Корпоративные сети →Теория→Основы сетей

Решение проблем с помощью виртуализации

Компромиссы

Декабрь 14, 2020 Мерион Нетворкс

6 минут чтения

Виртуализация часто применяется для поиска более простого способа решения некоторых проблем, отмеченных в начальных статьях этой темы, таких как разделение трафика. Как и все в мире сетевой инженерии, здесь есть компромиссы. На самом деле, если вы не нашли компромисс, вы плохо искали. В этом разделе будут рассмотрены некоторые (хотя, конечно, не все) различные компромиссы сложности в области виртуализации сети. Основой этого обсуждения будет триада компромиссов сложности:

• Состояние: количество состояний и скорость, с которой изменяется состояние в сети (особенно в плоскости управления).
• Оптимизация: оптимальное использование сетевых ресурсов, включая такие вещи, как трафик, следующий по кратчайшему пути через сеть.
• Поверхность: количество слоев, глубина их взаимодействия и широта взаимодействия.

Поверхности взаимодействия и группы связей общих рисков

Каждая система виртуализации, когда-либо задуманная, реализованная и развернутая, создает в некотором роде общий риск. Например, рассмотрим одну линию, по которой передается несколько виртуальных каналов, каждый из которых передает трафик. Должно быть очевидным (на самом деле тривиальным) наблюдение, что в случае отказа одного физического канала произойдет сбой всех виртуальных каналов. Конечно, вы можете просто перенаправить виртуальные каналы на другой физический канал. Правильно? Может быть, а может и нет. Рисунок 1 иллюстрирует это.

С точки зрения A и D, есть две линии, доступные через B и C, каждая из которых обеспечивает независимое соединение между хостом и сервером. В действительности, однако, и провайдер 1, и провайдер 2 приобрели виртуальные каналы через единственное соединение у провайдера 3. Когда единственное соединение в сети провайдера 3 выходит из строя, трафик может быть перенаправлен с основного пути через провайдера 1 на путь через провайдера. 2, но поскольку оба канала используют одну и ту же физическую инфраструктуру, ни одна из них не сможет передавать трафик.

Говорят, что эти два звена в этой ситуации разделяют одну общую судьбу, потому что они являются частью Shared Risk Link Group (SRLG). Можно найти и обойти SRLG или ситуации с shared fate, но это усложняет плоскость управления и/или управление сетью. Например, невозможно обнаружить эти shared fate без ручного тестирования различных ситуаций отказа на физическом уровне или изучения сетевых карт, чтобы найти места, где несколько виртуальных каналов проходят по одному и тому же физическому каналу. В ситуации, описанной на рисунке 1, найти ситуацию с shared fate было бы почти невозможно, поскольку ни один из провайдеров, скорее всего, не скажет вам, что использует линию от второго провайдера, показанного на рисунке как провайдер 3, для предоставления услуг.

Как только эти ситуации с shared fate обнаружены, необходимо предпринять некоторые действия, чтобы избежать серьезного сбоя в работе сети. Обычно для этого требуется либо вводить информацию в процесс проектирования, либо усложнять дизайн, либо вводить информацию в плоскость управления (см. RFC8001 в качестве примера типа сигнализации, необходимой для управления группами SRLG в плоскости управления, спроектированной трафиком). По сути, проблема сводится к следующему набору утверждений:

• Виртуализация - это форма абстракции.
• Абстракция удаляет информацию о состоянии сети с целью снижения сложности или предоставления услуг за счет реализации политики.
• Любое нетривиальное сокращение информации о состоянии сети так или иначе снизит оптимальное использование ресурсов.

Единственным противодействием конечному состоянию из этих трех, является протекание информации через абстракцию, поэтому можно восстановить оптимальное использование ресурсов - в этом случае отказ одного канала не вызывает полного отказа потока трафика через сеть. Единственное решение, таким образом, - сделать абстракцию сквозной абстракцией, что снизит эффективность абстракции при контроле области действия состояния и реализации политики.

Поверхности взаимодействия и наложенные плоскости управления

В сетевой инженерии принято накладывать друг на друга два протокола маршрутизации или две плоскости управления. Хотя это не часто рассматривается как форма виртуализации, на самом деле это просто разделение состояния между двумя различными плоскостями управления для контроля количества состояний и скорости изменения состояний, чтобы уменьшить сложность обеих плоскостей управления. Это также часто встречается при запуске виртуальных наложений в сети, поскольку между головным и хвостовым узлами туннеля будет существовать нижележащая плоскость управления, обеспечивающая достижимость, и плоскость управления наложением, обеспечивающая достижимость в виртуальной топологии. Две наложенные друг на друга плоскости управления будут взаимодействовать иногда неожиданным образом. Для иллюстрации используется рисунок 2.

На рисунке 2:

• Каждый маршрутизатор в сети, включая B, C, D и E, использует две плоскости управления (или, если это проще, протоколы маршрутизации, отсюда протокол 1 и протокол 2 на рисунке).
• Протокол 1 (оверлей) зависит от протокола 2 (базовый) для обеспечения доступности между маршрутизаторами, на которых работает протокол 1.
• Протокол 2 не содержит информации о подключенных устройствах, таких как A и F; вся эта информация передается в протоколе 1.
• Протокол 1 требует гораздо больше времени для схождения, чем протокол 2.
• Более простой путь от B к E проходит через C, а не через D.

Учитывая этот набор протоколов, предположим, что C на рисунке 2 удален из сети, двум управляющим плоскостям разрешено сходиться, а затем C снова подключается к сети. Каков будет результат? Произойдет следующее:

• После удаления C сеть снова объединится с двумя путями в локальной таблице маршрутизации в B:
  • F доступен через E.
  • E доступен через D.
• После повторного подключения C к сети протокол 2 быстро сойдется.
• После повторной конвергенции протокола 2 лучший путь к E с точки зрения B будет через C.
• Следовательно, у B теперь будет два маршрута в локальной таблице маршрутизации:
  • F доступен через E.
  • E достижимо через C.
• B перейдет на новую информацию о маршрутизации и, следовательно, будет отправлять трафик к F через C до того, как протокол 1 сойдется, и, следовательно, до того, как C узнает о наилучшем пути к F.
• С момента, когда B начинает пересылку трафика, предназначенного для F в C, и момента, когда протокол 1 сойдется, трафик, предназначенный для F, будет отброшен.

Это довольно простой пример неожиданного взаимодействия наложенных протоколов. Чтобы решить эту проблему, вам необходимо ввести информацию о состоянии конвергенции протокола 1 в протокол 2, или вы должны каким-то образом заставить два протокола сходиться одновременно. В любом случае вы по существу добавляете состояние обратно в два протокола, чтобы учесть их разницу во времени конвергенции, а также создавая поверхность взаимодействия между протоколами.

Примечание: Этот пример описывает фактическое взаимодействие конвергенции между IS-IS и BGP, или протоколом Open Shortest Path First (OSPF) и BGP. Чтобы решить эту проблему, более быстрый протокол настроен на ожидание, пока BGP не сойдется, прежде чем устанавливать какие-либо маршруты в локальной таблице маршрутизации.