CC BY
128
УДК 681.3.07
Е. А. АЛЬТМАН В. А. СПИРИДОНОВ В. Г. ШАХОВ
Омский государственный университет путей сообщения
ОЦЕНКА ВРЕМЕНИ СХОДИМОСТИ ПРОТОКОЛОВ МАРШРУТИЗАЦИИ
В статье предлагается методика оценки времени сходимости протоколов маршрутизации. Проанализированы основные факторы, влияющие на процесс сходимости, и даются рекомендации по учету их влияния.
Постановка задачи
Большое значение для обеспечения стабильности работы компьютерных сетей имеют протоколы маршрутизации. В этом смысле важным параметром этих протоколов является время сходимости [4]. Он определяет время, в течение которого сеть будет недоступна после отказа одной из линий связи. Очевидно, его минимизация приводит к повышению стабильности работы всей сети.
В настоящее время не существует методики для оценки времени сходимости. Производители сетевого оборудования ограничиваются общими рекомендациями по его уменьшению [3, 5]. В данной работе рассматриваются факторы, влияющие на сходимость протоколов маршрутизации и предлагаются формулы для расчета времени сходимости.
Оценка времени сходимости
Время сходимости tc (time convergence) протокола маршрутизации — время между моментом изменения состояния одной из линий связи и моментом, когда все маршрутизаторы перестроят таблицы маршрутизации в соответствии с новой топологией.
Время сходимости будет меняться в зависимости от условий, при которых требуется пересчет таблиц маршрутизации, в связи с чем нельзя указать его точное значение для определенным образом настроенной сети. Поэтому предлагается использовать различного рода статистические характеристики этого параметра. Например, если важным параметром является общее время стабильного функционирования сети, то имеет смысл оценивать среднее время сходимости. Если нужно минимизировать время, в течение которого сеть будет недоступна, то подходящим критерием будет его максимальное значение. На практике, различные оценки времени сходимости часто показывают примерно одинаковые результаты. Далее будут рассматриваться оба этих критерия.
Время сходимости можно разбить на следующие составляющие:
— время, необходимое на определение изменения топологии fjjtime link state);
— время на передачу информации об изменении всем маршрутизаторам ide(time data exchange);
— время построения таблиц маршрутизации tlc (time table calculation).
Таким образом, время сходимости можно рассчитать по следующей формуле:
Рассмотрим слагаемые этой суммы.
Время определения изменения топологии
Изменение топологии заключается либо в добавлении элементов сети (узлов или линий связи), либо в выходе их из строя. С точки зрения определения времени сходимости эти два случая аналогичны, поэтому будем рассматривать только второй вариант (как наиболее болезненный с точки зрения работоспособности сети).
Для определения изменений топологии принципиально существует два способа:
— на физическом уровне (по наличию несущей). В этом случае изменение топологии определяется практически мгновенно;
— на канальном уровне. Определение работоспособности линии связи и подключенного по ней устройства происходит с помощью обмена служебными сообщениями. Эти сообщения могут иметь разный формат и название (например, keepalive в ethernet'e, lmi в Frame Relay и т. д.).
Сетевое устройство может определить выход из строя соседнего устройства (или линии связи между ними, что, с точки зрения протоколов маршрутизации, непринципиально) по отсутствию служебных сообщений. Скорость, с которой определяется изменение топологии, зависит от двух параметров:
— период рассылки служебных сообщений;
— время, после которого при отсутствии служебных сообщений признается потеря связи.
Выбор этих параметров определяется компромиссом между следующими требованиями:
— наименьшее время определения изменения топологии;
— уменьшение вероятности ложного срабатывания;
— уменьшение накладных расходов на служебные сообщения.
Время определения изменения топологии примерно равно второму параметру. С этой точки зрения его нужно выбирать наименьшим. В то же время частая рассылка служебных сообщений приводит к большим накладным расходам, а для исключения ложного срабатывания нужно увеличивать разницу между указанными параметрами. В современных протоколах маршрутизации период рассылки сообщений порядка 5-30 сек., время отключения в 3-5 раз больше (2].
С точки зрения протоколов динамической маршрутизации, предпочтительнее использовать определение на физическом уровне. Однако это не всегда возможно. В том случае, если маршрутизатор подключен к устройствам более низких уровней модели OSI, он сможет определить состояние линии связи только до следующего устройства (например, маршрутизаторы соединенные с помощью двух модемов). Поэтому современные маршрутизаторы определяют состояния линии связи на двух уровнях.
Оценим время определения состояния топологии. В случае, если изменения определяются на физическом уровне, это время пренебрежимо мало. Максимальное и среднее время при определении изменения на канальном уровне будут примерно одинаковыми и могут быть рассчитаны по формуле:
*„=п-(в (2)
где f„(time update) — период рассылки информации о состоянии линии;
п — количество периодов рассылки, после которых признается выход из строя линии связи.
Передача информации об изменении топологии всем маршрутизаторам
Этот процесс в некоторых случаях занимает наибольшее время в отработке изменения топологии. Кроме того, это часть процесса сходимости наиболее сложна в смысле подсчета времени. Можно выделить следующие факторы, влияющие на время передачи информации всем маршрутизаторам:
— диаметр сети;
— топология сети;
— способ передачи информации;
— устранение ложных маршрутов.
Диаметром сети называется расстояние между
двумя наиболее удаленными маршрутизаторами, выраженное в хопах (количестве промежуточных маршрутизаторов). Время распространения информации, в общем случае, прямо пропорционально диаметру сети.
При иерархическом проектировании сети область, в которой необходимо рассылать сообщения об обновлении, может быть уменьшена. В этом случае время передачи информации пропорционально диаметру локальной области, в которой нужно распространять информацию о маршрутах.
Например, на рис. 1 изображена схема сети, на которой точки обозначают сетевые устройства, а линии - линии связи. Она может быть разбита на три области (очерченные пунктирной линией). При таком разбиении нет необходимости передавать информацию об изменениях внутри одной из областей в другие части сети (в любом случае маршрут будет проходить через маршрутизатор, находящийся на границе областей). Поскольку диаметр каждой из
Рис. 1. Пример иерархической топологии сети.
Рис. 2. Пример топологии сети.
областей не превышает 2 хопа, время передачи маршрутной информации будет небольшим.
Если максимальное время распространения маршрутной информации прямо пропорционально диаметру сети, то среднее значение этого параметра существенно зависит от топологии. Например, на рис. 2 приведен граф сети, для которого среднее значении рассматриваемой величины будет близко к максимальному. Для нахождения среднего значения можно предложить алгоритм, построенный с помощью теории графов, однако более практичным решением в данном случае будет оценка максимального времени распространения (рассчитанный исходя из диаметра областей сети).
По способам передачи маршрутной информации можно выделить две группы протоколов маршрутизации:
— вектора расстояний;
— состояния линии. -
При работе протоколов вектора расстояний маршрутизаторы передают информацию только своим соседям. Протоколы состояния линии рассылают обновления всем маршрутизаторам сети. По принципу работы, с точки зрения скорости передачи информации, эти две группы протоколов аналогичны. Время распространения в обоих случаях определяется временем передачи пакетов по линиям связи и через сетевые устройства.
Отметим, что классические реализации протоколов вектора расстояний имеют большое время распространения маршругной информации. Это связано с тем, что информация передается не в момент изменения топологии, а при периодической рассылке маршрутной информации. В результате задержка составляет в среднем половину времени рассылки обновлений на один маршрутизатор.
Распространение ложных маршрутов может возникнуть в протоколах вектора расстояний. Это происходит из-за того, что маршрутизаторы не владеют всей информацией о топологии сети. Современные реализации этих протоколов успешно борются с этой проблемой в относительно небольших сетях. Однако методы, которыми это достигается, могут вносить существенную задержку во время распространения маршрутов.
Например, метод удержания маршрутов заключается в том, что не принимаются новые маршруты о сети, путь в которую только что перестал быть действительным. Благодаря этому ложные маршруты отсекаются. Вместе с тем время, в течение которого происходит удержание маршрута, суммируется с общим временем обработки изменения топологии сети.
Оценим время, затрачиваемое на пересылку топологической информации. Из-за использования различных методов распространения данных о сетях формулы для рассматриваемой величины будут разными для протоколов вектора расстояний и состояния линий. Для протоколов вектора расстояний существует два возможных варианта: с только периодической рассылкой обновлений и с дополнительной рассылкой при изменении топологии.
В случае протоколов состояния линий и протоколов вектора расстояния с рассылкой при изменении топологии время рассылки маршрутной информации определяется только временем на передачу данных по линиям связи. С точки зрения оценки времени сходимости протоколов маршрутизации, в данном случае время на передачу топологической информации будет пренебрежимо мало.
Для протоколов типа вектора расстояний без рассылки обновлений при изменении топологии время распространения существенно зависит от места, где произошло изменение в топологии. Обозначим диаметр графа, описывающего топологию сети, через d.
Максимальное время распространения маршрутной информации, в случае, если не происходит зацикливание маршрутов, можно определить по следующей формуле:
О)
где iu (time update) — интервал распространения маршрутной информации.
Как уже отмечалось, для нахождения среднего времени нужно решать довольно трудоемкую задачу, что практически нецелесообразно.
В том случае, если используется методы борьбы с ложными маршрутами, например, удержания маршрута к полученному по формуле 3 значению необходимо прибавить время удержания.
Время построения таблиц маршрутизации
Этот параметр зависит от используемого алгоритма и вычислительной мощности сетевого устройства.
Протоколы вектора расстояний используют алгоритм Беллмана-Форда. В протоколах состояния линий используется алгоритм Дийкстры. Второй алгоритм требует гораздо больше вычислительных ресурсов, чем первый. В первом случае вычисления распределяются между всеми устройствами сети, во втором каждый маршрутизатор анализирует всю топологию сети.
Исходя из известных оценок сложности рассматриваемых алгоритмов [1], можно привести формулы для оценки максимального времени их работы.
Для алгоритма Беллмана-Форда:
t = к' v'e (4)
где к — коэффициент, зависящий от производительности маршрутизатора и конкретной реализации алгоритма;
V — количество сетей, маршрут до которых нужно определить;
е — количество сетей, непосредственно присоединенных к маршрутизатору.
Для алгоритма Дийкстры:
tts=k'v> (5)
Таким образом, подставив рассмотренные выше формулы в 1, мы можем рассчитать среднее или максимальное время сходимости всего алгоритма.
Заключение
Предложенная в работе методика позволяет оценить время сходимости протоколов маршрутизации. Эта величина является одним из важнейших критериев, оценивающих качество протоколов. Оценив ее для различных протоколов, или для различных настроек протокола, мы можем выбрать лучший вариант либо непосредственно по полученной оценке, либо использовав ее в некоторых интегральных критериях.
Библиографический список
1. Иванов Б.Н, Дискретная математика. Алгоритмы и программы: учеб. пособие. M .Лаборатория Базовых Знаний, 2001. 288с.
2. Олифер В. Г., Олифер Н. А Компьютерные сети. Принципы, технологии, протоколы. СПб:Питер, 1999,672 с.
3. Пакет К., Тир Д. Создание масштабируемых сетей Cisco. СПб.:Вильямс, 2002.792с.
4. РетанаА, СлайсД., УайтР. Принципы проектирования кор-поративных1Р-сетей. СПб.:Вильямс,2002. 368с.
5. http://cisco.com/univercd/home/liome.htm Cisco Connection Documentation.
АЛЬТМАН Евгений Анатольевич, преподаватель кафедры АиСУ.
СПИРИДОНОВ Владимир Андреевич, доцент кафедры АиСУ.
ШАХОВ Владимир Григорьевич, кандидат технических наук, профессор кафедры АиСУ.
Книжная полка
Малыхина М.П. Базы данных: основы, проектирование, использование / М.П. Малыхина. - СПб.: БХВ-Петербург, 2004. - 499 е.: ил.
Хоменко А.Д. Базы данных: Учебник для вузов / А.Д. Хоменко, В.М. Цыганков, М.Г. Мальцев; Под ред. А.Д. Хоменко. - 4-е изд., доп., перераб. -СПб.: КОРОНА принт, 2004. - 736 с.
