с агрегированного голосового трафика. В этой статье о LLQ контекстом был голосовой трафик, но имейте в виду, что LLQ может применяться к любому желаемому виду трафика. Однако в сетях, где присутствует VoIP, VoIP обычно является единственным трафиком, обслуживаемым LLQ. Для сетей, в которых нет трафика VoIP, LLQ становится интересным инструментом, гарантирующим своевременную доставку с малой задержкой и дрожанием других видов трафика приложений. Однако LLQ - не единственный инструмент, доступный для составителя политики QoS. Также пригодятся несколько других инструментов.
ВЕСЕННИЕ СКИДКИ
40%
50%
60%
До конца акции: 30 дней 24 : 59 : 59