Протокол управляющих сообщений (ICMPv для спецификации IPv(RFC-)
Протокол IPv6 является новой версией IP. IPv6использует протокол управляющих сообщений (ICMP) так, как это определено для IPv4 [RFC-792], но с некоторым количеством изменений. Протокол подключения к группам (IGMP), специфицированный для IPv4 [RFC-1112] был также пересмотрен и включен в протокол ICMP для IPv6. Результирующий протокол называется ICMPv6, и имеет код следующего заголовка 58.
Протокольная спецификация контрольного соединения
Следующие сообщения управляющего соединения используются для установления, ликвидации и поддержания L2TP-туннелей. Вся информация посылается в порядке, определенном для сети (старший октет первый). Любые "резервные" или "пустые" поля для обеспечения протокольной масштабируемости должны содержать 0.
Протокольные операции
Необходимая процедура установления PPP-сессии туннелирования L2TP включает в себя два этапа: Установление управляющего канала для туннеля, и
Формирование сессии в соответствии с запросом входящего или исходящего вызова.
Туннель и соответствующий управляющий канал должны быть сформированы до инициализации входящего или исходящего вызовов. L2TP-сессия должна быть реализована до того, как L2TP сможет передавать PPP-кадры через туннель. В одном туннеле могут существовать несколько сессий между одними и теми же LAC и LNS.
Рис. 18. PPP-туннелирование
Протокольные операции контрольного соединения
Этот раздел описывает работу различных функций управляющего соединения L2TP и сообщения управляющего соединения, которые используются для их поддержания.
Получение некорректного или неправильно сформатированного управляющего сообщения должно регистрироваться соответствующим образом, а управляющее соединение возвращается в исходное состояние, чтобы гарантировать восстановление заданного состояния. Управляющее соединение может затем перезапуститься инициатором операции.
Некорректное управляющее сообщение определяется как сообщение, которое содержит тип сообщения, помеченное как обязательное (смотри раздел 4.4.1) и неизвестное программе управляющее сообщение, которое получено в правильной последовательности (например, в ответ на SCCRQ послано SCCCN).
Примеры управляющих сообщений с некорректным форматом включают те, которые имеют неверное значение в своем заголовке, содержат AVP, сформированную некорректно или чье значение находится вне допустимых пределов, или сообщение, которое не имеет необходимого AVP. Управляющее сообщение с некорректным заголовком должно быть отброшено. Управляющее сообщение с некорректным AVP должно проверить M-бит для этого AVP, чтобы определить, является ли ошибка исправимой или нет.
Неверно сформатированное, но исправимое необязательное (M-бит равен нулю) AVP в управляющем сообщении должно рассматриваться, также как нераспознанное необязательное AVP. Таким образом, если получена AVP с неверным форматом и битом M=1, сессия или туннель должны быть разорваны с соответствующим кодом результата или ошибки. Если M-бит не равен 1, AVP должно игнорироваться (за исключением записи об ошибке в местном журнале).
Это не должно рассматриваться, как разрешение посылать неверно сформатированные AVP, а лишь как указание на то, как реагировать на неверно сформатированное сообщение в случае его получения. Невозможно перечислить все возможные ошибки в сообщениях и дать совет, как с ними обходиться. Примером исправимой неверно сформатированной AVP может быть случай, когда получена AVP скорости соединения Rx, атрибут 38, с полем длина 8, а не 10 и BPS с двумя, а не четырьмя октетами. Так как Rx Connect Speed не является обязательным, такое условие не может рассматриваться как катастрофическое. Как таковое, управляющее сообщение должно быть воспринято, как если бы AVP не было получено (за исключением записи в локальный журнал ошибок). В нескольких случаях в последующих таблицах, посылается протокольное сообщение, а затем случается "сброс". Заметим, что, несмотря на ликвидацию туннеля одним из партнеров, в течение определенного времени механизм надежной доставки должен быть сохранен (смотри раздел 5.8) вплоть до окончательного закрытия туннеля. Это позволяет сообщениям управления туннеля надежно доставляться партнеру.
Протокольный отправитель клиента и протокольный получатель сервера
Любая процедура начинается с команды клиента. Любая команда клиента начинается с префикса-идентификатора (обычно короткая буквенно-цифровая строка, например A0001, A0002 и т.д.), называемого меткой (tag). Для каждой команды клиент генерирует свою метку. Имеется два случая, когда строка, посланная клиентом, не представляет собой законченную команду. В первом - аргумент команды снабжается кодом, определяющим число октетов в строке (см. описание литеральных строк в разделе “Форматы данных”). Во втором - аргументы команды требуют отклика со стороны сервера (см. описание команды authenticate). В обоих вариантах сервер посылает запрос продолжения команды, если он готов. Такой отклик сервера начинается с символа "+".
Замечание: Если, вместо этого, сервер детектирует ошибку в команде, посылается отклик завершения bad с меткой, требующей игнорирования команды и предотвращения посылки клиентом каких-либо еще запросов.
Отправитель может послать отклик завершения и в случае некоторых других команд (если одновременно исполняется несколько команд) или если данные не имеют меток. В любом случае, ожидается запрос продолжения, клиент предпринимает в ответ соответствующие действия и читает следующий отклик сервера. Во всех вариантах клиент должен завершить отправку одной команды прежде чем послать новую.
Протокольный приемник IMAP 4.1 сервера читает строку команды, пришедшей от клиента, осуществляет ее разбор, выделяет ее параметры и передает серверу данные. По завершении команды сервер посылает отклик.
Протокольный отправитель сервера и протокольный получатель клиента
Данные, передаваемые сервером клиенту, а также статусные отклики, которые не указывают на завершение выполнения команды, имеют префикс "*" и называются непомеченными откликами.
Данные сервера могут быть посланы в ответ на команду клиента или отправлены сервером по своей инициативе. Формат данных не зависит от причины посылки.
Отклик указывает на успешное выполнение операции или на ее неудачу. Отклик использует ту же метку, что и команда клиента, запустившая процедуру. Таким образом, если осуществляется более чем одна команда, метка сервера указывает на команду, вызвавшую данный отклик. Имеется три вида отклика завершения сервера: ok (указывает на успешное выполнение), no (отмечает неуспех) или bad (указывает на протокольную ошибку, например, не узнана команда или зафиксирована синтаксическая ошибка).
Протокольный приемник клиента IMAP 4.1 читает строку отклика от сервера. Он должен предпринять действия, в соответствии с первым символом метки "*" или "+".
Клиент должен быть готов принять любой отклик сервера в любое время. Это касается и не запрошенных данных, присланных сервером. Данные сервера должны быть записаны так, чтобы клиент мог их непосредственно использовать, не посылая серверу уточняющих запросов.
Каждое сообщение имеет несколько связанных с ним атрибутов. Эти атрибуты могут быть определены индивидуально или совместно с другими атрибутами.
Доступ к сообщениям в IMAP 4.1 осуществляется с помощью уникального идентификатора или порядкового номера сообщения.
Провайдерские глобальные уникаст-адреса
Глобальный уникаст-адрес провайдера имеет назначение, описанное в [ALLOC]. Исходное назначение этих уникаст-адресов аналогично функции IPv4 адресов в схеме CIDR [см. CIDR]. Глобальный IPv6 уникаст-адрес провайдера имеет формат, отображенный ниже на рис. 4.4.1.1.9:
Рис. 4.4.1.1.9. Глобальный адрес провайдера
Старшая часть адреса предназначена для определения того, кто определяет часть адреса провайдера, подписчика и т.д.
Идентификатор регистрации определяет регистратора, который задает провайдерскую часть адреса. Термин "префикс регистрации" относится к старшей части адреса, включая поле идентификатор регистрации (ID).
Идентификатор провайдера задает специфического провайдера, который определяет часть адреса подписчика. Термин "префикс провайдера" относится к старшей части адреса включая идентификатора провайдера.
Идентификатор подписчика позволяет разделить подписчиков, подключенных к одному и тому же провайдеру. Термин "префикс подписчика" относится к старшей части адреса, включая идентификатор подписчика.
Часть адреса интра-подписчик определяется подписчиком и организована согласно местной топологии Интернет подписчика. Возможно, что несколько подписчиков пожелают использовать область адреса интра-подписчик для одной и той же субсети и интерфейса. В этом случае идентификатор субсети определяет специфический физический канал, а идентификатор интерфейса - определенный интерфейс субсети.
Qos_lan
4.4.3.2 Качество обслуживание (QoS) в локальных сетях и не только
Семенов Ю.А. (ГНЦ ИТЭФ)
Существует три модели реализации QoS: наилучшая возможная; интегральная и дифференцированная. Наилучший возможный вид услуг реализуется в сети, когда делается все возможное для доставки пакета, но при этом ничего не гарантируется (например, FTP или HTTP). Интегрированный вид услуг (RFC-1633, 1994 год) разрабатывался первым и реализуется путем резервирования по схеме точка-точка (протокол RSVP; 1997; см. ). Протокол RSVP предоставляет сигнальный механизм для конфигурирования удаленных маршрутизаторов с целью получения нужного QoS. Протокол ориентирован на работу с тремя видами трафика: best efforts (обычная передача IP-данных без установления соединения), чувствительный к скорости передачи и чувствительный к задержкам. Трафик чувствительный к загрузке требует формирования канала с гарантированной пропускной способностью. Приложение при этом вынуждено мириться с определенными задержками доставки (класс услуг с гарантированной скоростью в битах в сек. Третий вид трафика (чувствительный к задержкам) гарантирует минимальную задержку и низкую дисперсию времени доставки. Пропускная способность может при этом варьироваться. Примером такого вида трафика может служить передача голоса или видео. RSVP определяет два типа услуг для этого вида трафика: сервис с контролируемыми задержками и предсказуемый сервис (для приложений реального времени (видео-конференции и телефонные переговоры)).
В рамках протокола стандартизованы схемы обработки очередей WFQ (Weighted Fair Queuing) и WRED (Weighted Random Early Detection). В CISCO IOS по умолчанию используется WFQ (для каналов Е1 = 2028 кбит/с или медленнее). Intserv предлагает на L3 тот же уровень услуг, что можно получить в АТМ на уровне L2. В АТМ определены 4 QoS класса: QoS Class 1 (называемый также классом услуг А) имеет те же характеристики, что и выделенный цифровой канал точка-точка
QoS Class 2 (называемый также классом услуг В) обеспечивает режим, приемлемый для аудио и видео при видеоконференциях или передачи мультимедиа
QoS Class 3 ( называемый также классом услуг 3) обеспечивает режим, приемлемый для передачи, ориентированной на соединение, например, через посредство frame relay.
QoS Class 4 (называемый также классом услуг 4) эквивалентен режиму IP-передачи в условиях наилучших усилий (best efforts) при отсутствии гарантии доставки.
Следует помнить, что в Интернет нет гарантий ни по задержке, ни вообще по доставке, что неприемлемо для передачи голоса ( пропускная способность ? 16 кбит/с, максимально допустимая задержка <100мсек), видеоконференций и приложений виртуальной реальности.
Приложение в этой модели не будет осуществлять передачу, пока не получит подтверждения резервирования. Инициатором резервирования в этой модели всегда является получатель. Получатель в рамках RSVP анализирует параметры потока отправителя (Tspec) и посылает ему запрос резервирования Resv, который должны воспринять все промежуточные узлы (если они способны это сделать). Этот запрос специфицирует желательные параметры QoS. Для поддержания резервирования вдоль всего пути это сообщение должно периодически повторяться. В протоколе RSVP всего предусмотрено семь разных типов сообщений. Вообще RSVP первоначально предназначался для организации IP-телефонии. Если с помощью RSVP произведено резервирование всей полосы канала, никакая передача прочих данных через этот канал будет невозможна, пока хотя бы часть резервирований не будет отменена. Характер резервирования определяется спецификацией потока (flow spec). Если запрашивается лишь контроль загрузки, flow spec будет тождественна Tspec. Если же требуется гарантированный вид услуг, flow spec содержит Tspec и Rspec. Надо учитывать, что RSVP не очень удобен при работе с каналами малой пропускной способности. WFQ может начать работать, когда пакеты имеют разный приоритет. Существует 8 уровней приоритета (чем больше номер, тем выше приоритет):
Приоритет управления сетью (7)
Приоритет управления Интернет = межсетевое управление (6)
Критический приоритет (5)
Экстренный приоритет (4)
Срочный приоритет (3)
Немедленный приоритет (2)
Предпочтительный приоритет (1)
Ординарный приоритет (0)
Не ищите разъяснения смысла этих определений, его пока не существует... Значению 000 соответствует услуга наилучших усилий (best efforts). Архитектура listserv ориентирована на получение минимального временного разброса доставки при гарантии пропускной способности не ниже требуемой. Listserv предназначен для работы с приложениями, требующими низкой полосы и малых задержек (передача голоса или видео).
Когда установлены соответствующие биты поля TOS, WFQ настраивает обработку так, чтобы очереди с более высоким приоритетом продвигались быстрее, чем менее приоритетные очереди. Порядок обслуживания очередей остается тем же, но объем данных, обрабатываемых из очереди, зависит от веса очереди. Весовой коэффициент обратно пропорционален уровню приоритета. Все это справедливо, если приложение и все участники обмена поддерживают приоритетное обслуживание с использованием TOS. Следует иметь в виду, что методы приоритетного обслуживания используются не только для получения требуемого уровня QoS, но и для подавления перегрузки канала. Смотри также .
Дифференциальный вид услуг (RFC-2474 и RFC-2475) предполагает наличие определенного набора средств классификации и механизмов организации очередей, обеспечивающих работу с приоритетами. Дифференциальный вид услуг обычно предполагает использование 6-битового поля DSCP (DiffServ Code Point) и определяет пошаговое поведение виртуального канала PHB (Per Hop Behavior). PHB задается сервис-провайдером и определяется на основе кода в поле DSCP. Запись в поле DSCP обычно осуществляется на входе сети. Поле DS (Differentiated Services), где размещается DSCP, фактически замещает поле TOS (RFC-791) в IP-заголовке. Стандартизации значений поля DS пока не произведено. Любая сеть должна поддерживать, по крайней мере, два класса PHB. Express Forwarding PHB (экспрессная переадресация) относится к наивысшему уровню услуг, возможному в модели Diffserv.
Здесь для обеспечения низких потерь, малого временного разброса и гарантированной полосы используется RSVP. Diffserv достаточно хорошо адаптируется для работы в каналах с малой пропускной способностью.
Первой попыткой ввести некоторые параметры качества обслуживания относятся к 1981 году (RFC-791). Тогда было определено поле IP-заголовка TOS (Type of service; значения бит см. в ). Позднее (в 1992 году) определение TOS было скорректировано в RFC-1349 (определено 4 бита вместо трех). Из-за неопределенности механизмов реализации ToS реально это поле не использовалось в течение 20 лет. Значения бит поля TOS из RFC-1349 описаны в таблице:
| 0 | 1 | 2 | 3 | 4 | 5 | 6 | 7 |
| Приоритет | X | X | X | X | 0 |
Значения поля приоритет определены выше. 4 бита, обозначенные "X", теоретически допускают 16 значений. Практически из них используется только 5 кодов
1000 - Минимальная задержка
0100 - Максимальная пропускная способность
0010 - Максимальная надежность
0001 - Минимальная стоимость
0000 - Обычные (нормальные) услуги
Diffserv не определяет частоту отбрасывания пакетов, но утверждает, что класс 4 обрабатывается более приоритетно, чем класс 3 и что в пределах каждого AF (Assured Forwarding) все классы имеют преимущества перед прочими классами. В таблице ниже представлены значения приоритетов для AF.
| | Класс 1 | Класс 2 | Класс 3 | Класс 4 |
| Низкий приоритет отбрасывания | 001010 | 010010 | 011010 | 100010 |
| Средний приоритет отбрасывания | 001100 | 010100 | 011100 | 100100 |
| Высокий приоритет отбрасывания | 001110 | 010111 | 011110 | 100110 |
В рамках diffserv могут использоваться несколько механизмов обработки очередей, например, WRED (Weighted Random Early Detection). Зарезервировав на фазе формирования канала в АТМ достаточно большую пропускную способность, можно минимизировать временной разброс (также как и в intserv).
Компания CISCO разработала специальную технологию для обеспечения нужного уровня QoS - CISCO Content Networkig (транспортировка через сеть с учетом содержимого). В рамках этой технологии решается фундаментальная проблема - классификации транспортируемых пакетов с учетом содержимого их заголовков.
Сетевые технологии стремительно усложняются. Раньше было достаточно определить приоритет для определенного адреса или для заданного протокола, теперь этого мало. Один и тот же пользователь с фиксированным IP может в одно и то же время реализовать через сеть передачу голоса, осуществлять поиск информации в WEB-сети и т.д., причем все это делать в рамках одного и того же протокола. Понятно, что эти задачи имеют разную значимость. Все это требует классификации трафика по большему числу параметров, чем адрес и протокол. Здесь следует учитывать динамическое присвоение кодов номера порта, которое усложняет распознавание приложений.
CISCO для решения этой проблемы в IP-среде разработала специальное средство, называемое NBAR (Network Based Application Recognition - распознавание приложения по сетевым параметрам). Техника NBAR применима только к такому трафику, который может быть переадресован с помощью технологии CEF (Cisco Express Forwarding). NBAR может классифицировать HTTP-трафик не только по адресам и номерам портов, но и по информации, содержащейся в URL (до 400 байт). Реально NBAR просматривает 512 байт (сюда помимо URL входят заголовки L2, L3, L4 и HTTP). В рамках NBAR предусматривается классификация субпортов. NBAR классифицирует HTTP-трафик по mime-типу или get-запросам. Предельное число одновременно обслуживаемых URL-ЭВМ или mime-типов не должно превышать 24. Анализ NBAR 400 байт URL-заголовка способствует уменьшению вероятности злоупотреблений сетевыми ресурсами. Здесь появляется возможность выявления неавторизованной пересылки пользователями больших файлов mp3 и пр.. NBAR может классифицировать TCP и UDP-протоколы, использующие стандартизованные номера портов, а также и прочие протоколы (например, маршрутные, ICMP, IPSec, IPINIP, Kerberos, IMAP/SIMAP, HTTPS, L2TP, LDAP, NETBIOS, RSVP, SNNTP, NTP, POP3/SPOP3, SFTP, SSH, X-Windows, SOCKS и т.д.).
NBAR позволяет загружать в маршрутизатор шаблоны классификации в любой момент времени. Это осуществляется с помощью использования PDLM (Packet Description Language Module - модуль языка описания пакетов).
PDLM копируется в флэш-память с консоли маршрутизатора или каким- то другим способом. Список поддерживаемых протоколов постоянно обновляется. Следует помнить, что NBAR сам по себе не обеспечивает QoS, а лишь выделяет определенный класс трафика из общего информационного потока. Раз трафик классифицирован, могут быть применены определенные механизмы для обеспечения определенного уровня сервиса. При классификации NBAR просматривает первые 512 байт пакета (заголовки L2, L3, L4 и т.д.). NBAR может классифицировать трафик по MIME-заголовкам. В перечень услуг NBAR входят:
Минимальная гарантированная полоса на основе класса, определенного с помощью WFQ.
Организация очередей с малой задержкой LLQ (Low Latency Queuing)
Формирование политики трафика для ограничения загрузок
Формирование трафика для избежания перегрузок.
Исключение перегрузок, используя WRED (Weighted Random Early Detection)
Пометка пакетов для использования архитектур diffserv или intserv
Реализация WFQ (Flow-based Weighted Fair Queuing)
Использование NBAR для классификации 500 потоков потребует дополнительно 1 Мбайт памяти. В младших моделях маршрутизаторов, например 2600, применение NBAR займет до 15% мощности процессора. Это обстоятельство следует учитывать, если нужно обеспечить определенный уровень QoS, ведь это потребует дополнительной мощности процессора. Применение CEF потребует еще больше ресурсов процессора. NBAR не поддерживает трафик, отличный от IP. NBAR не может также использоваться для VLAN, многоканальных PPP (multilink PPP).
В то время как на уровне IP (L3) реализуется несколько подходов обеспечения QoS (intserv в RSVP и diffserv в MPLS; см. ), на уровне L2 ситуация пока много хуже. Следует, впрочем, признать, что решение в протоколе MPLS полностью пригодно и для L2. Требуется лишь появление на рынке сетевых приборов, поддерживающих MPLS или 802.1Q.
В стандарте 802.1Q (Virtual Bridged Local Area Network) определен тип маркированного кадра путем введения метки, содержащей следующие поля:
TPID (Tagged Protocol Identifier) = 0x8100 (два октета). Этот идентификатор указывает программе, как следует обрабатывать остальную часть кадра. По назначению это поля совпадает с полем тип протокола стандартного кадра Ethernet
Приоритет пользователя (802.1Q; 3 бита). (Смотри )
CFI (Canonical Format Identifier) - 1 бит
Идентификатор VLAN (ID) - 12 бит
введении этих полей в кадр Ethernet приходится пересчитать контрольную сумму кадра (FCS). Для поддержки стандарта IEEE 802.1р канальный уровень должен работать с множественными очередями (по одной на каждый код приоритета). В настоящее время разрабатывается стандарт расширения RSVP для 802.3 (SBM -Subnet Bandwidth Manager - http://search.ietf.org/internet-drafts/draft-ietf-issll-is802-sbm-08.txt). Смотри также http://www.ietf.org/html.charters/issll-charter.html (Integrated Services over Specific Lower Layers). Этот протокол должен работать в том числе и в сетях Ethernet.
Для управления протоколом SBM используются следующие мультикаст-адреса:
224.0.0.17 - все SBM-системы должны прослушивать этот адрес.
224.0.0.16 - все кандидаты DSBM должны прослушивать этот адрес.
Обычно важно обеспечить качество обслуживания (QoS) в режиме точка-точка (см. ). На практике это удается реализовать достаточно редко, в частности потому, что многие технологии LAN не поддерживают QoS. Ниже в таблице приведены приоритеты, поддерживаемые известными технологиями LAN (L2; см. ). В локальных сетях различают приоритет доступа (access_priority) и приоритет пользователя (user_priority). Значение приоритета пользователя формируется МАС-уровнем, помещается в соответствующее поле заголовка кадра и используется для обеспечения QoS в режиме точка-точка в среде переключателей L2. Значение приоритета доступа используется переключателем LAN для передачи кадров. Приоритет пользователя может быть не равен приоритету доступа. К сожалению кадры 802.3 и 802.11 соответствующих полей приоритета в заголовке не имеют. Значение 0 соответствует наинизшему приоритету.
Коды приоритета используются переключателями при обработке очередей. Применение приоритетов регламентируется документом IEEE 802.1D (1998).
Таблица 1. Выходной приоритет доступа для разных технологий LAN
| Приоритет пользователя |
Выходной приоритет для МАС-технологий |
| 802.3 | 802.4 | 802.5 | 802.6 | 802.11 | 802.12 | FDDI |
| 0 |
0 |
0 |
0 |
0 |
0 |
0 |
0 |
| 1 |
0 |
1 |
1 |
1 |
0 |
0 |
1 |
| 2 |
0 |
2 |
2 |
2 |
0 |
0 |
2 |
| 3 |
0 |
3 |
3 |
3 |
0 |
0 |
3 |
| 4 |
0 |
4 |
4 |
4 |
0 |
4 |
4 |
| 5 |
0 |
5 |
5 |
5 |
0 |
4 |
5 |
| 6 |
0 |
6 |
6 |
6 |
0 |
4 |
6 |
| 7 |
0 |
7 |
7 |
7 |
0 |
4 |
6 |
| 802.3 |
CSMA/CD |
| 802.4 |
Token Bus |
| 802.5 |
Token Ring |
| 802.6 |
DQDB - Double Queue, Double Bus |
| 802.11 |
Беспроводные локальные сети |
| 802.12 |
100VGAnyLAN (с приоритетным запросом) |
| FDDI |
Fiber Distributed Data Interface (token ring) |
Параметр Access_priority используется в LAN для управления доступом со стороны других сетевых устройств (оконечных устройств и прочих переключателей), когда доступ к среде хотят получить несколько устройств.
Переключатель может быть сконфигурирован так, чтобы можно было поддерживать несколько очередей. Для определения относительного приоритета очередей вводится класс трафика, так чтобы кадры с высоким классом передавались раньше. Кадр низкого класса может быть передан, если очереди более высокого класса пусты. Документ IEEE 802.1D определяет соответствие между классами трафика и приоритетами пользователя.
Ниже перечислены типы трафика, начиная с высоко приоритетного:
Управление сетью (7). Передача данных для поддержания сетевой инфраструктуры (кадры маршрутных протоколов.
Голос (6). Критичен по задержке (< 10мсек) при интерактивных переговорах.
Видео (5). Критичен по задержке (< 100мсек) при интерактивных видео обменах.
Контролируемая нагрузка (4). Работа в ситуации некритической по задержке, но критической по потерям (например, деловой трафик, поточный трафик с резервированием).
Максимальные усилия (3). Работа в ситуации некритической по задержке, но критической по потерям, но в условиях с меньшим приоритетом, чем контролируемая нагрузка.
В случае информационной службы этот режим может использоваться для привилегированных клиентов.
Наилучшие усилия (2). Это трафик обычный трафик LAN.
Фоновый режим (0, Background). Массовые пересылки данных и любая другая активность, не влияющая негативно на работу остальных.
Восьмой тип (1) оставлен на будущее, он имеет приоритет выше фонового, но ниже наилучших усилий. Это означает, что в каждом из выходных портов формируется до 8 очередей. Ниже в табл. 2 перечислены рекомендуемые приоритеты пользователя для указанных выше классов трафика.
Таблица 2. Рекомендуемые приоритеты пользователя для существующих классов трафика
| Приоритет пользователя |
Число доступных классов трафика |
1 |
2 |
3 |
4 |
5 |
6 |
7 |
8 |
0
по умолчанию |
0 |
0 |
0 |
1 |
1 |
1 |
1 |
2 |
| 1 |
0 |
0 |
0 |
0 |
0 |
0 |
0 |
0 |
| 2 |
0 |
0 |
0 |
0 |
0 |
0 |
0 |
1 |
| 3 |
0 |
0 |
0 |
1 |
1 |
2 |
2 |
3 |
| 4 |
0 |
1 |
1 |
2 |
2 |
3 |
3 |
4 |
| 5 |
0 |
1 |
1 |
2 |
3 |
4 |
4 |
5 |
| 6 |
0 |
1 |
2 |
3 |
4 |
5 |
5 |
6 |
| 7 |
0 |
1 |
2 |
3 |
4 |
5 |
6 |
7 |
Документ IEEE 802.1D предлагает установить соответствие между приоритетом пользователя =0 и классом трафика =2. Когда имеется 8 кодов класса трафика, то приоритету пользователя 1 и 2 ставится в соответствие код класса трафика 0 и 1, соответственно. В таблице 3 представлено соответствие классов трафика и числа очередей. Если реализуется только одна очередь, то все классы трафика реализуются через нее. Если имеется две очереди (вторая строка таблицы 3), рекомендуется отнести классы с кодами 7, 6, 5 и 4 к высоко приоритетной очереди, а остальные - низко приоритетной. В нижней строке табл. 3 представлены значения кода приоритета пользователя.
Таблица 3. Рекомендуемое число очередей для разных классов трафика
| Число очередей |
Типы трафика |
| 1 |
BE
(EE,BK,Vo,CL,VI,NC) |
| 2 |
BE(EE,BK) |
VO(CL,VI,NC) |
| 3 |
BE(EE,BK) |
CL(VI) |
VO(NC) |
| 4 |
BK |
BE(EE) |
CL(VI) |
VO(NC) |
| 5 |
BK |
BE(EE) |
CL |
VI |
VO(NC) |
| 6 |
BK |
BE |
EE |
CL |
VI |
VO(NC) |
| 7 |
BK |
BE |
EE |
CL |
VI |
VO |
NC |
| 8 |
BK |
- |
BE |
EE |
CL |
VI |
VO |
NC |
| Приоритет пользователя |
1 |
2 |
0 |
3 |
4 |
5 |
6 |
7 |
<
br>
Надписи полужирным шрифтом относятся к типу трафика, который определяет типы классов.
| BK |
- Background (фон) |
| BE |
- Best Effort (наилучшие усилия) |
| EE |
- Excelrnt Effort (максимальные усилия) |
| CL |
- Controlled Load (контролируемая нагрузка) |
| VI |
- Video (задержка и разброс доставки |
| VO |
- Voice (голос, задержка и разброс доставки |
| NC |
- Network Control (управление сетью) |
Одним из наиболее приемлемых, но пока не реализованных в LAN протоколов обеспечения заданного уровня QoS является MPLS. Этот протокол, предназначенный первоначально для формирования VPN и ускорения коммутации пакетов, оказался весьма удобным и для классификации трафика, а также обеспечения требуемого уровня QoS. Пакеты, входящие в VPN из традиционной сети Интернет, снабжаются метками в краевых маршрутизаторах LER (Label Edge Router), именно здесь осуществляется классификация этих пакетов. Метка представляет собой идентификатор фиксированной длины (см. ). В данном протоколе маршрут пакета определяется метками, а не IP-адресом места назначения. Полный анализ заголовка пакета выполняется только в краевом маршрутизаторе LER, последующие маршрутизаторы (или коммутаторы) рассматривают только метку (это касается и услуг с гарантированным QoS). Такое решение минимизирует время коммутации по сравнению с IP-сетями.
В современных сетях VPN часто содержат IP (PPP или Ethernet) и АТМ участки. Соединение сетевых элементов MPLS через АТМ каналы оказывается наиболее дешево. Обычно это реализуется с помощью постоянных виртуальных путей PVC ATM. Коммутация в АТМ производится в этом случае на основе поля VPI. Поле же VPI выполняет функцию метки. VPI-соединение должно быть заказано с определенным классом АТМ-сервиса. В АТМ предусмотрены следующие стандартные классы сервиса:
CBR - (Constant Bit Rate Service). Этот класс предназначен для передачи не сжатого голоса и видео при эмуляции канала
VBR-rt - (Variable Bit Rate Real Time). Этот класс предназначен для поддержки нестационарного (импульсивного) трафика, такого как сжатый голос и видео.
VBR-nrt - (Variable Bit Rate Non-Real Time). Этот класс может быть использован для импульсивных приложений, таких как Frame Relay через АТМ.
AVR - (Available Bit Rate). Этот класс первоначально предназначался для большинства приложений. Здесь применены механизмы управления трафиком, которые управляют перегрузкой. Кроме того, ABR может гарантировать минимальный поток ячеек, а также обрабатывать всплески трафика, если это позволяет доступная полоса.
UBR - (Unspecified Bit Rate). Этот класс трафика используется для приложений с импульсивными потоками данных. Сервис UBR не гарантирует какого-либо качества обслуживания, доставка осуществляется в режиме "наилучших усилий".
Обычно для приложений MPLS используются классы ATM CBR или VBR. Выбор определяется расценками сервис-провайдеров, которые могут варьироваться в широких пределах. Протокол MPLS поддерживает следующие услуги в сфере QoS:
Классификация пакетов и их пометка. Классификация пакетов позволяет разделить трафик на несколько потоков с разными приоритетами или классами обслуживания. IP TOS напрямую соответствует полю класса обслуживания в MPLS.
Исключение перегрузки. Эта услуга реализуется за счет алгоритма WRED (Weighted Random Early Detection), работающего на уровне интерфейса и осуществляющего управление буфером.
Управление перегрузкой. Когда сетевой интерфейс оказывается перегруженным, необходимы средства обслуживания очередей, чтобы гарантировать определенные для приоритетных приложений по отношению к неприоритетным.
Кондиционирование трафика. Использование управления трафиком или политики может определить свойства входящего сетевого трафика. Такое кондиционирование может при заданной скорости сгладить поток. Примером такого кондиционирования может служить FRTS (Frame Relay Traffic Shaping - формирование трафика в Frame Relay), а примером использования политики может быть САR (Commited Access Rate - разрешенная скорость доступа).
Управление (Signaling). Протокол резервирования ресурсов RSVP является основным механизмом реализации управления доступом для сетевых потоков.
RSVP может запросить ресурсы, необходимые для осуществления обмена некоторым конкретным приложением в заданной сети.
По проблематике QoS смотри также:
| RFC-1633 |
"Integrated Services in the Internet Architecture: An Overview" Braden R., Clark D., Shenker S., June 1994. |
| RFC-2474 |
"Definition of the Differentiated Services Field (DS Field) in the IPv4 and IPv6 Headers", K. Nichols, December 1998. |
| RFC-2475 |
"An Architecture for Differetiated Services", Blake S., Black D., Carlson M. Davies E., Wang Z., Weiss W., December 1998. |
| RFC-2386 |
"A Framework for QoS-based Routing in the Internet", E. Crawley, August 1998 |
| RFC-2597 |
"Assured Forwarding PHB Group", J. Heinanen, June 1999 |
| >RFC-2598 |
"An Expedited Forwarding PHB", V. Jacobson, June 1999 |
| RFC-3387 |
"Considerations from the Service Management Research Group (SMRG) on Quality of Service (QoS) in the IP Network", M. Eder, H. Chaskar, S. Nag. September 2002 |
| http://staff.washington.edu/gray/papers/eqos22.html |
"Enterprise QoS Survival Guide 1999 Edition" Gray T., 1999. |
| http://www.ietf.org/internet-drafts/draft-iab-qos-00.txt |
"Next Steps for IP QoS Atchitecture" Huston G., |
|
"Administering CISCO QoS in IP-Networks", Michael E. Flannagen, Syngress, 2001 |
Работа первичных часов (primary-clock procedure)
Когда ЭВМ связана с первичным эталоном времени, таким как радио-часы, удобно ввести информацию об этих часах в базу данных, как если бы это был обычный партнер. В процедуре первичных часов часы запрашиваются раз в минуту или около того, полученный же временной код используется для корректировки показаний местных часов. Когда обнуляется peer.timer для первичного партнера, процедура передачи не вызывается, а посылается запрос радио-часам с использованием ASCII-последовательности, предусмотренной для этого случая. Когда получен корректный временной код от радио-часов, он преобразуется в формат временной метки NTP и корректируются соответствующие переменные партнера. Величина peer.leap устанавливается в зависимости от состояния бита оповещения временного кода, если таковой имеется, или вручную оператором. Значение для peer.peeraddr, которое становится равно sys.refid, когда вызывается процедура корректировки показаний часов, делается равным ASCII-строке, описывающей часы.
begin primary-clock-update procedure
| peer.leap
| /* Копирование переменных */ |
peer.peeraddr
peer.rec
peer.reach
| call clock-filter({sys.clock - peer.rec, 0, 1
| /* образец процесса */ |
| call clockupdate; |
/* коррекция локальных часов */ |
end primary-clock-update procedure;
Расширение DNS для поддержки IP-версии (DNS Extensions to Support IP Version S Thomson RFC-)
Существующая поддержка записи адресов Интернет в DNS (Domain Name System) [1,2] не может быть легко расширена для поддержки IPv6-адресов [3], так как приложение предполагает, что адресный запрос вернет только 32-битовый IPv4-адрес.
Для того чтобы запоминать IPv6-адреса, определены следующие расширения: Определен новый тип ресурсной записи, для того чтобы установить соответствие между именами доменов и адресами IPv6.
Определен новый домен, предназначенный для обработки запросов по новым адресам.
Существующие запросы, которые выполняют выявление IPv4-адресов, переопределены для получения как IPv4, так и IPv6-адресов.
Изменения выполнены так, чтобы быть совместимыми с имеющимся программным обеспечением. Существующая поддержка IPv4-адресов сохраняется. Переходное состояние осуществования IPv4 и IPv6-адресов обсуждается в [4].
Раздача времени и частоты
Для того чтобы атомное и обычное время могли быть взаимосвязаны, национальные администрации обеспечивают работу первичных стандартов времени и частоты и совместно координируют их функционирование. Большинство морских держав поддерживают широковещательные радиослужбы времени.
Американский Национальный Институт Стандартов и Технологии (NIST - National Institute of Standards and Technology) поддерживает три радиослужбы для рассылки временной информации. Одна из них использует передачу (ВЧ или CCIR диапазон 7) на частотах 2.5, 5, 10, 15 и 20 Мгц. Сигнал распространяется, отражаясь от верхних слоев атмосферы, что неизбежно приводит к непредсказуемым вариациям задержки на принимающей стороне. С 60-секундным интервалом передается временной код, который транслируется на 100 килогерцной субнесущей со скоростью передачи 1 бит/с. Этот код содержит информацию об UTC времени и дате, но не включает в себя данных о текущем годе и оповещения о добавлении/вычитании секунды для последней минуты данного дня. Существуют и другие сходные службы времени (например, в Оттаве), гарантирующие точность на уровне 1-10 мсек.
Вторая служба времени NIST использует передачу (НЧ или CCIR диапазон 5) на частоте 60 КГц, она доступна на континентальной части США и вблизи берегов. Сигнал распространяется в нижней части атмосферы и по этой причине слабо подвержен вариациям времени распространения. Временной код передается с периодом в 60 секунд со скоростью 1 бит/с. Достижимая точность составляет 50 миллисекунд [BLA74]. Ряд европейских стран предлагают аналогичные службы времени (Великобритания - MSF; Германия - DCF77). Коды времени здесь включают информацию о текущем годе и предупреждение о добавляемой/вычитаемой секунде. Третья служба NIST использует передачу на частоте 468 МГц (УВЧ или CCIR диапазон 9) с геостационарных спутников GOES, три из которых перекрывают западное полушарие. Временной код перемежается с сообщениями, адресованными удаленным датчикам и состоит из 600 4-битовых слов, передаваемых с периодом в 30 секунд.
Временной код содержит информацию об UTC времени-дне-годе, а также предупреждение о добавлении/вычитании секунды в конце дня. Точность этой службы составляет 0,5 мсек.
Министерство обороны США разработало глобальную систему определения координат GPS (Global Positioning System). Эта система базируется на 24 спутниках, движущихся по орбитам с периодом 12 часов. Система GPS может обеспечить точность определения времени на уровне нескольких наносекунд [VAN84].
Американская береговая охрана в течение многих лет использует службу радионавигации LORAN-C [FRA82]. Эта служба обеспечивает временную точность менее 1 мксек.
Система радионавигации военно-морского флота США и других стран OMEGA [VAS78] состоит из 8 передатчиков, работающих на частотах от 10.2 до 13.1 КГц (УНЧ или CIR диапазон 4) и перекрывающих весь земной шар 24 часа в сутки. Точность этой системы составляет около 1 мсек. Система OMEGA обеспечивает высокую точность для частоты, но не передает временного кода. По этой причине приемник должен предварительно получить географические координаты с точностью до градуса и время UTC с точностью 5 секунд от независимых источников.
Заметим, что не все службы времени передают информацию о текущем годе и предупреждения о добавлении/вычитании секунды. Протокол NTP позволяет решить эту проблему.
Размер почтового ящика и актуализации состояния сообщений
В любое время сервер может послать данные, которые клиент не запрашивал. Иногда, такое поведение системы является необходимым. Например, агенты, внешние по отношению к серверу, могут положить сообщения в почтовый ящик, изменить флаги сообщения в почтовом ящике (например, одновременный доступ в почтовый ящик нескольких агентов), или даже удалить сообщения из почтового ящика. Сервер должен автоматически послать уведомление об изменении размера почтового ящика, если такое изменение произошло в процессе выполнения команды. Сервер должен автоматически послать уведомление об изменении флагов сообщений, не требуя соответствующего запроса клиента. Имеются специальные правила для оповещения клиента сервером об удалении сообщений, чтобы избежать ошибок синхронизации (смотри также описание EXPUNGE). Программа клиента должна своевременно фиксировать изменения размера почтового ящика. Она не должна полагаться на то, что любая команда после начального выбора почтового ящика возвращает значение его размера.
Разрыв контрольного соединения
Разрыв контрольного соединения может быть инициирован LAC или LNS и выполняется путем посылки одного управляющего сообщения StopCCN. Получатель StopCCN должен послать ZLB ACK, чтобы подтвердить получение сообщения, и поддерживает состояние управляющего соединения на уровне достаточном для корректного приема StopCCN, а также повторения цикла, если ZLB ACK потеряно. Рекомендуемое время повторения цикла равно 31 секунде (смотри раздел 5.8). Ниже приводится типовой обмен управляющими сообщениями:
LAC или LNS LAC или LNS
StopCCN ->
(Clean up)
| |
<- ZLB ACK |
| |
(Wait) |
| |
(Clean up) |
Программа может ликвидировать туннель и все сессии туннеля путем посылки StopCCN. Таким образом, не нужно прерывать каждую сессию, если разорван туннель.
Реализация LP через специфическую среду
Протокол L2TP является само документируемым, работающим поверх уровня, который служит для транспортировки. Однако, необходимы некоторые детали подключения к среде, для того чтобы обеспечить совместимость различных реализаций.
Реализация "пушистый шарик" (Fuzzball)
Локальные часы "пушистый шарик" представляют собой комбинация аппаратных и программных регистров, а также алгоритмов, которые осуществляют функционирование часов - работу управляемого задающего генератора, синхронизуемого от внешнего источника. Долее следует описание его компонент и способа работы. Заметим, что все числа представлены в представлении дополнений до 2, а все сдвиги являются арифметическими (заполнение знаком при сдвиге вправо и нулем при сдвиге влево).
48-битовый часовой регистр (clock) и 32-битовый предварительный счетчик (prescaler) образуют управляемый задающий генератор с периодом 1 мс. Дробная часть кода времени представляет число миллисекунд с начала суток. 32-битовый регистр коррекций (Clock-Adjust) используется для подстройки фазы часов постепенными шагами, что исключает неоднородности временной шкалы. Его содержимое обозначается x. 32-битовый регистр компенсации дрейфа (Skew-Compensation) используется для подстройки частоты задающего генератора с помощью добавления небольших фазовых сдвигов (0,01%). Его содержимое обозначается символом y. 16-битовый счетчик оповещения (Watchdog) и 32-битный регистр согласования (Compliance) используются для определения корректности и служит также для задания периода рассылки запросов. Содержимое регистра согласования обозначается символом z. 32-битовый регистр настройки (PPS-Adjust) служит для подстройки точности, когда имеется точный источник сигналов с периодом в одну секунду. 2-битовый регистр флагов управляет добавлением/вычитанием секунд к показаниям часов, когда это необходимо.
Все регистры кроме предварительного счетчика обычно размещаются в памяти. В типовом интерфейсе часов, таком как DEC KWV11-C, регистр prescaler реализован в виде 16-битового буферного счетчика, управляемого кварцевым генератором с частотой, кратной 1000 Гц. Переполнение счетчика вызывает прерывание процессора, которое осуществляет приращение содержимого регистра часов.
Когда наступает момент подстройки, CLOCK.ADJ секунд вычитается из содержимого PPS-счетчика, но это CLOCK.ADJ делается лишь при условии, что там лежит число больше нуля. CLOCK.ADJ добавляется к коду счетчика Watchdog. Этот код не должен превышать значения NTP.MAXAGE, поделенного на CLOCK.ADJ. Если счетчик Watchdog достигнет этой величины, часы считаются не синхронизованными, а Leap-биты устанавливаются равными 112.
Режимы работы
За исключением широковещательного режима, NTP-ассоциация формируется, когда два партнера обмениваются сообщениями и один или оба из них создает и поддерживает протокольную машину, называемую ассоциацией. Ассоциация может работать в одном из 5 режимов, заданных переменной peer.mode: симметрично активный, симметрично пассивный, клиент, сервер и широковещательный:
Симметрично активный (1). ЭВМ, работающая в этом режиме, периодически посылает сообщения вне зависимости от достижимости или слоя своего партнера. При работе в этом режиме ЭВМ оповещает о своем намерении синхронизовать и быть синхронизованной партнером.
Симметрично пассивный (2). Этот тип ассоциации первоначально создается по прибытии сообщения от партнера, работающего в симметрично активном режиме. Он сохраняется, пока партнер достижим и функционирует в слое ниже или равном данной ЭВМ. В противном случае ассоциация распадается. Однако ассоциация будет существовать до тех пор, пока, по крайней мере, одно сообщение не будет послано в качестве отклика. При работе в этом режиме ЭВМ оповещает о своем намерении синхронизовать и быть синхронизованной партнером.
Клиент (3). ЭВМ, работающая в этом режиме, периодически посылает сообщения вне зависимости от достижимости или слоя своего партнера. При работе в этом режиме ЭВМ, обычно это сетевая рабочая станция, оповещает о своем намерении быть синхронизованной партнером.
Сервер (4). Этот тип ассоциации первоначально создается по прибытии запроса клиента и существует только для отклика на этот запрос. После отклика ассоциация ликвидируется. При работе в этом режиме ЭВМ, обычно рабочая сетевая станция, оповещает о намерении синхронизовать партнера.
Широковещательный (5). ЭВМ, работающая в этом режиме, периодически посылает сообщения вне зависимости от доступности или слоя партнеров. При работе в этом режиме ЭВМ, обычно сетевой сервер времени, который работает в широковещательной среде, оповещает о намерении синхронизовать всех партнеров.
ЭВМ, работающая в режиме клиента, иногда посылает NTP-сообщение ЭВМ, работающей в режиме сервера, например, сразу после перезагрузки и периодически после этого.
Сервер откликается, меняя адреса и номера портов, занося необходимую информацию и отправляя сообщение назад клиенту. Серверы не должны хранить какую-либо статусную информацию в паузах между запросами клиента, в то время как клиенты могут варьировать интервалы между NTP сообщениями, для того чтобы удовлетворить локальным требованиям. В этих режимах протокольная машина, описанная в этой статье, может быть существенно упрощена без заметной потери точности или надежности особенно при работе в быстродействующей локальной сети.
В симметричных режимах отличие клиента от сервера практически исчезает. Симметрично пассивный режим предназначен для использования временными серверами, работающими вблизи базовых узлов (нижний слой) субсети синхронизации и со сравнительно большим числом партнеров. В этом режиме идентификации партнера не требуется заранее, так как ассоциация с ее переменными состояния создана, только когда получено NTP-сообщение. Более того, запомненное состояние может быть использовано позднее, когда партнер станет недостижим или будет работать на более высоком уровне и по этой причине будет непригоден в качестве источника синхронизации.
Симметрично активный режим предназначен для использования серверами времени, работающими вблизи оконечных узлов (наивысший слой) синхронизации. Надежный временной сервис обычно может быть реализован с помощью двух партнеров на ближайшем нижележащем слое и одном партнере в том же слое. По этой причине поток сообщений обычно невелик, даже когда связь потеряна, и на каждый запрос приходит отклик об ошибке.
В норме, один партнер работает в активном режиме (симметричный активный, клиент или широковещательный), как это сконфигурировано в стартовом файле, в то время как другие работают в пассивном режиме (симметричный пассивный или сервер), часто без предварительной конфигурации. Однако оба партнера могут быть сконфигурированы для работы в симметричном режиме. Условие ошибки возникает, когда оба партнера работают в одном и том же режиме, но не в симметричном активном.В таких случаях каждый партнер будет игнорировать сообщения, поступающие от другого, и ассоциация, если она существовала, будет ликвидирована из-за недостижимости партнера.
Широковещательный режим предназначен для работы в скоростных локальных сетях с большим числом рабочих станций, где не требуется высокая точность. При типичном сценарии один или более временных серверов LAN периодически посылают широковещательные сообщения рабочим станциям, которые затем определяют время на основе предварительно заданной задержки распространения порядка нескольких миллисекунд.
Этот протокол маршрутизации предназначен для
4.4.11.1 Внутренний протокол маршрутизации RIP
Семенов Ю.А. (ГНЦ ИТЭФ)
Этот протокол маршрутизации предназначен для сравнительно небольших и относительно однородных сетей (алгоритм Белмана-Форда). Протокол разработан в университете Калифорнии (Беркли), базируется на разработках фирмы Ксерокс и реализует те же принципы, что и программа маршрутизации routed, используемая в ОC Unix (4BSD). Маршрут здесь характеризуется вектором расстояния до места назначения. Предполагается, что каждый маршрутизатор является отправной точкой нескольких маршрутов до сетей, с которыми он связан. Описания этих маршрутов хранится в специальной таблице, называемой маршрутной. Таблица маршрутизации RIP содержит по записи на каждую обслуживаемую машину (на каждый маршрут). Запись должна включать в себя:
IP-адрес места назначения.
Метрика маршрута (от 1 до 15; число шагов до места назначения).
IP-адрес ближайшего маршрутизатора (gateway) по пути к месту назначения.
Таймеры маршрута.
Первым двум полям записи мы обязаны появлению термина вектор расстояния (место назначение - направление; метрика - модуль вектора). Периодически (раз в 30 сек) каждый маршрутизатор посылает широковещательно копию своей маршрутной таблицы всем соседям-маршрутизаторам, с которыми связан непосредственно. Маршрутизатор-получатель просматривает таблицу. Если в таблице присутствует новый путь или сообщение о более коротком маршруте, или произошли изменения длин пути, эти изменения фиксируются получателем в своей маршрутной таблице. Протокол RIP должен быть способен обрабатывать три типа ошибок:
Циклические маршруты. Так как в протоколе нет механизмов выявления замкнутых маршрутов, необходимо либо слепо верить партнерам, либо принимать меры для блокировки такой возможности.
Для подавления нестабильностей RIP должен использовать малое значение максимально возможного числа шагов (
Медленное распространение маршрутной информации по сети создает проблемы при динамичном изменении маршрутной ситуации (система не поспевает за изменениями).
Малое предельное значение метрики улучшает сходимость, но не устраняет проблему.
Несоответствие маршрутной таблицы реальной ситуации типично не только для RIP, но характерно для всех протоколов, базирующихся на векторе расстояния, где информационные сообщения актуализации несут в себе только пары кодов: адрес места назначение и расстояние до него. Пояснение проблемы дано на рис. 4.4.1.11.1 ниже.
Рис. 4.4.11.1. Иллюстрация, поясняющее возникновение циклических маршрутов при использовании вектора расстояния.
На верхней части рисунка показана ситуация, когда маршрутизаторы указывают маршрут до сети в соответствии со стрелками. На нижней части связь на участке GW1 оборвана, а GW2 по-прежнему продолжает оповещать о ее доступности с числом шагов, равным 2. При этом GW1, восприняв эту информацию (если GW2 успел передать свою маршрутную информацию раньше GW1), может перенаправить пакеты, адресованные сети А, на GW2, а в своей маршрутной таблице будет характеризовать путь до сети А метрикой 3. При этом формируется замкнутая петля маршрутов. Последующая широковещательная передача маршрутных данных GW1 и GW2 не решит эту проблему быстро. Так после очередного обмена путь от gw2 до сети А будет характеризоваться метрикой 5. Этот процесс будет продолжаться до тех пор, пока метрика не станет равной 16, а это займет слишком много циклов обмена маршрутной информацией.
Проблема может быть решена следующим образом. Маршрутизатор запоминает, через какой интерфейс получена маршрутная информация, и через этот интерфейс эту информацию уже не передает. В рассмотренном выше примере GW2 не станет посылать информацию о пути к сети А маршрутизатору GW1, от которого он получил эти данные. В этом случае в маршрутной таблице GW1 путь до А исчезнет сразу. Остальные маршрутизаторы узнают о недостижимости сети А через несколько циклов. Существуют и другие пути преодоления медленных переходных процессов. Если производится оповещение о коротком пути, все узлы-получатели воспринимают эти данные немедленно.
Если же маршрутизатор закрывает какой- то путь, его отмена фиксируется остальными лишь по тайм-ауту. Универсальным методом исключения ошибок при маршрутизации является использование достаточно большой выдержки, перед тем как использовать информацию об изменении маршрутов. В этом случае к моменту изменения маршрута эта информация станет доступной всем участникам процесса маршрутизации. Но все перечисленные методы и некоторые другие известные алгоритмы, решая одну проблему, часто вносят другие. Многие из этих методов могут при определенных условиях вызвать лавину широковещательных сообщений, что также дезорганизует сеть. Именно малая скорость установления маршрутов в RIP (и других протоколах, ориентированных на вектор расстояния) и является причиной их постепенного вытеснения другими протоколами.
Но даже усовершенствование, изложенное выше, не всегда срабатывает. На рис. 4.4.11.1а приведен пример, когда переходной процесс, несмотря на усовершенствование будет идти долго. При обрыве связи В-Г узлы А и Б сообщают узлу В, что они потеряли связь с узлом Г. Узел В делает вывод, что Г не достижим, о чем и сообщает узлам А и Б. К сожалению А знает, что Б имеет проход к Г длиной 2, из чего он делает вывод о достижимости Г за три шага. Аналогично рассуждает Б о возможности достижимости Г через А. Далее при последующих рассылках метрика доступности Г, характеризуется все большими значениями, до тех пор пока не станет равной "бесконечности".
Рис. 4.4.11.1а. Пример топологии, где переходной процесс осуществляется медленно, даже при усовершенствовании алгоритма.
В RIP сообщения инкапсулируются в udp-дейтограммы, при этом передача осуществляется через порт 520. В качестве метрики RIP использует число шагов до цели. Если между отправителем и приемником расположено три маршрутизатора (gateway), считается, что между ними 4 шага. Такой вид метрики не учитывает различий в пропускной способности или загруженности отдельных сегментов сети. Применение вектора расстояния не может гарантировать оптимальность выбора маршрута, ведь, например, два шага по сегментам сети ethernet обеспечат большую пропускную способность, чем один шаг через последовательный канал на основе интерфейса RS-232.
Маршрут по умолчанию имеет адрес 0.0.0.0 (это верно и для других протоколов маршрутизации). Каждому маршруту ставится в соответствие таймер тайм-аута и "сборщика мусора". Тайм-аут-таймер сбрасывается каждый раз, когда маршрут инициализируется или корректируется. Если со времени последней коррекции прошло 3 минуты или получено сообщение о том, что вектор расстояния равен 16, маршрут считается закрытым. Но запись о нем не стирается, пока не истечет время "уборки мусора" (2мин). При появлении эквивалентного маршрута переключения на него не происходит, таким образом, блокируется возможность осцилляции между двумя или более равноценными маршрутами. Формат сообщения протокола RIP имеет вид, показанный на рис. 4.4.11.2. Поле команда определяет выбор согласно следующей таблице:
Таблица 4.4.11.1. Значения кодов поля команда
| Команда |
Значение |
| 1 |
Запрос на получение частичной или полной маршрутной информации; |
| 2 |
Отклик, содержащий информацию о расстояниях из маршрутной таблицы отправителя; |
| 3 |
Включение режима трассировки (устарело); |
| 4 |
Выключение режима трассировки (устарело); |
| 5-6 |
Зарезервированы для внутренних целей sun microsystem. |
Поле версия для RIP равно 1 (для RIP-2 двум). Поле набор протоколов сети i определяет набор протоколов, которые используются в соответствующей сети (для Интернет это поле имеет значение 2). Поле расстояние до сети i содержит целое число шагов (от 1 до 15) до данной сети. В одном сообщении может присутствовать информация о 25 маршрутах. При реализации RIP можно выделить следующие режимы:
Инициализация, определение всех "живых" интерфейсов путем посылки запросов, получение таблиц маршрутизации от других маршрутизаторов. Часто используются широковещательные запросы.
Получен запрос. В зависимости от типа запроса высылается адресату полная таблица маршрутизации, или проводится индивидуальная обработка.
Получен отклик. Проводится коррекция таблицы маршрутизации (удаление, исправление, добавление).
Рис. 4.4.11.2.
Формат сообщения RIP.
Регулярные коррекции. Каждые 30 секунд вся или часть таблицы маршрутизации посылается всем соседним маршрутизаторам. Могут посылаться и специальные запросы при локальном изменении таблицы. RIP достаточно простой протокол, но, к сожалению не лишенный недостатков:
RIP не работает с адресами субсетей. Если нормальный 16-бит идентификатор ЭВМ класса B не равен 0, RIP не может определить является ли не нулевая часть cубсетевым ID, или полным IP-адресом.
RIP требует много времени для восстановления связи после сбоя в маршрутизаторе (минуты). В процессе установления режима возможны циклы.
Число шагов важный, но не единственный параметр маршрута, да и 15 шагов не предел для современных сетей.
Протокол RIP-2 (RFC-1388, 1993 год) является новой версией RIP, которая в дополнение к широковещательному режиму поддерживает мультикастинг; позволяет работать с масками субсетей. На рис. 4.4.11.3 представлен формат сообщения для протокола RIP-2. Поле маршрутный демон является идентификатором резидентной программы-маршрутизатора. Поле метка маршрута используется для поддержки внешних протоколов маршрутизации, сюда записываются коды автономных систем. При необходимости управления доступом можно использовать первые 20 байт с кодом набора протоколов сети 0xFFFF и меткой маршрута =2. Тогда в остальные 16 байт можно записать пароль.
Рис. 4.4.11.3 Формат сообщений протокола RIP-2
Проблемы аутентификации в протоколе RIP-2 c использованием дайджестов MD5 обсуждаются в документе RFC-2082
Rut_
4.4.11 Протоколы маршрутизации (обзор, таблицы маршрутизации, вектор расстояния)
Семенов Ю.А. (ГНЦ ИТЭФ)
| Номер раздела |
Название раздела |
Объем в страницах |
Объем в кбайт |
| 4.4.11.1 |
|
5 |
5 |
| 4.4.11.2 |
|
16 |
164 |
| 4.4.11.3 |
|
7 |
28 |
| 4.4.11.4 |
|
10 |
89 |
| 4.4.11.5 |
|
1 |
4 |
| 4.4.11.6 |
|
1 |
4 |
| 4.4.11.7 |
|
5 |
17 |
| 4.4.11.8 |
|
46 |
196 |
| 4.4.11.9 |
|
6 |
27 |
| | Дорожные указатели могут превратить шоссе в лабиринт
Станислав Ежи Лец, "Непричесанные мысли" |
Основная задача сетей - транспортировка информации от ЭВМ-отправителя к ЭВМ-получателю. В большинстве случаев для этого нужно совершить несколько пересылок. Проблему выбора пути решают алгоритмы маршрутизации. Если транспортировка данных осуществляется дейтограммами, для каждой из них эта задача решается независимо. При использовании виртуальных каналов выбор пути выполняется на этапе формирования этого канала. В Интернет с его IP-дейтограммами реализуется первый вариант, а в ISDN - второй.
Алгоритм маршрутизации должен обладать вполне определенными свойствами: надежностью, корректностью, стабильностью, простотой и оптимальностью. Последнее свойство не так прозрачно, как это может показаться на первый взгляд, все зависит от того, по какому или каким параметрам производится оптимизация. Эта задача иногда совсем не проста даже для сравнительно простых локальных сетей (смотри, например, рис. 4.4.11.1). Предположим, что поток данных между ЭВМ b и d, соединенных через концентратор (К) весьма высок, что окажет ощутимое влияние на скорость обмена между ЭВМ А и С. Но этот факт довольно трудно выявить, находясь в ЭВМ А или С. Внешне это проявится лишь как повышенная задержка и пониженная пропускная способность участка А-С.
Рис. 4.4.11.1
Среди параметров оптимизации может быть минимальная задержка доставки, максимальная пропускная способность, минимальная цена, максимальная надежность или минимальная вероятность ошибки.
Алгоритмы маршрутизации бывают адаптивными и неадаптивными.
Вторые, осуществляя выбор маршрута, не принимают во внимание существующую в данный момент топологию или загрузку каналов. Такие алгоритмы называются также статическими. Адаптивные же алгоритмы предполагают периодическое измерение характеристик каналов и постоянное исследование топологии маршрутов. Выбор того или иного маршрута здесь производится на основании этих измерений.
Практически все методы маршрутизации базируются на следующем утверждении (принцип оптимальности). Если маршрутизатор M находится на оптимальном пути от маршрутизатора I к маршрутизатору J, тогда оптимальный путь от М к J проходит по этому пути. Чтобы убедиться в этом обозначим маршрут I-M R1, а m-j - R2. Если существует маршрут оптимальнее, чем R2, то он должен быть объединен с R1, чтобы образовать более оптимальный путь I-J, что противоречит исходному утверждению об оптимальности пути J-J. Следствием принципа оптимальности является утверждение, что оптимальные маршруты от всех отправителей к общему месту назначения образуют дерево, лишенное циклов (см. разделы и ). Такое дерево (называется sink tree) может быть не единственным, могут существовать другие деревья с теми же длинами пути. А это, в свою очередь означает, что любой пакет будет доставлен за строго ограниченное время, пройдя однократно определенное число маршрутизаторов
Главным параметром при маршрутизации пакета в Интернет является ip-адрес его места назначения. Проблема оптимальной маршрутизации в современном Интернет, насчитывающем уже более десяти миллионов узлов, весьма сложна. Полная таблица маршрутов может содержать 107! записей (здесь ! означает знак факториала, а не выражение эмоций), что не по плечу не только сегодняшним ЭВМ.
Обычный пользователь не задумывается и не должен задумываться над проблемами маршрутизации, но даже ему иногда может оказаться полезным понимать, что возможно, а что невозможно в Интернет. Нужно только четко разделять работу протоколов маршрутизации, которые формируют маршрутные таблицы, и процесс маршрутизации пакетов, когда эти таблицы используются.
IP делит все ЭВМ на маршрутизаторы и обычные ЭВМ (host), последние, как правило, не рассылают свои маршрутные таблицы. Предполагается, что маршрутизатор владеет исчерпывающей информацией о правильных маршрутах (хотя это и не совсем так). Обычная ЭВМ имеет минимальную маршрутную информацию (например, адрес маршрутизатора локальной сети и сервера имен). Автономная система может содержать множество маршрутизаторов, но взаимодействие с другими as она осуществляет только через один маршрутизатор, называемый пограничным (border gateway, именно он дал название протоколу bgp). Пограничный маршрутизатор нужен лишь тогда, когда автономная система имеет более одного внешнего канала, в противном случае его функции выполняет порт внешнего подключения (gateway). Если адресат достижим более чем одним путем, маршрутизатор должен сделать выбор, этот выбор осуществляется на основании оценки маршрутов-кандидатов. Обычно каждому сегменту, составляющему маршрут, присваивается некоторая величина - оценка этого сегмента. Каждый протокол маршрутизации использует свою систему оценки маршрутов. Оценка сегмента маршрута называется метрикой. Здесь следует обратить внимание на то, что при выборе маршрута всем сегментам пути должны быть даны сопоставимые значения метрики. Недопустимо, чтобы одни сегменты оценивались числом шагов, а другие - по величине задержки в миллисекундах. В пределах автономной системы это обычно не создает проблем, ведь это зона ответственности одного администратора. Но в региональных сетях, где работает много администраторов, проблема выбора метрики может стать реальной трудностью. Именно по этой причине в таких сетях часто используется вектор расстояния, исключающий субъективность оценок метрики.
Помимо классической схемы маршрутизации по адресу места назначения, часто используется вариант выбора маршрута отправителем (данный вариант получил дальнейшее развитие при введении стандарта IPv6). В этом случае IP-пакет содержит соответствующий код опции и список промежуточных адресов узлов, которые он должен посетить по пути к месту назначения.
Существуют и другие схемы, например, использующие широковещательные методы адресации (flooding), где каждый приходящий пакет посылается по всем имеющимся исходящим каналам, за исключением того, по которому он получен. С тем чтобы исключить беспредельное размножение пакетов в заголовок вводится поле-счетчик числа шагов. В каждом узле содержимое поле уменьшается на единицу. Когда значение поля становится равным нулю, пакет ликвидируется. Исходное значение счетчика определяется размером субсети. Предпринимаются специальные меры против возможного зацикливания пакетов. Существует усовершенствованная версия широковещательной маршрутизации, называемая селективной широковещательной рассылкой. В этом алгоритме рассылка производится не по всем возможным направлениям, а только по тем, которые предположительно ведут в правильную сторону. Широковещательные методы не относятся к широко применимым. Но они используются там, где нужна предельно возможная надежность, например в военных приложениях, когда весьма вероятно повреждение тех или иных каналов. Данные методы могут использоваться лишь при формировании виртуального канала, ведь они всегда обеспечивают наикратчайший путь, так как перебираются все возможности. Если путь записывается в пакете, получатель может выбрать оптимальный проход и уведомить об этом отправителя.
Большинство алгоритмов учитывают топологию связей, а не их качество (пропускную способность, загрузку и пр.). Но существуют подходы к решению проблемы статической маршрутизации, учитывающие как топологию, так и загрузку (flow-based routing). В некоторых сетях потоки между узлами относительно стабильны и предсказуемы. В этом случае появляется возможность вычислить оптимальную схему маршрутов заранее. Здесь на основе теории массового обслуживания производится оценка средней задержки доставки для каждой связи. Топология маршрутов оптимизируется по значению задержки доставки пакета. Исходными данными при расчете считается описание топологии связей, матрица трафика для всех узлов Ti,j (в пакетах в секунду) и матрица пропускных способностей каналов Bi,j в битах в секунду.
Задержка t для каждой из связей оценивается по формуле
ti,j = 1/(p*bi,j - ti,j),
где 1/Р - среднее значение ширины пакета в битах, произведение p*bi,j выражается в пакетах в секунду, а t измеряется в мсек. Сформировав матрицу ti,j, можно получить граф кратчайших связей. Так как вычисления производятся не в реальном масштабе времени, особых трудностей здесь не возникает.
Статические протоколы (примером реализации статических протоколов может служить первая версия маршрутизатора Netblazer) предполагают, что любые изменения в маршрутные таблицы вносит администратор сети. Рассмотрим для примера сеть, изображенную на рис. 4.4.11.2.
Рис. 4.4.11.2 Схема для иллюстрации методики составления маршрутных таблиц.
g1, g2, g3 - Маршрутизаторы
Примитивная таблица маршрутизации для приведенного примера может иметь вид (для маршрутизатора g2):
| Сеть-адресат |
Маршрут к этой сети |
| 193.0.0.0 |
Прямая доставка |
| 193.148.0.0 |
Прямая доставка |
| 192.0.0.0 |
Через адрес 193.0.0.1 |
| 192.166.0.0 |
Через адрес 193.148.0.7 |
Заметно сокращает размер маршрутной таблицы маршруты по умолчанию. В этой схеме сначала ищется маршрут в таблицах, а если он не найден, пакет посылается в узел, специально выбранный для данного случая. Так, когда имеется только один канал за рубеж, неудачный поиск в таблице маршрутов по России означает, что пакет следует послать по этому каналу и пусть там с ним разбираются. Маршруты по умолчанию используются обычно тогда, когда маршрутизатор имеет ограниченный объем памяти или по какой-то иной причине не имеет полной таблицы маршрутизации. Маршрут по умолчанию может помочь реализовать связь даже при ошибках в маршрутной таблице. Это может не иметь никаких последствий для малых сетей, но для региональных сетей с ограниченной пропускной способностью такое решение может повлечь серьезные последствия. Экономия на памяти для маршрутных таблиц - дурной стиль, который не доведет до добра. Например, из-за такого рода ошибки довольно долго пакеты из Ярославля в Москву шли через США, я уже не говорю о случае, когда машины, размещенные в соседних комнатах Президиума РАН, вели обмен через Амстердам (правда, это было достаточно давно).
Алгоритм выбора маршрута универсален и не зависит от протокола маршрутизации, который используется лишь для формирования маршрутной таблицы. Описание алгоритма выбора маршрута представлено ниже:
Извлечь IP-адрес (ID) места назначения из дейтограммы.
Вычислить IP-адрес сети назначения (IN)
IF INсоответствует какому-либо адресу локальной сети, послать дейтограмму по этому адресу;
else if in присутствует в маршрутной таблице, то послать дейтограмму к серверу, указанному в таблице;
else if описан маршрут по умолчанию, то послать дейтограмму к этому серверу;
else выдать сообщение об ошибке маршрутизации.
Если сеть включает в себя субсети, то для каждой записи в маршрутной таблице производится побитная операция для ID и маски субсети. Если результат этой операции совпадет с содержимым адресного поля сети, дейтограмма посылается серверу субсети. На практике при наличии субсетей в маршрутную таблицу добавляются соответствующие записи с масками и адресами сетей.
Одна из базовых идей маршрутизации заключается в том, чтобы сконцентрировать маршрутную информацию в ограниченном числе (в идеале в одном) узловых маршрутизаторов-диспетчеров. Эта замечательная идея ведет к заметному увеличению числа шагов при пересылке пакетов. Оптимизировать решение позволяет backbone (опорная сеть), к которой подключаются узловые маршрутизаторы. Любая as подключается к backbone через узловой маршрутизатор.
"Прозрачные" backbone не работают с адресами класса С (все объекты такой сети должны иметь один адрес, а для c-класса число объектов слишком ограничено). "Прозрачные" мосты трудно диагностировать, так как они не следуют протоколу ICMP (команда ping не работает, в последнее время такие объекты снабжаются snmp-поддержкой). За то они позволяют перераспределять нагрузку через несколько маршрутизаторов, что невозможно для большинства протоколов.
Рис. 4.4.11.3.
В примере, приведенном на рис. 4.4.11.3, задача маршрутизации достаточно сложна. ЭВМ1,2 и ЭВМ6,1 можно связать многими путями: ЭВМ1,2 - GW1 - ЭВМ6,1; ЭВМ1,2 - GW2 - ЭВМ6,1; ЭВМ1,2 - GW3 - ЭВМ6,1; ЭВМ1,2 - GW4 - ЭВМ6,1; ЭВМ1,2 - GW1 - GW2 - GW3 - ЭВМ6,1; и т.д.
Трафик между двумя географически близкими узлами должен направляться кратчайшим путем, вне зависимости от направления глобальных потоков. Так ЭВМ1,2 и ЭВМ1,1 должны соединяться через GW1. Маршрутизация через опорные сети (backbone) требует индивидуального подхода для каждого узла. Администраторы опорных сетей должны согласовывать свои принципы маршрутизации. Ситуация, когда узел не владеет исчерпывающей маршрутной информацией, в сочетании с использованием маршрутов по умолчанию может привести к зацикливанию пакетов. Например, если маршрут по умолчанию в GW1 указывает на GW2, а в GW2 на GW1, то пакет с несуществующим адресом будет циркулировать между gw1 и gw2 пока не истечет ttl (время жизни пакета), полностью блокируя канал. По этой причине желательно иметь полную таблицу маршрутизации, и, если не вынуждают обстоятельства, избегать использования маршрутов по умолчанию.
Рис. 4.4.11.4.
Протоколы маршрутизации отличаются друг от друга тем, где хранится и как формируется маршрутная информация. Оптимальность маршрута достижима лишь при полной информации обо всех возможных маршрутах, но такие данные потребуют слишком большого объема памяти. Полная маршрутная информация доступна для внутренних протоколов при ограниченном объеме сети. Чаще приходится иметь дело с распределенной схемой представления маршрутной информации. Маршрутизатор может быть информирован лишь о состоянии близлежащих каналов и маршрутизаторов.
Динамические протоколы (обычно используются именно они, наиболее известным разработчиком является компания CISCO):
В маршрутизаторе с динамическим протоколом (например, BGP-4) резидентно загруженная программа-драйвер изменяет таблицы маршрутизации на основе информации, полученной от соседних маршрутизаторов. В ЭВМ, работающей под UNIX и выполняющей функции маршрутизатора, эту задачу часто решает резидентная программа gated или routed (демон). Последняя - поддерживает только внутренние протоколы маршрутизации.
Применение динамической маршрутизации не изменяет алгоритм маршрутизации, осуществляемой на IP-уровне.
Программа-драйвер при поиске маршрутизатора-адресата по- прежнему просматривает таблицы. Любой маршрутизатор может использовать два протокола маршрутизации одновременно, один для внешних связей, другой - для внутренних.
Любая автономная система (AS, система маршрутизаторов, ЭВМ или сетей, имеющая единую политику маршрутизации) может выбрать свой собственный протокол маршрутизации.
Внутренний протокол маршрутизации IGP (Interior Gateway Protocol) определяет маршруты внутри автономной системы. Наиболее популярный IGP - RIP (Routing Information Protocol, RFC-1058), разработан Фордом, Фулкерсоном и Белманом (фирма XEROX). Существует более новый протокол OSPF (Open Shortest Pass First, RFC-1131, -1245, -1247, -1253). Наиболее старые системы (IGP) используют протокол HELLO. Протокол HELLO поддерживался фирмой DEC, в качестве метрики он использует время, а не число шагов до цели. Для взаимодействия маршрутизаторов используются внешние протоколы (EGP - Exterior Gateway Protocols).
Одной из разновидностей EGP является протокол BGP (Border Gateway Protocol, RFC-1268 [BGP-3], RFC-1467 [BGP-4]).
Протокол IGRP (Interior Gateway Routing Protocol) разработан компанией CISCO для больших сетей со сложной топологией и сегментами, которые обладают различной полосой пропускания и задержкой. Это внутренний протокол маршрутизации имеет некоторые черты сходства с OSPF.
IGRP использует несколько типов метрики, по одной на каждый вид QOS. Метрика характеризуется 32-разрядным числом. В однородных средах этот вид метрики вырождается в число шагов до цели. Маршрут с минимальным значением метрики является предпочтительным. Актуализация маршрутной информации для этого протокола производится каждые 90 секунд. Если какой-либо маршрут не подтверждает своей работоспособности в течение 270 сек, он считается недоступным. После семи циклов (630 сек) актуализации такой маршрут удаляется из маршрутных таблиц. IGRP аналогично OSPF производит расчет метрики для каждого вида сервиса (TOS) отдельно.
Протокол IDPR (InterDomain Policy Routing Protocol, RFC-1477, -1479) представляет собой разновидность BGP-протокола.
Протокол IS-IS ( Intermediate System to Intermediate System Protocol, RFC-1195, -1142) является еще одним внутренним протоколом, который используется для маршрутизации CLNP (Connectionless Network Protocol, RFC-1575, -1561, -1526). IS-IS имеет много общего с OSPF. Смотри также .
Сразу после включения маршрутизатор не имеет информации о возможностях соседних маршрутизаторов. Статичесикие маршрутные таблицы могут храниться в постоянной памяти или загружаться из какого-то сетевого сервера. По этой причине первейшей задачей маршрутизатора является получение маршрутной информации от соседей, а для начала выявление наличия соседей и их адресов. Для этой цели посылается специальный пакет Hello через каждый из своих внешних интерфейсов. В ответ предполагается получить отклик, содержащий идентификационную информацию соответствующего маршрутизатора. Когда два или более маршрутизаторов объединены через локальную сеть, ситуация несколько усложняется. Смотри рис. 4.4.11.5. Маршрутизаторы E, F, G и H подключены непосредственно к локальной сети, некоторые из них имеют связи с другими маршрутизаторами (сети, которые они обслуживают, на рисунке не показаны).
Одним из способов смоделировать локальную сеть - рассматривать маршрутизаторы E, F, G и H, как соединеные непосредственно, введя виртуальный узел сети L (выделен зеленым цветом). На правой части рисунка показан граф такой сети. Возможность прохода из узла F к G обозначена путем FLG. Для протоколов, учитывающих состояние канала, желательно иметь исчерпывающую информацию о нем (загрузка, задержка, пропускная способность, надежность, стоимость и т.д.). Некоторые из перечисленных параметров довольно легко измерить, например, задержку. Для этого вполне пригоден протокол ICMP. К сожалению многие из указанных параметров довольно сильно коррелированы и подвержены флуктуациям. В частности результаты измерения задержки зависят от загрузки канала (вариация времени ожидания в очереди).
Рис. 4.4.11.5. Маршрутизаторы, подключенные к локальной сети
Рассмотрим трафик на пути А-Н. Допустим на основании анализа состояния канал выбран путь через узел Е. В этом случае он может оказаться перегружен, что приведет к большим задаржкам пакетов на пути А-Н. Последующий анализ ситуации может привести к тому, что более оптимальным может оказаться маршрут через узел F. Если будет принято решение переключить трафик на маршрут ACFH, может перегрузиться участок АСF и история повторится. Данный сценарий описывает типичную ситуацию с осцилляциями маршрута. Осцилляции маршрутов не так безобидны, как это может показаться. Маршрутные таблицы в маршрутизаторах актуализуются вдоль пути с заметными задержками и отнюдь не синхронно. Такие осцилляции могут в разы понизить пропускную способность сети, что необходимо учитывать, выбирая параметры протоколов маршрутизации.
К сожалению многие современные протоколы маршрутизации не имеют встроенных средств аутентификации (контроля доступа), что делает их уязвимыми для различных злоупотреблений.
В последнее время все больше людей обзаводятся компактными переносимыми ЭВМ, которые они берут с собой в деловые поездки, и хотели бы использовать в привычном режиме для работы в Интернет. Конечно, можно заставить модем дозвониться до вашего модемного пула в офисе, но это не всегда лучшее решение как по надежности так и по цене. Пользователи с точки зрения их подвижности могут быть разделены на три группы:
стационарные, работающие всегда на своем постоянном месте в локальной сети
мигрирующие, меняющие время от времени свое рабочее место в рамках локальной сети или даже переходящие из одной LAN в другую.
подвижные, перемещающиеся в пространстве и желающие работать в процессе перемещения.
Предполагается, что все эти пользователи имеют свою постоянную приписку к какой-то сети и соответствующий постоянный IP-адрес. (см. RFC-2794 "Mobile IP Network Access Identifier Extension for IPv4. P. Calhoun, C. Perkins. March 2000). На рис. 4.4.11.6 показана схема подключения подвижных пользователей к Интернет.
В этой схеме предполагается наличие в каждой области сети Интернет внешнего агента, обеспечивающего доступ к этой зоне подвижных ЭВМ (на рисунке такой агент помечен надписью "чужая LAN"). Доступ может осуществляться через мобильную телефонную сеть. Предполагается также наличие соответствующего агента в "домашней" LAN, куда стационарно приписана данная ЭВМ. Домашний агент отслеживает все перемещения своих пользователей, в том числе и тех, кто подключается к "чужим" LAN.
Рис. 4.4.11.6. Схема подключения к Интернет подвижных объектов
Когда к локальной сети подключается новый пользователь (непосредственно физически или через модем сотовой телефонной сети), он должен там зарегистрироваться. Процедура регистрации включает в себя следующие операции:
Каждый внешний агент периодически широковещательно рассылает пакет-сообщение, содержащее его IP-адрес. "Вновь прибывшая ЭВМ" может подождать такого сообщения или сама послать широковещательный запрос наличия внешнего агента.
Мобильный пользователь регистрируется внешним агентом, сообщая ему свой IP- и MAC-адрес, а также некоторые параметры системы безопасности.
Внешний агент устанавливает связь с LAN постоянной приписки зарегистрированного мобильного пользователя, сообщая необходимую адресную информацию и некоторые параметры аутентификации.
Домашний агент анализирует параметры аутентификации и, если все в порядке, процедура установления связи будет продолжена.
Когда внешний агент получает положительный отклик от домашнего агента, он сообщает мобильной ЭВМ, что она зарегистрирована.
Когда пользователь покидает зону обслуживания данной LAN или MAN, регистрация должна быть анулирована, а ЭВМ должна быть автоматически зарегистрирована в новой зоне. Когда посылается пакет мобильному пользователю, "домашняя LAN", получив его, маршрутизирует пакет внешнему агенту, зарегистрировавшему данного пользователя. Этот агент переправит пакет адресату.
Процедуры переадресации выполняются с привлечением технологии IP-туннелей.
Домашний агент предлагает отправителю посылать пакеты непосредственно внешнему агенту области, где зарегистрирована подвижная ЭВМ. Существует много вариантов реализации протокола с разным распределением функций между маршрутизаторами и ЭВМ. Существуют схемы и временным выделением резервного IP-адреса подвижному пользователю. Международный стандарт для решения проблемы работы с подвижными пользователями пока не разработан.
В локальных или корпоративных сетях иной раз возникает необходимость разослать некоторую информацию всем остальным ЭВМ-пользователям сети (штормовое предупреждение, изменение курса акций и т.д.). Отправителю достаточно знать адреса всех N заинтересованных пользователей и послать им соответствующее сообщение. Данная схема крайне не эффективна, ведь обычная широковещательная адресация предлагает решение в N раз лучше с точки зрения загрузки сети (посылается одно а не N сообщений). Широковещательная адресация сработает, если в локальной сети нет маршрутизаторов, в противном случае широковещательные адреса МАС-типа заменяются на IP-адреса (что, впрочем, не слишком изящное решение) или применяется мультикастинг адресация. Маршрутизация для мультикастинга представляет собой отдельную задачу. Ведь здесь надо проложить маршрут от отправителя к большому числу получателей. Традиционные методы маршрутизации здесь применимы, но до крайности не эффективны. Здесь для целей выбора маршрута можно с успехом применить алгоритм "расширяющееся дерево" (spanning tree; не имеет циклических структур). Когда на вход маршрутизатора приходит широковещательный пакет, он проверяет, является ли интерфейс, через который он пришел, оптимальным направлением к источнику пакета. Если это так, пакет направляется через все внешние интерфейсы кроме того, через который он пришел. В противном случае пакет игнорируется (так как скорее всего это дубликат). Этот алгоритм называется Reverse Path Forwarding (переадресация в обратном направлении). Пояснение работы алгоритма представлено на рис. 4.4.11.7 (прямоугольниками на рис.
обозначены маршрутизаторы). Секция I характеризует топологию сети. Справа показано дерево маршрутов для маршрутизатора I (sink tree). Секция III демонстрирует то, как работает алгоритм Reverse Path Forwarding. Сначала I посылает пакеты маршрутизаторам B, F, H, J и L. Далее посылка пакетов определяется алгоритмом.
Рис. 4.4.11.7. Алгоритм Reverse Path Forwarding
При передаче мультимедиа информации используются принципиально другие протоколы маршрутизации. Здесь путь прокладывается от получателя к отправителю, а не наоборот. Это связано с тем, что там при доставке применяется мультикастинговый метод. Здесь, как правило, один отправитель посылает пакеты многим потребителям. При этом важно, чтобы размножение пакета происходило как можно ближе к кластеру адресатов. Такая стратегия иной раз удлинняет маршрут, но всегда снижает результирующую загрузку сети. Смотри описания протоколов и .
В последнее время конфигурирование сетевого оборудования (маршрутизаторов, DNS и почтовых серверов усложнилось нкастолько, что это стало составлять заметную часть издержек при формировании коммуникационного узла. Заметного упрощенияи удешевления маршрутизаторов можно ожидать при внедрении IPv6. Следующим шагом станет внедрение объектно-ориентированного языка описания маршрутной политики RPSL (Routing Policy Specification Language). Здесь конфигурирование маршрутизатора будет осуществляться на основе описанной маршрутной политики.
Теперь немного подробнее о наиболее популярных протоколах маршрутизации - RIP, OSPF, IGRP и BGP-4. Начнем с внутреннего протокола маршрутизации RIP.
Set-Link-Info (SLI)
Сообщение Set-Link-Info является управляющим сообщением L2TP, посланным от LNS к LAC для установления согласуемых опций PPP. Эти опции можно изменять в любое время на протяжении реализации вызова, таким образом, LAC должен быть способен обновлять свою собственную информацию вызова и поведение на протяжении активной PPP-сессии. Следующие AVP должны присутствовать в SLI:
Тип сообщения (Message Type)
ACCM
Системные переменные
Следующие переменные используются операционной системой для синхронизации локальных часов.
Переменная локальные часы (sys.clock) содержит показание локальных часов в формате временных меток. Локальное время получается от аппаратных часов конкретной ЭВМ и дискретно увеличивается с конструктивно заданными приращениями.
Переменная Базовые часы (sys.peer) представляет собой селектор, идентифицирующий используемый источник синхронизации. Обычно это указатель на структуру, содержащую переменные партнера. Значение нуль указывает, что в настоящее время источник синхронизации отсутствует.
Системные статусные слова
Системное статусное слово может присутствовать в статусном поле отклика. Системное статусное слово имеет следующий формат.
Индикатор добавления (LI - leap indicator) - двухбитовое поле предупреждения о предстоящем добавлении/вычитании секунды к последней минуте текущего дня. Значения этих битов смотри в таблице 4.4.15.1.
Источник часов (clock source) - 6-битовое поле, указывающее на используемый в данный момент источник синхронизации. Назначение кодов этого поля описано в таблице 4.4.15.6.
Таблица 4.4.15.6. Коды источников временного эталона
| Код |
Функция |
| 0 |
Не специфицирован или неизвестен |
| 1 |
Калиброванные атомные часы (напр., hp 5061) |
| 2 |
vlf (диапазон 4) или НЧ (диапазон 5) радио (напр., omega, wwvb) |
| 3 |
ВЧ (диапазон 7) радио (напр., chu, msf, wwv/h) |
| 4 |
УВЧ (диапазон 9) спутник (напр., goes, gps) |
| 5 |
Локальная сеть (напр., dcn, tsp, dts) |
| 6 |
UDP/NTP |
| 7 |
UDP/time |
| 8 |
eyeball-and-wristwatch |
| 9 |
Телефонный модем (напр., nist) |
| 10-63 |
Зарезервировано на будущее |
Системный счетчик событий - четырех битовое целое число, обозначающее число событий, происшедших с момента последнего получения статусного слова системы. Счетчик обнуляется, когда присылается в статусном поле отклика и остается неизменным после достижения значения 15.
Код системного события - четырехбитовое число, идентифицирующее последнее системное событие, новое значение переписывает предыдущее. Коды событий перечислены в таблице 4.4.15.7.
Таблица 4.4.15.7. Коды системных событий
| Код |
Функция |
| 0 |
Не специфицировано |
| 1 |
Рестарт системы |
| 2 |
Системный или аппаратный сбой |
| 3 |
Новое статусное слово системы (изменение битов добавления или синхронизации) |
| 4 |
Новый источник синхронизации или слой (изменение sys.peer или sys.stratum) |
| 5 |
Сброс системных часов (корректирующая добавка превысила clock.max) |
| 6 |
Некорректное системное время или дата |
| 7 |
system clock exception |
| 8-15 |
Зарезервировано на будущее |
Слово состояния часов
Существует два способа подключить эталонные часы к NTP-серверу, как специальный прибор, поддерживаемый операционной системой или как партнера, управляемого NTP. Как и в случае команды чтения статуса идентификатор ассоциации определяет, часы какого из партнеров имеются в виду. При нулевом идентификаторе речь идет о системных часах. Протокол поддерживает только одни системные часы, число часов-партнеров практически не ограничено. Статусное слово часов системы или партнера записывается в поле статуса отклика на команды чтения или записи переменных, характеризующих часы. Это слово может рассматриваться как расширение системного статусного слова или статусного слова партнера. Формат слова описан ниже (См. также рис. 4.4.15.3).
Состояние часов - 8-битовое число, характеризующее текущее состояние часов. Допустимые значения этого числа и их смысл представлены в таблице 4.4.15.11.
Таблица 4.4.15.11. Коды состояния часов
| Код |
Функция |
| 0 |
Работа часов в пределах нормы |
| 1 |
Таймаут ответа |
| 2 |
Плохой формат ответа |
| 3 |
Сбой оборудования или программы |
| 4 |
Потеря при передаче |
| 5 |
Неверный формат или значение даты |
| 6 |
Неверный формат или значение времени |
| 7-255 |
Зарезервировано на будущее |
Код события для часов - 8-битовый код, идентифицирующий последнее событие для данных часов (exception). Новое значение переписывает предыдущее значение кода. Когда значение кода становится ненулевым для поля статуса радио-часов, этот код копируется в статусное поле кода события и считается, что произошло событие для системных часов или часов партнера.
Слово состояния ошибки
Статусное слово ошибки присылается в поле статуса отклика, если обнаружена ошибка в формате сообщения или в его содержимом. Его присутствие указывается равенствами E (error) и R (response) битов 1. Коды ошибки и их значения собраны в таблице 4.4.15.12.
Таблица 4.4.15.12. Коды ошибки
| Код ошибки |
Значение |
| 0 |
Не специфицировано |
| 1 |
Неудачная аутентификация |
| 2 |
Неверный формат или длина сообщения |
| 3 |
Неверный код операции |
| 4 |
Неизвестный идентификатор ассоциации |
| 5 |
Неизвестное имя переменной |
| 6 |
Неверное значение переменной |
| 7 |
Административно запрещено |
| 8-255 |
Зарезервировано на будущее |
Соглашение о пространстве имен почтовых ящиков
В соответствии с соглашением первый иерархический элемент любого имени почтового ящика, который начинается с символа "#" указывает на “пространство имен” остальной части имени. Например, реализации, которые предлагают доступ к группам новостей USENET могут использовать пространство имен "#news", для того чтобы отделить пространство имен групп новостей от имен других почтовых ящиков. Таким образом, группа новостей comp.mail.misc будет иметь имя почтового ящика "#news.comp.mail.misc", а имя "comp.mail.misc" может относиться к другому объекту (напр., к почтовому ящику пользователя).
Сокрытие значений атрибутов AVP
Бит H в заголовке каждой AVP предлагает механизм указания принимающему партнеру, представлено ли содержимое AVP скрытым или открытым текстом. Эта возможность применяется, чтобы скрыть важную информацию управляющих сообщений, такую как пароль пользователя или его ID.
Бит H должен быть равен 1, если имеется общий ключ для LAC и LNS. Этот ключ является тем же ключом, который использовался для аутентификации туннеля (смотри раздел 5.1.1). Если бит H =1 в любой AVP в данном управляющем сообщении, там должен также присутствовать случайный вектор AVP и должен предшествовать первому AVP, имеющему H = 1.
Сокрытие значения AVP делается за несколько шагов. Сначала берутся поля длины и значения оригинала (открытый текст) AVP и кодируются согласно субформата скрытого AVP:
| 0 | 1 | 2 | 3 |
4 | 5 | 6 | 7 | 8 | 9 | 10 | 11 | 12 | 13 | 14 | 15 |
16 | 17 | 18 | 19 | 20 | 21 |
22 | 23 | 24 | 25 | 26 | 27 |
28 | 29 | 30 | 31 |
| Длина значения оригинала |
Значение оригинала атрибута |
| Продолжение значения оригинала атрибута |
Заполнитель |
Рис 5. Субформат скрытого AVP
Исходная длина значения атрибута. Это длина кода исходного значения атрибута, которое следует закрыть, в октетах. Необходимо определить исходную длину значения атрибута, так как ее значение теряется при добавлении заполнителя.
Исходное значение атрибута. Значение атрибута, которое должно быть скрыто.
Заполнитель. Произвольные дополнительные октеты, используемые для того, чтобы скрыть длину значения атрибута, когда необходимо скрыть само значение.
Чтобы замаскировать размер скрытого поля данных, используемый субформат может быть дополнен некоторым количеством произвольных октетов. Заполнитель не меняет значения поля, но изменяет величину поля длина AVP, которое было сформировано. Например, если значение атрибута, которое необходимо скрыть, занимает 4 октета, исходная длина AVP будет равна 10 октетам (6 + длина поля значения атрибута). После операции сокрытия, длина AVP станет равной 6 + длина атрибута + размер поля длины исходного значения атрибута + длина заполнителя. Таким образом, если заполнитель имеет 12 октетов, длина AVP будет равна 6 + 4 + 2 + 12 = 24 октетам.
Далее, производится хэширование (MD5) для полученного объединения:
+ 2 октета номера атрибута AVP
+ общий секретный ключ
+ случайный вектор произвольной длины
Значение случайного вектора, используемого в этом хэше, передается в поле случайный вектор AVP. Этот случайный вектор AVP должен быть помещен в сообщение отправителем до любого скрытого AVP. Тот же самый случайный вектор может быть использован для более чем одного скрытого AVP сообщения. Если для сокрытия последующих AVP используется другой случайный вектор, тогда новый случайный вектор AVP должен быть помещен в командное сообщение до первого его использования.
Значение хэша MD5 затем объединяется с помощью операции XOR с первыми 16 октетами сегмента субформата скрытого AVP и помещается в поле значения атрибута скрытого AVP. Если субформат скрытого AVP имеет менее 16 октетов, субформат преобразуется так, как если бы поле значения атрибута было дополнено до 16 октетов перед операцией XOR, но модифицируются только действительные октеты, присутствующие в субформате, а длина AVP не изменяется.
Если субформат длиннее 16 октетов, вычисляется второй хэш MD5 для потока октетов, состоящего из общего секретного ключа, за которым следует результат первой операции XOR. Этот хэш объединяется с помощью операции XOR со вторым 16 октетным (или менее) сегментом субформата, а результат помещается в соответствующие октеты поля значения скрытого AVP.
Если необходимо, эта операция повторяется, для общего секретного ключа, используемого совместно с каждым результатом операции XOR, чтобы получить очередной хэш, для которого будет выполняться XOR с кодом следующего сегмента.
Метод сокрытия был адаптирован из RFC 2138 [RFC2138], который был взят из секции "Mixing in the Plaintext" книги "Network Security" Кауфмана, Пелмана и Спенсера [KPS]. Ниже дается детальное пояснение метода:
Берется общий секретный ключ S, случайный вектор RV и значение атрибута AV. Поле значение делится на секции по 16 октетов p1, p2 и т.д..
Последняя секция дополняется до границы в 16 октетов специальным заполнителем. Вычисляются блоки шифротекста c(1), c(2), и т.д.. Мы также определяем промежуточные значения b1, b2, и т.д.
| b1 = MD5(AV + S + RV) |
c(1) = p1 xor b1 |
| b2 = MD5(S + c(1)) |
c(2) = p2 xor b2 |
| . |
. |
| . |
. |
| . |
. |
| bi = MD5(S + c(i-1)) |
c(i) = pi xor bi |
строка будет содержать c(1)+c(2)+...+c(i) где + означает объединение.
По получение, случайный вектор берется из AVP, включенного в сообщение до AVP, подлежащего сокрытию. Описанный выше процесс реверсируется с целью получения исходного значения.
Соображения безопасности
Протокольные операции IMAP 4.1, включая данные электронной почты, передаются через сеть открытым текстом, если только не согласовано применение конфиденциальных методов обмена посредством команды AUTHENTICATE.
Сообщения об ошибках сервера для команды AUTHENTICATE, которая не прошла из-за неверных параметров аутентификации, не должна уточнять какой из параметров содержит ошибку.
Использование команды LOGIN осуществляет передачу паролей открытым текстом. Этого можно избежать, используя для этого команду AUTHENTICATE.
Заголовок IP идентификации [RFC-1826] и безопасная IP инкапсуляция [RFC-1827] будут использоваться в IPv6, в соответствии с безопасной архитектурой протоколов Интернет [RFC-1825].
Протокол L2TP сталкивается при своей работе с несколькими проблемами безопасности. Ниже рассмотрены некоторые подходы для решения этих проблем.
Соображения IANA
Этот документ определяет ряд "магических" числе, которые определяются IANA. Эта секция объясняет критерии, которые должна использовать IANA при присвоении дополнительных чисел в каждый из этих списков. Следующие субсекции описывают политику присвоения для пространства имен, определенных в данном документе.
Адрес места назначения копируется из
Рис. 4.4.1.1.34. Формат сообщения о недостижимости адресата
Поля IPv6:
Адрес места назначения копируется из поля адрес отправителя пакета, вызвавшего ошибку.
Поля ICMPv6:
Тип = 1
Код = 0 - нет маршрута до места назначения
1 - связь с адресатом административно запрещена
2 - не сосед
3 - адрес не достижим
4 - порт не достижим
Не используется. Это поле не используется при всех значениях поля код. Оно должно быть обнулено отправителем и игнорироваться получателем.
Описание
Сообщение адресат не достижим (destination unreachable) должно генерироваться маршрутизатором, или уровнем IPv6 узла-отправителя, в случае, когда пакет не может быть доставлен адресату не по причине перегрузки. (Сообщение ICMPv6 не должно посылаться при потере пакета из-за перегрузки).
Если причиной потери пакета является недостаток места в маршрутной таблице узла, поле код должно принять значение 0 (Заметим, что такая ошибка может произойти только при наличии в таблице маршрута по умолчанию).
Если причиной потери пакета является административный запрет, например, Firewall, поле код принимает значение 1.
Если причиной потери пакета является то, что следующий узел в маршрутной таблице не является соседом данного узла, то поле код принимает значение 2.
Если имеет место какая-то другая причина недоставки пакета, в поле код заносится значение 3.
Узел места назначения может посылать сообщение “адресат не достижим” с кодом 4, когда транспортный протокол пакета (напр., UDP) не имеет получателя, а другого метода, уведомить об этом отправителя нет.
Узел, получивший сообщение ICMPv6 “адресат не достижим” должен уведомить об этом протокол вышележащего уровня.
Рис. 4.4.1.1.35. Сообщение packet too big (пакет слишком велик)
Поля IPv6:
Адрес места назначения копируется из поля адрес отправителя пакета, вызвавшего ошибку.
Поля ICMPv6:
Тип 2
Код 0
mtu mtu следующего шага.
Описание
Сообщение packet too big (пакет слишком велик) должно посылаться маршрутизатором в ответ на получение пакета, который не может быть переадресован, из-за того, что он длиннее, чем MTU выходного канала.
Информация в этом сообщении используется в качестве части процесса определения MTU прохода [RFC-1191].
Пришедшее сообщение packet too big должно быть передано протоколу верхнего уровня.
Формат сообщения о превышении времени аналогичен формату сообщения о недостижимости адресата (рис. 4.4.1.1.33).
Поля ICMPv6:
Тип 3
Код 0 - при передаче превышен лимит числа шагов
1 - превышено время восстановления сообщения из фрагментов.
Не используется. Это поле не используется при всех значениях поля код. Оно должно быть обнулено отправителем и игнорироваться получателем.
Описание
Если маршрутизатор получает пакет с предельным значением числа шагов равным нулю (hop limit = 0), или маршрутизатор после декрементации получил нулевое значение поля hop limit, он должен выбросить такой пакет и послать отправителю пакета сообщение ICMPv6 о превышении времени (time exceeded) со значением поля код равным 0. Это указывает на зацикливание маршрута или на слишком малое значение поля hop limit.
Посылая сообщение ICMPv6 о превышении времени (time exceeded) со значением поля код равным нулю, маршрутизатор должен рассматривать входной интерфейс, в соответствии с правилом выбора адреса отправителя (d).
Пришедшее сообщение time exceeded должно быть передано протоколу верхнего уровня.
Рис. 4.4.1.1.36. Сообщение о конфликте параметров
Поля ICMPv6:
Тип 4
Код 0 - встретилась ошибка в поле заголовка
1 - встретился неопознанный код поля следующий заголовок
2 - встретилась неопознанная опция IPv6
Указатель. Идентифицирует смещение в октетах в пакете, вызвавшем ошибку.
Указатель отмечает позицию в пакете, если размер пакета ICMPv6 не позволяет поместить его в отклик полностью, а ошибочное поле в сообщение не поместилось.
Описание
Если узел IPv6, обрабатывающий пакет, обнаруживает какую-то проблему с одним из полей заголовка или заголовков расширения, такую, что дальнейшая обработка невозможна, он должен выбросить пакет и послать сообщение ICMPv6 parameter problem (проблема с параметрами) отправителю пакета с указанием типа и позиции ошибки.
Поле указатель идентифицирует октет заголовка исходного пакета, где обнаружена ошибка. Например, сообщение ICMPv6 с полем тип = 4, полем код = 1 и полем указатель = 40 указывает на то, что заголовок расширения IPv6, следующий за заголовком IPv6 исходного пакета содержит нераспознанный код следующего заголовка.
Сообщения об ошибках Resv
Сообщения ResvErr (reservation error) сообщают об ошибках при обработке сообщений Resv, или о спонтанном нарушении резервирования, напр., в результате административного вмешательства.
Сообщения ResvErr направляются соответствующим получателям, они маршрутизируются от узла к узлу с использованием состояния резервирования. В каждом из узлов в качестве IP-адреса места назначения используется уникастный адрес следующего узла.
<ResvErr Message> ::= <Common Header> [ <INTEGRITY> ]
<SESSION> <RSVP_HOP>
<ERROR_SPEC> [ <SCOPE> ]
[ <POLICY_DATA> ...]
<STYLE> [ <error flow descriptor> ]
Объект ERROR_SPEC специфицирует ошибку и включает в себя IP-адрес узла, который обнаружил ошибку (Error Node Address). Для приобщения необходимой информации в сообщение могут быть включены один или более объектов POLICY_DATA. Объект RSVP_HOP содержит адрес предыдущего узла, а объект STYLE копируется из сообщения Resv.
Следующие правила, зависящие от стиля, определяют структуру ошибки дескриптора потока. Стиль WF:
<error flow descriptor> ::= <WF flow descriptor> Стиль FF:
<error flow descriptor> ::= <FF flow descriptor>
Каждый дескриптор потока в сообщении Resv стиля FF должен обрабатываться независимо и для каждого из них, имеющего ошибку, должно посылаться отдельное сообщение ResvErr. Стиль SE:
<error flow descriptor> ::= <SE flow descriptor>
Сообщение ResvErr стиля SE может представит список субнабора спецификаций фильтрации, которые вызвали ошибки, в соответствующем сообщении Resv.
Заметим, что сообщение ResvErr содержит только один дескриптор потока. Следовательно, сообщение Resv, которое содержит N > 1 дескрипторов потока (стиль FF) может быть причиной N сообщений ResvErr.
Вообще говоря, сообщение ResvErr следует пересылать всем получателям, которые могут быть причиной данной ошибки. Конкретнее: Узел, который обнаружил ошибку в запросе резервирования посылает сообщение ResvErr узлу, от которого получен ошибочный запрос резервирования.
Это сообщение ResvErr должно содержать информацию, необходимую для определения ошибки и для маршрутизации сообщения об ошибке последующим узлам. Такое сообщение, следовательно, включает в себя объект ERROR_SPEC, копию объекта STYLE и соответствующий дескриптор потока, где зафиксирована ошибка. Если ошибка является результатом отказа при попытке увеличить резервирование, тогда существующее резервирование должно быть сохранено и должен быть установлен бит-флаг InPlace в ERROR_SPEC сообщения ResvErr.
Узлы переадресуют сообщение ResvErr последующим узлам, которые имеют локальное состояние резервирования. Для резервирования с произвольным выбором отправителей имеется дополнительное ограничение на пересылку сообщений ResvErr, связанное с блокировкой возможных циклических маршрутов. Существует строгое правило рассылки сообщений при ошибке, связанной с разрешением доступа. Сообщение ResvErr, которое посылается, должно нести в себе спецификацию FILTER_SPEC соответствующего состояния резервирования.
Когда сообщение ResvErr достигает получателя, приложение должно принять объект STYLE, список дескрипторов потока и объект ERROR_SPEC (включая его флаги).
Сообщения об ошибке прохода
Сообщения PathErr (path error) несут в себе данные об ошибке в обрабатываемых сообщениях Path. Они направляются отправителям данных и маршрутизируются от узла к узлу, используя состояние прохода. При каждом шаге IP-адрес места назначения является уникастным адресом предыдущего узла. Сообщения PathErr не модифицируют состояния узлов, через которые проходят; они предназначаются только приложению отправителя.
<PathErr message> ::= <Common Header> [ <INTEGRITY> ]
<SESSION> <ERROR_SPEC>
[ <POLICY_DATA> ...]
[ <sender descriptor> ]
<sender descriptor> ::= (see earlier definition)
Объект ERROR_SPEC специфицирует ошибку и включает в себя IP-адрес узла, который обнаружил эту ошибку (Error Node Address). Для приобщения необходимой информации в сообщение могут быть включены один или более объектов POLICY_DATA.
Сообщения отмены прохода
Получение сообщения PathTear (path teardown) аннулирует состояния прохода. Соответствующее состояние должно согласовываться с объектами SESSION, SENDER_TEMPLATE и PHOP. Кроме того, сообщение PathTear для мультикастной сессии может соответствовать только состоянию прохода для входного интерфейса, через который получено сообщение PathTear. Если соответствия состоянию прохода нет, сообщение должно быть отброшено без дальнейшей рассылки.
Сообщения PathTear инициализируются непосредственно отправителем или в результате таймаута состояния прохода в каком-либо узле и направляются всем отправителям. Уникастное PathTear не должно переадресовываться, если состояние прохода соответствует той же сессии и отправителю, но имеет другой PHOP.
Сообщение PathTear должно маршрутизоваться в точности также как соответствующие сообщения Path. Следовательно, его IP-адрес места назначения должен совпадать с DestAddress, а его IP-адрес источника должен быть адресом отправителя из состояния прохода.
<PathTear Message> ::= <Common Header> [ <INTEGRITY> ]
<SESSION> <RSVP_HOP>
[ <sender descriptor> ]
<sender descriptor> ::= (see earlier definition)
Сообщение PathTear может содержать в своем дескрипторе отправителя объект SENDER_TSPEC или ADSPEC, но они должны игнорироваться.
Удаление состояния прохода в результате получения сообщения PathTear или таймаута должно модифицировать состояние резервирования в данном узле. Эта модификация зависит от стиля резервирования. Например, предположим, что PathTear удаляет состояние прохода отправителя S. Если стиль специфицирует явный выбор отправителя (FF или SE), всякое резервирование со спецификацией фильтрования, соответствующей отправителю S, должно быть удалено; если стиль предусматривает произвольный выбор отправителя (WF), резервирование удаляется, если S является последним отправителем, участвующим в сессии. Эти изменения резервирования не должны вызвать немедленную посылку сообщения обновления Resv, так как сообщение PathTear уже вызвало необходимые изменения. Они не должны также вызвать отправку сообщения ResvErr, так как это может вызвать лавину таких сообщений.
Сообщения отмены Resv
Получение сообщения ResvTear (reservation teardown) удаляет соответствующие состояния резервирования. При этом проверяется соответствие объектов SESSION, STYLE и FILTER_SPEC, а также LIH в объекте RSVP_HOP. Если соответствие не обнаружено, сообщение ResvTear игнорируется. Сообщение ResvTear может отменить любой субнабор спецификаций фильтрации в состояниях резервирования стилей FF или SE.
Сообщения ResvTear отправляются получателями или любым узлом, в котором состояние резервирование аннулируется в результате таймаута, далее они движутся в направлении получателей.
Сообщение ResvTear должно маршрутизироваться аналогично соответствующим сообщениям Resv, а его IP-адрес места назначения является уникастным адресом предыдущего узла.
<ResvTear Message> ::= <Common Header> [<INTEGRITY>]
<SESSION> <RSVP_HOP>
[ <SCOPE> ] <STYLE>
<flow descriptor list>
<flow descriptor list> ::= (see earlier definition)
Объекты FLOWSPEC в списке дескрипторов потоков сообщения ResvTear будут игнорироваться и могут быть опущены. Сообщение ResvTear может включать в себя объект SCOPE, но он должен игнорироваться.
В зависимости от изменения состояния узла получение сообщения ResvTear может вызвать переадресацию этого сообщения, посылку модифицированного сообщения Resv или не вызвать никакого сообщения. Эти три случая могут быть проиллюстрированы для стиля резервирования FF на рис. 4.4.9.6.4. Если получатель R2 посылает сообщение ResvTear для резервирования S3{B}, соответствующее резервирование удаляется из интерфейса (IГ) и посылается ResvTear для S3{B} интерфейсу (IБ).
Если получатель R1 посылает ResvTear для резервирования S1{4B}, соответствующее резервирование удаляется из интерфейса (IВ) и немедленно посылается модифицированное сообщение Resv FF( S1{3B} ) интерфейсу (IА).
Если получатель R3 посылает сообщение ResvTear для S1{B}, никаких изменений резервирования не происходит и никаких сообщений далее не посылается.
Сообщения Path
Каждая ЭВМ-отправитель периодически отправляет сообщения Path для каждого из информационных потоков, берущих здесь свое начало. Это сообщение содержит объект SENDER_TEMPLATE, определяющий формат пакетов данных, и объект SENDER_TSPEC, специфицирующий характеристики трафика потока. Опционно сообщение может содержать объект ADSPEC, несущий в себе информацию о потоке (OPWA).
Сообщение Path направляется от отправителя к получателю по тому же маршруту, по которому движутся информационные пакеты. IP-адрес источника в сообщении Path должен характеризовать адрес отправителя, в то время как адрес места назначения должен быть равен DestAddress для текущей сессии. Эти адреса гарантируют, что сообщение будет корректно маршрутизовано даже через области сети, не поддерживающие RSVP. Формат сообщения Path имеет следующий вид:
<Path Message> ::= <Common Header> [ <INTEGRITY> ]
<SESSION> <RSVP_HOP>
<TIME_VALUES>
[ <POLICY_DATA> ... ]
[ <sender descriptor> ]
<sender descriptor> ::= <SENDER_TEMPLATE> <SENDER_TSPEC>
[ <ADSPEC> ]
Если присутствует объект INTEGRITY, он должен следовать непосредственно за стандартным общим заголовком. Не существует каких-либо иных ограничений порядка передачи, хотя упомянутое выше требование является рекомендательным. Число объектов POLICY_DATA может быть произвольным.
Объект PHOP (т.е., RSVP_HOP) каждого сообщения Path содержит адрес предшествующего узла, напр., IP-адрес интерфейса, через который только что было послано сообщение Path. Он также содержит дескриптор логического интерфейса (LIH).
Каждый узел, поддерживающий RSVP, вдоль пути перехватывает сообщение Path и обрабатывает его, с тем чтобы сформировать состояние пути для отправителя, заданного объектами SENDER_TEMPLATE и SESSION. Любой из объектов POLICY_DATA, SENDER_TSPEC и ADSPEC также записываются в состояние пути. Если случилась ошибка при обработке сообщения Path, посылается сообщение PathErr первичному отправителю сообщения Path.
Периодически процесс RSVP в узле сканирует состояние прохода, чтобы сформировать новые сообщения Path для посылки их получателям. Каждое сообщение содержит дескриптор, характеризующий одного отправителя, несет в себе IP-адреса отправителя и его источника.
Процесс RSVP переадресует и размножает (если требуется, например при мультикастинге) сообщения Path, используя маршрутную информацию, которую он получает от соответствующих процессов маршрутизации. Маршрут зависит от DestAddress сессии и для некоторых протоколов маршрутизации от адреса источника. Маршрутная информация обычно включает в себя список выходных интерфейсов, куда должно направляться сообщение Path. Так как каждый выходной интерфейс имеет свой IP адрес, сообщения Path, посланные разными интерфейсами содержат отличные адреса PHOP. Кроме того, объекты ADSPEC, содержащие сообщения Path, будут отличаться для разных выходных интерфейсов.
Состояние пути для данной сессии и отправителя не обязательно должны иметь уникальные PHOP или уникальный входной интерфейс. Существует два случая, соответствующие мультикастной и уникастной сессиям.
Мультикастные сессии
Мультикастинговая маршрутизация позволяет иметь стабильное дерево распределения, в котором сообщения Path от одного и того же отправителя приходят от более чем одного PHOP, и RSVP должен быть готов поддерживать все такие состояния пути. RSVP не должен пересылать сообщения Path, которые прибывают через входной интерфейс, отличный от указанного в маршрутной таблице.
Уникастные сессии
В течение короткого периода времени, следующего после изменения уникастного маршрута, узел может получать сообщения Path от нескольких PHOP для данной сессии и отправителя. Узел не может надежно определить, какой из PHOP является правильным, хотя узел будет получать одновременно только один из PHOP. Одним из вариантов реализации RSVP является игнорирование PHOP и допущение для PHOP переключаться между имеющимися кандидатами. Другим вариантом является поддержание состояния пути для каждого PHOP и посылка сообщения Resv всем таким PHOP.В любом варианте ситуация является переходной, неиспользуемые состояния пути все равно будут удалены (явно или по таймауту).
Сообщения подтверждения
Сообщения ResvConf посылаются в ответ на запрос подтверждения резервирования. Сообщение ResvConf посылается в результате появления объекта RESV_CONFIRM в сообщении Resv. Сообщение ResvConf посылается по уникастному адресу ЭВМ получателя, адрес берется из объекта RESV_CONFIRM.
<ResvConf message> ::= <Common Header> [ <INTEGRITY> ]
<SESSION> <ERROR_SPEC>
<RESV_CONFIRM>
<STYLE> <flow descriptor list>
<flow descriptor list> ::= (see earlier definition)
Объект RESV_CONFIRM является копией объекта в сообщении Resv, который вызвал подтверждение. ERROR_SPEC используется только для переноса IP-адреса исходного узла в поле адрес узла с ошибкой (Error Node Address). Равенство кода ошибки и значения (Value) нулю свидетельствует о подтверждении. Список дескрипторов потоков специфицирует конкретное резервирование, которое подтверждается. Это может быть субнабор из списка дескрипторов потоков Resv, для которого запрошено подтверждение.
Сообщения Resv
Сообщения Resv несут в себе запросы резервирования от узла к узлу, от получателей к отправителям в направлении противоположном движению потока данных. IP-адрес места назначения сообщения Resv является уникастным адресом предшествующего узла, полученным из состояния прохода. IP-адрес источника является адресом узла, который посылает сообщение. Сообщение Resv имеет следующий формат:
<Resv Message> ::= <Common Header> [ <INTEGRITY> ]
<SESSION> <RSVP_HOP>
<TIME_VALUES>
[ <RESV_CONFIRM> ] [ <SCOPE> ]
[ <POLICY_DATA> ... ]
<STYLE> <flow descriptor list>
<flow descriptor list> ::= <empty> |
<flow descriptor list> <flow descriptor>
Если присутствует объект INTEGRITY, он должен непосредственно следовать за общим заголовком. За объектом STYLE следует список дескрипторов потоков. Объекты в списке дескрипторов должны следовать требованиям записанных в BNF.
Объект NHOP (напр., RSVP_HOP) содержит IP-адрес интерфейса, через который посылаются сообщения Resv, и LIH для логического интерфейса, где требуется резервирование.
Появление объекта RESV_CONFIRM сигнализирует о запросе подтверждения резервирования и несет в себе IP-адрес получателя, которому должен быть послан ResvConf. Число объектов POLICY_DATA не лимитировано.
Ниже приведены правила, которые специфицируют структуру дескриптора потока для каждого из стилей резервирования. Стиль WF:
<flow descriptor list> ::= <WF flow descriptor>
<WF flow descriptor> ::= <FLOWSPEC> Стиль FF:
<flow descriptor list> ::=
<FLOWSPEC> <FILTER_SPEC> |
<flow descriptor list> <FF flow descriptor>
<FF flow descriptor> ::=
[ <FLOWSPEC> ] <FILTER_SPEC>
Каждый запрос стиля FF описывается одной парой (FLOWSPEC, FILTER_SPEC), несколько таких запросов могут быть уложены в один список дескрипторов потока сообщения Resv. Объект FLOWSPEC может быть опущен, если он идентичен последнему такому объекту в списке; первый дескриптор потока стиля FF должен содержать FLOWSPEC.
Стиль SE:
<flow descriptor list> ::= <SE flow descriptor>
<SE flow descriptor> ::=
<FLOWSPEC> <filter spec list>
<filter spec list> ::= <FILTER_SPEC>
| <filter spec list> <FILTER_SPEC>
Набор отправителей (reservation scope), которым направляется конкретный запрос резервирования, определяется следующим образом:
Явный выбор отправителя
Резервирование переадресуется всем отправителям, чьи объекты SENDER_TEMPLATE, записанные в состоянии прохода соответствуют объекту FILTER_SPEC.
Произвольный выбор отправителей (wildcard)
Запрос с произвольным выбором отправителя соответствует всем отправителям, которые маршрутизированы на данный выходной интерфейс.
Когда сообщение Resv с произвольным выбором отправителя переадресуется более чем одному предыдущему узлу, в сообщение должен быть включен объект SCOPE. В этом случае список IP адресов для рассылки хранится именно в этом объекте.
Сообщение Resv, которое пересылается узлом, является в общем случае результатом объединения входящих сообщений Resv. Если одно из этих объединенных сообщений содержит объект RESV_CONFIRM и имеет число FLOWSPEC, больше чем FLOWSPEC всех других объединенных запросов резервирования, тогда этот объект RESV_CONFIRM переадресуется в виде исходящего сообщения Resv. Объект RESV_CONFIRM из одного из объединенных запросов (чья спецификация flowspecs равна, меньше или сравнима с объединенной спецификацией flowspec и которая не подвергнута блокаде) запустит генерацию сообщения ResvConf, содержащего RESV_CONFIRM. Объект RESV_CONFIRM в запросе, который подвергнут блокаде, не будет переадресован или возвращен, он будет аннулирован в текущем узле.
Состояние блокады
Основным правилом при формировании сообщения обновления Resv является объединение спецификаций flowspecs резервирования в узле посредством вычисления их LUB (наименьший верхний предел). Однако это правило модифицируется при наличии "состояния блокады", возникшего из-за сообщений ResvErr при решении проблемы KR-II.
Когда получено сообщение ResvErr, его спецификация flowspec Qe используется для формирования или обновления элемента местного состояния блокады. Каждый элемент состояния блокады состоит из спецификации flowspec Qb, взятой из спецификации сообщения ResvErr и соответствующего таймера блокады Tb. Когда время таймера блокады истекает, соответствующее состояние блокады аннулируется.
Гранулярность состояния блокады зависит от стиля сообщения ResvErr, которое явилось ее причиной. Каждому конкретному стилю может соответствовать свой элемент состояния блокады (Qb(S),Tb(S)), где S - отправитель. Для произвольного стиля выбора отправителя состояние блокады определяется предыдущим узлом P.
Элемент состояния блокады со спецификацией flowspec Qb называется блокадой резервирования со спецификацией flowspec Qi, если Qb не больше чем Qi. Например, предположим, что LUB (least upper bound) двух спецификаций flowspecs было вычислено путем выбора максимума составляющих их компонент. Тогда Qb блокирует Qi, если для некоторой компоненты j, Qb[j] ? Qi[j].
Предположим, что узел получает сообщение ResvErr от предыдущего узла P (или, если стиль выбора отправителя S является явным) в результате ошибки доступа. Тогда: Для P (или S) создается элемент состояния блокады, если он не существует.
Qb(P) (или Qb(S)) делается равным flowspec Qe из сообщения ResvErr.
Запускается (или перезапускается) соответствующий таймер блокады Tb(P) (или Tb(S)) на время Kb*R. Здесь Kb является фиксированным множителем, а R равно интервалу времени обновления состояния резервирования. Kb можно варьировать.
Если имеется локальное состояние резервирования, которое не заблокировано, немедленно генерируется обновление резервирования для P (или S).
Сообщение ResvErr переадресуется последующим узлам. Если бит InPlace=0, сообщение ResvErr направляется всем последующим узлам, где имеется состояние резервирования. Если бит InPlace=1, сообщение ResvErr направляется только следующим узлам, чьи Qi блокированы спецификацией Qb.
В результате предлагается модифицированное правило для объединения спецификаций flowspecs при формировании сообщения обновления резервирования.
Если имеются какие-либо локальные запросы резервирования Qi, которые не заблокированы, они объединяются путем вычисления их LUB. Заблокированные резервирования игнорируются. Это позволяет требовать меньшее резервирование, которое имеет шанс на успех, после того как большее резервирование не удалось.
В противоположном случае (все локальные запросы Qi блокированы), они объединяются путем взятия GLB (Greatest Lower Bound) спецификаций Qi.
Этот алгоритм объединения обновления применяется отдельно для каждого потока (каждого отправителя или PHOP), вносящего вклад в общее резервирование (стили WF или SE).
На рис. 4.4.9.6.11 приведен пример использования состояния блокады для совместного резервирования (стиль WF). Имеется два предшествующих узла, помеченных как (a) и (b), и два последующих узла, помеченных как (c) и (d). Большее резервирование 4B пришло сначала от (c), но "застряло" где-то до PHOP (a), а не по пути через PHOP (b). Рисунок показывает оконечное состояние после меньшего резервирования 2B пришедшего позднее из (d). Это стабильное состояние нарушается каждые Kb*R секунд, когда состояние блокады удаляется по таймауту. Следующее обновление (4B), посылаемое предыдущему узлу (a), предположительно будет отвергнуто, путем посылки сообщения ResvErr, которое восстановит состояние блокады, возвращая ситуацию к тому, что изображено на рисунке. В то же самое время сообщение ResvErr будет направлено следующему узлу (c) и всем получателям, ответственным за резервирование 4B.
Рис. 4.4.9.6.11. Блокада для стиля WF
Состояние и диаграмма исполнения
Сервер IMAP 4.1 находится в одном из четырех состояний. Большинство команд допустимо только во вполне определенных состояниях. Если клиент пытается реализовать команду в неправильном состоянии, это рассматривается как протокольная ошибка. В этом случае сервер откликнется командой bad или no в зависимости от реализации конкретной программы.
В состоянии без аутентификации клиент должен предоставить имя и пароль, прежде чем станет доступно большинство команд. Переход в это состояние производится при установлении соединения, если только для данного соединения не была проведена предварительная аутентификация.
В состоянии аутентификации клиент идентифицирован и должен выбрать почтовый ящик, прежде чем ему станут доступны команды для работы с сообщениями. Переход в это состояние происходит при установлении соединение с предварительной аутентификацией, когда выданы все необходимые идентификационные данные или при ошибочном выборе почтового ящика.
В состояние выбора система попадает, когда успешно осуществлен выбор почтового ящика. В состояние выхода система попадает при прерывании соединения в результате запроса клиента или вследствие независимого решения сервера.
Рис. 4.4.14.2.1. Схема состояний для протокола IMAP
(1) Cоединение без предварительной аутентификации (отклик OK)
(2) Cоединение с предварительной аутентификацией (отклик PREAUTH)
(3) Соединение отвергнуто (отклик BYE)
(4) Успешное завершение команды LOGIN или AUTHENTICATE
(5) Успешное завершение команды SELECT или EXAMINE
(6) Выполнение команды CLOSE, или неудачная команда SELECT или EXAMINE
(7) Выполнение команды LOGOUT, закрытие сервера, или прерывание соединения
Состояние исходящего вызова LNS
| Состояние |
Событие |
Действие |
Новое состояние |
| Idle |
Локальный запрос открытия |
Инициировать локально
tunnel-open |
wait-tunnel |
| idle |
Получение OCCN,
OCRP, CDN |
Clean up |
idle |
| wait-tunnel |
tunnel-open |
Послать OCRQ |
wait-reply |
| wait-reply |
Получение OCRP,
Приемлемо |
никакого |
wait-connect |
| wait-reply |
Получение OCRP,
Не приемлемо |
Послать CDN
Clean up |
idle |
| wait-reply |
Получение OCCN, OCRQ |
Послать CDN
Clean up |
idle |
| wait-connect |
Получение OCCN |
none |
established |
| wait-connect |
Получение OCRQ, OCRP |
Послать CDN
Clean up |
idle |
Idle,
wait-reply,
wait-connect,
established |
Получение CDN, |
Clean up |
idle |
| established |
Получение OCRQ,
OCRP, OCCN |
Послать CDN
Clean up |
idle |
wait-reply,
wait-connect,
established |
Локальный запрос закрытия |
Послать CDN
Clean up |
idle |
| wait-tunnel |
Локальный запрос закрытия |
Clean up |
idle |
Состояниями, ассоциированными с LNS, для исходящих вызовов являются:
idle, wait-tunnel
Когда инициирован исходящий вызов, сначала создается туннель. Когда туннель создан, посылается сообщение Outgoing-Call-Request LAC и сессия переходит в состояние wait-reply.
wait-reply
Если получено Call-Disconnect-Notify, произошла ошибка, и сессия переводится в исходное состояние idle. Если получено сообщение Outgoing-Call-Reply, вызов находится в развитии и сессия переходит в состояние wait-connect.
wait-connect
Если получено Call-Disconnect-Notify, вызов не состоялся; сессия возвращается в исходное состояние idle. Если получено Outgoing-Call-Connected, вызов прошел, и сессия может осуществлять обмен данными.
established
Если получено Call-Disconnect-Notify, вызов был аннулирован по причине, указанной в кодах результата и причины; сессия возвращается в состояние idle. Если LNS решает завершить сессию, он посылает LAC сообщение Call-Disconnect-Notify и затем переводит сессию в исходное состояние idle.
Состояния контрольного соединения
Протокол управляющего соединения L2TP не отличим от LNS и LAC, но различен для отправителя и получателя. Партнером инициатором является тот, кто первым формирует туннель (в конфликтной ситуации, это победитель). Так как LAC или LNS может быть инициатором, может произойти столкновение. Смотри Tie Breaker AVP в разделе 4.4.3, где описано разрешение такого конфликта.
Состояния LAC исходящих вызовов
| Состояние |
Событие |
Действие |
Новое состояние |
| Idle |
Получение OCRQ,
Приемлемо |
Послать OCRP,
Open bearer |
wait-cs-answer |
| idle |
Получение OCRQ,
Не приемлемо |
Послать CDN,
Clean up |
idle |
| idle |
Получение OCRP |
Послать CDN
Clean up |
idle |
| Idle |
Получение OCCN, CDN |
Clean up |
idle |
| wait-cs-answer |
Bearer answer,
framing detected |
Послать OCCN |
established |
| wait-cs-answer |
Bearer failure |
Послать CDN,
Clean up |
idle |
| wait-cs-answer |
Получение OCRQ,
OCRP, OCCN |
Послать CDN
Clean up |
idle |
| Established |
Получение OCRQ,
OCRP, OCCN |
Послать CDN
Clean up |
idle |
| wait-cs-answer, established |
Получение CDN |
Clean up |
idle |
| established |
Потеря несущей,
локальный запрос закрытия |
Послать CDN,
Clean up |
idle |
Состояниями, ассоциированными с LAC, для исходящих вызовов являются:
idle
Если Outgoing-Call-Request получен с ошибкой, посылается отклик Call-Disconnect-Notify. В противном случае, выделяется физический канал и посылается Outgoing-Call-Reply. Производится исходящий вызов и LAC переходит в состояние wait-cs-answer.
wait-cs-answer
Если вызов не завершен или произошел таймаут ожидания завершения вызова, посылается Call-Disconnect-Notify с соответствующими кодами ошибки и происходит переход в состояние idle. Если устанавливается соединение с коммутацией каналов и зафиксирован обмен кадрами, посылается Outgoing-Call-Connected, отмечающий успешную реализацию вызова и LAC переходит в состояние “установлено”.
established
Если LAC получил Call-Disconnect-Notify, вызов должен быть аннулирован через соответствующий механизм и сессия закрыта. Если вызов аннулирован клиентом или интерфейсом, через который был осуществлен вызов, должно быть послано LNS сообщение Call-Disconnect-Notify. Отправитель сообщения Call-Disconnect-Notify переходит в состояние idle.
Состояния LAC входящих вызовов
| Состояние |
Событие |
Действие |
Новое состояние |
| Idle |
Bearer Ring или
Готов индицировать
входящее соединение |
Инициировать локальное открытие туннеля |
wait-tunnel |
| Idle |
Получить ICCN, ICRP, CDN |
Clean up |
idle |
| wait-tunnel |
Разрыв канала или локальный запрос закрытия |
Clean up |
idle |
| wait-tunnel |
tunnel-open |
Послать ICRQ |
wait-reply |
| wait-reply |
Получить ICRP, приемлемо |
Послать ICCN |
established |
| wait-reply |
Получить ICRP,
Не приемлемо |
Послать CDN,
Clean up |
idle |
| wait-reply |
Получить ICRQ |
Послать CDN
Clean up | idle |
| wait-reply |
Получить CDN ICCN |
Clean up |
idle |
| wait-reply |
Локальный запрос закрытия или потеря несущей |
Послать CDN,
Clean up |
idle |
| Established |
Получить CDN |
Clean up |
idle |
| Established |
Получить ICRQ,
ICRP, ICCN |
Послать CDN,
Clean up |
idle |
| Established |
Потеря несущей или локальный запрос закрытия |
Послать CDN,
Clean up |
idle |
Состояниями, ассоциированными с LAC, для входящих вызовов являются:
idle
LAC детектирует входящий вызов на одном из своих интерфейсов. Обычно это означает, что по аналоговой линии получены звонки или ISDN TE зарегистрировало входное сообщение Q.931 SETUP. LAC инициализирует свою машину состояния, формирующую туннель, и переходит в состояние ожидания подтверждения существования туннеля.
wait-tunnel
В этом состоянии сессия ожидает открытия соединения или верификации того, что туннель уже открыт. Как только получено уведомление о том, что туннель открыт, может быть начат обмен управляющими сообщениями сессии. Первым таким сообщением будет Incoming-Call-Request.
wait-reply
LAC получает CDN-сообщение, указывающее, что LNS не хочет воспринимать вызов и переходит назад в состояние idle
(пассивен), или получает сообщение Incoming-Call-Reply, означающее, что вызов принят, LAC посылает сообщение Incoming-Call-Connected и переходит в состояние “установлен”.
established
Через туннель передаются данные. Вызов может быть аннулирован после:
Событие на подключенном интерфейсе: LAC посылает сообщение Call-Disconnect-Notify
Получение сообщения Call-Disconnect-Notify: LAC переходит в исходное состояние, аннулируя вызов.
Локальная причина: LAC посылает сообщение Call-Disconnect-Notify.
Состояния LNS входящих вызовов
| Состояние |
Событие |
Действие |
Новое состояние |
| Idle |
Получение ICRQ,
Приемлемо |
Послать ICRP |
wait-connect |
| idle |
Получение ICRQ,
Не приемлемо |
Послать CDN,
Clean up |
idle |
| idle |
Получение ICRP |
Послать CDN
Clean up |
idle |
| Idle |
Получение ICCN |
Clean up |
idle |
| wait-connect |
Получение ICCN
Приемлемо |
Подготовиться для приема данных |
established |
| wait-connect |
Получение ICCN
Не приемлемо |
Послать CDN,
Clean up |
idle |
| wait-connect |
Получение ICRQ, ICRP |
Послать CDN
Clean up |
idle |
idle,
wait-connect,
established |
Получение CDN |
Clean up |
idle |
wait-connect
established |
Локальный запрос закрытия |
Послать CDN,
Clean up |
idle |
| established |
Получение ICRQ, ICRP, ICCN |
Послать CDN
Clean up |
idle |
Состояниями, ассоциированными с LNS для входящих вызовов являются:
idle
Получено сообщение Incoming-Call-Request. Если запрос неприемлем, посылается Call-Disconnect-Notify LAC и LNS остается в состоянии idle. Если сообщение Incoming-Call-Request приемлемо, посылается Incoming-Call-Reply. Сессия переходит в состояние wait-connect.
wait-connect
Если сессия все еще подключена к LAC, он посылает сообщение Incoming-Call-Connected LNS, который затем переходит в состояние ”установлено”. LAC может послать Call-Disconnect-Notify для индикации того, что источник входящего запроса не может быть подключен. Это может произойти, например, если пользователь телефона случайно устанавливает в LAC стандартный голосовой режим, что приводит прерыванию диалога с модемом.
established
Сессия завершается при получении сообщения Call-Disconnect-Notify от LAC или путем посылки Call-Disconnect-Notify. Сброс системы в базовое состояние происходит на обеих сторонах вне зависимости от действий инициатора операции.
Список документов RFC, посвященных протоколу TCP, начиная с года
2018 TCP Selective Acknowledgement Options. M. Mathis, J. Mahdavi, S. Floyd, A. Romanow. October 1996.
2042 Registering New BGP Attribute Types. B. Manning. January 1997.
2126 ISO Transport Service on top of TCP (ITOT). Y. Pouffary, A. Young. March 1997.
2140 TCP Control Block Interdependence. J. Touch. April 1997.
2309 Recommendations on Queue Management and Congestion Avoidance in the Internet. B. Braden, D. Clark, J. Crowcroft, B. Davie, S. Deering, D. Estrin, S. Floyd, V. Jacobson, G. Minshall, C. Partridge, L. Peterson, K. Ramakrishnan, S. Shenker, J. Wroclawski, L. Zhang. April 1998.
2398 Some Testing Tools for TCP Implementors. S. Parker, C. Schmechel. August 1998. (Also FYI0033)
2414 Increasing TCP's Initial Window. M. Allman, S. Floyd, C. Partridge. September 1998.
2415 Simulation Studies of Increased Initial TCP Window Size. K. Poduri, K. Nichols. September 1998.
2416 When TCP Starts Up With Four Packets Into Only Three Buffers. T. Shepard, C. Partridge. September 1998.
2488 Enhancing TCP Over Satellite Channels using Standard Mechanisms. M. Allman, D. Glover, L. Sanchez. January 1999. (Also BCP0028)
2525 Known TCP Implementation Problems. V. Paxson, M. Allman, S. Dawson, W. Fenner, J. Griner, I. Heavens, K. Lahey, J. Semke, B. Volz. March 1999.
2581 TCP Congestion Control. M. Allman, V. Paxson, W. Stevens. April 1999.
2582 The NewReno Modification to TCP's Fast Recovery Algorithm. S. Floyd, T. Henderson. April 1999.
2675 IPv6 Jumbograms. D. Borman, S. Deering, R. Hinden. August 1999.
2760 Ongoing TCP Research Related to Satellites. M. Allman, Ed., S. Dawkins, D. Glover, J. Griner, D. Tran, T. Henderson, J. Heidemann, J. Touch, H. Kruse, S. Ostermann, K. Scott, J. Semke. February 2000.
2760 Ongoing TCP Research Related to Satellites. M. Allman, Ed., S. Dawkins, D. Glover, J. Griner, D. Tran, T. Henderson, J. Heidemann, J. Touch, H. Kruse, S.
Ostermann, K. Scott, J. Semke. February 2000.
2873 TCP Processing of the IPv4 Precedence Field. X. Xiao, A. Hannan, V. Paxson, E. Crabbe. June 2000.
2883 An Extension to the Selective Acknowledgement (SACK) Option for TCP. S. Floyd, J. Mahdavi, M. Mathis, M. Podolsky. July 2000.
2923 TCP Problems with Path MTU Discovery. K. Lahey. September 2000.
2988 Computing TCP's Retransmission Timer. V. Paxson, M. Allman. November 2000.
3042 Enhancing TCP's Loss Recovery Using Limited Transmit. M. Allman, H. Balakrishnan, S. Floyd. January 2001.
3081 Mapping the BEEP Core onto TCP. M. Rose. March 2001.
3168 The Addition of Explicit Congestion Notification (ECN) to IP. K. Ramakrishnan, S. Floyd, D. Black. September 2001.
3293 General Switch Management Protocol (GSMP) Packet Encapsulations for Asynchronous Transfer Mode (ATM), Ethernet and Transmission Control Protocol (TCP). T. Worster, A. Doria, J. Buerkle. June 2002.
3390 Increasing TCP's Initial Window. M. Allman, S. Floyd, C. Partridge. October 2002.
3448 TCP Friendly Rate Control (TFRC): Protocol Specification. M. Handley, S. Floyd, J. Padhye, J. Widmer. January 2003.
3449 TCP Performance Implications of Network Path Asymmetry. H. Balakrishnan, V. Padmanabhan, G. Fairhurst, M. Sooriyabandara. December 2002.
3465 TCP Congestion Control with Appropriate Byte Counting (ABC). M. Allman. February 2003
3481 TCP over Second (2.5G) and Third (3G) Generation Wireless Networks. H. Inamura, Ed., G. Montenegro, Ed., R. Ludwig, A. Gurtov, F. Khafizov. February 2003.
3517 A Conservative Selective Acknowledgment (SACK)-based Loss Recovery Algorithm for TCP. E. Blanton, M. Allman, K. Fall, L. Wang. April 2003.
3522 The Eifel Detection Algorithm for TCP. R. Ludwig, M. Meyer. April 2003.
3708 Using TCP Duplicate Selective Acknowledgement (DSACKs) and Stream Control Transmission Protocol (SCTP) Duplicate Transmission Sequence Numbers (TSNs) to Detect Spurious Retransmissions.Blanton, E. and M. Allman, February 2004.
3782 The NewReno Modification to TCP's Fast Recovery Algorithm. Floyd, S., Henderson, T., and A. Gurtov. April 2004.
Список в скобках
Структуры данных представляются в виде списков, помещенных в скобки, элементы списка разделяются пробелами. Такой список может включать в себя другие “списки в скобках”. Пустой список выглядит как () - “список в скобках” с нулевым числом членов.
Ссылки
| [DSS1] |
ITU-T Recommendation, "Digital subscriber Signaling System No. 1 (DSS 1) - ISDN user-network interface layer 3 specification for basic call control", Rec. Q.931(I.451), May 1998 |
| [KPS] |
Kaufman, C., Perlman, R., и Speciner, M., "Network Security: Private Communications in a Public World", Prentice Hall, March 1995, ISBN 0-13-061466-1 |
| [RFC791] |
Postel, J., "Internet Protocol", STD 5, RFC 791, September 1981. |
| [RFC1034] |
Mockapetris, P., "Domain Names - Concepts и Facilities", STD 13, RFC 1034, November 1987. |
| [RFC1144] |
Jacobson, V., "Compressing TCP/IP Headers for Low-Speed Serial Links", RFC 1144, February 1990. |
| [RFC1661] |
Simpson, W., "The Point-to-Point Protocol (PPP)", STD 51, RFC 1661, July 1994. |
| [RFC1662] |
Simpson, W., "PPP in HDLC-like Framing", STD 51, RFC 1662, July 1994. |
| [RFC1663] |
Rand, D., "PPP Reliable Transmission", RFC 1663, July 1994. |
| [RFC1700] |
Reynolds, J. и J. Postel, "Assigned Numbers", STD 2, RFC 1700, October 1994. Смотри также: http://www.iana.org/numbers.html |
| [RFC1990] |
Sklower, K., Lloyd, B., McGregor, G., Carr, D. и T. Coradetti, "The PPP Multilink Protocol (MP)", RFC 1990, August 1996. |
| [RFC1994] |
Simpson, W., "PPP Challenge Handshake Authentication Protocol (CHAP)", RFC 1994, August 1996. |
| [RFC1918] |
Rekhter, Y., Moskowitz, B., Karrenberg, D., de Groot, G. и E. Lear, "Address Allocation for Private Internets", BCP 5, RFC 1918, February 1996. |
| [RFC2119] |
Bradner, S., "Key words for use in RFCs to Indicate Requirement Levels", BCP 14, RFC 2119, March 1997. |
| [RFC2138] |
Rigney, C., Rubens, A., Simpson, W. и S. Willens, "Remote Authentication Dial In User Service (RADIUS)", RFC 2138, April 1997. |
| [RFC2277] |
Alvestrand, H., "IETF Policy on Character Sets и Languages", BCP 18, RFC 2277, January 1998. |
| [RFC2341] |
Valencia, A., Littlewood, M. и T. Kolar, "Cisco Layer Two Forwarding (Protocol) L2F", RFC 2341, May 1998. |
| [RFC2401] |
Kent, S. и R. Atkinson, "Security Architecture for the Internet Protocol", RFC 2401, November 1998. |
| [RFC2434] |
Narten, T. и H. Alvestrand, "Guidelines for Writing an IANA Considerations Section in RFCs", BCP 26, RFC 2434, October 1998. |
| [RFC2637] |
Hamzeh, K., Pall, G., Verthein, W., Taarud, J., Little, W. и G. Zorn, "Point-to-Point Tunneling Protocol (PPTP)", RFC 2637, July 1999. |
| [STEVENS] |
Stevens, W. Richard, "TCP/IP Illustrated, Volume I The Protocols", Addison-Wesley Publishing Company, Inc., March 1996, ISBN 0-201-63346-9 |
| | | | |
