ѕодпишитесь на наш Telegram-канал Ѕудьте в курсе последних новостей 👇 😉 ѕодписатьс€
ѕоддержим в трудное врем€ —пециальное предложение на техническую поддержку вашей »“ - инфраструктуры силами наших экспертов ѕодобрать тариф
ѕоставка оборудовани€ √аранти€ и помощь с настройкой. —кидка дл€ наших читателей по промокоду WIKIMERIONET  упить
»нтерфейс статистики Merion Mertics показывает ключевые диаграммы и графики по звонкам, а также историю звонков в формате, который легко поймет менеджер ѕопробовать бесплатно
¬недрение
офисной телефонии
Ўаг на пути к созданию доступных унифицированных коммуникаций в вашей компании ¬недрить
»нтеграци€ с CRM ѕомогаем навести пор€док с данными
и хранить их в единой экосистеме
ѕодключить
»“ Ѕезопасность ”мна€ информационна€ безопасность дл€ вашего бизнеса «аказать
ћерион Ќетворкс

8 минут чтени€

ѕрочитайте материал про реактивное и упреждающее распределение достижимости в сет€х.

≈сть много случаев, когда более эффективно или в соответствии с конкретными ограничени€ми политики дл€ плоскости управлени€ изучать информацию о достижимости и топологии с другой плоскости управлени€, а не с помощью механизмов, описанных до этого момента в этой серии статей. ¬от некоторые примеры:

  • ƒве организации должны соединить свои сети, но ни одна из них не хочет позволить другой контролировать политику и работу своих плоскостей управлени€;
  •  рупна€ организаци€ состоит из множества бизнес-единиц, кажда€ из которых имеет возможность управл€ть собственной внутренней сетью в зависимости от местных условий и требований приложений.
  • ќрганизаци€ должна каким-то образом позволить двум плоскост€м управлени€ взаимодействовать при переходе от одной к другой.

ѕричины, по которым одна плоскость управлени€ может получать информацию о доступности от другой, почти безграничны. ”читыва€ это требование, многие сетевые устройства позвол€ют операторам перераспредел€ть информацию между плоскост€ми управлени€. ѕри перераспределении достижимости возникают две проблемы, св€занные с плоскостью управлени€: как обрабатывать метрики и как предотвращать петли маршрутизации.

ѕримечание. ѕерераспределение можно рассматривать как экспорт маршрутов из одного протокола в другой. Ќа самом деле импорт/экспорт и перераспределение часто используютс€ дл€ обозначени€ одного и того же, либо разными поставщиками, либо даже в разных ситуаци€х одним и тем же поставщиком.

ѕерераспределение и метрики

¬заимосв€зь между свойствами св€зи, политиками и метриками определ€ютс€ каждым протоколом плоскости управлени€ независимо от других протоколов. ‘актически, более описательна€ или более полезна€ метрическа€ система - это то, что иногда привлекает операторов к определенному протоколу плоскости управлени€. Ќа рисунке 12 показаны два участка сети, в которых работают две разные управл€ющие плоскости, кажда€ из которых использует свой метод расчета метрик св€зей.

ѕерераспределение и метрики

ѕротоколы X и Y в этой сети были настроены с использованием двух разных систем дл€ назначени€ показателей. ѕри развертывании протокола X администратор разделил 1000 на скорость соединени€ в гигабитах. ѕри развертывании протокола Y администратор создал "таблицу показателей" на основе наилучшего предположени€ о каналах с самой высокой и самой низкой скоростью, которые они могут иметь в течение следующих 10-15 лет, и назначил метрики дл€ различных скоростей каналов в этой таблице. –езультат, как показывает рисунок, несовместимые показатели:

  • 10G каналы в протоколе X имеют метрику 100, в то врем€ как в протоколе Y они имеют метрику 20.
  • 100G-каналы как в протоколе X, так и в протоколе Y имеют метрику 10.

ѕредполага€, что более низка€ метрика предпочтительна, если метрики добавлены, канал [B, C, F] будет считатьс€ более желательным путем, чем канал [B, D, G]. ќднако, если учитывать пропускную способность, оба канала будут считатьс€ одинаково желательными.

≈сли между этими двум€ протоколами настроено перераспределение, как следует обрабатывать эти метрики? ≈сть три общих решени€ этой проблемы.

јдминистратор может назначить метрику в каждой точке перераспределени€, котора€ передаетс€ как часть внутренней метрики протокола. Ќапример, администратор может назначить метрику 5 дл€ пункта назначени€ E на маршрутизаторе C при перераспределении из протокола X в Y. Ётот пункт назначени€, E, вводитс€ в протокол Y с метрикой 5 маршрутизатором C. Ќа маршрутизаторе F метрика дл€ E будет от 25 дл€ C. ¬ G стоимость достижени€ E будет 35 по пути [F, C]. ∆елательность использовани€ любой конкретной точки выхода дл€ любого конкретного пункта назначени€ выбираетс€ оператором при назначении этих ручных метрик.

ћетрика "другого" протокола может быть прин€та как часть внутренней метрики протокола. Ёто не работает в случае, когда один протокол имеет более широкий диапазон доступных метрик, чем другой. Ќапример, если протокол Y имеет максимальную метрику 63, метрики 10G из протокола X будут "выше максимума"; ситуаци€, котора€ вр€д ли будет оптимальной. ѕри отсутствии такого ограничени€ маршрутизатор C внедрит маршрут к E со стоимостью 100 в протокол Y. —тоимость достижени€ E на маршрутизаторе F составит 110; стоимость в G будет от 130 до [F, C].

ѕримечание. «десь вы можете увидеть компромисс между состо€нием плоскости управлени€ и оптимальным использованием сети, это еще один пример компромисса сложности при проектировании реальных протоколов. ѕеренос внешней метрики в отдельное поле добавл€ет состо€ние плоскости управлени€, но позвол€ет более оптимально управл€ть трафиком через сеть. Ќазначение или использование внешней метрики снижает состо€ние плоскости управлени€, но за счет возможности оптимизации потока трафика.

¬нешн€€ метрика может быть перенесена в отдельное поле, поэтому каждое сетевое устройство может отдельно определ€ть лучший путь к каждому внешнему адресату. Ёто третье решение €вл€етс€ наиболее широко используемым, поскольку оно обеспечивает наилучшую возможность управлени€ трафиком между двум€ сет€ми. ¬ этом решении C вводит достижимость дл€ E с внешней стоимостью 100. ¬ F есть две метрики в объ€влении, описывающие достижимость дл€ E; внутренн€€ метрика дл€ достижени€ точки перераспределени€ (или выхода) - 20, а метрика дл€ достижени€ точки E во внешней сети - 100. ¬ G внутренн€€ метрика дл€ достижени€ точки выхода - 30, а внешн€€ метрика - 100.

 ак реализаци€ будет использовать оба этих показател€? —ледует ли протоколу выбирать ближайшую точку выхода или, скорее, самую низкую внутреннюю метрику? Ёто позволит оптимизировать использование локальной сети и потенциально деоптимизировать использование сетевых ресурсов во внешней сети. ƒолжен ли протокол выбирать точку выхода, ближайшую к внешнему назначению, или, скорее, самую низкую внешнюю метрику? Ёто позволит оптимизировать сетевые ресурсы во внешней сети, потенциально за счет деоптимизации использовани€ сетевых ресурсов в локальной сети. »ли протоколу следует попытатьс€ каким-то образом объединить эти две метрики, чтобы максимально оптимизировать использование ресурсов в обеих сет€х?

Ќекоторые протоколы предпочитают всегда оптимизировать локальные или внешние ресурсы, в то врем€ как другие предоставл€ют операторам возможность конфигурации. Ќапример, протокол может позвол€ть переносить внешние метрики в виде метрик разных типов, при этом один тип считаетс€ большим, чем люба€ внутренн€€ метрика (следовательно, сначала предпочтение отдаетс€ самой низкой внутренней метрике и использование внешней метрики в качестве средства разрешени€ конфликтов), а другой тип - это когда внутренние и внешние метрики считаютс€ эквивалентными (следовательно, добавл€ютс€ внутренние и внешние метрики дл€ прин€ти€ решени€ о пути).


ѕерераспределение и петли маршрутизации

¬ приведенном выше обсуждении вы могли заметить, что места назначени€, перераспределенные с одного протокола на другой, всегда выгл€д€т так, как будто они подключены к перераспредел€ющему маршрутизатору. ѕо сути, перераспределение действует как форма резюмировани€ (что означает, что удал€етс€ информаци€ о топологии, а не информаци€ о достижимости), как описано ранее в этой серии статей. ’от€ этот момент не €вл€етс€ критическим дл€ показателей перераспределени€, важно учитывать способность плоскости управлени€ выбирать оптимальный путь. ¬ некоторых конкретных случа€х деоптимизаци€ может привести к тому, что плоскость управлени€ не сможет выбрать пути без петель. –исунок 13 демонстрирует это.

ѕерераспределение маршрутных петель

„тобы построить петлю маршрутизации в этой сети:

  1. ћаршрут к хосту A перераспредел€етс€ от протокола X к Y с вручную настроенной метрикой 1.
  2. ћаршрутизатор E предпочитает маршрут через C с общей метрикой (внутренней и внешней) 2.
  3. ћаршрутизатор D предпочитает маршрут через E с общей метрикой 3.
  4. ћаршрутизатор D перераспредел€ет маршрут к хосту A в протокол X с существующей метрикой 3.
  5. ћаршрутизатор B имеет два маршрута к A: один со стоимостью 10 (напр€мую) и один с метрикой от 4 до D.
  6. ћаршрутизатор B выбирает путь через D, создава€ петлю маршрутизации.
  7. » так далее (цикл будет продолжатьс€, пока каждый протокол не достигнет своей максимальной метрики).

Ётот пример немного раст€нут дл€ создани€ цикла маршрутизации в тривиальной сети, но все циклы маршрутизации, вызванные перераспределением, схожи по своей структуре. ¬ этом примере важно, что была потер€на не только топологическа€ информаци€ (маршрут к A был суммирован, что, с точки зрени€ E, было непосредственно св€зано с C), но и метрическа€ информаци€ (исходный маршрут со стоимостью 11 перераспредел€етс€ в протокол Y со стоимостью 1 в C). —уществует р€д общих механизмов, используемых дл€ предотвращени€ формировани€ этой петли маршрутизации.

ѕротокол маршрутизации всегда может предпочесть внутренние маршруты внешним. ¬ этом случае, если B всегда предпочитает внутренний маршрут A внешнему пути через D, петл€ маршрутизации не образуетс€. ћногие протоколы маршрутизации будут использовать предпочтение упор€дочивани€ при установке маршрутов в локальную таблицу маршрутизации (или базу информации о маршрутизации, RIB), чтобы всегда отдавать предпочтение внутренним маршрутам над внешними. ѕричина этого предпочтени€ состоит в том, чтобы предотвратить образование петель маршрутизации этого типа.

‘ильтры можно настроить так, чтобы отдельные пункты назначени€ не перераспредел€лись дважды. ¬ этой сети маршрутизатор D может быть настроен дл€ предотвращени€ перераспределени€ любого внешнего маршрута, полученного в протоколе Y, в протокол X. ¬ ситуации, когда есть только два протокола (или сети) с перераспределенной между ними информацией плоскости управлени€, это может быть простым решением. ¬ случа€х, когда фильтры необходимо настраивать дл€ каждого пункта назначени€, управление фильтрами может стать трудоемким. ќшибки в настройке этих фильтров могут либо привести к тому, что некоторые пункты назначени€ станут недоступными (маршрутизаци€ черных дыр), либо приведет к образованию петли, потенциально вызывающей сбой в плоскости управлени€.

ћаршруты могут быть помечены при перераспределении, а затем отфильтрованы на основе этих тегов в других точках перераспределени€. Ќапример, когда маршрут к A перераспредел€етс€ в протокол Y в C, маршрут может быть административно помечен некоторым номером, например, 100, чтобы маршрут можно было легко идентифицировать. Ќа маршрутизаторе D можно настроить фильтр дл€ блокировки любого маршрута, помеченного тегом 100, предотвраща€ образование петли маршрутизации. ћногие протоколы позвол€ют маршруту нести административный тег (иногда называемый сообществом или другим подобным именем), а затем фильтровать маршруты на основе этого тега.