По вашему запросу ничего не найдено :(
Убедитесь, что запрос написан правильно, или посмотрите другие
наши статьи:
Ранее мы рассмотрели, какие бывают базы данных пользователей. Теперь разберем, как работать с этими базами добавлять, редактировать и удалять пользователей.
Рассмотрим следующие 3 утилиты:
Useradd - создание пользователей
Usermod – изменение свойств пользователей
Userdel – удаление пользователей
Первое, что нам потребуется это описание команды - man useradd.
У данной команды огромное количество ключей. В частности, популярные такие ключи:
-d — это указание домашней директории пользователя. Без этого ключа операционная система создает одноименную папку пользователя в папке /home, но с помощью данного ключа мы можем указать какую-нибудь другую.
-g – можно указать id группы в которую мы хотим включить пользователя. Есть аналог этого ключа -G (помним, что регистр в Linux имеет значение) – при этом ключе мы можем использовать не id группы, а ее название.
-m создание домашней директории по умолчанию, в момент создания пользователя. При данном ключе домашняя директория создается сразу, а не при первом входе пользователя в систему, по умолчанию. Он важен т.к. при автоматизации данная папка может потребоваться.
-p – мы можем указать данный ключ и при создании пользователя сразу система потребует задать создаваемому пользователю пароль.
-s – данный ключ позволяет задать оболочку по умолчанию для этого пользователя.
Общий вид команды:
useradd [опции] [имя_пользователя].
Рассмотрим небольшой пример: sudo useradd -m -G sudo buh
Все работы с пользователями выполняются с повышенными привилегиями.
Создаем нового пользователя buh, сразу создаем домашнюю папку и помещаем в группу sudo, т.е в группу пользователей которая может повышать привилегии.
Убедимся, что пользователь был создан - sudo cat /etc/shadow
В конце файла мы можем увидеть, что пользователь создан. Обратим внимание, что после логина, стоит не символ звездочки или x, а знак ! – это означает, что пароль скрыт, но может быть с помощью утилиты изменен. Утилита для изменения пароля - passwd. Синтаксис ее достаточно простой - passwd [имя_пользователя]. При использовании ее попросит ввести новый пароль и второй раз ввести для подтверждения. После этого операционная система его зашифрует и заменит в файле на набор букв-цифр-символов.
Еще мы командой passwd можем поменять пароль себе. Делается это достаточно просто - passwd и нажимаем клавишу ввода. Система понимает, что пользователь хочет сменить пароль себе и попросит ввести текущий пароль и 2 раза новый пароль.
Теперь мы можем посмотреть в какие группы входит пользователь - cat /etc/group
Как видно пользователь согласно ключу G был добавлен в группу sudo. Ну и, конечно, для пользователя buh была создана одноименная группа buh.
И посмотрим создалась ли домашняя папка пользователя с помощью команды ll /home.
Папка создалась.
Рассмотрим следующую команду - usermod. Синтаксис данной команды:
usermod [опции] [имя_пользователя]
У данной утилиты есть все те же ключи, что и у useradd, но есть и свои ключи.
-L – данный ключ позволяет заблокировать пользователя. Если мы посмотрим файл /etc/shadow то мы увидим ! знак перед паролем. Что означает, что пользователь не может войти в систему.
-U - ключ мы можем использовать для разблокировки пользователя.
Теперь мы можем, например, заменить оболочку и подписать учетную запись.
sudo usermod -s /bin/bash -c “best buh” buh
Как мы видим, изменилась оболочка по умолчанию и добавился комментарий.
Последняя утилита userdel исходя из названия мы понимаем, что она используется для удаления пользователей. Синтаксис:
userdel [ключ] [имя_пользователя]
Обычно эту команду используют примерно так: sudo userdel buh, но если добавить ключик -r то будет удалена и домашняя директория пользователя, а также будет удалена запись о пользователе во всех базах данных пользователей в операционной системе.
Проблемы с производительностью виртуальной машины на ESX/ESXi могут быть вызваны по различным причинам, например, ограничения в работе CPU, излишний объём памяти, задержкой в работе хранилищ или сети. Если одна или более из ваших виртуальных машин показывает высокое время ответа, то проверьте каждую из возможных причин, чтобы выявить слабое место системы.
Неисправности
Сервисы на гостевых виртуальных машинах работают медленно
Приложения на гостевых виртуальных машинах отвечают с задержкой
Гостевая виртуальная машина работает медленно или не отвечает
Решение
Каждый нижестоящий шаг содержит инструкции и ссылки на соответствующие документы. Шаги выстроены в наиболее удобном порядке для выявления и решения проблемы. Такая последовательность также обеспечивает наименьшую потерю данных.
Замечание: после завершения каждого шага отмечайте сохраниться ли проблема с производительностью. Не пропускайте шаги и выполняйте их в указанном порядке.
Статья включает в себя 4 основных части:
Ограничения в работе CPU
Излишний объём памяти
Задержка в работе хранилища
Сетевые задержки
Ограничения в работе CPU
Чтобы определить являются ли ограничения в работе CPU причиной низкой производительности:
Введите команду esxtop, чтобы проверить перегружен ли ESXi/ESX server. Изучите load average в первой строке вывода команд. Средняя загрузка на уровне 1.00 означает, что физические процессоры (CPUs) машины с ESXi/ESX Server используются полностью, средняя загрузка 0.5 означает использование лишь половины ресурсов. Средняя загрузка на уровне 2.00 означает, что система перегружена.
Изучите поле %READY, чтобы узнать долю времени, в течении которого виртуальная машина была готова, но не могла быть запланирована для запуска на физическом процессоре.
При нормальных условиях эксплуатации это значение должно оставаться в пределах 5%. Если время готовности на виртуальных машинах с низкой производительностью слишком высокое, то необходимо проверить ограничения в работе процессора - убедитесь, что виртуальная машина не ограничена установленным лимитом процессора;
Проверьте не ограничена ли виртуальная машина доступным объёмом ресурсов.
Если средняя загрузка слишком высока и время, в течении которого машина готова к работе, не зависит от ограничений в работе процессора, то следует отрегулировать загрузку CPU хостa. Чтобы отрегулировать загрузку CPU хоста нужно:
Увеличить количество физических CPU хоста
Или уменьшить количество выделенных хосту виртуальных CPU. Чтобы уменьшить количество выделенных хосту виртуальных CPU нужно уменьшить общее количество CPU, выделенных всем запущенным виртуальным машинам на ESX хосте.
Или уменьшить количество запущенных виртуальных машин
Если Вы используете ESX 3.5, проверьте является ли проблемой совместное использование IRQ.
Перегрузка памяти
Чтобы определить является ли причиной низкой производительности перегрузка памяти необходимо:
Ввести команду esxtop и установить перегружена ли память ESXi/ESX server. Изучите MEM overcommit avg в первой строке вывода команд. Это значение отражает соотношение требуемого объёма памяти к объёму доступной памяти, минус 1.
Пример
Если виртуальной машине требуется 4 ГБ ОЗУ и хост имеет 4 ГБ ОЗУ, то соотношение равно 1:1. После вычитания 1 (из 1:1) поле MEM overcommit avg выдаст значение 0. Память не перегружена и нет необходимости в дополнительном объёме. Если виртуальной машине требуется 6 ГБ ОЗУ и хост имеет 4 ГБ ОЗУ, то соотношение равно 1.5:1. После вычитания 1 (из 1:1) поле MEM overcommit avg выдаст значение 0. Память перегружена на 50% и необходимо на 50% больше ОЗУ, чем доступно.
Если память перегружена, то следует отрегулировать количество памяти хоста. Для этого необходимо:
Увеличить количество физической ОЗУ хоста
Или уменьшить количество памяти, выделяемое виртуальным машинам. Для уменьшения объёма выделенной ОЗУ нужно уменьшить общее количество ОЗУ, выделенной всем виртуальным машинам хоста
Или уменьшить общее количество виртуальных машин хоста.
Определить состояние виртуальных машин: ballooning или swapping
Для определения состояния:
Запустите esxtop
Введите m для памяти
Введите f для полей
Выберите букву J для Memory Ballooning Statistics (MCTL)
Посмотрите на значение MCTLSZ. MCTLSZ (MB) отображает количество физической памяти гостя, переданной balloon driver.
Введите f для поля
Выберите букву для Memory Swap Statistics (SWAP STATS)
Посмотрите на значение SWCUR. SWCUR (MB) отражает текущую загрузку свопа
Для решения этой проблемы убедитесь, что ballooning или swapping не вызваны неправильно заданным объёмом памяти. Если объём памяти задан неверно, то его следует переназначить
Задержки в работе хранилища
Чтобы определить являются ли задержки в работе хранилища причиной низкой производительности: Проверьте связаны ли проблемы с локальным хранилищем. Перенесите виртуальные машины в другое хранилище.
Уменьшите количество виртуальных машин на LUN.
Поищите похожие записи на Windows гостей: The device, DeviceScsiPort0, did not respond within the timeout period
Используя esxtop найдите высокое время задержки DAVG.
Определите максимальную пропускную способность ввода/вывода с помощью команды iometer.
Сравните результаты iometer, полученные на VM, с результатами физической машины с этим же хранилищем.
Проверьте наличие конфликтов с резервированием SCSI.
Если вы используете iSCSI хранилище и Jumbo фреймы, то следует проверить правильность конфигурации.
При использовании iSCSI хранилища и многоканального iSCSI Software Initiator убедитесь, что всё правильно сконфигурировано.
Если вы обнаружили проблемы, связанные с хранилищем:
Убедитесь в том, что ваша аппаратура и HBA карты сертифицированы для работы с ESX/ESXi.
Проверьте обновления вашего физического сервера.
Проверьте обновления прошивки вашего HBA.
ESX верно определяет режим и политику пути для вашего SATP Storage вашего типа и PSP Path Selection.
Сетвые задержки
Производительность сети тесно связана с производительностью CPU. Поэтому сначала необходимо проверить работу CPU и после этого переходить к поиску проблем в сети.
Для определения проблем с производительностью сети:
Проверьте максимальную пропускную способность от виртуальной машины с помощью Iperf.
Замечание: VMware не поддерживает и не рекомендует какую-либо конкретную стороннюю программу.
Во время использования Iperf измените размер окна TCP до 64 K. Это также влияет на производительность. Для изменения размера окна TCP:
На стороне сервера введите:
iperf -s
На стороне клиента введите:
iperf.exe -c sqlsed -P 1 -i 1 -p 5001 -w 64K -f m -t 10 900M
Запустите Iperf на машине вне хоста ESXi/ESX. Сравните полученные результаты с ожидаемыми результатами, с учётом физической среды.
Запустите Iperf на другой машине вне хоста ESXi/ESX, VLAN и физический свитч должны оставаться прежними. Если производительность в порядке, а проблема появляется только на машине, расположенной в другом месте, то проблему нужно искать в вашей сетевой среде.
Запустите Iperf между двумя виртуальными машинами на общем сервере/portgroup/vswitch. Если результат положительный, то можно исключить проблемы с памятью, CPU и хранилищем.
Если вы обнаружили «бутылочное горлышко» вашей сети, то:
Если вы используете iSCSI хранилище и Jumbo фреймы, то следует проверить правильность конфигурации.
Если вы используете Network I/O Control, то необходимо проверить правильность конфигурации общих ресурсов и ограничений для вашего траффика.
Убедитесь в правильности работы трафик шейпинга.
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.