По вашему запросу ничего не найдено :(
Убедитесь, что запрос написан правильно, или посмотрите другие
наши статьи:
Протокол связующего дерева (STP) был первоначально разработан Radia Perlman и впервые описан в 1985 году в Алгоритме распределенного вычисления связующего дерева в расширенной локальной сети.
1 STP уникален в списке рассматриваемых здесь плоскостей управления, поскольку изначально был разработан для поддержки коммутации, а не маршрутизации. Другими словами, STP был разработан для поддержки переадресации пакетов без времени жизни (TTL) и без подкачки заголовка per hop коммутационным устройством. Пакеты, коммутируемые на основе STP, передаются по сети без изменений.
Построение дерева без петель
Процесс построения дерева без петель выглядит следующим образом:
Каждое устройство переводит все порты в заблокированный режим, чтобы ни один порт не пересылал трафик, и начинает объявлять блоки данных протокола моста (Bridge Protocol Data Units -BPDU) для каждого порта. Этот BPDU содержит:
Идентификатор объявленного устройства, который является приоритетным в сочетании с локальным интерфейсом Media Access Control (MAC) адресом.
Идентификатор корневого моста-кандидата. Это мост с самым низким идентификатором, о котором знает локальное устройство. Если каждое устройство в сети запускается в один и тот же момент, то каждое устройство будет объявлять себя как корневой мост-кандидат, пока не узнает о других мостах с более низким идентификатором моста.
При получении BPDU на интерфейсе идентификатор корневого моста, содержащийся в BPDU, сравнивается с локально сохраненным наименьшим идентификатором корневого моста. Если идентификатор корневого моста, содержащийся в BPDU, меньше, то локально сохраненный идентификатор корневого моста заменяется вновь обнаруженным мостом с более низким идентификатором.
После нескольких раундов объявлений каждый мост должен был обнаружить мост с наименьшим идентификатором моста в сети и объявить этот мост корневым.
Это должно происходить, пока все порты на всех устройствах все еще заблокированы (не пересылают трафик).
Чтобы убедиться, что это действительно произойдет, пока все порты все еще заблокированы, таймер устанавливается на достаточно длительное время, позволяющий выбрать корневой мост.
После выбора корневого моста определяется кратчайший путь к корневому мосту.
Каждый BPDU также содержит метрику для достижения корневого моста. Этой метрикой может быть количество переходов, но стоимость каждого перехода также может варьироваться в зависимости от административных переменных, таких как пропускная способность канала.
Каждое устройство определяет порт, через который оно имеет самый дешевый путь к корневому мосту. Он отмечен как корневой порт.
Если существует более одного пути к корневому мосту с одинаковой стоимостью, используется прерыватель связи. Обычно это идентификатор порта.
Для любого звена, по которому соединены два моста:
Мост с наименьшей стоимостью пути к корневому мосту выбирается для пересылки трафика от канала к корневому мосту.
Порт, соединяющий выбранный сервер пересылки с каналом, помечается как назначенный порт.
Порты, отмеченные как корневые или как назначенные порты, могут пересылать трафик.
Результатом этого процесса является единое дерево, по которому доступны все пункты назначения в сети. На рисунке 1 показано, как STP работает в реальной топологии.
Предположим, что все устройства на рисунке 1 были включены в один и тот же момент. Существует ряд возможных вариаций времени, но процесс построения набора безцикловых путей через сеть будет выглядеть, с точки зрения F, примерно так:
Выберите корневой мост:
F объявляет BPDU E и D с идентификатором и корневым мостом кандидата 32768.0200.0000.6666.
D (при условии, что D не получил никаких BPDU) объявляет BDPU с идентификатором и корневым мостом кандидата 28672.0200.0000.4444.
E (при условии, что E не получил никаких BPDU) объявляет BPDU с идентификатором и корневым мостом-кандидатом 32768.0200.0000.5555.
На этом этапе F выберет D в качестве корневого моста и начнет объявлять BPDU со своим локальным идентификатором и корневым мостом-кандидатом, установленным на идентификатор D.
В какой-то момент D и E получат BPDU от C, имеющего идентификатор нижнего моста (24576.0200.0000.3333). Получив этот BPDU, они оба установят свой ID корневого моста кандидата на ID C и отправят новые BPDU в F.
Получив эти новые BPDU, F отметит, что новый идентификатор корневого моста кандидата ниже, чем его предыдущий идентификатор корневого моста кандидата, и затем выберет C в качестве корневого моста.
После нескольких циклов BDPU все мосты в сети выберут C в качестве корневого моста.
Отметьте корневые порты, найдя кратчайший путь к корню:
Предположим, что каждая линия связи стоит 1.
D получит BDPU от C с локальным идентификатором и идентификатором корневого моста 24576.0200.0000.3333 и стоимостью 0.
D добавит стоимость достижения C, одного перехода, объявляя, что он может достичь корневого моста со стоимостью от 1 до F.
E получит BDPU от C с локальным идентификатором и идентификатором корневого моста 24576.0200.0000.3333 и стоимостью 0.
E добавит стоимость достижения C, одного перехода, объявляя, что он может достичь корневого моста со стоимостью от 1 до F.
F теперь имеет два объявления о корневом мосте с равной стоимостью. Он должен разорвать связь между этими двумя доступными путями. Для этого F проверяет идентификаторы объявленных мостов. Идентификатор моста D меньше, чем E, поэтому F будет отмечать свой порт, направленный к D, как корневой порт.
Маркировка назначенных портов на каждом канале:
Единственный другой порт F направлен в сторону E. Должен ли быть заблокирован этот порт?
Чтобы определить это, F сравнивает свой локальный идентификатор моста с идентификатором моста E. Приоритеты одинаковы, поэтому для принятия решения необходимо сравнить адреса локальных портов. Локальный идентификатор F заканчивается на 6666, а у E - на 5555, поэтому E меньше.
F не отмечает интерфейс к E как назначенный порт; вместо этого он отмечает этот порт как заблокированный.
E выполняет то же сравнение и отмечает свой порт в направлении F как назначенный порт.
D сравнивает свою стоимость по отношению к корню со стоимостью F по отношению к корню.
Стоимость D ниже, поэтому он пометит свой порт в направлении D как назначенный порт.
На рисунке 2 показаны заблокированные, назначенные и корневые порты после завершения этих вычислений.
Порты на рисунке 2 помечены как bp для заблокированного порта, rp для корневого порта и dp для назначенного порта. Результатом процесса является дерево, которое может достигать любого сегмента сети, и, следовательно, хостов, подключенных к любому сегменту в сети. Один интересный момент, связанный с STP, заключается в том, что в результате получается единое дерево по всей топологии, закрепленное на корневом мосту. Если какой-либо хост, подключенный к E, отправляет пакет на хост, подключенный к B или F, пакет должен проходить через C, корневой мост, потому что один из двух портов на каналах [F, E] и [E, B] является заблокирован. Это не самое эффективное использование полосы пропускания, но оно предотвращает зацикливание пакетов во время нормальной пересылки.
Как обрабатывается обнаружение соседей в STP? Обнаружение соседей вообще не рассматривается с точки зрения надежной передачи информации по сети. Каждое устройство в сети строит свои собственные BPDU. Эти BPDU не проходят через какое-либо устройство, поэтому нет необходимости в сквозной надежной транспортировке в плоскости управления. Однако обнаружение соседей используется для выбора корневого моста и построения дерева без циклов по всей топологии с использованием BPDU. А как насчет отброшенных и потерянных пакетов? Любое устройство, на котором запущен протокол STP, периодически повторно передает свои BPDU по каждому каналу (в соответствии с таймером повторной передачи). Устройству, на котором запущен протокол STP, требуется несколько отброшенных пакетов (согласно таймеру отключения), чтобы предположить, что его соседи вышли из строя, и, следовательно, перезапустить вычисление состояний корневого моста и порта. В STP нет двусторонней проверки подключения ни для каждого соседа, ни на всем пути. Также не существует какой-либо проверки maximum Transmission Unit (MTU). STP изучает топологию, комбинируя BPDU с информацией о локальных каналах для каждого узла. Однако в сети нет ни одного узла с таблицей, описывающей всю топологию.
Изучение доступных пунктов назначения
Как STP разрешает пересылку? В частности, как устройства, на которых запущен протокол STP, узнают о доступных местах назначения? Рассмотрим рисунок 3.
На рис. 3 показано состояние сети с вычисленным связующим деревом и каждым портом, отмеченным как назначенный или корневой порт. В этой топологии нет заблокированных портов, потому что нет петель. Предположим, B, C и D не имеют информации о подключенных устройствах; A отправляет пакет в сторону E. Что происходит в этот момент?
A передает пакет по каналу [A, B]. Поскольку B имеет назначенный порт на этом канале, он примет пакет (коммутаторы принимают все пакеты на назначенных портах) и проверит адреса источника и назначения.
B может определить, что A доступен через этот назначенный порт, потому что он получил пакет от A на этом порту. Исходя из этого, B вставит MAC-адрес A как достижимый в свою таблицу пересылки через свой интерфейс на канале [A, B].
B не имеет информации о E, поэтому он будет рассылать этот пакет через каждый из своих незаблокированных портов. В этом случае единственный другой порт B - это его корневой порт, поэтому B пересылает этот пакет в C. Это лавинная рассылка называется Broadcast, Unknown, и Multicast (BUM) трафиком. BUM-трафик - это то, чем должна каким-то образом управлять каждая плоскость управления, которая изучает пункты назначения в процессе пересылки.
Когда C получает этот пакет, он проверяет адрес источника и обнаруживает, что A доступен через назначенный порт, подключенный к [B, C]. Он вставит эту информацию в свою локальную таблицу пересылки.
У C также нет информации о том, где E находится в сети, поэтому он просто лавинно рассылает пакет по всем незаблокированным портам. В этом случае единственный другой порт C - это канал [C, D].
D повторяет тот же процесс, которому следовали B и C, узнавая, что A доступен через его корневой порт по каналу [C, D], и лавинно направляет пакет по каналу [D, E].
Когда E получает пакет, он обрабатывает информацию и отправляет ответ обратно A.
Когда D получает этот ответный пакет от E, он проверяет адрес источника и обнаруживает, что E доступен через назначенный ему порт по каналу [D, E]. D действительно знает обратный путь к A, поскольку он обнаружил эту информацию при обработке первого пакета в потоке, идущем от A к E. Он будет искать A в своей таблице пересылки и передавать пакет по каналу [C, D].
C и B будут повторять процесс, который D и C использовали для определения местоположения E и перенаправления обратного трафика обратно в A.
Таким образом, узнавая адрес источника по входящим пакетам, а также путем лавинной рассылки или пересылки пакетов по исходящим каналам, каждое устройство в сети может узнать о каждом достижимом месте назначения. Поскольку протокол STP основан на изучении доступных адресатов в ответ на пакеты, передаваемые по сети, его классифицируют как реактивную плоскость управления. Обратите внимание, что этот процесс обучения происходит на уровне хоста; подсети и IP-адреса не изучаются, а скорее изучается физический адрес интерфейса хоста. Если один хост имеет два физических интерфейса на одном и том же канале, он будет отображаться как два разных хоста для плоскости управления STP.
Как удаляется информация из таблиц пересылки на каждом устройстве? Через процесс тайм-аута. Если запись пересылки не была использована в определенное время (таймер удержания), она удаляется из таблицы. Следовательно, STP полагается на кэшированную информацию пересылки.
Подведение итогов о протоколе связующего дерева
STP явно не является ни протоколом состояния канала, ни протоколом вектора пути. Это протокол вектора расстояния? Любая путаница в том, как классифицировать протокол, проистекает из первоначального выбора корневого моста перед вычислением кратчайших путей. Удалив этот первый шаг, проще классифицировать STP как протокол вектора расстояния, используя распределенную форму алгоритма Беллмана-Форда для расчета путей без петель по топологии. Что нужно сделать с первоначальным расчетом корневого моста? Эта часть процесса гарантирует, что во всей сети будет только одно дерево кратчайшего пути. Таким образом, STP можно классифицировать как протокол вектора расстояния, который использует алгоритм Беллмана-Форда для вычисления единого набора кратчайших путей для всех пунктов назначения во всей сети. Другими словами, STP вычисляет дерево кратчайшего пути по топологии, а не по адресатам.
Почему так важно, чтобы одно дерево вычислялось по всей сети? Это связано со способом, которым STP изучает информацию о доступности: STP - это реактивная плоскость управления, изучающая достижимость в ответ на фактические пакеты, проходящие через сеть. Если бы каждое устройство построило отдельное дерево с корнями в самом себе, этот реактивный процесс привел бы к несогласованному представлению топологии сети и, следовательно, к петлям пересылки.
STP и широковещательные штормы
Широковещательные рассылки - важная часть обнаружения служб в большинстве приложений. Например, как показано на рисунке 4, как A может обнаружить присутствие определенной службы на F?
Самое простое, что может сделать A в этой ситуации, - это отправить какой-то пакет, который будет доставлен на каждый хост, подключенный к сети, и дождаться ответа от хоста, на котором запущена данная служба. Таким образом, A отправляет широковещательную рассылку с вопросом о конкретной услуге или устройстве. Как B, C, D и E должны относиться к этой трансляции? Поскольку широковещательная рассылка не является «обучаемым» адресом (широковещательную рассылку должно принимать каждое устройство в каждом сегменте), лучше всего для коммутаторов пересылать пакет на каждый неблокированный порт.
Что произойдет, если А выполнит много рассылок? Что произойдет, если хост отправит достаточно широковещательных рассылок, чтобы отбросить BPDU? В этом случае сам STP запутается и, скорее всего, создаст цикл пересылки в топологии. Такой цикл пересылки будет, конечно, пересылать широковещательные пакеты постоянно, так как нет TTL для отбрасывания пакетов после того, как они пересекли сеть определенное количество раз. Каждая рассылка, передаваемая A, в этой ситуации останется в сети навсегда, петляя, возможно, между коммутаторами B, C, D и E. И каждая рассылка, добавленная к нагрузке сети, конечно же, предотвратит успешную передачу или прием BPDU, предотвращая схождение STP.
Следовательно, трафик в сети препятствует сходимости STP, а отсутствие сходимости увеличивает нагрузку трафика на саму сеть – возникает положительный цикл обратной связи, который вызывает хаос во всей сети. Эти события называются широковещательными штормами и достаточно распространены в сетях на основе STP, чтобы заставить мудрых проектировщиков и операторов сети ограничивать область действия любого домена STP. Существование широковещательных штормов также привело к ряду модификаций работы STP, таких как простая замена базового протокола плоскостью управления истинным состоянием канала.
Существует множество бесплатных и многофункциональных IP - софтфонов. В сегодняшней статье расскажем об одном из таких программных клиентов - Linphone и покажем, как подготовить его для использования вместе с IP-АТС Asterisk.
/p>
Теория
Linphone (Linux Phone) является кроссплатформенным решением для IP-телефонии, работающим по протоколу SIP, которое позволяет совершать аудио и видео звонки через Интернет.
Linphone доступен как в виде десктопных версий для операционных систем Microsoft Windows, Linux, Mac OS так и в виде мобильных приложений для устройств на базе операционных систем Android, iOS
Данный софтфон совместим и поддерживает следующие протоколы: SIP, SRTP, ZRTP, STUN, ipv6, обмен мгновенными текстовыми сообщениями по протоколу SIMPLE. Поддерживаются следующие типы аудиокодеков: G.711, GSM-FR, Speex, iLBC и видеокодеков: H.263, MPEG4, theora H.264
Настройка
Рассмотрим настройки софтфона Linphone для работы с IP-АТС Asterisk. Устанавливать будем клиент для операционной системы Windows. Для этого нужно сначала скачать дистрибутив с сайта разработчика linphone.org. Самая последняя версия – 3.10.2 от 13 августа 2016.
Затем нужно выполнить стандартную процедуру установки, согласившись со всеми лицензионными правилами и указав путь, куда необходимо установить программу.
В процессе установки, Вам предложат установить кодек Cisco H.264, рекомендуем согласиться с данным пунктом.
Когда установка будет завершена, Вам предложат создать учётную запись для совершения звонков по протоколу SIP. Нажимаем Forward
Далее нужно выбрать тип учётной записи. Доступно четыре варианта – создание учётной записи на сайте linphone.org, ввести аутентификационные данные ранее созданной учётной записи с сайта linphone.org, ввести учётные данные ранее созданной учётной записи SIP – нам подходит именно этот пункт, поскольку мы будем использовать учётные данные внутреннего номера , который создали ранее на нашей IP-АТС. И последний из доступных вариантов – указать URI удалённого сервера конфигурации. Итак, выбираем I have already a sip account and I just want to use it
И вводим учётные данные, которые мы уже создали ранее на нашей IP-АТС. Например номер 1021
А далее, просто переносим их в Linphone, 192.168.1.148 - это адрес нашей IP-АТС.
Если всё было сделано верно, то после регистрации напротив наших учётных данных мы увидим зеленый круг - Online, свидетельствующий о том, что наша учётная запись активна и можно совершать звонки при помощи клиента Linphone.
Привет! Сегодня мы расскажем про то как настроить Site-To-Site IPSec VPN туннель между роутерами Cisco. Такие VPN туннели используются обеспечения безопасной передачи данных, голоса и видео между двумя площадками (например, офисами или филиалами). Туннель VPN создается через общедоступную сеть интернет и шифруется с использованием ряда продвинутых алгоритмов шифрования, чтобы обеспечить конфиденциальность данных, передаваемых между двумя площадками.
В этой статье будет показано, как настроить и настроить два маршрутизатора Cisco для создания постоянного безопасного туннеля VPN типа «сеть-сеть» через Интернет с использованием протокола IP Security (IPSec) . В рамках статьи мы предполагаем, что оба маршрутизатора Cisco имеют статический публичный IP-адрес.
ISAKMP (Internet Security Association and and Key Management Protocol) и IPSec необходимы для построения и шифрования VPN-туннеля. ISAKMP, также называемый IKE (Internet Key Exchange) , является протоколом согласования (negotiation protocol), который позволяет двум хостам договариваться о том, как создать сопоставление безопасности IPsec. Согласование ISAKMP состоит из двух этапов: фаза 1 и фаза 2.
Во время фазы 1 создается первый туннель, который защищает последующие сообщения согласования ISAKMP. Во время фазы 2 создается туннель, который защищает данные. Затем в игру вступает IPSec для шифрования данных с использованием алгоритмов шифрования и предоставляющий аутентификацию, шифрование и защиту от повторного воспроизведения.
Требования к IPSec VPN
Чтобы упростить понимание настройки разделим его на две части:
Настройка ISAKMP (Фаза 1 ISAKMP)
Настройка IPSec (Фаза 2 ISAKMP, ACL, Crypto MAP)
Делать будем на примере, который показан на схеме – два филиала, оба маршрутизатора филиалов подключаются к Интернету и имеют статический IP-адрес, назначенный их провайдером. Площадка №1 имеет внутреннею подсеть 10.10.10.0/24, а площадка №2 имеет подсеть 20.20.20.0/24. Цель состоит в том, чтобы безопасно соединить обе сети LAN и обеспечить полную связь между ними без каких-либо ограничений.
Настройка ISAKMP (IKE) - ISAKMP Phase 1
IKE нужен только для установления SA (Security Association) для IPsec. Прежде чем он сможет это сделать, IKE должен согласовать отношение SA (ISAKMP SA) с одноранговым узлом (peer).
Начнем с настройки маршрутизатора R1 первой площадки. Первым шагом является настройка политики ISAKMP Phase 1:
R1(config)# crypto isakmp policy 1
R1(config-isakmp)# encr 3des
R1(config-isakmp)# hash md5
R1(config-isakmp)# authentication pre-share
R1(config-isakmp)# group 2
R1(config-isakmp)# lifetime 86400
Приведенные выше команды означают следующее:
3DES - метод шифрования, который будет использоваться на этапе 1
MD5 - алгоритм хеширования
Pre-Share - использование предварительного общего ключа (PSK) в качестве метода проверки подлинности
Group 2 - группа Диффи-Хеллмана, которая будет использоваться
86400 - время жизни ключа сеанса. Выражается либо в килобайтах (сколько трафика должно пройти до смены ключа), либо в секундах. Значение установлено по умолчанию.
Мы должны отметить, что политика ISAKMP Phase 1 определяется глобально. Это означает, что если у нас есть пять разных удаленных площадок и настроено пять разных политик ISAKMP Phase 1 (по одной для каждого удаленного маршрутизатора), то, когда наш маршрутизатор пытается согласовать VPN-туннель с каждой площадкой, он отправит все пять политик и будет использовать первое совпадение, которое принято обоими сторонами.
Далее мы собираемся определить Pre-Shared ключ для аутентификации с нашим партнером (маршрутизатором R2) с помощью следующей команды:
R1(config)# crypto isakmp key merionet address 1.1.1.2
Pre-Shared ключ партнера установлен на merionet, а его публичный IP-адрес - 1.1.1.2. Каждый раз, когда R1 пытается установить VPN-туннель с R2 (1.1.1.2), будет использоваться этот ключ.
Настройка IPSec – 4 простых шага
Для настройки IPSec нам нужно сделать следующее:
Создать расширенный ACL
Создать IPSec Transform
Создать криптографическую карту (Crypto Map)
Применить криптографическую карту к общедоступному (public) интерфейсу
Давайте рассмотрим каждый из вышеперечисленных шагов.
Шаг 1: Создаем расширенный ACL
Нам нужно создать расширенный access-list (про настройку Extended ACL можно прочесть в этой статье) и в нем определить какой траффик мы хотим пропускать через VPN-туннель. В этом примере это будет трафик из одной сети в другую с 10.10.10.0/24 по 20.20.20.0/24. Иногда такие списки называют crypto access-list или interesting traffic access-list.
R1(config)# ip access-list extended VPN-TRAFFIC
R1(config-ext-nacl)# permit ip 10.10.10.0 0.0.0.255 20.20.20.0 0.0.0.255
Шаг 2: Создаем IPSec Transform
Следующим шагом является создание набора преобразования (Transform Set), используемого для защиты наших данных. Мы назвали его TS.
R1(config)# crypto ipsec transform-set TS esp-3des esp-md5-hmac
Приведенная выше команда определяет следующее:
ESP-3DES - метод шифрования
MD5 - алгоритм хеширования
Шаг 3: Создаем Crypto Map
Crypto Map является последнем этапом нашей настройки и объединяет ранее заданные конфигурации ISAKMP и IPSec:
R1(config)# crypto map CMAP 10 ipsec-isakmp
R1(config-crypto-map)# set peer 1.1.1.2
R1(config-crypto-map)# set transform-set TS
R1(config-crypto-map)# match address VPN-TRAFFIC
Мы назвали нашу криптографическую карту CMAP. Тег ipsec-isakmp сообщает маршрутизатору, что эта криптографическая карта является криптографической картой IPsec. Хотя в этой карте (1.1.1.2) объявлен только один пир, существует возможность иметь несколько пиров.
Шаг 4: Применяем криптографическую карту к общедоступному интерфейсу
Последний шаг - применить криптографическую карту к интерфейсу маршрутизатора, через который выходит траффик. Здесь исходящим интерфейсом является FastEthernet 0/1.
R1(config)# interface FastEthernet0/1
R1(config- if)# crypto map CMAP
Обратите внимание, что интерфейсу можно назначить только одну криптокарту.
Как только мы применим криптографическую карту к интерфейсу, мы получаем сообщение от маршрутизатора, подтверждающее, что isakmp включен: “ISAKMP is ON”.
На этом этапе мы завершили настройку IPSec VPN на маршрутизаторе Площадки 1.
Теперь перейдем к маршрутизатору Площадки 2 для завершения настройки VPN. Настройки для R2 идентичны, с отличиями лишь в IP-адресах пиров и ACL.
R2(config)# crypto isakmp policy 1
R2(config-isakmp)# encr 3des
R2(config-isakmp)# hash md5
R2(config-isakmp)# authentication pre-share
R2(config-isakmp)# group 2
R2(config-isakmp)# lifetime 86400
R2(config)# crypto isakmp key merionet address 1.1.1.1
R2(config)# ip access-list extended VPN-TRAFFIC
R2(config-ext-nacl)# permit ip 20.20.20.0 0.0.0.255 10.10.10.0 0.0.0.255
R2(config)# crypto ipsec transform-set TS esp-3des esp-md5-hmac
R2(config)# crypto map CMAP 10 ipsec-isakmp
R2(config-crypto-map)# set peer 1.1.1.1
R2(config-crypto-map)# set transform-set TS
R2(config-crypto-map)# match address VPN-TRAFFIC
R2(config)# interface FastEthernet0/1
R2(config- if)# crypto map CMAP
Трансляция сетевых адресов (NAT) и VPN-туннели IPSec
В реальной схеме трансляция сетевых адресов (NAT), скорее всего, будет настроена для предоставления доступа в интернет внутренним хостам. При настройке VPN-туннеля типа «Site-To-Site» обязательно нужно указать маршрутизатору не выполнять NAT (deny NAT) для пакетов, предназначенных для удаленной сети VPN.
Это легко сделать, вставив оператор deny в начало списков доступа NAT, как показано ниже:
Для первого маршрутизатора:
R1(config)# ip nat inside source list 100 interface fastethernet0/1 overload
R1(config)# access-list 100 deny ip 10.10.10.0 0.0.0.255 20.20.20.0 0.0.0.255
R1(config)# access-list 100 permit ip 10.10.10.0 0.0.0.255 any
Для второго маршрутизатора:
R2(config)# ip nat inside source list 100 interface fastethernet0/1 overload
R2(config)# access-list 100 deny ip 20.20.20.0 0.0.0.255 10.10.10.0 0.0.0.255
R2(config)# access-list 100 permit ip 20.20.20.0 0.0.0.255 any
Инициализация и проверка VPN-туннеля IPSec
К этому моменту мы завершили нашу настройку, и VPN-туннель готов к запуску. Чтобы инициировать VPN-туннель, нам нужно заставить один пакет пройти через VPN, и этого можно достичь, отправив эхо-запрос от одного маршрутизатора к другому:
R1# ping 20.20.20.1 source fastethernet0/0
Type escape sequence to abort.
Sending 5, 100-byte ICMP Echos to 20.20.20.1, timeout is 2 seconds:
Packet sent with a source address of 10.10.10.1
.!!!!
Success rate is 80 percent (4/5), round-trip min/avg/max = 44/47/48 ms
Первое эхо-сообщение icmp (ping) получило тайм-аут, но остальные получили ответ, как и ожидалось. Время, необходимое для запуска VPN-туннеля, иногда превышает 2 секунды, что приводит к истечению времени ожидания первого пинга.
Чтобы проверить VPN-туннель, используйте команду show crypto session:
R1# show crypto session
Crypto session current status
Interface: FastEthernet0/1
Session status: UP-ACTIVE
Peer: 1.1.1.2 port 500
IKE SA: local 1.1.1.1/500 remote 1.1.1.2/500 Active
IPSEC FLOW: permit ip 10.10.10.0/255.255.255.0 20.20.20.0/255.255.255.0
Active SAs: 2, origin: crypto map
Готово! Мы только что успешно подняли Site-To-Site IPSEC VPN туннель между двумя маршрутизаторами Cisco!