пїЅпїЅпїЅпїЅпїЅпїЅпїЅпїЅ пїЅпїЅпїЅпїЅпїЅпїЅпїЅпїЅ
По вашему запросу ничего не найдено :(
Убедитесь, что запрос написан правильно, или посмотрите другие
наши статьи:
Иногда нам хочется, чтобы интерфейс роутера участвовал в процессе маршрутизации EIGRP, но без отправки Hello сообщений EIGRP с этого интерфейса. Именно об этом мы и поговорим в этой статье.
Ранее мы говорили о команде Network net-id wildcard-mask, вводимой в режиме конфигурации роутера EIGRP. Эта команда вызывает два основных действия:
Отправляет EIGRP Hello multicast сообщения с любого интерфейса, чей IP-адрес попадает в сетевое адресное пространство, указанное командой network.
Объявляет подсеть любого интерфейса, IP-адрес которого попадает в сетевое адресное пространство, заданное командой network.
Предыдущие статьи из цикла про EIGRP:
Часть 1. Понимание EIGRP: обзор, базовая конфигурация и проверка
Часть 2. Про соседство и метрики EIGRP
Часть 2.2. Установка K-значений в EIGRP
Часть 3. Конвергенция EIGRP – настройка таймеров
Следующие статьи из цикла:
Часть 5. Настройка статического соседства в EIGRP
Часть 6. EIGRP: идентификатор роутера и требования к соседству
Однако в некоторых случаях нам нет необходимости в том, чтобы команда network выполняла перовое действие, указанное выше. Например, если интерфейс подключается к хостам в локальной сети, а не к другим EIGRP-спикер роутерам. В этом случае нет необходимости отправлять Hello сообщения с этого интерфейса. К счастью, мы можем выборочно отключать отправку приветствий с интерфейса, все еще объявляя подсеть этого интерфейса нашим соседям EIGRP. Это стало возможным благодаря функции пассивного интерфейса.
Рассмотрим топологию ниже:
Обратите внимание, что каждый роутер имеет интерфейс, указывающий на сегмент локальной сети (то есть интерфейс, подключенный к коммутатору). Мы действительно хотим, чтобы подсети этих интерфейсов объявлялись через EIGRP, но нам не надо отправлять Hello сообщения c этого интерфейса (поскольку они не подключаются ни к каким другим EIGRP - спикер роутерам). Это делает эти интерфейсы (то есть интерфейс Gig0/3 на роутерах OFF1, OFF2 и OFF3) отличными кандидатами на роль пассивных интерфейсов. В следующем примере показано, как использовать команду passive-interface interface_id.
OFF1# configurationterminal
Enter configuration commands, one per line. End with CNTL/Z.
OFF1(config)#router eigrp 1
OFF1(config-router)#passive-interface gig0/3
OFF1(config-router)#end
OFF1#
OFF2# configurationterminal
Enter configuration commands, one per line. End with CNTL/Z.
OFF2 (config)#router eigrp 1
OFF2 (config-router)#passive-interface gig0/3
OFF2 (config-router)#end
OFF2#
OFF3# configurationterminal
Enter configuration commands, one per line. End with CNTL/Z.
OFF3 (config)#router eigrp 1
OFF3 (config-router)#passive-interface default
OFF3 (config-router)#no passive-interface gig0/1
OFF3 (config-router)#no passive-interface gig0/2
OFF3 (config-router)#end
OFF3#
В приведенном примере команда passive-interface gig0/3 была введена на роутерах OFF1 и OFF2, чтобы сообщить, что эти роутеры должны блокировать отправку Hello сообщений со своих интерфейсов Gig0/3 (то есть интерфейсов, соединяющихся с сегментами локальной сети). Однако конфигурация на роутере OFF3 использует несколько иной подход. Вместо указания интерфейсов, которые должны быть пассивными, дается команда passive-interface default, которая делает все интерфейсы пассивными. Затем были даны команды no passive-interface gig 0/1 и no passive-interface gig 0/2, чтобы выборочно сообщить, что эти интерфейсы не должны быть пассивными (так как эти интерфейсы используются для подключения к соседям EIGRP). Этот подход может быть полезен на роутерах с несколькими интерфейсами LAN и только несколькими интерфейсами, соединяющимися с соседями EIGRP.
Как только мы выполняем команду passive-interface interface_id для определенного интерфейса, этот интерфейс больше не появляется в выходных данных команды show ip eigrp interfaces, как показано в примере ниже. Обратите внимание, что интерфейс Gig0/3, который был настроен как пассивный интерфейс, не отображается в списке. Однако EIGRP все еще объявляет подсеть, к которой принадлежит интерфейс Gig0/3.
Мы можем определить, какие интерфейсы на роутере действуют в качестве пассивных интерфейсов, выполнив команду show ip protocols. В отображаемых данных этой команды, как видно в примере ниже, обратите внимание, что интерфейс Gig0/3 на роутере OFF2 является пассивным интерфейсом, в то время как его подсеть (198.51.100.0/24) объявляется EIGRP.
Следом вас ждет статья про настройку статического соседства в EIGRP
Облачные технологии очень широкое понятие, которому многие дают различные определения. Для кого-то это как вычислительные сервисы, предоставляемые через Интернет или какую-либо другую сеть. Некоторые определяют это для себя как любую купленную компьютерную услугу, которая находится за вашим маршрутизатором. Обозначим самые характерные признаки облачного сервиса:
Централизованная система управления;
Доступность по требованию;
Частный, публичный или гибридный вид услуги.
Примеры облачных услуг - сетевое хранилище данных, социальные сети, различные приложения. Облачная услуга предоставляет доступ к распределенному пулу ресурсов - свободному месту на диске, вычислительным мощностям, транспортному ресурсу в сетях.
Таким образом, можно дать следующее определение “облакам”. "Облако" - модель предоставления доступа к услуге через какую-либо сеть к пулу различных ресурсов, таких как сети передачи данных, системы хранения данных, приложения и услуги, которые могут быть гибко распределены между пользователями.
Это могут быть услуги с минимальными затратами со стороны лица, предоставляющего услугу. Такая модель являет собой высоко доступную систему, обладающую пятью основными характеристиками, тремя способами предоставления и четырьмя способами реализации.
Характеристиками этой модели являются:
самообслуживание;
широкополосный сетевой доступ;
доступ к общему пулу ресурсов;
высокая эластичность и возможность точного измерения “используемости” ресурсов.
Самообслуживание - возможность пользователями (организациями) запрашивать дополнительные и управлять существующими ресурсами.
Широкополосный доступ в сеть позволяет предоставлять услуги через Интернет иили частные сети.
Доступ к пулу ресурсов означает разделение мощностей между заказчиками соответственно их требованиям, причем эти ресурсы находятся в удаленном центре обработки данных.
Способы предоставления ресурсов:
IaaS (Инфраструктура как услуга) - предоставление доступа исключительно к оборудованию и сетевым ресурсам;
PaaS (Платформа как услуга) - предоставление доступа к операционной системе, платформе разработки, оборудованию и сетевым ресурсам;
SaaS (Приложение как услуга) - предоставление доступа к приложению, вместе с операционной системой, оборудованием и сетевым ресурсам.
Как можно заметить, второй и третий способ строятся на способе “Инфраструктура как услуга”.
Способы реализации доступа к услугам:
приватное облако - доступ к ресурсам находится у одной организации и управляется облачным провайдером или, чаще всего, самой организацией;
общедоступное облако - предоставление доступа через Интернет, права на владения находятся у облачного провайдера и доступен всем желающим;
общественное облако- ресурсы и доступ делятся между несколькими организациями;
гибридное облако- любая возможная комбинация вышеперечисленных.
Важнейшим способом построения облака в настоящее время является технология виртуализации. Виртуализацию серверов нельзя приравнивать к облачным вычислениям. Виртуализация – замещение физического оборудования программными абстракциями. Структура облака определяет, как именно виртуальное оборудование расположено, коммутировано и какие функции выполняет. Технология виртуализации не является обязательной для реализации облака, но она вносит возможность очень гибкого масштабирования и распределения ресурсов, что для классической реализации с использованием физического оборудования недостижимо. Кроме того, физическая реализация облака никогда не позволит в реальном времени изменять параметры оборудования, такие как объем свободного пространства на жестком диске, количество оперативной памяти и вычислительной мощности.
Одной из важнейших особенностей, которую позволяет виртуальная реализация центра обработки данных (ЦОД) – обеспечение более высокой надежности по сравнению с физическими аналогами. Это достигается благодаря возможности легкого копирования виртуальных машин, их содержимого и переноса в другую среду. Виртуальная машина является основной единицей в виртуальном ЦОДе, и является абстрактным вычислительным устройством, которое может выполнять множество функций – сервера, файлового хранилище, маршрутизатора и т.д.
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.