Компьютерные сети

DHCP (англ. Dynamic Host Configuration Protocol — протокол динамической конфигурации узла) — это сетевой протокол, позволяющий компьютерам автоматически получать IP-адрес и другие параметры, необходимые для работы в сети TCP/IP. Для этого компьютер обращается к специальному Читать далее »

DHCP (англ. Dynamic Host Configuration Protocol — протокол динамической конфигурации узла) — это сетевой протокол, позволяющий компьютерам автоматически получать IP-адрес и другие параметры, необходимые для работы в сети TCP/IP. Для этого компьютер обращается к специальному Читать далее »

Проблема: Сеть перестала работать (конфликт IP-адресов, выдался левый IP-шник, либо просто никуда не заходит).

Решение: Для этого необходимо зайти в Пуск -> Выполнить -> ipconfig /all (с правами администратора) и выполнить следующие команды:

ipconfig Читать далее »

Для того чтобы переместить пакеты от хоста-отправителя к хосту-получателю, сетевой уровень должен определить путь, или маршрут, следования пакетов. Независимо от того, какую службу предоставляет сетевой уровень, деитаграммную службу (в этом случае различные пакеты данной пары отправитель-получатель могут двигаться по разным маршрутам) или службу виртуальных каналов (в этом случае все пакеты, передаваемые данным отправителем данному получателю, будут перемещаться по одному и тому же пути), сетевой уровень должен определить путь продвижения пакета. Этим занимается протокол маршрутизации сетевого уровня.
Как правило, хост напрямую подключен к одному из маршрутизаторов, так называемому маршрутизатору по умолчанию, или маршрутизатору первого ретрансляционного участка. Когда хост передает пакет, этот пакет попадает на маршрутизатор по умолчанию. Мы будем называть маршрутизатор по умолчанию хоста-источника маршрутизатором-источником, а маршрутизатор хоста-приемника по умолчанию маршрутизатором-приемником. Задача выбора пути пакета от хоста-источника к хосту-приемнику, очевидно, сводится к задаче выбора пути пакета от маршрутизатора-источника к маршрутизатору-приемнику.
Сердцевиной любого протокола маршрутизации является алгоритм, определяющий путь пакета от маршрутизатора-источника к маршрутизатору-приемнику (алгоритм маршрутизации). Задача алгоритма маршрутизации проста: для заданного множества маршрутизаторов и линий, соединяющих маршрутизаторы, алгоритм маршрутизации находит «оптимальный» путь от маршрутизатора-источника к маршрутизатору-приемнику. Как правило, «оптимальный» означает путь с «минимальной стоимостью». Мы увидим, однако, что на практике в игру часто вступают такие стратегические соображения, как вопросы безопасности (например, такое требование, как «маршрутизатор X, принадлежащий организации Y, не должен переправлять пакеты, исходящие из сети, принадлежащий организации Z»), усложняя концептуально простые и элегантные алгоритмы, на теории которых покоится практика маршрутизации в современных сетях.
Читать далее »

Эволюция сетевых служб отражает их происхождение. Идея виртуального канала как центрального организационного принципа уходит своими корнями в мир телефонии, в котором используются «реальные» электрические цепи. Сеть виртуальных каналов значительно сложнее дейтаграммной сети, так как в ней требуется установка соединения, а маршрутизаторы сети хранят информацию о состоянии соединения. Эти свойства также представляют собой «родимые пятна» телефонных сетей.
Читать далее »

Когда транспортный уровень передающего хоста посылает пакет в сеть (то есть передает его сетевому уровню того же хоста), может ли транспортный уровень положиться на сетевой уровень в деле доставки пакета получателю? Когда посылается большое количество пакетов, будут ли они доставлены транспортному уровню в том же порядке, в котором были отправлены? Сохранятся ли длительности временных интервалов между двумя последовательными пакетами? Будет ли сеть предоставлять обратную связь, извещая о перегрузке? Каковы абстрактные свойства канала, соединяющего транспортные уровни передающего и принимающего хостов? Ответы на эти вопросы определяются моделью обслуживания, предоставляемого сетевым уровнем. Модель сетевого обслуживания определяет характеристики сквозного транспорта данных между двумя периферийными устройствами сети, то есть между передающей и получающей оконечными системами.
Читать далее »

На рис. 4.1 изображена схема простой сети с двумя хостами, H1 и Н2, и несколькими маршрутизаторами на пути от хоста H1 до хоста Н2. Пусть хост H1 посылает информацию хосту Н2. Рассмотрим роль сетевого уровня на этих хостах и промежуточных маршрутизаторах. Сетевой уровень хоста HI принимает сегменты от транспортного уровня хоста H1, инкапсулирует каждый сегмент в дейтаграмму (единицу обмена сетевого уровня), после чего отправляет дейтаграммы в путь к их адресату; то есть он посылает дейтаграммы своему ближайшему маршрутизатору R1. На принимающем хосте Н2 сетевой уровень получает дейтаграммы от своего ближайшего маршрутизатора (в данном случае R2), извлекает сегменты транспортного уровня и доставляет их транспортному уровню хоста Н2. Основная задача маршрутизаторов заключается в «продвижении» дейтаграмм из входных линий связи в выходные линии. Обратите внимание, что на рис. 4.1 маршрутизаторы показаны с сокращенным стеком протоколов, то есть без уровней выше сетевого, потому что на маршрутизаторах не работают протоколы прикладного и транспортного уровней (исключая задачи контроля).
Читать далее »

Перед рассмотрением других алгоритмов маршрутизации дадим краткое сравнение некоторых характеристик алгоритма, основанного на состоянии линий, и дистанционно-векторного алгоритма.

□ Сложность сообщений. Как мы видели, алгоритм, основанный на состоянии линий, требует от каждого узла знания стоимости каждой линии сети. Для этого необходимо отправить 0(пЕ) сообщений, где п представляет собой количество узлов сети, а Е — число линий. Кроме того, каждый раз, когда стоимость линии изменяется, об этом следует известить все узлы. Дистанционно-векторный алгоритм требует обмена сообщениями только между напрямую соединенными узлами на каждой итерации. Как было показано, время, необходимое для схождения алгоритма, может зависеть от многих факторов. Когда изменяется стоимость линии, дистанционно-векторный алгоритм распространяет результаты только в том случае, если это изменение приводит к изменению пути с наименьшей стоимостью для одного из узлов, присоединенного к этой линии.
□ Скорость схождения. Как мы видели, количество вычислений в нашей реализации алгоритма, основанного на состоянии линий, растет пропорционально квадрату узлов сети, требуя передачи 0(пЕ) сообщений. Дистанционно-векторный алгоритм может сходиться медленно (в зависимости от относительной стоимости путей, как было показано в примере на рис. 4.10), и во время схождения могут образовываться маршрутные петли. Кроме того, дистанционно-векторный алгоритм страдает от «приступов» счета до бесконечности.
□ Живучесть. Что может случиться, если маршрутизатор выйдет из строя, «сойдет с ума» или объявит забастовку? В алгоритме маршрутизации, основанном на состоянии линий, маршрутизатор может передать всем остальным маршрутизаторам неверные сведения о стоимости одной из присоединенных к нему линий. Узел может также повредить или потерять один из широковещательных пакетов LS-алгоритма, который он получил. Но узел рассчитывает только собственную таблицу продвижения данных. Остальные узлы сами вычисляют свои таблицы. Это означает, что в алгоритме, основанном на состоянии линий, расчеты маршрутов выполняются в значительной степени раздельно, что предоставляет определенную степень живучести. В случае дистанционно-векторного алгоритма узел может передать другим узлам неверно сосчитанные им значения минимальной стоимости путей. (Такие ситуации встречаются на практике. В 1997 году неисправный маршрутизатор, принадлежащий небольшой компании, занимающейся предоставлением доступа в Интернет, снабжал маршрутизаторы национальной магистрали ошибочной информацией о маршрутах. Это привело к тому, что другие маршрутизаторы завалили трафиком неисправный маршрутизатор, в результате большие фрагменты Интернета в течение нескольких часов были отрезаны.) Обратите внимание, что в дистанционно-векторном алгоритме на каждой итерации результаты вычислений узла непосредственно передаются соседнему узлу, а затем на следующей итерации они попадают к соседу соседа и т. д. Таким образом, в дистанционно-векторном алгоритме некорректно вычисленные данные могут распространиться по всей сети.
Читать далее »

Обсуждавшегося выше сценария со счетом до бесконечности (см. рис. 4.9) можно избежать, если использовать метод, называемый обратной коррекцией, или «отравлением» обратного пути (poisoned reverse). Идея этого метода проста — если узел Z направляет пакеты узлу X через узел У, тогда узел Z объявит узлу Y, что его (узла Z) расстояние до узла X равно бесконечности. Узел Z будет продолжать говорить узлу Y эту «маленькую ложь» до тех пор, пока узел Z направляет пакеты узлу X через узел Y. Поскольку узел Y полагает, что у узла Z нет пути к узлу X, узел Уникогда не станет пытаться посылать пакеты узлу X через узел Z, пока узел Z продолжает посылать пакеты узлу X через узел Y (и лгать о том, что у него нет пути к узлу X).
Читать далее »

Рассмотрим сначала случай, в котором все посланные в группу рассылки пакеты направляются по одному и тому же общему дереву группы независимо от отправителя. В этом случае проблема групповой маршрутизации кажется довольно простой: нужно построить дерево, связывающее все маршрутизаторы сети, присоединенные хосты которых являются членами данной группы рассылки. На рис. 4.48 (слева) одно из возможных деревьев группы показано жирными линиями.
Читать далее »