25667-1 (Локальные сети на основе коммутаторов), страница 3

Когда станция 2 посылает ответный кадр, мост добавляет в свою базу и адрес 2. Затем он просматривает таблицу базы адресов и обнаруживает, что адрес 1 в ней имеется и относится к сегменту 1, которому принадлежит и адрес источника. Поэтому он фильтрует этот кадр, то есть удаляет его из буфера и никуда не передает.

Мост, работающий по описанному алгоритму, прозрачен не только для протоколов всех уровней, выше канального, но и для конечных узлов сети. Эта прозрачность состоит в том, что узлы не посылают мосту свои кадры специальным образом, указывая в них адрес порта моста. Даже при наличии моста в сети конечные узлы продолжают посылать кадры данных непосредственно другим узлам, указывая их адреса в качестве адресов назначения кадров. Поэтому порты мостов вообще не имеют МАС-адресов, работая в режиме "неразборчивого" захвата всех кадров. Такая прозрачность моста упрощает работу конечных узлов, и это свойство коренным образом отличает мост от маршрутизатора, которому узел отправляет кадр явным образом, указывая МАС-адрес порта маршрутизатора в своем кадре.

На рисунке 2.7 показана копия экрана с адресной таблицей модуля моста концентратора System 3000 компании Bay Networks. Из него видно, что сеть состоит из двух сегментов - LAN A и LAN B. В сегменте LAN A имеется по крайней мере 3 станции, а в сегменте LAN B - 2. Четыре адреса, помеченные звездочками, являются статическими, причем кадры, имеющие адреса, помеченные Flood, должны распространяться широковещательно.

Описанная процедура хорошо работает до тех пор, пока пользователи не переносят свои компьютеры из одного логического сегмента в другой. Так как MAC-адрес сетевого адаптера аппаратно устанавливается изготовителем, то при перемещении компьютера мосты должны периодически обновлять содержимое своих адресных баз. Для обеспечения этой функции записи в адресной базе делятся на два типа - статические и динамические. С каждой динамической записью связан таймер неактивности. Когда мост принимает кадр с адресом источника, соответствующим некоторой записи в адресной базе, то соответствующий таймер неактивности сбрасывается в исходное состояние. Если же от какой-либо станции долгое время не поступает кадров, то таймер неактивности исчерпывает свой интервал, и соответствующая ему запись удаляется из адресной базы.

Рис. 2.7. Таблица продвижений моста System 3000 Local Bridge

Проблема петель при использовании мостов

Обучение, фильтрация и продвижение основаны на существовании одного логического пути между любыми двумя узлами сети. Наличие нескольких путей между устройствами, известных также как "активные петли", создает проблемы для сетей, построенных на основе мостов.

Рис. 2.8. Влияние замкнутых маршрутов на работу мостов

Рассмотрим в качестве примера сеть, приведенную на рисунке 2.8. Два сегмента параллельно соединены двумя мостами так, что образовалась активная петля. Пусть новая станция с адресом 10 впервые посылает пакет другой станции сети, адрес которой также пока неизвестен мосту. Пакет попадает как в мост 1, так и в мост 2, где его адрес заносится в базу адресов с пометкой о его принадлежности сегменту 1. Так как адрес назначения неизвестен мосту, то каждый мост передает пакет на сегмент 2. Эта передача происходит поочередно, в соответствии с методом случайного доступа технологии Ethernet. Пусть первым доступ к сегменту 2 получил мост 1. При появлении пакета на сегменте 2 мост 2 принимает его в свой буфер и обрабатывает. Он видит, что адрес 10 уже есть в его базе данных, но пришедший пакет является более свежим, и он утверждает, что адрес 10 принадлежит сегменту 2, а не 1. Поэтому мост 2 корректирует содержимое базы и делает запись о том, что адрес 10 принадлежит сегменту 2. Аналогично поступает мост 1, когда мост 2 передает свою буферизованную ранее первую версию пакета на сегмент 2. В результате пакет бесконечно циркулирует по активной петле, а мосты постоянно обновляют записи в базе, соответствующие адресу 10. Сеть засоряется ненужным трафиком, а мосты входят в состояние "вибрации", постоянно обновляя свои базы данных.

В простых сетях сравнительно легко гарантировать существование одного и только одного пути между двумя устройствами. Но когда количество соединений возрастает или интерсеть становится сложной, то вероятность непреднамеренного образования петли становится высокой. Кроме того, желательно для повышения надежности иметь между мостами резервные связи, которые не участвуют при нормальной работе основных связей в передаче информационных пакетов станций, но при отказе какой-либо основной связи образуют новую связную рабочую конфигурацию без петель. Описанные задачи решает алгоритм покрывающего дерева (Spanning Tree Algorithm, STA).

Требования к пропускной способности моста

До сих пор мы предполагали, что при использовании моста для связи двух сегментов вместо повторителя общая производительность сети всегда повышается, так как уменьшается количество узлов в каждом сегменте и загрузка сегмента уменьшается на ту долю трафика, который теперь является внутренним трафиком другого сегмента. Это действительно так, но при условии что мост передает межсегментный трафик без значительных задержек и без потерь кадров. Однако, анализ рассмотренного алгоритма работы моста говорит о том, что мост может и задерживать кадры и, при определенных условиях, терять их. Задержка, вносимая мостом, равна по крайней мере времени записи кадра в буфер. Как правило, после записи кадра на обработку адресов также уходит некоторое время, особенно если размер адресной таблицы велик. Поэтому задержка увеличивается на время обработки кадра.

Время обработки кадра влияет не только на задержку, но и на вероятность потери кадров. Если время обработки кадра окажется меньше интервала до поступления следующего кадра, то следующий кадр будет помещен в буфер и будет ожидать там, пока процессор моста не освободиться и не займется обработкой поступившего кадра. Если средняя интенсивность поступления кадров будет в течение длительного времени превышать производительность моста, то есть величину, обратную среднему времени обработки кадра, то буферная память, имеющаяся у моста для хранения необработанных кадров, может переполниться. В такой ситуации мосту некуда будет записывать поступающие кадры и он начнет их терять, то есть просто отбрасывать.

Потеря кадра - ситуация очень нежелательная, так как ее последствия не ликвидируются протоколами локальных сетей. Потеря кадра будет исправлена только протоколами транспортного или прикладного уровней, которые заметят потерю части своих данных и организуют их повторную пересылку. Однако, при регулярных потерях кадров канального уровня производительность сети может уменьшится в несколько раз, так как тайм-ауты, используемые в протоколах верхних уровней, существенно превышают времена передачи кадров на канальном уровне, и повторная передача кадра может состояться через десятки секунд.

Для предотвращения потерь кадров мост должен обладать производительностью, превышающую среднюю интенсивность межсегментного трафика и большой буфер для хранения кадров, передаваемых в периоды пиковой нагрузки.

В локальных сетях часто оказывается справедливым эмпирическое правило 80/20, говорящее о том, что при правильном разбиении сети на сегменты 80% трафика оказывается внутренним трафиком сегмента, и только 20% выходит за его пределы. Если считать, что это правило действует по отношению к конкретной сети, то мост должен обладать производительностью в 20 % от максимальной пропускной способности сегмента Ethernet, то есть производительностью 0.2 ( 14880 = 3000 кадра в секунду. Обычно локальные мосты обладают производительностью от 3000 кадров в секунду и выше.

Однако, гарантий на доставку кадров в любых ситуациях мост, в отличие от повторителя, не дает. Это его принципиальный недостаток, с которым приходится мириться.

Принципы коммутации сегментов и узлов локальных сетей, использующих традиционные технологии

Технология коммутации сегментов Ethernet была предложена фирмой Kalpana в 1990 году в ответ на растущие потребности в повышении пропускной способности связей высокопроизводительных серверов с сегментами рабочих станций. Эта технология основана на отказе от использования разделяемых линий связи между всеми узлами сегмента и использовании коммутаторов, позволяющих одновременно передавать пакеты между всеми его парами портов.

Функционально многопортовый коммутатор работает как многопортовый мост, то есть работает на канальном уровне, анализирует заголовки кадров, автоматически строит адресную таблицу и на основании этой таблицы перенаправляет кадр в один из своих выходных портов или фильтрует его, удаляя из буфера. Новшество заключалось в параллельной обработке поступающих кадров, в то время как мост обрабатывает кадр за кадром. Коммутатор же обычно имеет несколько внутренних процессоров обработки кадров, каждый из которых может выполнять алгоритм моста. Таким образом, можно считать, что коммутатор - это мультипроцессорный мост, имеющий за счет внутреннего параллелизма высокую производительность.

Структурная схема коммутатора EtherSwitch, предложенного фирмой Kalpana, представлена на рисунке 2.9.

Каждый порт обслуживается одним процессором пакетов Ethernet - EPP (Ethernet Packet Processor). Кроме того, коммутатор имеет системный модуль, который координирует работу всех процессоров EPP. Системный модуль ведет общую адресную таблицу коммутатора и обеспечивает управление коммутатором по протоколу SNMP. Для передачи кадров между портами используется коммутационная матрица, подобная тем, которые работают в телефонных коммутаторах или мультипроцессорных компьютерах, соединяя несколько процессоров с несколькими модулями памяти.

Рис. 2.9. Структура коммутатора Kalpana

При поступлении кадра в какой-либо порт процессор EPP буферизует несколько первых байт кадра, для того, чтобы прочитать адрес назначения. После получения адреса назначения процессор сразу же принимает решение о передаче пакета, не дожидаясь прихода остальных байт кадра. Для этого он просматривает свой собственный кэш адресной таблицы, а если не находит там нужного адреса, то обращается к системному модулю, который работает в многозадачном режиме, параллельно обслуживая запросы всех процессоров EPP. Системный модуль производит просмотр общей адресной таблицы и возвращает процессору найденную строку, которую тот буферизует в своем кэше для последующего использования.

После нахождения адреса назначения в адресной таблице, процессор EPP знает, что нужно дальше делать с поступающим кадром (во время просмотра адресной таблицы процессор продолжал буферизацию поступающих в порт байт кадра). Если кадр нужно отфильтровать, то процессор просто прекращает записывать в буфер байты кадра и ждет поступления нового кадра.

Если же кадр нужно передать на другой порт, то процессор обращается к коммутационной матрице и пытается установить в ней путь, связывающий его порт с портом адреса назначения. Коммутационная матрица может это сделать только в том случае, когда порт адреса назначения в этот момент свободен, то есть не соединен с другим портом. Если же порт занят, то кадр полностью буферизуется процессором входного порта, после чего процессор ожидает освобождения выходного порта и образования коммутационной матрицей нужного пути.

После того, как нужный путь установился, в него направляются буферизованные байты кадра, которые принимаются процессором выходного порта, а после получения им доступа к среде передаются в сеть. Процессор входного порта постоянно хранит несколько байт принимаемого кадра в своем буфере, что позволяет ему независимо и асинхронно принимать и передавать байты кадра (рисунок 2.10).

Рис. 2.10. Передача кадра через коммутационную матрицу

При свободном, в момент приема кадра, состоянии выходного порта задержка между приемом первого байта кадра коммутатором и появлением этого же байта на выходе порта адреса назначения составляла у коммутатора компании Kalpana всего 40 мкс, что было гораздо меньше задержки кадра при его передаче мостом.

Описанный способ передачи кадра без его полной буферизации получил название коммутации "на лету" ( "on-the-fly") или "навылет" ("cut-through"). Этот способ представляет по сути конвейерную обработку кадра, когда частично совмещаются во времени несколько этапов его передачи (рисунок 2.11):

1. Прием первых байт кадра процессором входного порта, включая прием байт адреса назначения.

2. Поиск адреса назначения в адресной таблице коммутатора (в кэше процессора или в общей таблице системного модуля).

3. Коммутация матрицы.

4. Прием остальных байт кадра процессором входного порта.

5. Прием байт кадра (включая первые) процессором выходного порта через коммутационную матрицу.

6. Получение доступа к среде процессором выходного порта.

7. Передача байт кадра процессором выходного порта в сеть.

Этапы 2 и 3 совместить во времени нельзя, так как без знания номера выходного порта операция коммутации матрицы не имеет смысла.